Linux核心筆記009 - 中斷、異常、陷阱、Bottom half、訊號

jmpcall發表於2020-09-18
Linux筆記
1. 中斷本質：儲存當前執行現場+觸發指令跳轉

    記得剛學習C語言時，只要找個包含if語句的程式，然後透過理解整個程式執行到這條語句時，發生了什麼，自然就明白if語句的作用了。同樣，為了理解"中斷"的含義，我特別建議站在可以看見整個系統的角度，去看出現中斷時，整個系統這個"大程式"是如何執行的。

    時鐘中斷（硬體觸發，對於軟體是被動的）、異常（軟體缺頁、除0bug等情況無意觸發）、陷阱（軟體顯式執行int指令觸發）出現時，都會穿過一道"門"，跳轉到核心在"門"中設定的指令地址處執行，所以它們本質上和執行jmp、call、rte等跳轉指令一樣，都是打斷"大程式"的順序執行，跳轉到指定的指令處執行，只不過在跳轉前，CPU硬體層還會做一些額外的操作。

    中斷、異常、陷阱相互之間，只在兩點上稍有區別（根據本篇筆記稍後的內容，可以明白為什麼需要這些區別）：

    ① 緊接著中斷的發生，硬體層是否關閉該型別的中斷；

    ② 穿過"門"的時候，CPL/RPL許可權檢查的邏輯。

    中斷型別（中斷/異常/陷阱）的區別，在於觸發的形式不同，而"門"型別（中斷門/陷阱門/呼叫門/任務門）的區別，在於穿過"門"時，硬體層執行的動作不同（主要有DPL檢查邏輯、壓棧內容、返回指令的位置）。Linux幾乎只使用了中斷門和陷阱門，外設觸發的是中斷門，CPU本身的異常和int指令，觸發的都是陷阱門：
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2. 外設通用中斷（使用中斷門）

  • 中斷過程分析
        Linux核心筆記008已經介紹過，i386的系統結構支援256箇中斷向量，0~19號"門"，必須按照CPU的硬體規範進行設定，其餘的"門"由核心自行使用。其中，Linux核心選擇使用80號"門"實現系統呼叫功能，用於提供給應用層程式，透過執行int指令，切換到核心態，而將從0x20號開始的其它223個"門"，設計成了通用中斷通道，用於提供給外設使用。有了外設通用中斷通道，中斷控制器監測到某個外設的某個動作時，向CPU傳送中斷訊號後，CPU硬體層的邏輯，會自動且原子的執行一組指令，進行棧的切換（如果執行級別改變）和部分暫存器的壓棧操作（見下圖），並穿過相應的"門"，跳轉到IRQ0xXX_interrupt程式碼處執行（見以下程式碼片段[code1]、[code2]、[code3]）。
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[code1]arch/i386/kernel/i8259.c，36~51：
BUILD_COMMON_IRQ()    // 展開得到：common_interrupt程式碼塊定義（見[code3]）

// ③ 展開得到16個程式碼塊的定義：IRQ0x00_interrupt~IRQ0x0f_interrupt（見[code2]）
#define BI(x,y) \
	BUILD_IRQ(x##y)

// ② 展開得到：BUILD_IRQ(0x00)~BUILD_RIQ(0x0f)
#define BUILD_16_IRQS(x) \
	BI(x,0) BI(x,1) BI(x,2) BI(x,3) \
	BI(x,4) BI(x,5) BI(x,6) BI(x,7) \
	BI(x,8) BI(x,9) BI(x,a) BI(x,b) \
	BI(x,c) BI(x,d) BI(x,e) BI(x,f)

// ① 展開得到：BI(0x0,0)~BI(0x,f)
/*
 * ISA PIC or low IO-APIC triggered (INTA-cycle or APIC) interrupts:
 * (these are usually mapped to vectors 0x20-0x2f)
 */
BUILD_16_IRQS(0x0)
[code2]include/asm-i386/hw_irq.h，172~178：
// 所有的IRQ0xXX_interrupt，都將(xx-256)壓入棧中，然後跳轉到common_interrupt處執行
#define BUILD_IRQ(nr) \
asmlinkage void IRQ_NAME(nr); \
__asm__( \
"\n"__ALIGN_STR"\n" \
SYMBOL_NAME_STR(IRQ) #nr "_interrupt:\n\t" \
	"pushl $"#nr"-256\n\t" \
	"jmp common_interrupt");
[code3]include/asm-i386/hw_irq.h，152~160： 
/*
 * ① SAVE_ALL：向棧中壓入一個struct pt_regs結構資料
 * ② pushl $ret_from_intr，向棧中壓入ret_from_intr指令地址
 * ③ jmp到do_IRQ()函式，注意不是call，所以步驟②壓入的指令地址，對於do_IRQ()函式來說，是返回地址 !!
 *   do_IRQ()函式原型：asmlinkage unsigned int do_IRQ(struct pt_regs regs)，注意引數型別是一個完整的結構，而不是指標，所以正好是步驟①壓入引數 !!
*/
#define BUILD_COMMON_IRQ() \
asmlinkage void call_do_IRQ(void); \
__asm__( \
	"\n" __ALIGN_STR"\n" \
	"common_interrupt:\n\t" \
	SAVE_ALL \
	"pushl $ret_from_intr\n\t" \
	SYMBOL_NAME_STR(call_do_IRQ)":\n\t" \
	"jmp "SYMBOL_NAME_STR(do_IRQ));

    根據[code1]、[code2]、[code3]三處程式碼，可歸納中斷髮生時的跳轉過程：

IRQ0x00_interrupt           // 程式碼塊
  |- jmp common_interrupt   // 程式碼塊
       |- jmp do_IRQ()      // 函式
    其中，SAVE_ALL執行過後，棧中的內容如下圖所示，同時由於希望do_IRQ()函式返回到ret_from_intr指令處，而不是"jmp $do_IRQ"的下一條指令，所以common_interrupt是將$ret_from_intr壓棧，透過jmp指令"呼叫"do_IRQ()函式，並且在返回地址上面構造的是do_IRQ()函式的引數。

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    進入do_IRQ()函式後，根據IRQ0xXX_interrupt向棧的ORIG_EAX位置壓入的通用中斷號，並遍歷執行irq_desc[regs.orig_eax].action連結串列中的函式：

do_IRQ()
 |- irq = regs.orig_eax & 0xff
 |- spin_lock(&desc->lock)
 |- IRQ_INPROGRESS
 |-  for(;;)
 |    |- IRQ_PENDING
 |    |- handle_IRQ_event()
 |- do_softirq()
    ① spin_lock(&desc->lock)的作用
        中斷門與陷阱門硬體特性的區別是，CPU穿過中斷門時，會自動關閉中斷（將EFLAGS暫存器中的"I"標誌位清零，在該標誌位重新置1之前，硬體層不再響應任何中斷源傳送的中斷訊號），而穿過陷阱門時，則不會。do_IRQ()函式，正是透過中斷門執行到的，雖然當前CPU不會再次透過中斷門執行進來，但其它CPU仍然可以，所以加鎖保證多核之間相互干擾。
    ② IRQ_INPROGRESS、IRQ_PENDING標誌的作用
        根據do_IRQ()的原始碼可以看出，並不是整個函式都是加鎖的，在handle_IRQ_event()呼叫期間，就是unlock的，因為遍歷執行irq_desc[regs.orig_eax].action連結串列中的函式，可能需要花費很長的時間，所以在呼叫之前unlock，可以避免其它CPU也跟著一起白白的等待。但這並不表示handle_IRQ_event()可以由多個核同時執行，相反，核心最終就是要保證handle_IRQ_event()不會被多核同時執行，只是為了避免鎖加的太粗暴而已。
        為了保護handle_IRQ_event()，加了鎖，卻又為了減小核與核之間的競爭，反而又將handle_IRQ_event()放在鎖的範圍之外，總而言之，是不是感覺白白加了個廢鎖？
        其實，這裡是將中斷巢狀轉化成了一個迴圈，或者說是將handle_IRQ_event()的執行"序列化"  。已經有一個CPU正在執行handle_IRQ_event()時，會設定一下IRQ_INPROGRESS標誌，其它CPU此時進入do_IRQ()執行時，發現設定了IRQ_INPROGRESS標誌，就不會也進入handle_IRQ_event()，而是設定一下IRQ_PENDING標誌就返回了，這樣，執行handle_IRQ_event()的CPU，會在for(;;)迴圈中，再次進入handle_IRQ_event()執行。
        在handle_IRQ_event()執行期間，可能有多個核進入do_IRQ()函式設定IRQ_PENDING標誌，也有可能某一個核設定多次，最終都只會再呼叫一次handle_IRQ_event()函式，比如網路卡接收了3個報文，進入do_IRQ()三次，但最終可能只呼叫handle_IRQ_event()一次，同時處理了快取中的3個接收報文。

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    ③ handle_IRQ_event()函式開中斷執行

        EFLAGS暫存器並不能精確控制每道"門"的開關，只能透過一個"I"標誌位，整體開啟/關閉所有"門"，所以從CPU穿過某道中斷門到再次將"I"標誌位置1期間，任何中斷源傳送的中斷訊號，都會丟失，雖然中斷源沒有收到CPU的響應訊號，一般會再次傳送，Linux核心還是透過軟體層的設計，儘量緩解中斷訊號的丟失。其實，不同irq_desc[X].action連結串列中的函式，既然是處理不同的外設中斷，所以訪問的資源一般是相互獨立的，很少會出現競爭的情況，所以Linux核心將是否允許重入handle_IRQ_event()（即正在該函式內部執行時接收到中斷訊號，又要重新從IRQ0xXX_interrupt開始，執行到該函式），留給action開發者選擇。

        比如，如果開發者可以保證，irq_desc[0x00].action連結串列上的函式，與其它action連結串列上的函式，不存在資源競爭，那麼，就可以透過設定actions->flags的SA_INTERRUPT標誌，讓handle_IRQ_event()函式在入口處執行sti指令，快速恢復當前CPU的中斷功能。這樣，由於do_IRQ()在呼叫handle_IRQ_event()前，執行了unlock，所以再次進入do_IRQ()，不會發生死鎖；另外，由於沒有資源競爭，所以交叉執行也不會有任何問題（irq_desc[0x00].action未執行完 -> 執行irq_desc[0x01].action -> 根據中斷時儲存的現場，恢復執行irq_desc[0x00].action）。

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        還有另外一種場景：CPU正在執行0號通用中斷的處理函式，這時又產生了0號通用中斷。其實，這就跟多CPU同時執行同一中斷通道的場景相同， handle_IRQ_event()會被IRQ_INPROGRESS、IRQ_PENDING"序列化"執行，所以也沒有問題：

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        可以看出，選擇中斷門和使用"序列化"設計，對外設中斷進行管理，大大減小了action開發者的負擔，相應也減少了產生bug的根源。

  • Bottom Half
        do_IRQ()執行完handle_IRQ_event()，還會在清空IRQ_INPROGRESS標誌和unlock之後，呼叫do_softirq()函式（比Linux-2.4.0版本老一些的核心中，呼叫的是do_bottom_half()函式）。
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        相對於SA_INTERRUPT標誌，do_softirq()是用於提供給通用中斷使用者，更精細化的選擇"開中斷"執行的範圍。
        這塊邏輯比較繞，直接看圖吧：
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        初始化：
softirq_init()
 |- tasklet_init()  // 初始化bh_task_vec[32]，func成員都指向bh_action()
 |- open_softirq()  // 初始化softirq_vec[32]
     |- softirq_vec[HI_SOFTIRQ].action = tasklet_hi_action()      // HI_SOFTIRQ用於相容老的bottom hafl機制
     |- softirq_vec[TASKLET_SOFTIRQ].action = tasklet_action()    // TASKLET_SOFTIRQ用於新擴充套件的bottom hafl機制
	 |- irq_stat[所有CPU].__softirq_mask的HI_SOFTIRQ、TASKLET_SOFTIRQ位置1，從而每次執行do_softirq()時，就會呼叫tasklet_hi_action()、tasklet_action()

sched_init()        // 別的模組也會根據需要註冊其它bh函式
 |- init_bh(TIMER_BH, timer_bh)
 |- init_bh(TQUEUE_BH, tqueue_bh)
 |- init_bh(IMMEDIATE_BH, immediate_bh)
        這時，再假設CPU0接收到某個中斷訊號，順著整個中斷的響應過程過一遍，就會發現：
        這套設計，是為了將耗時並且不要求在"關中斷"條件下執行的操作，從handle_IRQ_event()->action中"支開"，action完成少量必須在"關中斷"條件下執行的操作後，然後只要透過標記"通知"一下do_softirq()後續需要做什麼，就可以快速恢復中斷功能了。
        其中，HI_SOFTIRQ、TASKLET_SOFTIRQ，是在老版本bottom half機制上又擴充套件的一層邏輯，HI_SOFTIRQ在呼叫到最終的bh_base[X]()之前，必須先經過bh_action()函式，bh_action()函式中做了很嚴格的保護操作，使得多核之間的競爭和中斷丟換更多，同時也對bh函式的實現要求更低，TASKLET_SOFTIRQ相反，核心或驅動開發者，可以根據實際需要和對核心全域性瞭解的程度進行選擇。
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  • 訊號

        中斷/異常：硬體對核心的中斷；
        訊號：核心對應用程式的中斷。

3. 缺頁異常（使用陷阱門，DPL為0）

    跟IRQ0xXX_interrupt型別，直接看程式碼。

arch/i386/kernel/entry.S，410~412：

ENTRY(page_fault)
	pushl $ SYMBOL_NAME(do_page_fault)
	jmp error_code
arch/i386/kernel/entry.S，295~321：
error_code:
	pushl %ds
	pushl %eax
	xorl %eax,%eax
	pushl %ebp
	pushl %edi
	pushl %esi
	pushl %edx
	decl %eax			# eax = -1
	pushl %ecx
	pushl %ebx
	cld
	movl %es,%ecx
	movl ORIG_EAX(%esp), %esi	# get the error code（硬體自動壓入）
	movl ES(%esp), %edi		# get the function address（執行page_fault時壓入）
	movl %eax, ORIG_EAX(%esp)
	movl %ecx, ES(%esp)
	movl %esp,%edx
	pushl %esi			# push the error code（do_page_fault()的error_code引數）
	pushl %edx			# push the pt_regs pointer（do_page_fault()的regs引數）
	movl $(__KERNEL_DS),%edx
	movl %edx,%ds
	movl %edx,%es
	GET_CURRENT(%ebx)
	call *%edi                      # 呼叫do_page_fault()
	addl $8,%esp
	jmp ret_from_exception
    error_code和common_interrupt類似，也是一份公用程式碼，CPU發生各種異常時，最終都會執行到這裡。但是，對比這裡的pushl指令和SAVE_ALL的程式碼，就會發現最開始少了一條"pushl %es"指令，那是因為缺頁異常時，硬體除了將"EFLAGS->CS->EIP"自動壓棧，還會壓入一個導致缺頁異常的錯誤碼（也是棧的這個位置叫ORIG_EAX的原因），核心為了讓中斷、異常的最終處理函式，可以統一使用pt_regs結構，所以還是按照pt_regs結構壓棧，最後再用"movl %es,%ecx"和"movl %ecx, ES(%esp)"兩條指令，將es暫存器的值，存入棧的ES位置處。
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    但是，有些異常沒有更加詳細的錯誤碼，相應的，CPU也不會向棧中多壓個值，為了仍然可以使用error_code處的程式碼，異常入口處，會向棧中補壓一個值，比如：
ENTRY(coprocessor_error)
	pushl $0
	pushl $ SYMBOL_NAME(do_coprocessor_error)
	jmp error_code
arch/i386/mm/fault.c，106：

void do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code)

4. 時鐘中斷（使用中斷門）
    時鐘中斷使用的是0號通用中斷門：
time_init()  // arch/i386/kernel/time.c, 626~706
 |- setup_irq(0, &irq0)  // 向irq_desc[0]註冊action

// arch/i386/kernel/time.c, 547
static struct irqaction irq0 = { timer_interrupt, SA_INTERRUPT, 0, "timer", NULL, NULL};
    對於整個系統這個"大程式"來說，如果沒有時鐘中斷進行強制"跳轉"，任何一個地方死迴圈（包括核心無法預測的應用程式），就會導致整個系統不工作，相反，就始終有回到核心程式碼，排程其它部分執行的機會。

5. 系統呼叫（使用陷阱門，DPL為3）

    跟CPU異常一樣，系統呼叫也是用陷阱門實現：

static void __init set_trap_gate(unsigned int n, void *addr)
{
	_set_gate(idt_table+n,15,0,addr);    // 15: D:1,type:111（陷阱門），DPL: 0
}

static void __init set_system_gate(unsigned int n, void *addr)
{
	_set_gate(idt_table+n,15,3,addr);    // 15: D:1,type:111（陷阱門），DPL: 3
}
    外設中斷和CPU異常時，硬體會忽略DPL檢查，所以異常處理程式對應的"門"，DPL設定為0，是用於防止程式在使用者態穿過該"門"，而系統呼叫正是提供給應用程式呼叫核心的介面，所以DPL設定為3。
    按照書上sethostname()系統呼叫的例子，過一遍：
// int sethostname(cost char *name, size_t len);
00000000 <sethostname>:
0: 89 da                mov %ebx,%edx
2: 8b 4c 24 08          mov 0x8(%esp,1),%ecx  # len 引數
6: 8b 5c 24 04          mov 0x4(%esp,1),%ebx  # name引數
a: b8 4a 00 00 00       mov $0x4a,%eax        # sethostname()函式對應的系統呼叫號
f: cd 80                int $0x80
11: 89 d3               mov %edx,%ebx
13: 3d 01 f0 ff ff      cmp $0xfffff001,%eax       # eax暫存器為核心介面的返回值，負數表示出錯
18: 0f 83 fc ff ff ff   jae 1a <sethostname+0x1a>  # 重定位後，為__syscall_error()函式地址（將exa絕對值儲存到errno，並將eax修改為-1，表示向上層程式返回-1）
1e: c3                  ret
    esp暫存器指向sethostname()函式的棧頂，沿著地址的增加，分別為返回地址、name引數、len引數，但由於系統呼叫會導致CPU執行級別變化，所以核心介面使用的是切換後的棧，所以必須複製到暫存器中傳給核心介面。
    然後，CPU透過80號中斷向量，"跳轉"到system_call程式碼處：
ENTRY(system_call)
	pushl %eax			# save orig_eax，將eax暫存器中的系統呼叫號，壓入系統棧的ORIG_EAX位置（終於看到這個名稱的來歷，外設中斷時儲存中斷號，異常時儲存錯誤碼）
	SAVE_ALL                        # SAVE_ALL最後壓入棧中的ecx、ebx，正好為long sys_sethostname(char *name, int len)的引數，跟外設中斷和異常的處理函式不同，引數不再是struct pt_regs結構
	GET_CURRENT(%ebx)               # 將當前程式的task_struct管理結構的地址，儲存到ebx暫存器（第四章）
	cmpl $(NR_syscalls),%eax
	jae badsys
	testb $0x02,tsk_ptrace(%ebx)	# PT_TRACESYS，如果當前程式被strace除錯工具跟蹤，跳轉到tracesys()執行（暫不關心）
	jne tracesys
	call *SYMBOL_NAME(sys_call_table)(,%eax,4)    # 跳轉到系統呼叫號對應的函式執行，即sys_sethostname()
	movl %eax,EAX(%esp)		# save the return value
ENTRY(ret_from_sys_call)
#ifdef CONFIG_SMP
	movl processor(%ebx),%eax
	shll $CONFIG_X86_L1_CACHE_SHIFT,%eax
	movl SYMBOL_NAME(irq_stat)(,%eax),%ecx		# softirq_active
	testl SYMBOL_NAME(irq_stat)+4(,%eax),%ecx	# softirq_mask
#else
	movl SYMBOL_NAME(irq_stat),%ecx		# softirq_active
	testl SYMBOL_NAME(irq_stat)+4,%ecx	# softirq_mask
#endif
	jne   handle_softirq

################# 以下部分，暫時瞭解即可 #################
ret_with_reschedule:
	cmpl $0,need_resched(%ebx)
	jne reschedule                  # 程式排程（第四章）
	cmpl $0,sigpending(%ebx)
	jne signal_return               # 訊號（第六章）
restore_all:
	RESTORE_ALL

	ALIGN
signal_return:
	sti				# we can get here from an interrupt handler
	testl $(VM_MASK),EFLAGS(%esp)
	movl %esp,%eax
	jne v86_signal_return
	xorl %edx,%edx
	call SYMBOL_NAME(do_signal)    # 執行應用程式中的訊號處理函式
	jmp restore_all
    從system_call入口，最終是進入了sys_sethostname()函式：
sys_sethostname()
 |- copy_from_user()  // 將主機名修改到核心空間，從而所有程式可以看到新的主機名
     |- ..
         |- __copy_user_zeroing()  // 彙編程式碼，建議仔細品一品
    __copy_user_zeroing()程式碼分析：
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    sys_sethostname()的name指標是從使用者態傳過來的，為了確保這個指標沒有指飛，老版本核心是根據當前程式的mm_struct（記錄已使用的虛擬區間，見Linux核心筆記005）進行檢查，但是存在bug的程式碼相比於正常的程式碼，往往很少很少，換句話說，對於絕大多數這種情況，都是白白的做一次低效的檢查。所以，新版本的核心取消了對name指標的合法性檢查，直接使用，如果真的遇到錯誤指標，肯定會觸發缺頁異常進入do_page_fault()函式，就是說對這種情況的處理，可以移到do_page_fault()函式中實現：
// do_page_fault()函式片段
no_context:
	/* Are we prepared to handle this kernel fault?  */
	if ((fixup = search_exception_table(regs->eip)) != 0) {    // 在"異常表"中，查詢導致異常的那條指令的地址（__copy_user_zeroing()的後面部分程式碼，就是向該表中加入"出錯指令地址-修復地址"對應關係）
		regs->eip = fixup;    // 如果找到了，修改異常程式的eip，讓它跳轉到修復地址執行（否則回到原指令，又會觸發缺頁異常）
		return;
	}
        ...
do_sigbus:
	...

	/* Kernel mode? Handle exceptions or die */
	if (!(error_code & 4))    // 在核心態發生的缺頁異常
		goto no_context;
	return;
    這樣，再回到__copy_user_zeroing()看黑色字型的註釋，就很容易理解了，gcc會將程式中.section屬性指定的內容，新增到elf編譯檔案中的相應段中，執行時，由ld載入到記憶體作為"異常表"。除了__copy_user_zeroing()函式，SAVE_ALL中和iret指令也可能因為同樣的原因，發生缺頁異常，書中都已經解釋了原因，筆記中就不一一搬過來了。

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