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X86 linux异常处理与Ipipe接管中断/异常

2024-05-09 20
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简介： 本文讲述了X86平台上Xenomai的ipipe如何接管中断处理。首先回顾了X86中断处理机制，包括IDT（中断描述符表）的工作原理和中断处理流程。接着详细介绍了Linux中中断门的初始化，包括门描述符的结构、中断门的定义和填充，以及IDT的加载。在异常处理部分，文章讲解了早期异常处理和start_kernel阶段的异常向量初始化。最后，讨论了APIC和SMP中断在IDT中的填充，以及剩余中断的统一处理。文章指出，ipipe通过在中断入口处插入`__ipipe_handle_irq()`函数，实现了对中断的拦截和优先处理，确保了实时性。

[TOC]

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X86 ipipe接管中断/异常

本文主要讲述X86 下xenomai ipipe是如何接管中断的，关于异常将会放到双核异常处理介绍。

一、回顾

上篇文章（X86中断/异常与APIC）我们详细介绍了X86平台中断处理机制：

X86平台有256个中断向量，表示256个异常或中断，前32个vector为处理器保留用作异常处理，从32到255的vector编号被指定为用户定义的中断，不被处理器保留。 这些中断通常分配给外部I / O设备（部分固定为APIC中断，如LAPIC Timer、温度中断等），以使这些设备能够将中断发送到处理器，每个vector用一个门描述符来表示，也称为中断门，其结构入下。

idt-64

描述符大小为128位，其主要保存了段选择符、权限和中断处理程序入口地址。在计算机的内存里，会保存一个中断描述符表(IDT)，共256项。为了直接定位中断描述符表，每个CPU都有个特殊的寄存器IDTR来保存IDT的在内存中的位置。

当CPU收到一个中断/异常后，CPU 执行以下流程：

  1. 读取由IDTR寄存器保存的IDT(中断向量表)中对应的门描述符。CPU将vector乘以16作为偏移地址来找到该vector的中断描述符条目（32位系统是乘以8）。
  2. 从中断门描述符中得到保存的段选择符。
  3. 根据段选择符获取对于的段描述符。
  4. 进行DPL特权级检查。
  5. 切换堆栈。
  6. 压栈保存原来上下文。
  7. 执行IDT中的中断服务程序。
  8. 返回原来上下文。

2021020710205874

(保护模式下的中断处理，图来源：https://blog.csdn.net/qq_39376747/article/details/113736525?spm=1001.2014.3001.5501)

本文从软件的角度，来看Linux中这个流程是怎样的，着重于硬件相关部分，只有这部分涉及ipipe，linux通用的中断子系统不涉及，所以linux通用的中断子系统本文不做描述。

二、X86 linux异常中断处理

1. 中断门及IDT

CPU主要将门分为三种：任务门，中断门，陷阱门。虽然CPU把门描述符分为了三种，但是linux为了处理更多种情况，把门描述符分为了五种，分别为中断门，系统门，系统中断门，陷阱门，任务门；但其存储结构与CPU定义的门不变。门结构如下：

linux中中断门由结构体struct gate_struct描述，如下：

struct idt_bits {
   
   
    u16        ist    : 3,  /*提供切换到新堆栈以进行中断处理的功能*/
            zero    : 5,
            type    : 5,/*IDT条目类型：中断，陷阱，任务门*/
            dpl    : 2,/*描述符权限级别*/
            p    : 1;/*段是否处于内存中*/
} __attribute__((packed));

struct gate_struct {
   
   
    u16        offset_low; /*中断处理程序入口点的偏移低15bit*/
    u16        segment;    /*GDT或LDT中的代码段选择子*/
    struct idt_bits    bits;
    u16        offset_middle;/*中断处理程序入口点的偏移中15bit*/
#ifdef CONFIG_X86_64
    u32        offset_high;/*中断处理程序入口点的偏移高32bit*/
    u32        reserved;
#endif
} __attribute__((packed));

五种门结构可通过宏INTG(_vector, _addr)、SYSG(_vector, _addr)、ISTG(_vector, _addr)、SISTG(_vector, _addr)、TSKG(_vector, _addr)来初始化。

/*arch\x86\kernel\idt.c*/
#define DPL0        0x0
#define DPL3        0x3

#define DEFAULT_STACK    0

#define G(_vector, _addr, _ist, _type, _dpl, _segment)    \
    {                        \
        .vector        = _vector,        \ 
        .bits.ist    = _ist,            \ 
        .bits.type    = _type,        \
        .bits.dpl    = _dpl,            \
        .bits.p        = 1,            \
        .addr        = _addr,        \
        .segment    = _segment,        \
    }

/* Interrupt gate */
#define INTG(_vector, _addr)                \
    G(_vector, _addr, DEFAULT_STACK, GATE_INTERRUPT, DPL0, __KERNEL_CS)

/* System interrupt gate */
#define SYSG(_vector, _addr)                \
    G(_vector, _addr, DEFAULT_STACK, GATE_INTERRUPT, DPL3, __KERNEL_CS)

/* Interrupt gate with interrupt stack */
#define ISTG(_vector, _addr, _ist)            \
    G(_vector, _addr, _ist, GATE_INTERRUPT, DPL0, __KERNEL_CS)

/* System interrupt gate with interrupt stack */
#define SISTG(_vector, _addr, _ist)            \
    G(_vector, _addr, _ist, GATE_INTERRUPT, DPL3, __KERNEL_CS)

/* Task gate */
#define TSKG(_vector, _gdt)                \
    G(_vector, NULL, DEFAULT_STACK, GATE_TASK, DPL0, _gdt << 3)

linux中vector 0-31、APIC和SMP相关门描述使用这几个宏进行初始化，其余中断门描述符会通过函数set_intr_gate()进行初始化。

static void set_intr_gate(unsigned int n, const void *addr)
{
   
   
    struct idt_data data;

    BUG_ON(n > 0xFF);/*大于255,出错*/

    memset(&data, 0, sizeof(data));
    data.vector    = n;   /*vector*/
    data.addr    = addr; /*中断程序入口地址*/
    data.segment    = __KERNEL_CS;/*内核代码段*/
    data.bits.type    = GATE_INTERRUPT;  //门类型
    data.bits.p    = 1;

    idt_setup_from_table(idt_table, &data, 1, false);/*写入idt_table，不记录到bitmap*/
}

中断描述符表IDT 由数组idt_table[256]描述，用来保存每个CPU的256个Vector的中断门描述符：

/* Must be page-aligned because the real IDT is used in a fixmap. */
gate_desc idt_table[IDT_ENTRIES] __page_aligned_bss; /*IDT_ENTRIES = 256*/

保存中断描述符表地址的特殊寄存器IDTR在Linux代码中使用struct desc_ptr表示：

IDT

struct desc_ptr {
   
   
    unsigned short size;    /*16bit*/
    unsigned long address;    /*32bit*/
} __attribute__((packed)) ;

内核需要将itd_table 存储到IDTR寄存中，中断时CPU才能正确处理，Linux中用定义了一个idt_desc变量来存放全局IDT信息：

struct desc_ptr idt_descr __ro_after_init = {
   
   
    .size        = (IDT_ENTRIES * 2 * sizeof(unsigned long)) - 1,
    .address    = (unsigned long) idt_table,
};

通过指令lidt将 idt_desc保存到IDTR寄存器：

static inline void native_load_idt(const struct desc_ptr *dtr)
{
   
   
    asm volatile("lidt %0"::"m" (*dtr));
}

2. 初始化门描述符

中断向量表中保存的是中断和异常描述符。我们知道，内核需要经过多个阶段才完成启动。在启动过程中，也会产生一些异常，这些异常辅助完成内核启动工作，所以各个阶段的中断异常函数是不同的，这主要分为4个部分,1-3部门为各个启动阶段异常和陷阱的描述符（vector 0-31），第4部分为中断描述符初始化（vector 32-255）：

第一部分：引导程序结束后，进入head_64.s后，start_kernel()执行之前的early(早期)阶段产生的异常处理，主要是处理page_fault。

第二部分：start_kernel()执行过程中，cpu_init()准备TSS段前，此时异常处理堆栈还为准备好，填充DEFAULT_STACK 上运行的早期陷阱门，有debug、page_fault、int3。

第三部分：以上关于异常和陷阱的描述符只是临时填充使用，最终的异常描述符将在trap_init()中完整初始化，填充每个CPU完整的异常处理gate，cpu_init()会设置每个CPU的idtr寄存器。

第四部分： 中断描述符初始化，包含SMP、APIC中断。

2.1 早期异常处理

在x86_64_start_kernel()函数中，进入通用和独立于体系结构的内核代码之前，做的最后一个工作就是填充early_idt_handle,填充函数为 idt_setup_early_handler()。

void __init idt_setup_early_handler(void)
{
   
   
    int i;

    for (i = 0; i < NUM_EXCEPTION_VECTORS; i++)
        set_intr_gate(i, early_idt_handler_array[i])
#ifdef CONFIG_X86_32
    for ( ; i < NR_VECTORS; i++)
        set_intr_gate(i, early_ignore_irq);
#endif
    load_idt(&idt_descr);
}
/*arch\x86\include\asm\segment.h*/
#define NUM_EXCEPTION_VECTORS        32
#define EARLY_IDT_HANDLER_SIZE         9
extern const char early_idt_handler_array[NUM_EXCEPTION_VECTORS][EARLY_IDT_HANDLER_SIZE];

中断向量 0-31的处理程序的入口设置为early_idt_handler_array[vector],set_intr_gate()函数将early_idt_handler_array按IDT条目格式填充到idt_table,中断向量32-255中断处理入口设置为early_ignore_irq。

early_idt_handler_array里面是什么？在哪儿定义？early_idt_handler_array在arch/x86/kernel/entry_64.S中定义，汇编代码循环填充32个中断入口，可以看到这个阶段产生的中断和异常统一由early_idt_handler_common函数处理：

ENTRY(early_idt_handler_array)
    i = 0                                    /*循环初始量*/
    .rept NUM_EXCEPTION_VECTORS             /*循环32*/
    .if ((EXCEPTION_ERRCODE_MASK >> i) & 1) == 0
        UNWIND_HINT_IRET_REGS
        pushq $0    # Dummy error code, to make stack frame uniform
    .else
        UNWIND_HINT_IRET_REGS offset=8
    .endif
    pushq $i        # 72(%rsp) Vector number
    jmp early_idt_handler_common         /*执行中断处理*/
    UNWIND_HINT_IRET_REGS
    i = i + 1
    .fill early_idt_handler_array + i*EARLY_IDT_HANDLER_SIZE - ., 1, 0xcc
    .endr
    UNWIND_HINT_IRET_REGS offset=16
END(early_idt_handler_array)

可以看到使用汇编宏生成32个一样的异常的中断处理程序。

处理流程为 ，如果异常具有错误代码，那么我们什么也不做；如果异常没有错误代码，则将零压入堆栈。 这样做是因为堆栈是统一的。 之后，将vector编号压入堆栈，然后跳转到Early_idt_handler_common，这是目前的阶段所有异常中断的处理程序。

early_idt_handler_array数组每项有九个字节，代表可选的错误代码压栈、vcetor压栈和跳转到Early_idt_handler_common三条指令。 可以在使用objdump util查看：

$ 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_han
dler_common>
ffffffff81fe5009: 6a 00             pushq $0x0
ffffffff81fe500b: 6a 01                pushq $0x1
ffffffff81fe500d: e9 0e 01 00 00     jmpq ffffffff81fe5120 <early_idt_han
dler_common>
ffffffff81fe5012: 6a 00             pushq $0x0
ffffffff81fe5014: 6a 02             pushq $x2
...
...
...

我们知道，CPU在调用中断处理程序之前将寄存器flags、CS和RIP压入堆栈。 因此，在执 early_idt_handler_common之前，堆栈将包含以下数据：

|--------------------|
| %rflags              |
| %cs                |
| %rip               |
| error code         |
| vector number      |<-- %rsp
|--------------------|

现在，让我们看一下early_idt_handler_common具体实现。 它位于相同的arch/x86/kernel/head_64.S汇编文件中。 这里有一个标志位early_recursion_flag，来防止在early_idt_handler_common递归，进入前：

early_idt_handler_common:
    cld
    incl early_recursion_flag(%rip)
    /*通用寄存器保存堆栈上：*/
    pushq %rsi                /* pt_regs->si */
    movq 8(%rsp), %rsi            /* RSI = vector number */
    movq %rdi, 8(%rsp)            /* pt_regs->di = RDI */
    pushq %rdx                /* pt_regs->dx */
    pushq %rcx                /* pt_regs->cx */
    pushq %rax                /* pt_regs->ax */
    pushq %r8                /* pt_regs->r8 */
    pushq %r9                /* pt_regs->r9 */
    pushq %r10                /* pt_regs->r10 */
    pushq %r11                /* pt_regs->r11 */
    pushq %rbx                /* pt_regs->bx */
    pushq %rbp                /* pt_regs->bp */
    pushq %r12                /* pt_regs->r12 */
    pushq %r13                /* pt_regs->r13 */
    pushq %r14                /* pt_regs->r14 */
    pushq %r15                /* pt_regs->r15 */
    UNWIND_HINT_REGS

    cmpq $14,%rsi        /* Page fault? */
    jnz 10f             /*非 page fault*/
    GET_CR2_INTO(%rdi)    /* Can clobber any volatile register if pv */
    call early_make_pgtable /*早期创建页表*/
    andl %eax,%eax
    jz 20f            /* All good */

10:
    movq %rsp,%rdi        /* RDI = pt_regs; RSI is already trapnr */
    call early_fixup_exception /*处理其他异常*/

20:
    decl early_recursion_flag(%rip)
    jmp restore_regs_and_return_to_kernel
END(early_idt_handler_common)

从中断处理程序返回前，我们需要这样做以防止寄存器的错误值。 此后，我们检查向量编号，如果它是Page Fault，则将值从cr2放入rdi寄存器(Page Fault异常会将访问产生异常的地址放到cr2寄存器中），并调用early_make_pgtable处理Page Fault异常。我们只了解异常发生及处理的过程，具体是怎样处理的不关心，所以不再描述。

2.2 start_kernel中的异常向量初始化一

start_kernel()执行过程中，cpu_init()准备TSS段前，setup_arch()中首先将debug（vector 1）、breakpoint（vector 3）、Page Fault（vector 14）异常处理条目添加到idt_table。

void __init idt_setup_early_traps(void)
{
   
   
    idt_setup_from_table(idt_table, early_idts, ARRAY_SIZE(early_idts),
                 true);
    load_idt(&idt_descr);
}

static const __initconst struct idt_data early_idts[] = {
   
   
    INTG(X86_TRAP_DB,        debug),
    SYSG(X86_TRAP_BP,        int3),
#ifdef CONFIG_X86_32
    INTG(X86_TRAP_PF,        page_fault),
#endif
};

根据异常使用的中断堆栈、特权级别、中断类型不一样使用不同的宏进行定义异常处理条目,当前堆栈还没准备好，使用DEFAULT_STACK：

#define DEFAULT_STACK    0
/* Interrupt gate */
#define INTG(_vector, _addr)                \
    G(_vector, _addr, DEFAULT_STACK, GATE_INTERRUPT, DPL0, __KERNEL_CS)

/* System interrupt gate *//*SYSG 代表DPL或特权级别,DPL3*/
#define SYSG(_vector, _addr)                \
    G(_vector, _addr, DEFAULT_STACK, GATE_INTERRUPT, DPL3, __KERNEL_CS)

中断处理函数debug、int3、page_fault在arch\x86\entry\entry_64.S中定义：

/*\arch\x86\entry\entry_64.S*/
idtentry debug            do_debug        has_error_code=0    paranoid=1    trapnr=1
idtentry int3            do_int3            has_error_code=0    trapnr=3
idtentry page_fault        do_page_fault        has_error_code=1    trapnr=14
idtentry stack_segment        do_stack_segment    has_error_code=1    trapnr=12

每个异常处理程序可以由两部分组成。 第一部分是通用部分，所有异常处理程序都相同。 异常处理程序应将通用寄存器保存在堆栈上，如果异常来自用户空间（处于不同特权等级），则应切换到内核堆栈，并将控制权转移到异常处理程序的第二部分。 异常处理程序的第二部分完成某些工作取决于什么异常。 例如，page fault异常处理程序应找到给定地址的虚拟页面，invalid opcode异常处理程序应发送SIGILL信号等。

异常处理程序处理入口使用idtentry宏定义：

.macro idtentry sym do_sym has_error_code:req paranoid=0 shift_ist=-1
ENTRY(\sym)
    ......
END(\sym)
.endm

idtentry是一个宏，有五个参数：

  • sym —使用 .globl name定义全局符号，该符号将是异常处理程序入口点的名称。
  • do_sym—表示异常处理程序的具体处理函数。
  • has_error_code—是否具有中断错误代码，对于如debug和int3等没有提供错误码的异常，idtentry内部伪造一个错误码-1。

最后两个是可选参数：

  • paranoid— 此参数= 1，则切换到特殊堆栈，定义是来自用户空间还是来自异常处理程序，确定的最简单方法是通过判断CS段寄存器中的CPL或当前特权级别。如果等于3，则来自用户空间，如果等于零，则来自内核空间：；
  • shift_ist — 中断期间切换的堆栈

2.3 idtentry宏（DB异常为例）

以早期debug为例,看一下idtentry宏的实现:

idtentry debug do_debug has_error_code=0 paranoid=1 shift_ist=DEBUG_STACK

在早期发生中断之后，当前堆栈将具有以下格式：

如果需要切换到特殊堆栈，检查给定的参数是否正确。

/* Sanity check */
.if \shift_ist != -1 && \paranoid == 0
.error "using shift_ist requires paranoid=1"
.endif

如果中断向量号具有与之相关的错误代码，则将错误代码压入堆栈。对于未提供错误码的异常，伪造一个错误码放入堆栈，不仅是伪造的错误代码。此外，-1还代表无效的系统调用号码，因此不会触发系统调用重新启动逻辑.

    .if \has_error_code == 0 
    pushq    $-1                /* ORIG_RAX: no syscall to restart */
    .endif

检查来自用户空间的中断.ORIRG_RAX宏为120字节。 通用寄存器将占用这120个字节，因为在中断处理期间将所有寄存器存储在堆栈中。

    .if \paranoid < 2
    testb    $3, CS-ORIG_RAX(%rsp)        /* If coming from userspace, switch stacks */
    jnz    .Lfrom_usermode_switch_stack_\@
    .endif

    .if \paranoid
    call    paranoid_entry /**/
    .else
    call    error_entry
    .endif

在这里，我们检查CS中的第一位和第二位。 CS寄存器包含段选择子，其中前两位是RPL。 所有特权级别都是0到3范围内的整数，其中最小的数字对应于最高的特权。 所以如果中断来自内核模式，我们称为paranoid_entry，否则跳转到标签.Lfrom_usermode_switch_stack_\@上。 在paranoid_entry中，我们将所有通用寄存器存储在堆栈中，并在需要时将用户gs切换到内核gs上：

ENTRY(paranoid_entry)
    UNWIND_HINT_FUNC
    cld
    PUSH_AND_CLEAR_REGS save_ret=1
    ENCODE_FRAME_POINTER 8
    movl    $1, %ebx
    movl    $MSR_GS_BASE, %ecx
    rdmsr
    testl    %edx, %edx
    js    1f                /* negative -> in kernel */
    SWAPGS
    xorl    %ebx, %ebx

1:
    SAVE_AND_SWITCH_TO_KERNEL_CR3 scratch_reg=%rax save_reg=%r14
    ret
END(paranoid_entry)

在接下来的步骤中，我们将pt_regs指针指向rdi，如果有错误代码，则将其保存在rsi中，然后从arch / x86 / kernel / traps.c调用中断处理程序-do_debug。 

    movq    %rsp, %rdi            /* pt_regs pointer */

    .if \has_error_code
    movq    ORIG_RAX(%rsp), %rsi        /* get error code */
    movq    $-1, ORIG_RAX(%rsp)        /* no syscall to restart */
    .else
    xorl    %esi, %esi            /* no error code */
    .endif

    .if \shift_ist != -1
    subq    $EXCEPTION_STKSZ, CPU_TSS_IST(\shift_ist)
    .endif

    call    \do_sym /*二级异常处理程序*/

与其他处理程序一样，do_debug也有两个参数：

  • pt_regs-是显示一组CPU寄存器的结构，这些寄存器保存在进程的内存区域中；
  • 错误代码-中断的错误代码。

中断处理程序完成工作后，调用paranoid_exit以恢复堆栈，如果中断来自那里，则打开用户空间并调用iret。 就这样。 当然，这还不是全部:)，但是我们将在有关中断的单独章节中更深入地了解。

/* these procedures expect "no swapgs" flag in ebx */
    .if \paranoid
    jmp    paranoid_exit
    .else
    jmp    error_exit
    .endif

这是早期#DB中断的idtentry宏的一般视图。 所有中断都与此实现类似，并且也使用idtentry进行了定义。

2.4 start_kernel中的异常初始化二-trap_init()

系统中有个used_vectors变量，是一个bitmap，它用于记录中断向量表中哪些中断已经被系统注册和使用，哪些未被注册使用。

ipipe初始化

void __init idt_setup_traps(void)
{
   
   
    idt_setup_from_table(idt_table, def_idts, ARRAY_SIZE(def_idts), true);
}
static const __initconst struct idt_data def_idts[] = {
   
   
    INTG(X86_TRAP_DE,        divide_error),
    INTG(X86_TRAP_NMI,        nmi),
    INTG(X86_TRAP_BR,        bounds),
    INTG(X86_TRAP_UD,        invalid_op),
    INTG(X86_TRAP_NM,        device_not_available),
    INTG(X86_TRAP_OLD_MF,        coprocessor_segment_overrun),
    INTG(X86_TRAP_TS,        invalid_TSS),
    INTG(X86_TRAP_NP,        segment_not_present),
    INTG(X86_TRAP_SS,        stack_segment),
    INTG(X86_TRAP_GP,        general_protection),
    INTG(X86_TRAP_SPURIOUS,        spurious_interrupt_bug),
    INTG(X86_TRAP_MF,        coprocessor_error),
    INTG(X86_TRAP_AC,        alignment_check),
    INTG(X86_TRAP_XF,        simd_coprocessor_error),

#ifdef CONFIG_X86_32
    TSKG(X86_TRAP_DF,        GDT_ENTRY_DOUBLEFAULT_TSS),
#else
    INTG(X86_TRAP_DF,        double_fault),
#endif
    INTG(X86_TRAP_DB,        debug),

#ifdef CONFIG_X86_MCE
    INTG(X86_TRAP_MC,        &machine_check),
#endif

    SYSG(X86_TRAP_OF,        overflow),
#if defined(CONFIG_IA32_EMULATION)
    SYSG(IA32_SYSCALL_VECTOR,    entry_INT80_compat),
#elif defined(CONFIG_X86_32)
    SYSG(IA32_SYSCALL_VECTOR,    entry_INT80_32),
#endif
};

入口函数还是由宏idtentry定义：

idtentry divide_error            do_divide_error            has_error_code=0    trapnr=0
idtentry overflow            do_overflow            has_error_code=0    trapnr=4
idtentry bounds                do_bounds            has_error_code=0    trapnr=5
idtentry invalid_op            do_invalid_op            has_error_code=0    trapnr=6
idtentry device_not_available        do_device_not_available        has_error_code=0    trapnr=7
idtentry double_fault            do_double_fault            has_error_code=1 paranoid=2    trapnr=8
idtentry coprocessor_segment_overrun    do_coprocessor_segment_overrun    has_error_code=0    trapnr=9
idtentry invalid_TSS            do_invalid_TSS            has_error_code=1    trapnr=10
idtentry segment_not_present        do_segment_not_present        has_error_code=1    trapnr=11
idtentry spurious_interrupt_bug        do_spurious_interrupt_bug    has_error_code=0    trapnr=15
idtentry coprocessor_error        do_coprocessor_error        has_error_code=0    trapnr=16
idtentry alignment_check        do_alignment_check        has_error_code=1    trapnr=17
idtentry simd_coprocessor_error        do_simd_coprocessor_error    has_error_code=0    trapnr=19

到这，异常和陷阱已经初始化完毕，内核也已经开始使用新的中断向量表了，BIOS的中断向量表就已经遗弃，不再使用了。至于各种异常具体处理函数过程分析忽略。

2.5 初始中断门描述符

上面内核已经完成异常和陷阱门初始化，下面进行进行中断门的初始化，中断门的初始化也是处于start_kernel()函数中，分为两个部分，分别是early_irq_init()和init_IRQ()。early_irq_init()是第一步的初始化，其工作主要是跟硬件无关的一些初始化，比如一些变量的初始化，分配必要的内存等。init_IRQ()是第二步，其主要就是关于硬件部分的初始化了,其中就会填充剩余的中断门。

2.5.1 IRQ number与HW interrupt ID

IRQ：在PIC和单核时代，irq、vector、pin这个概念的确是合三为一的，irq就是PIC控制器的pin引脚，irq也暗示着中断优先级，例如IRQ0比IRQ3有着更高的优先级。当进入MP多核时代，多核CPU下中断处理带来很多问题（如如何决定哪个中断在哪个核上处理，如何保证各核上中断负载均衡等），为了解决这些问题，vector、pin等概念都从irq中剥离出来，irq不再含有特定体系架构下中断控制器的硬件属性，只是linux内核中对中断的一个通用的软件抽象，与特定硬件解耦，增强其通用性。

在linux kernel中，我们使用下面两个ID来标识一个来自外设的中断：

1、IRQ number。CPU需要为每一个外设中断编号，我们称之IRQ Number。这个IRQ number是一个虚拟的interrupt ID，和硬件无关，仅仅是被CPU用来标识一个外设中断。

2、HW interrupt ID。对于interrupt controller而言，它收集了多个外设的interrupt request line并向上传递，因此，interrupt controller需要对外设中断进行编码。Interrupt controller用HW interrupt ID来标识外设的中断。在interrupt controller级联的情况下，仅仅用HW interrupt ID已经不能唯一标识一个外设中断，还需要知道该HW interrupt ID所属的interrupt controller（HW interrupt ID在不同的Interrupt controller上是会重复编码的）。

这样，CPU和interrupt controller在标识中断上就有了一些不同的概念，但是，对于驱动工程师而言，我们和CPU视角是一样的，我们只希望得到一个IRQ number，而不关系具体是那个interrupt controller上的那个HW interrupt ID。这样一个好处是在中断相关的硬件发生变化的时候，驱动软件不需要修改。因此，linux kernel中的中断子系统需要提供一个将HW interrupt ID映射到IRQ number上来的机制。（来自蜗窝科技）

上面说到的HW interrupt ID即我们说到中断向量vector，上面内核已经完成异常和陷阱门初始化，剩下主要有APIC和SMP中断，硬件连接决定了他们就是固定的vector。

所以仅看下图中填充IDT部分即可，native_init_IRQ处理过程如下；

ipipe初始化

2.5.2 APIC与SMP IDT填充

用与APIC与SMP的vector在arch\x86\kernel\idt.c义如下，中断入口均在rch\x86\entry\entry_64.S使用宏picinterrupt、apicinterrupt2、apicinterrupt3定义：

#ifdef CONFIG_SMP
apicinterrupt3 IRQ_MOVE_CLEANUP_VECTOR        irq_move_cleanup_interrupt    smp_irq_move_cleanup_interrupt
apicinterrupt3 REBOOT_VECTOR            reboot_interrupt        smp_reboot_interrupt
#endif
apicinterrupt LOCAL_TIMER_VECTOR        apic_timer_interrupt        smp_apic_timer_interrupt
apicinterrupt X86_PLATFORM_IPI_VECTOR        x86_platform_ipi        smp_x86_platform_ipi
......
apicinterrupt ERROR_APIC_VECTOR            error_interrupt            smp_error_interrupt
apicinterrupt SPURIOUS_APIC_VECTOR        spurious_interrupt        smp_spurious_interrupt

#ifdef CONFIG_IRQ_WORK
apicinterrupt IRQ_WORK_VECTOR            irq_work_interrupt        smp_irq_work_interrupt
#endif

APIC 和 SMP idt 描述符数组，用INTG宏初始化，只需要把这些项拷贝到IDT表中就行了。

/*arch\x86\kernel\idt.c*/
/*
 * The APIC and SMP idt entries
 */
static const __initconst struct idt_data apic_idts[] = {
   
   
#ifdef CONFIG_SMP
    INTG(RESCHEDULE_VECTOR,        reschedule_interrupt), /*重新调度*/
    INTG(CALL_FUNCTION_VECTOR,    call_function_interrupt),/**/
    INTG(CALL_FUNCTION_SINGLE_VECTOR, call_function_single_interrupt),
    INTG(IRQ_MOVE_CLEANUP_VECTOR,    irq_move_cleanup_interrupt),
    INTG(REBOOT_VECTOR,        reboot_interrupt),
#ifdef CONFIG_IPIPE
    INTG(IPIPE_RESCHEDULE_VECTOR,    ipipe_reschedule_interrupt),
    INTG(IPIPE_CRITICAL_VECTOR,    ipipe_critical_interrupt),
#endif
#endif

#ifdef CONFIG_X86_THERMAL_VECTOR
    INTG(THERMAL_APIC_VECTOR,    thermal_interrupt),
#endif

#ifdef CONFIG_X86_MCE_THRESHOLD
    INTG(THRESHOLD_APIC_VECTOR,    threshold_interrupt),
#endif

#ifdef CONFIG_X86_MCE_AMD
    INTG(DEFERRED_ERROR_VECTOR,    deferred_error_interrupt),
#endif

#ifdef CONFIG_X86_LOCAL_APIC
    INTG(LOCAL_TIMER_VECTOR,    apic_timer_interrupt),
    INTG(X86_PLATFORM_IPI_VECTOR,    x86_platform_ipi),
# ifdef CONFIG_HAVE_KVM
    INTG(POSTED_INTR_VECTOR,    kvm_posted_intr_ipi),
    INTG(POSTED_INTR_WAKEUP_VECTOR, kvm_posted_intr_wakeup_ipi),
    INTG(POSTED_INTR_NESTED_VECTOR, kvm_posted_intr_nested_ipi),
# endif
# ifdef CONFIG_IRQ_WORK
    INTG(IRQ_WORK_VECTOR,        irq_work_interrupt),
# endif
#ifdef CONFIG_X86_UV
    INTG(UV_BAU_MESSAGE,        uv_bau_message_intr1),
#endif
    INTG(SPURIOUS_APIC_VECTOR,    spurious_interrupt),
    INTG(ERROR_APIC_VECTOR,        error_interrupt),
#ifdef CONFIG_IPIPE
    INTG(IPIPE_HRTIMER_VECTOR,    ipipe_hrtimer_interrupt),
#endif
#endif
};
2.5.3 剩余IDT填充

除了APIC和SMP固定的vector外，其余中断的中断入口地址在rq_entries_start内定义，均将vector压入栈后统一调用do_IRQ处理。
该宏定义在arch\x86\entry\entry_64.S中定义，32位系统相应的在entry_32.S中。

    .align 8
ENTRY(irq_entries_start)
    vector=FIRST_EXTERNAL_VECTOR/*定义0x20-0xec个中断*/
    /*NR_VECTORS-FIRST_EXTERNAL_VECTOR个函数入口
    .rept表示循环 236-32 */
    .rept (FIRST_SYSTEM_VECTOR - FIRST_EXTERNAL_VECTOR)
    UNWIND_HINT_IRET_REGS
    pushq    $(~vector+0x80)            /* 压入中断向量号 然后跳转到common_interrupt */
    jmp    common_interrupt
    .align    8  /*8字节对齐*/
    vector=vector+1
    .endr
END(irq_entries_start)

该宏使用rept宏循环创建FIRST_EXTERNAL_VECTOR个中断入口，入口处的指令均为jmp common_interrupt,这些中断全都跳转到common_interrupt处理。common_interrupt处代码如下。

common_interrupt:
    ASM_CLAC
    addq    $-0x80, (%rsp)            /* Adjust vector to [-256, -1] range */
    interrupt do_IRQ
    /* 0(%rsp): old RSP */
ret_from_intr:
    DISABLE_INTERRUPTS(CLBR_ANY)
    TRACE_IRQS_OFF

    LEAVE_IRQ_STACK

    testb    $3, CS(%rsp)
    jz    retint_kernel /*返回内核态*/

    /* Interrupt came from user space */
GLOBAL(retint_user)/*返回用户态*/
    mov    %rsp,%rdi
    call    prepare_exit_to_usermode
retint_user_early:
    TRACE_IRQS_IRETQ

common_interrupt首先判断中断向量号范围，然后由do_IRQ函数去处理中断，接下来就是熟悉的linux中断处理子系统了。

三、linux x86_64中断/异常处理总结

总结X86中断的基本框架，X86 系统中有256个vector，用来识别中断或异常的类型,vector 0-31处理器保留，有固定的用途， 从32到255的vector编号被指定为用户定义的中断，不被处理器保留。 这些中断通常分配给外部I / O设备（部分固定为APIC中断），以使这些设备能够将中断发送到处理器，每个vector的处理程序都保存在一个特殊的位置--IDT（中断描述符表），IDT的基地址保存在寄存器IDTR，在64位x86下IDT是一个16字节描述的数组（32位系统为8字节），当中断发生时CPU将vector乘以16（32位系统是乘以8）来找到IDT中的对应条目idt_data，然后根据条目信息跳转到处理入口执行中断和异常处理。

idt_index-1-m

四、ipipe接管中断处理

上面知道了打补丁前Linux的异常处理流程，可以想到，ipipe要优先处理中断那就不能给linux中断子系统去处理，只能从中断入口去拦截，ipipe也的确是这样做的，打补丁后的入口代码如下：

common_interrupt:
    ASM_CLAC
    addq    $-0x80, (%rsp)            /* Adjust vector to [-256, -1] range */
#ifdef CONFIG_IPIPE
    interrupt __ipipe_handle_irq /*IPIPE中断拦截*/
    testl    %eax, %eax
    jnz    ret_from_intr
    LEAVE_IRQ_STACK
    testb    $3, CS(%rsp)
    jz    retint_kernel_early
    jmp    retint_user_early
#else
    interrupt do_IRQ
#endif
    /* 0(%rsp): old RSP */
ret_from_intr:
    DISABLE_INTERRUPTS(CLBR_ANY)
    TRACE_IRQS_OFF

    LEAVE_IRQ_STACK

    testb    $3, CS(%rsp)
    jz    retint_kernel /*返回内核态*/

    /* Interrupt came from user space */
GLOBAL(retint_user)/*返回用户态*/
    mov    %rsp,%rdi
    call    prepare_exit_to_usermode
retint_user_early:
    TRACE_IRQS_IRETQ

可以看到，启用了CONFIG_IPIPE后中断就不是给do_IRQ()处理了，而是由__ipipe_handle_irq()处理，同样对于APIC中断：

/*
 * APIC interrupts.
 */
#ifdef CONFIG_IPIPE      
.macro apicinterrupt2 num sym
ENTRY(\sym)
    UNWIND_HINT_IRET_REGS
    ASM_CLAC
    pushq    $~(\num)
.Lcommon_\sym:
    interrupt __ipipe_handle_irq /*IPIPE中断拦截*/
    testl    %eax, %eax
    jnz    ret_from_intr
    LEAVE_IRQ_STACK
    testb    $3, CS(%rsp)
    jz    retint_kernel_early
    jmp    retint_user_early
END(\sym)
.endm
.macro apicinterrupt3 num sym do_sym
apicinterrupt2 \num \sym
.endm
#else /* !CONFIG_IPIPE */
.macro apicinterrupt3 num sym do_sym
ENTRY(\sym)
    UNWIND_HINT_IRET_REGS
    ASM_CLAC
    pushq    $~(\num)
.Lcommon_\sym:
    interrupt \do_sym
    jmp    ret_from_intr
END(\sym)
.endm
#endif /* !CONFIG_IPIPE */

除CPU保留的vector 0-31外，均被ipipe插入函数__ipipe_handle_irq()拦截，这是保证xenomai实时性的基础，对于处理器保留的trap vector 0-31，不是由__ipipe_handle_irq()处理，涉及xenomai核与linux核异常处理后面会单独详细说。

ipipe-inter-g-g

接下来分析__ipipe_handle_irq()是怎么实现中断处理的。

int __ipipe_handle_irq(struct pt_regs *regs)
{
   
   
    struct ipipe_percpu_data *p = __ipipe_raw_cpu_ptr(&ipipe_percpu);
    int irq, vector = regs->orig_ax, flags = 0;
    struct pt_regs *tick_regs;
    struct irq_desc *desc;

    if (likely(vector < 0)) {
   
   
        vector = ~vector;
        if (vector >= FIRST_SYSTEM_VECTOR) /*>0xec*/
            irq = ipipe_apic_vector_irq(vector);
        else {
   
   
            desc = __this_cpu_read(vector_irq[vector]);/*获取irq_desc*/
            if (IS_ERR_OR_NULL(desc)) {
   
   
#ifdef CONFIG_X86_LOCAL_APIC
                __ack_APIC_irq();
#endif
    .....
            }
            irq = irq_desc_get_irq(desc);/*获取irq*/
        }
    } else {
   
    /* 软中断*/
        irq = vector;
        flags = IPIPE_IRQF_NOACK;
    }

    ipipe_trace_irqbegin(irq, regs);

    ……

    __ipipe_dispatch_irq(irq, flags);    /*中断分发*/

    ……
    return 1;
}

中断到达哪个CPU就由哪个CPU 调用__ipipe_handle_irq()处理,首先先获取到记录管理该cpu上运行的情况的ipipe_percpu_data（ipipe domian管理），然后取出产生中断的vector，x86架构中，产生中断的vector是存放在寄存器orig_ax中的，然后将vector转换为中断号irq,最后调用__ipipe_dispatch_irq(irq, flags)进行进一步处理，ipipe如何管理和处理中断？ipipeline是怎样在两个内核之间管理中断的？下篇文章会介绍。

参考链接

1. linux inside

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Linux中断异常
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