Linux 中断机制（一）之中断和异常

一、什么是中断

1、概述

中断（interrupt）是指在 CPU 正常运行期间，由外部或内部事件引起的一种机制。当中断发生时，CPU 会停止当前正在执行的程序，并转而执行触发该中断的中断处理程序。处理完中断处理程序后，CPU 会返回到中断发生的地方，继续执行被中断的程序。中断机制允许 CPU 在实时响应外部或内部事件的同时，保持对其他任务的处理能力。

中断的流程图如下：

2、中断的分类

中断通常被定义为一个事件，该事件改变处理器执行的指令顺序。这样的事件与 CPU 芯片内外部硬件电路产生的电信号相对应。

中断通常分为同步（synchronous）中断和异步（asynchronous）中断：

同步中断是当指令执行时由 CPU 控制单元产生的，之所以称为同步，是因为只有在一条指令终止执行后CPU才会发出中断；
异步中断是由其他硬件设备依照 CPU 时钟信号随机产生的。

在 Intel 微处理器手册中,把同步和异步中断分别称为异常（exception）和中断（interrupt）我们也采用这种分类，当然有时我们也用术语“中断信号”指这两种类型(同步及异步)。

二、中断和异常

1、中断和异常

Intel 文档把中断和异常分为以下几类：

中断：
- 可屏蔽中断（maskabie interrupt）
  I/O 设备发出的所有中断请求（IRQ）都产生可屏蔽中断。可屏蔽中断可以处于两种状态：屏蔽的（masked）或非屏蔽的（unmasked），一个屏蔽的中断只要还是屏蔽的，控制单元就忽略它。要根据中断允许标志的设置来判断 CPU 是否能响应中断请求。
- 非屏蔽中断（nonmakable interrupt）
  只有几个危急事件（如硬件故障）才引起非屏蔽中断。非屏蔽中断总是由 CPU 辨认。不受中断允许标志的影响，不能用软件进行屏蔽。
  可屏蔽的中断可以被阻塞，使用 x86_64 的指令 sti 和 cli。这两个指令修改了在中断寄存器中的 IF 标识位。 sti 指令设置 IF 标识，cli 指令清除这个标识。不可屏蔽的中断总是被报告。通常，任何硬件上的失败都映射为不可屏蔽中断。我们可以在 Linux 内核代码中找到这两个指令的使用：

static inline void native_irq_disable(void)
{
        asm volatile("cli": : :"memory");
}

static inline void native_irq_enable(void)
{
        asm volatile("sti": : :"memory");
}

异常：
1. 处理器探测异常（processor-detected exception）
  当 CPU 执行指令时探测到的一个反常条件所产生的异常。可以进一步分为三组，这取决于 CPU 控制单元产生异常时保存在内核态堆栈 eip 寄存器中的值。
  - 故障（fault）
    通常可以纠正：一旦纠正，程序就可以在不失连贯性的情况下重新开始。保存在 eip 中的值是引起故障的指令地址。因此，当异常处理程序终止时，那条指令会被重新执行。
  - 陷阱（trap）
    在陷阱指令执行后立即报告；内核把控制权返回给程序后就可以继续它的执行而不失连贯性。保存在 eip 中的值是一个随后要执行的指令地址。只有当没有必要重新执行已终止的指令时，才触发陷阱。陷阱的主要用途是为了调试程序。在这种情况下，中断信号的作用是通知调试程序一条特殊指令已被执行（例如到了一个程序内的断点）。一旦用户检查到调试程序所提供的数据，它就可能要求被调试程序从下一条指令重新开始执行。
  - 异常中止（abort）
    发生一个严重的错误：控制单元出了问题，不能在 eip 寄存器中保存引起异常的指令所在的确切位置。异常中止用于报告严重的错误，如硬件故障或系统表中无效的值或不一致的值。由控制单元发送的这个中断信号是紧急信号，用来把控制权切换到相应的异常中止处理程序，这个异常中止处理程序除了强制受影响的进程终止外，没有别的选择。
2. 编程异常（programmed exception）
  在编程者发出请求时发生。是由 int 或 int3 指令触发的，当 into（检查溢出）和 bound（检查地址出界）指令检查的条件不为真时，也引起编程异常。控制单元把编程异常作为陷阱来处理。编程异常通常也叫做软中断（sofware interrupt）这样的异常有两种常用的用途：执行系统调用及给调试程序通报一个特定的事件。

每个中断和异常是由 0~255 之间的一个数来标识。因为一些未知的原因，Intel 把这个 8 位的无符号整数叫做一个向量（vector）。非屏蔽中断的向量和异常的向量是固定的，而可屏蔽中断的向量可以通过对中断控制器的编程来改变。

中断和异常的区别：中断是由硬件引起的；异常则发生在编程失误而导致错误指令，或者在执行期间出现特殊情况必须要靠内核来处理的时候（比如缺页）。

2、中断的上下部

中断的执行需要快速响应，但并不是所有中断都能迅速完成。此外， Linux 中的中断不支持嵌套，意味着在正式处理中断之前会屏蔽其他中断，直到中断处理完成后再重新允许接收中断，如果中断处理时间过长，将会引发问题。

这里以炒菜的过程中接电话进行举例：当你正在炒菜的时候，菜正在锅里翻炒着。突然，你的手机响起，打破了你正常的炒菜流程，接电话的时间很短并不会对炒菜产生很大的影响，而接电话的时候可能就有问题了，因为菜可能会因为没来得及翻面而炒糊了。

为了让系统可以更好地处理中断事件，提高实时性和响应能力，将中断服务程序划分为上下文两部分：

上半部：上半部是中断处理函数的一部分，它主要处理一些紧急且需要快速响应的任务。中断上文的特点是执行时间较短，旨在尽快完成对中断的处理。这些任务可能包括保存寄存器状态、更新计数器等，以便在中断处理完成后能够正确地返回到中断前的执行位置。
上半部的执行是在中断上下文中进行的，它运行在中断服务例程（ISR）所在的内核线程上下文中，而不是用户进程的上下文中。因此，上半部的执行是在中断被触发时立即执行的，不会被其他中断打断。
下半部是中断处理函数的另一部分，它相对于上半部来说是延迟执行的。下半部的目的是在中断被触发后，尽快将一些不紧急或者耗时的处理工作延后执行，以减轻上半部的负担，从而使中断处理更加高效。
下半部的执行是在非中断上下文中进行的，它不会被其他中断打断，并且可以访问用户空间的内存。下半部的执行可以在任意时刻进行，但是需要注意的是，下半部执行的时间越长，会导致中断延迟更长，从而影响系统的响应性能。下半部一般包括以下几种形式：
- 内核线程：创建一个新的内核线程来执行一些独立于中断的任务。
- 任务队列：将需要执行的任务放入任务队列中，由内核调度器来选择适当的时机执行。
- 工作队列：类似于任务队列，但是工作队列可以绑定到某个 CPU，以提高处理效率。

3、异常

80x86 微处理器发布了大约 20 种不同的异常（依赖于体系结构）。内核必须为每种常提供一个专门的异常处理程序。对于某些异常，CPU 控制单元在开始执行异常处理程序前会产生一个硬件出错码（hardware error code)，并且压入内核态堆栈。

下面的列表给出了在 80x86 处理器中可以找到的异常的向量、名字、类型及其简单描述。更多的信息可以在 Intel 的技术文挡中找到。

0：“Divide error”(故障)
当一个程序试图执行整数被 0 除操作时产生。
1：“Debug”(陷阱或故障)
产生于：
- 设置 eflags 的 TF 标志时（对于实现调试程序的单步执行是相当有用的）；
- 一条指令或操作数的地址落在一个活动 debug 寄存器的范围之内。
2：未用
为非屏蔽中断保留（利用 NMI 引脚的那些中断）。
3：“Breakpoint”(陷阱)
由 int3（断点）指令（通常由 debugger 插入）引起。
4：“Overflow”(陷阱)
当 eflags 的 OF（overflow）标志被设置时，into（检查溢出）指令被执行。
5：“Bounds check"(故障)
对于有效地址范围之外的操作数，bound（检查地址边界）指令被执行。
6：“Invalid opcode"(故障)
CPU 执行单元检测到一个无效的操作码（决定执行操作的机器指令部分）
7：“Device not available”(故障)
随着 cr0 的 TS 标志被设置，ESCAPE、MMX 或 XMM 指令被执行。
8：“Double fault”(异常中止)
正常情况下，当 CPU 正试图为前一个异常调用处理程序时，同时又检测到一个异常，两个异常能被串行地处理。然而，在少数情况下，处理器不能串行地处理它们因而产生这种异常。
9：“Coprocessor segment overrun”(异常中止)
因外部的数学协处理器引起的问题（仅用于 80386 微处理器）。
10：“Invalid TSS”(故障)
CPU 试图让一个上下文切换到有无效的 TSS 的进程。
11：“Segment not present”(故障)
引用一个不存在的内存段（段描述符的 Segment-Present 标志被清0）。
12：“Stack segment fault”(故障)
试图超过栈段界限的指令，或者由 ss 标识的段不在内存
13：“General protection”(故障)
违反了 80x86 保护模式下的保护规则之一。
14：“Page fault”(故障)
寻址的页不在内存，相应的页表项为空，或者违反了一种分页保护机制。
15：由 Intel 保留
16：“Floating point error”(故障)
集成到 CPU 芯片中的浮点单元用信号通知一个错误情形，如数字溢出，或被 0 除。
17：“Alignment check”(故障)
操作数的地址没有被正确地对齐（例如，一个长整数的地址不是 4 的倍数）。
18：“Machine check”(异常中止)
机器检查机制检测到一个 CPU 错误或总线错误。
19：“SIMD floating point exception"(故障)
集成到 CPU 芯片中的 SSE 或 SSE2 单元对浮点操作用信号通知一个错误情形。

20~31 这些值由 Intel 留作将来开发。如下表所示，每个异常都由专门的异常处理程序来处理，它们通常把一个 Unix 信号发送到引起异常的进程。

编号	异常	异常处理程序	信号
0	Divide error	divide error()	SIGFPE
1	Debug	debug()	SIGTRAP
2	NMI	nmi()	None
3	Breakpoint	int3()	SIGTRAP
4	Overflow	overflow()	SIGSEGV
5	Bounds check	bounds()	SIGSEGV
6	Invalid opcode	invalid_op()	SIGILL
7	Device not available	device_not_available()	None
8	Double fault	doublefault_fn()	None
9	coprocessor segment overrun	coprocessor_segment_overrun()	SIGFPE
10	Invalid TSS	invalid_tss()	SIGSEGV
11	Segment not present	segment_not_present()	SIGBUS
12	Stack exception	stack_segment()	SIGBUS
13	General protection	general_protection()	SIGSEGV
14	Page fault	page_fault()	SIGSEGV
15	Intel reserved	None	None
16	Floating point error	coprocessor_error()	SIGFPE
17	Alignment check	alignment_check()	SIGSEGV
18	Machine check	machine_check()	None
19	SIMD floating point	simd_coprocessor_error()	SIGFPE

4、APIC

前面已经讲了什么是中断，那么中断信号是怎么处理的呢？比如，当我们在键盘上按下一个键的时候，我们下一步期望做什么？操作系统和电脑应该怎么做？做一个简单的假设，每一个物理硬件都有一根连接 CPU 的中断线，设备可以通过它对 CPU 发起中断信号。但是中断信号并不是直接发送给 CPU。在老机器上中断信号发送给 PIC ，它是一个顺序处理各种设备的各种中断请求的芯片。在新机器上，则是高级程序中断控制器（Advanced Programmable Interrupt Controller，APIC）做这件事情。一个 APIC 包括两个独立的设备：

Local APIC：在于每个 CPU 核心中，Local APIC 负责处理特定于 CPU 的中断配置。Local APIC 常被用于管理来自 APIC 时钟（APIC-timer）、热敏元件和其他与 I/O 设备连接的设备的中断。
I/O APIC：提供了多核处理器的中断管理。它被用来在所有的 CPU 核心中分发外部中断。

下图显示了一个多 APIC 系统的结构。一条 APIC 总线把“前端” I/O APIC 连接到本地 APIC。来自设备的 IRQ 线连接到 I/O APIC，因此，相对于本地 APIC，I/O APIC 起路由器的作用。在 Pentium III 和早期处理器的母板上，APIC 总线是一个串行三线总线；从 Pentium 4 开始，APIC 总线通过系统总线来实现。不过，因为 APIC 总线及其信息对软件是不可见的，因此，我们不做进一步的详细讨论。

5、中断描述符表

中断可以在任何时间发生，当一个中断发生时，操作系统必须确保下面的步骤顺序：

内核必须暂停执行当前进程（取代当前的任务）；
内核必须搜索中断处理程序并且转交控制权（执行中断处理程序）；
中断处理程序结束之后，被中断的进程能够恢复执行。

每个中断处理程序的地址都保存在一个特殊的位置，这个位置被称为中断描述符表（Interrupt Descriptor Table，IDT）。处理器使用一个唯一的数字来识别中断和异常的类型，这个数字被称为中断标识码（vector number）。一个中断标识码就是一个 IDT 的标识。中断标识码范围是有限的，从 0 到 255。你可以在 Linux 内核源码中找到下面的中断标识码范围检查代码：

BUG_ON((unsigned)n > 0xFF);

在 Linux 内存管理（二）之GDT与LDT 一文中，我们讲到了 GDT 和 LDT，IDT 的格式与这两种表的格式非常相似，表中的每一项对应一个中断或异常向量，每个向量由 8 个字节组成。因此，最多需要 $256 * 8 = 2048$ 字节来存放 IDT。

idtr CPU寄存器使 IDT 可以位于内存的任何地方，它指定 IDT 的线性基地址及其限制（最大长度）。在允许中断之前，必须用 lidt 汇编指令初始化 idtr。

IDT 包含三种类型的描述符，下图显示了每种描述符中的 64 位的含义。尤其值得注意的是，在 40~43 位的 Type 字段的值表示描述符的类型。

任务门（task gate）
当中断信号发生时，必须取代当前进程的那个进程的 TSS 选择符存放在任务门中。
中断门（interrupt gate）
包含段选择符和中断或异常处理程序的段内偏移量。当控制权转移到一个适当的段时，处理器清 IF 标志，从而关闭将来会发生的可屏蔽中断。
陷阱门（Trap gate）
与中断门相似，只是控制权传递到一个适当的段时处理器不修改 IF 标志。

三、软件实现

中断描述符表使用 gate_desc 的数组描述：

extern gate_desc idt_table[];

gate_desc 定义如下：

#ifdef CONFIG_X86_64
	...
	typedef struct gate_struct64 gate_desc;
	...
#endif

gate_struct64 定义如下：

struct gate_struct64 {
	u16 offset_low;
    u16 segment;
    unsigned ist : 3, zero0 : 5, type : 5, dpl : 2, p : 1;
    u16 offset_middle;
    u32 offset_high;
    u32 zero1;
} __attribute__((packed));

在 x86_64 架构中，每一个活动的线程在 Linux 内核中都有一个很大的栈。这个栈的大小由 THREAD_SIZE 定义，而且与下面的定义相等：

#define PAGE_SHIFT      12
#define PAGE_SIZE       (_AC(1,UL) << PAGE_SHIFT)
...
#define THREAD_SIZE_ORDER       (2 + KASAN_STACK_ORDER)
#define THREAD_SIZE  (PAGE_SIZE << THREAD_SIZE_ORDER)

其中，PAGE_SIZE 是 4096 字节，THREAD_SIZE_ORDER 的值依赖于 KASAN_STACK_ORDER。就像我们看到的，KASAN_STACK 依赖于 CONFIG_KASAN 内核配置参数，它定义如下：

#ifdef CONFIG_KASAN
    #define KASAN_STACK_ORDER 1
#else
    #define KASAN_STACK_ORDER 0
#endif

KASan 是一个运行时内存调试器。所以：

如果 CONFIG_KASAN 被禁用，THREAD_SIZE 是 16384；
如果内核配置选项打开，THREAD_SIZE 的值是 32768。

这块栈空间保存着有用的数据，只要线程是活动状态或者僵尸状态。但是当线程在用户空间的时候，这个内核栈是空的，除非 thread_info 结构在这个栈空间的底部。活动的或者僵尸线程并不是在他们栈中的唯一的线程，与每一个 CPU 关联的特殊栈也存在于这个空间。当内核在这个 CPU 上执行代码的时候，这些栈处于活动状态；当在这个 CPU 上执行用户空间代码时，这些栈不包含任何有用的信息。每一个 CPU 也有一个特殊的 per-cpu 栈。首先是给外部中断使用的 中断栈（interrupt stack）。它的大小定义如下：

#define IRQ_STACK_ORDER (2 + KASAN_STACK_ORDER)
#define IRQ_STACK_SIZE (PAGE_SIZE << IRQ_STACK_ORDER)

或者是 16384 字节。Per-cpu 的中断栈在 x86_64 架构中使用 irq_stack_union 联合描述:

union irq_stack_union {
    char irq_stack[IRQ_STACK_SIZE];
    struct {
        char gs_base[40];
        unsigned long stack_canary;
    };
};

第一个 irq_stack 域是一个 16KB 的数组。然后你可以看到 irq_stack_union 联合包含了一个结构体，这个结构体有两个域：

gs_base：总是指向 irqstack 联合底部的 gs 寄存器。在 x86_64 中， per-cpu 和 stack canary 共享 gs 寄存器。所有的 per-cpu 标志初始值为零，并且 gs 指向 per-cpu 区域的开始。
stack_canary：stack canary 对于中断栈来说是一个用来验证栈是否已经被修改的 栈保护者（stack protector）。gs_base 是一个 40 字节的数组，GCC 要求 stack canary 在被修正过的偏移量上，并且 gs 的值在 x86_64 架构上必须是 40，在 x86 架构上必须是 20。

下面来看 irq_stack_union 的初始化过程。除了 irq_stack_union 的定义，我们可以在arch/x86/include/asm/processor.h 中查看下面的 per-cpu 变量：

DECLARE_PER_CPU(char *, irq_stack_ptr);
DECLARE_PER_CPU(unsigned int, irq_count);

第一个参数 irq_stack_ptr，它是一个指向这个栈顶的指针。第二个参数 irq_count 用来检查 CPU 是否已经在中断栈。irq_stack_ptr 的初始化在 arch/x86/kernel/setup_percpu.c 的 setup_per_cpu_areas 函数中：

void __init setup_per_cpu_areas(void)
{
...
...
#ifdef CONFIG_X86_64
for_each_possible_cpu(cpu) {
    ...
    per_cpu(irq_stack_ptr, cpu) =
            per_cpu(irq_stack_union.irq_stack, cpu) +
            IRQ_STACK_SIZE - 64;
    ...
#endif
...
}

在这个函数里，我们一个一个查看所有 CPU，并且设置 irq_stack_ptr，它等于中断栈的顶减去 64。为什么是 64？见文件 arch/x86/kernel/cpu/common.c 代码如下：

void load_percpu_segment(int cpu)
{
	...
    loadsegment(gs, 0);
	wrmsrl(MSR_GS_BASE, (unsigned long)per_cpu(irq_stack_union.gs_base, cpu));
}

其中 gs 寄存器指向中断栈的栈底：

movl    $MSR_GS_BASE,%ecx
movl    initial_gs(%rip),%eax
movl    initial_gs+4(%rip),%edx
wrmsr

GLOBAL(initial_gs)
.quad    INIT_PER_CPU_VAR(irq_stack_union)

其中 wrmsr 指令从 edx:eax 加载数据到被 ecx 指向的 MSR 寄存器)。在这里 MSR 寄存器是 MSR_GS_BASE，它保存了被 gs 寄存器指向的内存段的基址。edx:eax 指向 initial_gs 的地址，它就是 irq_stack_union 的基址。

我们还知道，x86_64 有一个叫 中断栈表（Interrupt Stack Table，IST）的组件，当发生不可屏蔽中断、双重错误等等的时候，这个组件提供了切换到新栈的功能。这可以到达 7 个 IST per-cpu 入口。其中一些定义如下：

#define DOUBLEFAULT_STACK 1
#define NMI_STACK 2
#define DEBUG_STACK 3
#define MCE_STACK 4

所有被 IST 切换到新栈的中断门描述符都由 set_intr_gate_ist 函数初始化。例如:

set_intr_gate_ist(X86_TRAP_NMI, &nmi, NMI_STACK);
...
set_intr_gate_ist(X86_TRAP_DF, &double_fault, DOUBLEFAULT_STACK);

其中 &nmi 和 &double_fault 定义在 arch/x86/kernel/entry_64.S 中，是中断函数的入口地址：

asmlinkage void nmi(void);
asmlinkage void double_fault(void);


// arch/x86/kernel/entry_64.S
idtentry double_fault do_double_fault has_error_code=1 paranoid=2
...
ENTRY(nmi)
...
END(nmi)

当一个中断或者异常发生时，新的 ss 选择器被强制置为 NULL，并且 ss 选择器的 rpl 域被设置为新的 cpl。旧的 ss、rsp、寄存器标志、cs、rip 被压入新栈。在 64 位模型下，中断栈帧大小固定为 8 字节，所以我们可以得到下面的栈:

+---------------+
|               |
|      SS       | 40
|      RSP      | 32
|     RFLAGS    | 24
|      CS       | 16
|      RIP      | 8
|   Error code  | 0
|               |
+---------------+

如果在中断门中 IST 域不是 0，我们把 IST 读到 rsp 中。
- 如果它关联了一个中断向量错误码，我们再把这个错误码压入栈。
- 如果中断向量没有错误码，就继续并且把虚拟错误码压入栈。
我们必须做以上的步骤以确保栈一致性。接下来我们从门描述符中加载段选择器域到 CS 寄存器中，并且通过验证第 21 位的值来验证目标代码是一个 64 位代码段，例如 L 位在 GDT。
最后我们从门描述符中加载偏移域到 rip 中，rip 是中断处理函数的入口指针。然后中断函数开始执行，在中断函数执行结束后，它必须通过 iret 指令把控制权交还给被中断进程。iret 指令无条件地弹出栈指针（ss:rsp）来恢复被中断的进程，并且不会依赖于 cpl 改变。