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移除书签内核初始化 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 32extern 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_arrayearly_idt_handlers:i = 0.rept NUM_EXCEPTION_VECTORS.if (EXCEPTION_ERRCODE_MASK >> i) & 1pushq $0.endifpushq $ijmp early_idt_handler_commoni = 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 $0x0ffffffff81fe5002: 6a 00 pushq $0x0ffffffff81fe5004: e9 17 01 00 00 jmpq ffffffff81fe5120 <early_idt_handler_common>ffffffff81fe5009: 6a 00 pushq $0x0ffffffff81fe500b: 6a 01 pushq $0x1ffffffff81fe500d: e9 0e 01 00 00 jmpq ffffffff81fe5120 <early_idt_handler_common>ffffffff81fe5012: 6a 00 pushq $0x0ffffffff81fe5014: 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,%rspINTERRUPT_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 %raxpushq %rcxpushq %rdxpushq %rsipushq %rdipushq %r8pushq %r9pushq %r10pushq %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 10fGET_CR2_INTO(%rdi)call early_make_pgtableandl %eax,%eaxjz 20f
如果向量号不是 #PF ，那么就恢复通用寄存器：
popq %r11popq %r10popq %r9popq %r8popq %rdipopq %rsipopq %rdxpopq %rcxpopq %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。
如果你有任何问题或建议，请在twitter上联系我 0xAX，或者通过邮件与我沟通，还可以新开issue。
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。
