LINUX內核隨記(一)——理解中斷(1)

該文章轉載自http://www.cnblogs.com/hustcat/archive/2009/08/11/1543889.html

一直認爲，理解中斷是理解內核的開始。中斷已經遠遠超過僅僅爲外圍設備服務的範疇，它是現代體系結構的重要組成部分。
1、基本輸入輸出方式
現代體系結構的基本輸入輸出方式有三種：
(1)程序查詢：
CPU週期性詢問外部設備是否準備就緒。該方式的明顯的缺點就是浪費CPU資源，效率低下。
但是，不要輕易的就認爲該方式是一種不好的方式(漂亮的女人不一定好，不漂亮的女人通常很可愛)，通常效率低下是由於CPU在大部分時間沒事可做造成的，這種輪詢方式自有應用它的地方。例如，在網絡驅動中，通常接口(Interface)每接收一個報文，就發出一箇中斷。而對於高速網絡，每秒就能接收幾千個報文，在這樣的負載下，系統性能會受到極大的損害。
爲了提高系統性能，內核開發者已經爲網絡子系統開發了一種可選的基於查詢的接口NAPI(代表new API)。當系統擁有一個高流量的高速接口時，系統通常會收集足夠多的報文，而不是馬上中斷CPU。
(2)中斷方式
這是現代CPU最常用的與外圍設備通信方式。相對於輪詢，該方式不用浪費稀缺的CPU資源，所以高效而靈活。中斷處理方式的缺點是每傳送一個字符都要進行中斷，啓動中斷控制器，還要保留和恢復現場以便能繼續原程序的執行，花費的工作量很大，這樣如果需要大量數據交換，系統的性能會很低。
(3)DMA方式
通常用於高速設備，設備請求直接訪問內存，不用CPU干涉。但是這種方式需要DMA控制器，增加了硬件成本。在進行DMA數據傳送之前，DMA控制器會向CPU申請總線控制權，CPU如果允許，則將控制權交出，因此，在數據交換時，總線控制權由DMA控制器掌握，在傳輸結束後，DMA控制器將總線控制權交還給CPU。

2、中斷概述
2.1、中斷向量
X86支持256箇中斷向量，依次編號爲0~255。它們分爲兩類：
(1)異常，由CPU內部引起的，所以也叫同步中斷，不能被CPU屏蔽；它又分爲Faults(可更正異常，恢復後重新執行)，Traps(返回後執行發生trap指令的後一條指令)和Aborts(無法恢復，系統只能停機)；
(2)中斷，由外部設備引起的。它又分爲可屏蔽中斷(INTR)和非可屏蔽中斷(NMI)。
Linux對256箇中斷向量分配如下：
(1)0~31爲異常和非屏蔽中斷，它實際上被Intel保留。
(2)32~47爲可屏蔽中斷。
(3)餘下的48~255用來標識軟中斷；Linux只用了其中一個，即128(0x80)，用來實現系統調用。當用戶程序執行一條int 0x80時，就會陷入內核態，並執行內核函數system_call()，該函數與具體的架構相關。
2.2、可屏蔽中斷
X86通過兩個級連的8259A中斷控制器芯片來管理15個外部中斷源，如圖所示：

外部設備要使用中斷線，首先要申請中斷號(IRQ)，每條中斷線的中斷號IRQn對應的中斷向量爲n+32，IRQ和向量之間的映射可以通過中斷控制器商端口來修改。X86下8259A的初始化工作及IRQ與向量的映射是在函數init_8259A()(位於arch/i386/kernel/i8259.c)完成的。
CPU通過INTR引腳來接收8259A發出的中斷請求，而且CPU可以通過清除EFLAG的中斷標誌位(IF)來屏蔽外部中斷。當IF=0時，禁止任何外部I/O請求，即關中斷(對應指令cli)。另外，中斷控制器有一個8位的中斷屏蔽寄存器(IMR)，每位對應8259A中的一條中斷線，如果要禁用某條中斷線，相應的位置1即可，要啓用，則置0。
IF標誌位可以使用指令STI和CLI來設置或清除。並且只有當程序的CPL<=IOPL時纔可執行這兩條指令，否則將引起一般保護性異常(通常來說，in，ins，out，outs，cli，sti只有在CPL<=IOPL時才能執行，這些指令稱爲I/O敏感指令)。
以下一些操作也會影響IF標誌位：
   (1)PUSHF指令將EFLAGS內容存入堆棧，且可以在那裏修改。POPF可將已經修改過的內容寫入EFLAGS寄存器。
   (2)任務切換和IRET指令會加載EFLAGS寄存器。因此，可修改IF標誌。
   (3)通過中斷門處理一箇中斷時，IF標誌位被自動清除，從而禁止可盡屏蔽中斷。但是，陷阱門不會復位IF。
2.3、異常及非屏蔽中斷
異常就是CPU內部出現的中斷,也就是說，在CPU執行特定指令時出現的非法情況。非屏蔽中斷就是計算機內部硬件出錯時引起的異常情況。從上圖可以看出，二者與外部I/O接口沒有任何關係。Intel把非屏蔽中斷作爲異常的一種來處理，因此，後面所提到的異常也包括了非屏蔽中斷。在CPU執行一個異常處理程序時，就不再爲其他異常或可屏蔽中斷請求服務，也就是說，當某個異常被響應後，CPU清除EFLAG的中IF位，禁止任何可屏蔽中斷(IF不能禁止異常和非可屏蔽中斷)。但如果又有異常產生，則由CPU鎖存（CPU具有緩衝異常的能力），待這個異常處理完後，才響應被鎖存的異常。我們這裏討論的異常中斷向量在0～31之間，不包括系統調用（中斷向量爲0x80）。

2.4、中斷描述符表
2.4.1、中斷描述符
在實地址模式中，CPU把內存中從0開始的1K字節作爲一箇中斷向量表。表中的每個表項佔四個字節，由兩個字節的段地址和兩個字節的偏移量組成，這樣構成的地址便是相應中斷處理程序的入口地址。但是，在保護模式下，由四字節的表項構成的中斷向量表顯然滿足不了要求。這是因爲，除了兩個字節的段描述符，偏移量必用四字節來表示；要有反映模式切換的信息。因此，在保護模式下，中斷向量表中的表項由8個字節組成，中斷向量表也改叫做中斷描述符表IDT（Interrupt Descriptor Table）。其中的每個表項叫做一個門描述符（gate descriptor），“門”的含義是當中斷髮生時必須先通過這些門，然後才能進入相應的處理程序。門描述符的一般格式如下：

中斷描述符表中可放三類門描述符：
(1)中斷門(Interrupt gate)
其類型碼爲110，它包含一箇中斷或異常處理程序所在的段選擇符和段內偏移。控制權通過中斷門進入中斷處理程序時，處理器清IF標誌，即關中斷，以避免嵌套中斷的發生。中斷門中的DPL（Descriptor Privilege Level）爲0，因此，用戶態的進程不能訪問Intel的中斷門。所有的中斷處理程序都由中斷門激活，並全部限制在內核態。設置中斷門的代碼如下：

//n爲中斷向量號,addr爲中斷處理程序地址，位於arch/i386/kernel/traps.c
void set_intr_gate(unsigned int n, void *addr)
{ //type=14，dpl=0，selector=__KERNEL_CS
_set_gate(idt_table+n,14,0,addr,__KERNEL_CS);
}

Idt_table爲中斷描述符表，其定義位於arch/i386/kernel/traps.c中，如下：

//中斷描述符表
struct desc_struct idt_table[256] __attribute__((__section__(".data.idt"))) = { {0, 0}, };
//描述符結構
struct desc_struct {
unsigned long a,b;
};

(2)陷阱門(Trap gate)
其類型碼爲111,與中斷門類似，其唯一的區別是，控制權通過陷阱門進入處理程序時維持IF標誌位不變，也就是說，不關中斷。其設置代碼如下：

static void __init set_trap_gate(unsigned int n, void *addr)
{
_set_gate(idt_table+n,15,0,addr,__KERNEL_CS);
}

(3)任務門(Task gate)
IDT中的任務門描述符格式與GDT和LDT中的任務門格式相同，含有一個任務TSS段的選擇符，該任務用於處理異常或中斷，Linux用於處理Double fault。其設置代碼如下：

static void __init set_task_gate(unsigned int n, unsigned int gdt_entry)
{
_set_gate(idt_table+n,5,0,0,(gdt_entry<<3));
}

它們各自的格式如下：

此外，在Linux中還有系統門(System gate)，用於處理用戶態下的異常overflow，bound以及系統調用int 0x80；以及系統中斷門(system interrupt gate)，用來處理int3，這樣彙編指令int3就能在用戶態下調用。

static void __init set_system_gate(unsigned int n, void *addr)
{
    _set_gate(idt_table+n,15,3,addr,__KERNEL_CS);
}
//設置系統調用門描述符，在trap.c中被trap_init()調用
set_system_gate(SYSCALL_VECTOR,&system_call);

//設置系統中斷門
static inline void set_system_intr_gate(unsigned int n, void *addr)
{
    _set_gate(idt_table+n, 14, 3, addr, __KERNEL_CS);
}

//位於arch/i386/kernel/traps.c
void __init trap_init(void)
{
set_trap_gate(0,&divide_error);
    set_intr_gate(1,&debug);
    set_intr_gate(2,&nmi);
    //系統中斷門
    set_system_intr_gate(3, &int3); /* int3-5 can be called from all */
    //系統門
    set_system_gate(4,&overflow);
    set_system_gate(5,&bounds);

    set_trap_gate(6,&invalid_op);
    set_trap_gate(7,&device_not_available);
    set_task_gate(8,GDT_ENTRY_DOUBLEFAULT_TSS);
    set_trap_gate(9,&coprocessor_segment_overrun);
    set_trap_gate(10,&invalid_TSS);
    set_trap_gate(11,&segment_not_present);
    set_trap_gate(12,&stack_segment);
    set_trap_gate(13,&general_protection);
    set_intr_gate(14,&page_fault);
    set_trap_gate(15,&spurious_interrupt_bug);
    set_trap_gate(16,&coprocessor_error);
    set_trap_gate(17,&alignment_check);
#ifdef CONFIG_X86_MCE
    set_trap_gate(18,&machine_check);
#endif
    set_trap_gate(19,&simd_coprocessor_error);

    set_system_gate(SYSCALL_VECTOR,&system_call);
}

2.4.2、中斷描述表初始化
中斷描述表的最終初始化是init/main.c中的start_kernel()中完成的

asmlinkage void __init start_kernel(void)
{
//陷阱門初始化
    trap_init();
    //中斷門初始化
    init_IRQ();
    //軟中斷初始化
    softirq_init();
}

中斷門的設置是在init_IRQ()中完成的，如下：

//位於arch/i386/kernel/i8259.c
void __init init_IRQ(void)
{
    //調用init_ISA_irqs
    pre_intr_init_hook();
     //設置中斷門
    for (i = 0; i < (NR_VECTORS - FIRST_EXTERNAL_VECTOR); i++) {
        int vector = FIRST_EXTERNAL_VECTOR + i;
        if (i >= NR_IRQS)
            break;
        //跳過系統調用的向量
        if (vector != SYSCALL_VECTOR)
            set_intr_gate(vector, interrupt[i]);
    }
}

LINUX內核隨記(一)——理解中斷(1)

前端使用 Konva 實現可視化設計器（13）- 折線 - 最優路徑應用【思路篇】

LINUX內核隨記(一)——理解中斷(1)

LINUX內核隨記(一)——計算機中的時間

拒絕磚家忽悠，看清職場真相——對工作的理解

LINUX內核隨記(一)——理解中斷(3)

《C#和NET學習的總結(一）--數據類型》

Mac下配置sublime實現LaTeX

https://yachay.unat.edu.pe/blog/index.php?comment_area=format_blog&comment_component=blog&comment_co

linux以太網驅動總結