minos 2.1 中断虚拟化——ARMv8 异常处理

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越往后，交叉的越多，大多都绕不开 ARMv8 的异常处理，所以必须得先了解了解 ARMv8 的异常处理流程

先说一下术语，从手册中的用词来看，在 x86 平台，一般将异常和中断统称为中断，在 ARM 平台，一般将中断和异常统称为异常

异常的流程，可以分为 3 个阶段，“设备”产生异常信号，中断控制器过滤转发异常，OS 处理异常。设备产生异常的部分我们不讨论，后两个阶段需要仔细说道说道，先来看 ARM 的中断控制器。

GIC（Generic Interrupt Controller）

ARM 使用的中断控制叫做 Generic Interrupt Controller，中断控制器主要作用就是转发设备的中断信号，因为外设可能很多，中断信号也很多，不可能每个外设都连一根线与 cpu 相连，所以要有中断控制器来作为中转站

gic 发展到现在有 4 个版本：

上述是手册给出的每个 gic 版本特性，以及对应的 ARM 芯片型号，目前手机端应该用的是 GICv3 居多，qemu 默认使用的似乎是 GICv2。

gicv1 只支持 8 个 PE，PE 是 arm 架构下定义的抽象机器，processing element，可以简单理解为最多支持 8 个 cpu。最多支持 1020 个中断，支持 2 种安全状态，arm 架构一直有个 安全模式，这个我们暂且不提

从 gicv2 开始便在硬件级别支持了虚拟化，有了这个扩展，可以向虚拟机注入中断，也就是向虚拟机发送中断信号

从 gicv3 开始，gic 的架构有了较大的变化，具体的见手册，从 gicv4 开始支持直接投递中断，具体含义后面详细说明，这里只是过过眼，本篇讲述 gicv2 的基本知识

gicv2

中断状态

• inactive：中断处于无效不活跃的状态
• pending：中断处于有效状态，但是 cpu 没有响应该中断，正在 pending 等待被响应中
• active：cpu 正在响应该中断
• active and pending：cpu 正在响应该中断，对应的中断源又发送了一个中断信号

后续代码讲述状态到底是如何转换的

中断类型

• Shared Peripheral Interrupt (SPI) 共享外设中断，中断号为 32~1019，这类中断被共享意思是任何一个 cpu 都可以处理，但最终只会被路由到某一个 cpu。普通的外设中断类型基本都是 SPI
• Private Peripheral Interrupt (PPI) 私有外设中断，中断号为 16~31，一个 CPU 私有外设中断，比如说本地计时器等等，对应着 x86 平台下 lapic 内部中断
• Software-generated interrupt (SGI) 软件中断，也叫做核间中断，是 cpu 向 cpu/cpu组发送中断信号，中断号为 0~15，对应着 x86 平台下的 IPI 中断
• Virtual interrupt，虚拟中断，并不是这个中断是软件模拟的，没有实际物理上的中断信号，而是说一个中断信号发送给了虚拟机

触发方式

edge 边沿触发，level 电平触发

gicv2 架构

gicv2 的总体架构图如上所示，主要分为两部分：

• Distributor，主要作用是收集中断信号，有三个来源分别表示 SGI、PPI、SPI，然后按照一定的规则(寄存器配置)发送给目标 CPU Interface
• Interface，一个 Interface 对应着一个 PE/CPU，Interface 按照一定的规则将中断信号发送给对应的 CPU

gicv2 寄存

Distributor，GICD_xxx 寄存器

有关 Distributor 的寄存器都是以 GICD_xxx 开头

主要寄存器如上所示，具体含义见手册，这里我就不做这个翻译工作了

Interface，GICC_xxx 寄存器

Interface 的寄存器都是以 GICC_xxx 开头：

同样的就不做翻译工作了，重点寄存器我后面都会在代码中提及

gicv3

TODO

ARMv8 异常模型

NOTE，以下大部分内容来自 ARM 手册 https://developer.arm.com/documentation/102412/0103，感兴趣的建议直接看原手册，更详尽。

ARMv8 相较于 ARMv7，在整体架构上有了较大的变化，ARMv8 实现了 4 个异常等级 EL0~EL3，EL0 运行用户态程序，EL1 运行 Guest OS，EL2 运行 hypervisor，EL3 运行 secure monitor 程序。

EL0、EL1 是 ARM 芯片必须实现的异常级别，EL2、EL3 异常级别是可选的

另外还有个安全世界，EL1、EL2 可以通过 smc 指令切换到安全世界，安全世界也运行了一个 OS，叫做 TrustOS，TrustOS 之上也运行了一些应用，通常称作为安全应用，比如手机中常见的支付操作，与安全强相关的操作都会调用到安全世界。可以这样简单理解，安全世界提供了一系列安全功能，需要使用 smc 系统调用来调用这些安全服务。安全世界的话题就此打住，后面有时间写个 TEE 系列(经典有时间)

执行状态

ARMv8 支持 AArch32 和 AArch64 两种执行状态，不同的执行状态下使用的指令集和寄存器都是不同的(是同一个物理硬件，但是使用的寄存器的位数命名等有所不同)

执行状态是可以切换的，但只有在系统重置或者异常级别更改的时候才能更改执行状态。在异常级别更改的时候更改执行状态也有两条规则：

• 从较低的异常级别切换到较高的异常级别时，执行状态只能不变或者切换为 AArch64
• 从较高的异常级别切换到较低的异常级别时，执行状态只能不变或者切换为 AArch32

这两条规则就是说 64 位层次可以托管 32 位层次，反之则不行，比如说 64 位的内核上可以运行 32 位程序，而 32 位的内核只能运行 32 位的应用程序。一图以蔽之：

异常类型

前面说过在 gic 的角度上来看，中断可以分为 SGI、SPI、PPI。现在从 CPU 角度来看，异常有哪些类型，主要分为两大类：Synchronous exceptions 和 Saynchronous exceptions，就是同步异常和异步异常。就是 x86 平台对异常和中断的分类，两个平台习惯叫法不同而已。

同步异常

同步异常有以下几个特点：

1. 异常是由于指令执行造成的，比如执行 ld 指令，对目标地址做地址转换的时候发生缺页，导致缺页异常
2. 异常处理后的返回地址与导致异常的指令有体系结构的关系，就是说不同的异常，其返回地址可能是不同的，可能是异常指令的地址，也可能是异常指令后面一条指令的地址
3. 异常是精确的，对于芯片在异常部分的设计，有个很重要的概念就是精确异常，它指的是该指令之前进入流水线的所有指令都必须正常运行完毕，而该指令及之后进入流水线的指令都必须从流水线中清除，不影响任何处理器的状态，就好像什么事情都没有发生一样。这样的好处是可以准确找到异常处理后的返回地址

同步异常又分为以下几种情况：

1. invalid instructions，指令无效的原因很多，包括未定义的指令，当前异常级别不允许的指令
2. trap exceptions，通过设置某些控制寄存器拦截某些指令，比如 HCR 等寄存器就可以拦截某些指令执行，让其 trap 到 EL2
3. memory access，MMU 执行检查的时候可能会产生一些异常，比如说写入一个只读地址
4. Exception-generating instructions，这指的是 svc、hvc、smc 指令，就是系统调用指令，它们的关系，获得服务如下所示：

1. Debug exceptions，有一些调试专用寄存器，可以设置这些寄存器，然后触发某些条件来触发异常。比如说硬件断点异常，可以设置某个地址到断点寄存器，执行到该地址表示的指令的时候就会触发一个异常，然后转移到断点处理程序。（我们平时打断点是软件断点不是硬件断点）

异步异常

异步异常是在 CPU 外部产生的，所以与当前的指令流不同步。异步异常与当前正在执行的指令没有直接关联，通常是来自处理器外部的系统事件，异步异常通常又被称为中断，异步异常有以下几种情况：

1. 常见的 gic 中断控制发过来的中断，分为 irq 和 fiq，通过上面 gic 的架构图可以看出，它们都有实际的信号线连接着 cpu，比较紧急需要快速响应的中断通过 fiq 发送给 cpu
2. SError，系统错误，比如访存的时候总线通信上遇到某些错误
3. 虚拟中断，virq、vfiq、vserror，可以直接注入虚拟机，从上面的 gic 架构图来看，也是有实际的信号线连接着 cpu，这部分后文详细讨论

寄存器

这部分再过一遍异常流程涉及的一些寄存器

通用寄存器

31 个 64bit 通用寄存器 x0~x31，x29 是 fp 保存上一个栈帧底部地址，x30 保存返回地址，minos 中 x18 存放当前线程地址

特殊寄存器

• zero register，全 0 值
• PC，保存下一条指令地址
• PSTATE，processor state，标志着当前 CPU 的状态
• 4 个不同异常等级的 SP_ELx
  • 在其他任何异常级别执行时，可以将处理器配置为使用SP_EL0或配置为对应该异常级别的堆栈指针SP_ELx
  • 软件可以在目标异常级别执行的时候通过更新PSTATE.SP来指向SP_EL0的堆栈指针
• 3 个不同异常等级的 SPSR_ELx
  • saved processor state register ，保存执行异常前的 PSTATE 状态值
• 3 个不同异常等级的 ELR_RLx，exception link register ，保存异常返回地址
• ESRx,Exception Syndrome Register异常综合表征寄存器，简单来说就是存放异常原因
• VBAR_ELx,Vector Base Address Register，存放异常向量表的基地址
• FAR_ELx，存放出故障的虚拟地址
• HCR_ELx，Hypervisor Configuration Register，最显著的作用就是可以配置此寄存器使得某些异常被 trap 到 hypervisor

异常处理

异常处理是硬件和软件一起完成的，对于硬件 CPU 需要完成的部分是保存最基本的现场，它会做以下的事情：

1. 将 PSTATE 的内容保存到 SPSR_ELx（ELx 指的是在异常级别 ELx 处理异常）
2. 将 PC 保存到 ELR_ELx
3. 对于同步异常和 SError，将异常原因写入 ESR_ELx
4. 对于与地址相关的异常，将出错的地址写入 FAR_ELx

异常处理完成后，基本就是上述的逆操作，总体如下图所示：

上述描述有一个小问题，异常处理通常都是在更高级别或者同级别处理（EL0 不能处理异常），那这个更高级别指的是哪个级别，有多高？

如果是只实现了 EL0 和 EL1 两个级别的机器，那么就只能在 EL1 级别处理中断。如果 4 个级别都实现了，那么也有一些寄存器来配置异常的路由情况。比如说配置 HCR 寄存器可以将一些异常路由到 EL2 的 hypervisor，执行 EL2 的异常处理程序来处理异常，配置 SCR 寄存器可以将异常路由到 secure monitor。所以这个具体在哪一个级别处理异常都是可以配置的，通常有 hypervisor，就会配置 HCR，让异常路由到 EL2，EL2 可以自己处理，也可以再注入到虚拟机，让虚拟机的内核处理。

异常向量表

还记得初次见这张异常向量表的时候，当时是在奔叔的 Linux 书籍里面，那是一脸的懵逼，这里来详细解释一下。

首先回顾一下，异常入口确定方式

中断向量（Interrupt Vector）是计算机系统中用于处理中断的一种技术。它是一个包含各种中断处理程序入口地址的表格。当发生中断时，中断控制器通过查找中断向量表找到对应的中断处理程序地址，然后跳转到该地址执行相应的处理。

• 向量方式：CPU 根据硬件中断号直接获取相应的中断服务程序的地址，然后跳去执行
• 查询方式：CPU 跳去一个特定的地址，此地址一般是一个通用的中断处理程序，由它来查询中断源(一般是中断控制器中的某个寄存器)，然后根据不同的中断源执行不同的中断处理程序

EL1~EL3 都有一个 VBAR_ELx 寄存器，里面存放着异常向量表的基地址，都有一个像上面的异常向量表。向量可以分为两大类，四种：

• Exception from Lower EL，从低特权级来的异常
  • 低特权级的执行状态为 AArch64
  • 低特权级的执行状态为 AArch32
• Exception from the current EL，异常就来自当前特权级
  • 当前选择了使用 SP_EL0 处理异常，就是处理异常使用 EL0 的栈空间
  • 当前选择了使用 SP_ELx 处理异常，异常处理使用当前特权级的栈空间

SP_EL0

大部分应该还是挺好理解的，就是为啥有个 SP_EL0，正常情况下，就是处于哪个异常等级，就是用哪个等级的 SP。但是 ARM 提供了一种机制可以在 ELx 使用 SP_EL0：

• PSTATE.SPSel = 0，那么使用 SP_EL0
• PSTATE.SPSel = 1，使用 SP_ELx

什么情况下会在 ELx 上使用 SP_EL0 呢？

一般来说 EL0 用户态的栈比较大，在内核栈可能溢出的情况下，那么我们就可以使用 EL0 栈。对于栈溢出的情况，通常都要使用另外一个栈来处理。在信号处理中，对于栈溢出通常需要使用 sigaltstack 系统调用来设置另外一个栈来处理信号（原来的栈满了，当然不能执行函数处理信号了）

但是 Linux 内核现在都没使用这个特性，不过既然 ARM 提供了这个特性，那么可以用它来存放一些内核重要数据，比如说 Linux 内核常见的 get_current() 获取当前线程结构体指针：

static __always_inline struct task_struct *get_current(void)
{
    unsigned long sp_el0;

    asm ("mrs %0, sp_el0" : "=r" (sp_el0));

    return (struct task_struct *)sp_el0;
}

#define current get_current()

可以看出，在内核态(EL1) 的时候，SP_EL0 里面存放的是当前线程结构体指针。这个 SP_EL0 在用户态的时候指向的是用户栈，那什么时候变成 task_struct 指针的，又是什么时候恢复的呢？可以猜到，多半是进入内核态以及返回用户态的时候做的这些操作，查找代码验证下：

// linux-6.6.23
// 进入内核态时：
    .if \el == 0
    clear_gp_regs
    mrs x21, sp_el0
    ldr_this_cpu    tsk, __entry_task, x20
    msr sp_el0, tsk

原先的 SP_EL0 和其他的通用寄存器都会保存到 SP_EL1，等到异常返回时，都会恢复

异常处理流程

现代的异常处理基本都包括上述两个阶段：

• 首先跳转到异常向量记录的地址，进行第一级的处理，这个阶段主要保存现场，就是将一系列寄存器保存到高特权级栈中
• 然后跳转到实际的异常处理程序处理异常，比如说键盘中断就跳转到键盘中断 handler。但一般来说这个后续的处理也不是一个函数，一个 handler 就搞定了，比如在 Linux 里面还分了中断上下半部来处理。但总的来说这个第二阶段就是执行 handler 来处理中断

异常返回

处理完成之后，执行上述的逆操作，将保存在高特权级栈里面的信息恢复，之后通常紧接着一条 eret 指令，实现异常返回，异常返回就是将保存在 SPSR_ELx 寄存器中的状态字恢复到 PSTATE，将保存在 ELR 的返回地址恢复到 PC

• 首发微信公号：Rand_cs