内核初始化 第二部分
初期中断和异常处理
在上一个 部分 我们谈到了初期中断初始化。目前我们已经处于解压缩后的Linux内核中了,还有了用于初期启动的基本的 分页 机制。我们的目标是在内核的主体代码执行前做好准备工作。
我们已经在 本章 的 第一部分 做了一些工作,在这一部分中我们会继续分析关于中断和异常处理部分的代码。
我们在上一部分谈到了下面这个循环:
for (i = 0; i < NUM_EXCEPTION_VECTORS; i++)
set_intr_gate(i, early_idt_handler_array[i]);
这段代码位于 arch/x86/kernel/head64.c。在分析这段代码之前,我们先来了解一些关于中断和中断处理程序的知识。
理论
中断是一种由软件或硬件产生的、向CPU发出的事件。例如,如果用户按下了键盘上的一个按键时,就会产生中断。此时CPU将会暂停当前的任务,并且将控制流转到特殊的程序中—— 中断处理程序(Interrupt Handler)。一个中断处理程序会对中断进行处理,然后将控制权交还给之前暂停的任务中。中断分为三类:
- 软件中断 - 当一个软件可以向CPU发出信号,表明它需要系统内核的相关功能时产生。这些中断通常用于系统调用;
- 硬件中断 - 当一个硬件有任何事件发生时产生,例如键盘的按键被按下;
- 异常 - 当CPU检测到错误时产生,例如发生了除零错误或者访问了一个不存在的内存页。
每一个中断和异常都可以由一个数来表示,这个数叫做 向量号
,它可以取从 0
到 255
中的任何一个数。通常在实践中前 32
个向量号用来表示异常,32
到 255
用来表示用户定义的中断。可以看到在上面的代码中,NUM_EXCEPTION_VECTORS
就定义为:
#define NUM_EXCEPTION_VECTORS 32
CPU会从 APIC 或者 CPU 引脚接收中断,并使用中断向量号作为 中断描述符表
的索引。下面的表中列出了 0-31
号异常:
----------------------------------------------------------------------------------------------
|Vector|Mnemonic|Description |Type |Error Code|Source |
----------------------------------------------------------------------------------------------
|0 | #DE |Divide Error |Fault|NO |DIV and IDIV |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|1 | #DB |Reserved |F/T |NO | |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|2 | --- |NMI |INT |NO |external NMI |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|3 | #BP |Breakpoint |Trap |NO |INT 3 |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|4 | #OF |Overflow |Trap |NO |INTO instruction |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|5 | #BR |Bound Range Exceeded|Fault|NO |BOUND instruction |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|6 | #UD |Invalid Opcode |Fault|NO |UD2 instruction |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|7 | #NM |Device Not Available|Fault|NO |Floating point or [F]WAIT |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|8 | #DF |Double Fault |Abort|YES |Ant instrctions which can generate NMI|
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|9 | --- |Reserved |Fault|NO | |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|10 | #TS |Invalid TSS |Fault|YES |Task switch or TSS access |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|11 | #NP |Segment Not Present |Fault|NO |Accessing segment register |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|12 | #SS |Stack-Segment Fault |Fault|YES |Stack operations |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|13 | #GP |General Protection |Fault|YES |Memory reference |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|14 | #PF |Page fault |Fault|YES |Memory reference |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|15 | --- |Reserved | |NO | |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|16 | #MF |x87 FPU fp error |Fault|NO |Floating point or [F]Wait |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|17 | #AC |Alignment Check |Fault|YES |Data reference |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|18 | #MC |Machine Check |Abort|NO | |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|19 | #XM |SIMD fp exception |Fault|NO |SSE[2,3] instructions |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|20 | #VE |Virtualization exc. |Fault|NO |EPT violations |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|21-31 | --- |Reserved |INT |NO |External interrupts |
----------------------------------------------------------------------------------------------
为了能够对中断进行处理,CPU使用了一种特殊的结构 - 中断描述符表(IDT)。IDT 是一个由描述符组成的数组,其中每个描述符都为8个字节,与全局描述附表一致;不过不同的是,我们把IDT中的每一项叫做 门(gate)
。为了获得某一项描述符的起始地址,CPU 会把向量号乘以8,在64位模式中则会乘以16。在前面我们已经见过,CPU使用一个特殊的 GDTR
寄存器来存放全局描述符表的地址,中断描述符表也有一个类似的寄存器 IDTR
,同时还有用于将基地址加载入这个寄存器的指令 lidt
。
64位模式下 IDT 的每一项的结构如下:
127 96
--------------------------------------------------------------------------------
| |
| Reserved |
| |
--------------------------------------------------------------------------------
95 64
--------------------------------------------------------------------------------
| |
| Offset 63..32 |
| |
--------------------------------------------------------------------------------
63 48 47 46 44 42 39 34 32
--------------------------------------------------------------------------------
| | | D | | | | | | |
| Offset 31..16 | P | P | 0 |Type |0 0 0 | 0 | 0 | IST |
| | | L | | | | | | |
--------------------------------------------------------------------------------
31 15 16 0
--------------------------------------------------------------------------------
| | |
| Segment Selector | Offset 15..0 |
| | |
--------------------------------------------------------------------------------
其中:
Offset
- 代表了到中断处理程序入口点的偏移;DPL
- 描述符特权级别;P
- Segment Present 标志;Segment selector
- 在GDT或LDT中的代码段选择子;IST
- 用来为中断处理提供一个新的栈。
最后的 Type
域描述了这一项的类型,中断处理程序共分为三种:
- 任务描述符
- 中断描述符
- 陷阱描述符
中断和陷阱描述符包含了一个指向中断处理程序的远 (far) 指针,二者唯一的不同在于CPU处理 IF
标志的方式。如果是由中断门进入中断处理程序的,CPU 会清除 IF
标志位,这样当当前中断处理程序执行时,CPU 不会对其他的中断进行处理;只有当当前的中断处理程序返回时,CPU 才在 iret
指令执行时重新设置 IF
标志位。
中断门的其他位为保留位,必须为0。下面我们来看一下 CPU 是如何处理中断的:
- CPU 会在栈上保存标志寄存器、
cs
段寄存器和程序计数器IP; - 如果中断是由错误码引起的(比如
#PF
), CPU会在栈上保存错误码; - 在中断处理程序执行完毕后,由
iret
指令返回。
OK,接下来我们继续分析代码。
设置并加载 IDT
我们分析到了如下代码:
for (i = 0; i < NUM_EXCEPTION_VECTORS; i++)
set_intr_gate(i, early_idt_handler_array[i]);
这里循环内部调用了 set_intr_gate
,它接受两个参数:
- 中断号,即
向量号
; - 中断处理程序的地址。
同时,这个函数还会将中断门插入至 IDT
表中,代码中的 &idt_descr
数组即为 IDT
。 首先让我们来看一下 early_idt_handler_array
数组,它定义在 arch/x86/include/asm/segment.h 头文件中,包含了前32个异常处理程序的地址:
#define EARLY_IDT_HANDLER_SIZE 9
#define NUM_EXCEPTION_VECTORS 32
extern const char early_idt_handler_array[NUM_EXCEPTION_VECTORS][EARLY_IDT_HANDLER_SIZE];
early_idt_handler_array
是一个大小为 288
字节的数组,每一项为 9
个字节,其中2个字节的备用指令用于向栈中压入默认错误码(如果异常本身没有提供错误码的话),2个字节的指令用于向栈中压入向量号,剩余5个字节用于跳转到异常处理程序。
在上面的代码中,我们只通过一个循环向 IDT
中填入了前32项内容,这是因为在整个初期设置阶段,中断是禁用的。early_idt_handler_array
数组中的每一项指向的都是同一个通用中断处理程序,定义在 arch/x86/kernel/head_64.S 。我们先暂时跳过这个数组的内容,看一下 set_intr_gate
的定义。
set_intr_gate
宏定义在 arch/x86/include/asm/desc.h:
#define set_intr_gate(n, addr) \
do { \
BUG_ON((unsigned)n > 0xFF); \
_set_gate(n, GATE_INTERRUPT, (void *)addr, 0, 0, \
__KERNEL_CS); \
_trace_set_gate(n, GATE_INTERRUPT, (void *)trace_##addr,\
0, 0, __KERNEL_CS); \
} while (0)
首先 BUG_ON
宏确保了传入的中断向量号不会大于255,因为我们最多只有 256
个中断。然后它调用了 _set_gate
函数,它会将中断门写入 IDT
:
static inline void _set_gate(int gate, unsigned type, void *addr,
unsigned dpl, unsigned ist, unsigned seg)
{
gate_desc s;
pack_gate(&s, type, (unsigned long)addr, dpl, ist, seg);
write_idt_entry(idt_table, gate, &s);
write_trace_idt_entry(gate, &s);
}
在 _set_gate
函数的开始,它调用了 pack_gate
函数。这个函数会使用给定的参数填充 gate_desc
结构:
static inline void pack_gate(gate_desc *gate, unsigned type, unsigned long func,
unsigned dpl, unsigned ist, unsigned seg)
{
gate->offset_low = PTR_LOW(func);
gate->segment = __KERNEL_CS;
gate->ist = ist;
gate->p = 1;
gate->dpl = dpl;
gate->zero0 = 0;
gate->zero1 = 0;
gate->type = type;
gate->offset_middle = PTR_MIDDLE(func);
gate->offset_high = PTR_HIGH(func);
}
在这个函数里,我们把从主循环中得到的中断处理程序入口点地址拆成三个部分,填入门描述符中。下面的三个宏就用来做这个拆分工作:
#define PTR_LOW(x) ((unsigned long long)(x) & 0xFFFF)
#define PTR_MIDDLE(x) (((unsigned long long)(x) >> 16) & 0xFFFF)
#define PTR_HIGH(x) ((unsigned long long)(x) >> 32)
调用 PTR_LOW
可以得到 x 的低 2
个字节,调用 PTR_MIDDLE
可以得到 x 的中间 2
个字节,调用 PTR_HIGH
则能够得到 x 的高 4
个字节。接下来我们来位中断处理程序设置段选择子,即内核代码段 __KERNEL_CS
。然后将 Interrupt Stack Table
和 描述符特权等级
(最高特权等级)设置为0,以及在最后设置 GAT_INTERRUPT
类型。
现在我们已经设置好了IDT中的一项,那么通过调用 native_write_idt_entry
函数来把复制到 IDT
:
static inline void native_write_idt_entry(gate_desc *idt, int entry, const gate_desc *gate)
{
memcpy(&idt[entry], gate, sizeof(*gate));
}
主循环结束后,idt_table
就已经设置完毕了,其为一个 gate_desc
数组。然后我们就可以通过下面的代码加载 中断描述符表
:
load_idt((const struct desc_ptr *)&idt_descr);
其中,idt_descr
为:
struct desc_ptr idt_descr = { NR_VECTORS * 16 - 1, (unsigned long) idt_table };
load_idt
函数只是执行了一下 lidt
指令:
asm volatile("lidt %0"::"m" (*dtr));
你可能已经注意到了,在代码中还有对 _trace_*
函数的调用。这些函数会用跟 _set_gate
同样的方法对 IDT
门进行设置,但仅有一处不同:这些函数并不设置 idt_table
,而是 trace_idt_table
,用于设置追踪点(tracepoint,我们将会在其他章节介绍这一部分)。
好了,至此我们已经了解到,通过设置并加载 中断描述符表
,能够让CPU在发生中断时做出相应的动作。下面让我们来看一下如何编写中断处理程序。
初期中断处理程序
在上面的代码中,我们用 early_idt_handler_array
的地址来填充了 IDT
,这个 early_idt_handler_array
定义在 arch/x86/kernel/head_64.S:
.globl early_idt_handler_array
early_idt_handlers:
i = 0
.rept NUM_EXCEPTION_VECTORS
.if (EXCEPTION_ERRCODE_MASK >> i) & 1
pushq $0
.endif
pushq $i
jmp early_idt_handler_common
i = i + 1
.fill early_idt_handler_array + i*EARLY_IDT_HANDLER_SIZE - ., 1, 0xcc
.endr
这段代码自动生成为前 32
个异常生成了中断处理程序。首先,为了统一栈的布局,如果一个异常没有返回错误码,那么我们就手动在栈中压入一个 0
。然后再在栈中压入中断向量号,最后跳转至通用的中断处理程序 early_idt_handler_common
。我们可以通过 objdump
命令的输出一探究竟:
$ objdump -D vmlinux
...
...
...
ffffffff81fe5000 <early_idt_handler_array>:
ffffffff81fe5000: 6a 00 pushq $0x0
ffffffff81fe5002: 6a 00 pushq $0x0
ffffffff81fe5004: e9 17 01 00 00 jmpq ffffffff81fe5120 <early_idt_handler_common>
ffffffff81fe5009: 6a 00 pushq $0x0
ffffffff81fe500b: 6a 01 pushq $0x1
ffffffff81fe500d: e9 0e 01 00 00 jmpq ffffffff81fe5120 <early_idt_handler_common>
ffffffff81fe5012: 6a 00 pushq $0x0
ffffffff81fe5014: 6a 02 pushq $0x2
...
...
...
由于在中断发生时,CPU 会在栈上压入标志寄存器、CS
段寄存器和 RIP
寄存器的内容。因此在 early_idt_handler
执行前,栈的布局如下:
|--------------------|
| %rflags |
| %cs |
| %rip |
| rsp --> error code |
|--------------------|
下面我们来看一下 early_idt_handler_common
的实现。它也定义在 arch/x86/kernel/head_64.S 文件中。首先它会检查当前中断是否为 不可屏蔽中断(NMI),如果是则简单地忽略它们:
cmpl $2,(%rsp)
je .Lis_nmi
其中 is_nmi
为:
is_nmi:
addq $16,%rsp
INTERRUPT_RETURN
这段程序首先从栈顶弹出错误码和中断向量号,然后通过调用 INTERRUPT_RETURN
,即 iretq
指令直接返回。
如果当前中断不是 NMI
,则首先检查 early_recursion_flag
以避免在 early_idt_handler_common
程序中递归地产生中断。如果一切都没问题,就先在栈上保存通用寄存器,为了防止中断返回时寄存器的内容错乱:
pushq %rax
pushq %rcx
pushq %rdx
pushq %rsi
pushq %rdi
pushq %r8
pushq %r9
pushq %r10
pushq %r11
然后我们检查栈上的段选择子:
cmpl $__KERNEL_CS,96(%rsp)
jne 11f
段选择子必须为内核代码段,如果不是则跳转到标签 11
,输出 PANIC
信息并打印栈的内容。然后我们来检查向量号,如果是 #PF
即 缺页中断(Page Fault),那么就把 cr2
寄存器中的值赋值给 rdi
,然后调用 early_make_pgtable
(详见后文):
cmpl $14,72(%rsp)
jnz 10f
GET_CR2_INTO(%rdi)
call early_make_pgtable
andl %eax,%eax
jz 20f
如果向量号不是 #PF
,那么就恢复通用寄存器:
popq %r11
popq %r10
popq %r9
popq %r8
popq %rdi
popq %rsi
popq %rdx
popq %rcx
popq %rax
并调用 iret
从中断处理程序返回。
第一个中断处理程序到这里就结束了。由于它只是一个初期中段处理程序,因此只处理缺页中断。下面让我们首先来看一下缺页中断处理程序,其他中断的处理程序我们之后再进行分析。
缺页中断处理程序
在上一节中我们第一次见到了初期中断处理程序,它检查了缺页中断的中断号,并调用了 early_make_pgtable
来建立新的页表。在这里我们需要提供 #PF
中断处理程序,以便为之后将内核加载至 4G
地址以上,并且能访问位于4G以上的 boot_params
结构体。
early_make_pgtable
的实现在 arch/x86/kernel/head64.c,它接受一个参数:从 cr2
寄存器得到的地址,这个地址引发了内存中断。下面让我们来看一下:
int __init early_make_pgtable(unsigned long address)
{
unsigned long physaddr = address - __PAGE_OFFSET;
unsigned long i;
pgdval_t pgd, *pgd_p;
pudval_t pud, *pud_p;
pmdval_t pmd, *pmd_p;
...
...
...
}
首先它定义了一些 *val_t
类型的变量。这些类型均为:
typedef unsigned long pgdval_t;
此外,我们还会遇见 *_t
(不带val)的类型,比如 pgd_t
……这些类型都定义在 arch/x86/include/asm/pgtable_types.h,形式如下:
typedef struct { pgdval_t pgd; } pgd_t;
例如,
extern pgd_t early_level4_pgt[PTRS_PER_PGD];
在这里 early_level4_pgt
代表了初期顶层页表目录,它是一个 pdg_t
类型的数组,其中的 pgd
指向了下一级页表。
在确认不是非法地址后,我们取得页表中包含引起 #PF
中断的地址的那一项,将其赋值给 pgd
变量:
pgd_p = &early_level4_pgt[pgd_index(address)].pgd;
pgd = *pgd_p;
接下来我们检查一下 pgd
,如果它包含了正确的全局页表项的话,我们就把这一项的物理地址处理后赋值给 pud_p
:
pud_p = (pudval_t *)((pgd & PTE_PFN_MASK) + __START_KERNEL_map - phys_base);
其中 PTE_PFN_MASK
是一个宏:
#define PTE_PFN_MASK ((pteval_t)PHYSICAL_PAGE_MASK)
展开后将为:
(~(PAGE_SIZE-1)) & ((1 << 46) - 1)
或者写为:
0b1111111111111111111111111111111111111111111111
它是一个46bit大小的页帧屏蔽值。
如果 pgd
没有包含有效的地址,我们就检查 next_early_pgt
与 EARLY_DYNAMIC_PAGE_TABLES
(即 64
)的大小。EARLY_DYNAMIC_PAGE_TABLES
它是一个固定大小的缓冲区,用来在需要的时候建立新的页表。如果 next_early_pgt
比 EARLY_DYNAMIC_PAGE_TABLES
大,我们就用一个上层页目录指针指向当前的动态页表,并将它的物理地址与 _KERPG_TABLE
访问权限一起写入全局页目录表:
if (next_early_pgt >= EARLY_DYNAMIC_PAGE_TABLES) {
reset_early_page_tables();
goto again;
}
pud_p = (pudval_t *)early_dynamic_pgts[next_early_pgt++];
for (i = 0; i < PTRS_PER_PUD; i++)
pud_p[i] = 0;
*pgd_p = (pgdval_t)pud_p - __START_KERNEL_map + phys_base + _KERNPG_TABLE;
然后我们来修正上层页目录的地址:
pud_p += pud_index(address);
pud = *pud_p;
下面我们对中层页目录重复上面同样的操作。最后我们利用 In the end we fix address of the page middle directory which contains maps kernel text+data virtual addresses:
pmd = (physaddr & PMD_MASK) + early_pmd_flags;
pmd_p[pmd_index(address)] = pmd;
到此缺页中断处理程序就完成了它所有的工作,此时 early_level4_pgt
就包含了指向合法地址的项。
小结
本书的第二部分到此结束了。
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接下来我们将会看到进入内核入口点 start_kernel
函数之前剩下所有的准备工作。