Linux中断一网打尽(2) - IDT及中断处理的实现

2020-02-11 本文已影响0人扫帚的影子

通过阅读本文您可以了解到：

IDT是什么；
IDT如何被初始化；
什么是门；
传统系统调用是如何实现的；
硬件中断的实现;

如何设置IDT

IDT 中断描述符表定义

中断描述符表简单来说说是定义了发生中断/异常时，CPU按这张表中定义的行为来处理对应的中断/异常。

#define IDT_ENTRIES         256
gate_desc idt_table[IDT_ENTRIES] __page_aligned_bss;

从上面我们可以知道，其包含了256项，它是一个gate_desc的数据，其下标0-256就表示中断向量，gate_desc我们在下面马上介绍。

中断描述符项定义

当中断发生，cpu获取到中断向量后，查找IDT中断描述符表得到相应的中断描述符，再根据中断描述符记录的信息来作权限判断，运行级别转换，最终调用相应的中断处理程序；
这里涉及到Linux kernel的分段式内存管理，我们这里不详细展开，有兴趣的同学可以自行学习。如下简述之：
1. 我们知道CPU只认识逻辑地址，逻辑地址经分段处理转换成线性地址，线性地址经分页处理最终转换成物理地址，这样就可以从内存中读取了；
2. 逻辑地址你可以简单认为就是CPU执行代码时从CS(代码段寄存器) ： IP （指令计数寄存器）中加载的代码，实际上通过CS可以得到逻辑地址的基地址，再加上IP这个相对于基地址的偏移量，就得到真正的逻辑地址；
3. CS寄存器16位，它不会包含真正的基地址，它一般被称为段选择子，包括一个index索引，指向GDT或 LDT的一项；一个指示位，指示index索引是属于GDT还是LDT; 还有CPL, 表明当前代码运行权限；
4. GDT: 全局描述符表，每一项记录着相应的段基址，段大小，段的访问权限DPL等，到这里终于可以获取到段基地址了，再加上之前IP寄存器里存放的偏移量，真正的逻辑地址就有了。
5. 附上简图：
  
  idt2.jpg

我们先看中断描述符的定义：
```
struct gate_struct {
  u16     offset_low;
  u16     segment;
  struct idt_bits bits;
  u16     offset_middle;
#ifdef CONFIG_X86_64
  u32     offset_high;
  u32     reserved;
#endif
} __attribute__((packed));
```
其中：
1. offset_high,offset_middle和offset_low合起来就是中断处理函数地址的偏移量；
2. segment就是相应的段选择子，根据它在GDT中查找可以最终获取到段基地址；
3. bits是该中断描述符的一些属性值：
```
struct idt_bits {
   u16     ist : 3,
           zero    : 5,
           type    : 5,
           dpl : 2,
           p   : 1;
} __attribute__((packed));
```
  ist表示此中断处理函数是使用pre-cpu的中断栈，还是使用IST的中断栈;
  
  type表示所中断是何种类型，目前有以下四种：
```
enum {
   GATE_INTERRUPT = 0xE, //中断门
   GATE_TRAP = 0xF, // 陷入门
   GATE_CALL = 0xC, // 调用门
   GATE_TASK = 0x5, // 任务门
};
```
  门的概念这里主要用作权限控制，我们从一个区域进到另一个区域需要通过一扇门，有门禁权限才可以通过，因此 dpl就是这个权限，实际中我们一般称为RPL；
  
  我们后面会通过一个例子来讲一下CPL,RPL和DPL三者之间的关系。

IDT 中断描述符表本身的存储

IDT 中断描述符表的物理地址存储在IDTR寄存器中，这个寄存器存储了IDT的基地址和长度。查询时，从 IDTR 拿到 base address ，加上向量号 * IDT entry size，即可以定位到对应的表项(gate)。

idt1.jpg

设置IDT

设置中断门类型的IDT描述符

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

  BUG_ON(n > 0xFF);

  memset(&data, 0, sizeof(data));
  data.vector = n; // 中断向量
  data.addr   = addr; // 中断处理函数的地址
  data.segment    = __KERNEL_CS; // 段选择子
  data.bits.type  = GATE_INTERRUPT; // 类型
  data.bits.p = 1;

  idt_setup_from_table(idt_table, &data, 1, false);
}

上面的函数主要是填充好idt_data，然后调用idt_setup_from_table;

idt_setup_from_table:

static void
idt_setup_from_table(gate_desc *idt, const struct idt_data *t, int size, bool sys)
{
  gate_desc desc;

  for (; size > 0; t++, size--) {
      idt_init_desc(&desc, t);
      write_idt_entry(idt, t->vector, &desc);
      if (sys)
          set_bit(t->vector, system_vectors);
  }
}

首先使用 idt_data结构来填充中断描述符变量idt_init_desc, 然后将这个中断描述符变量copy进idt_table。

看，就是这么简单~~~

gate_desc的多种初始化方法

因为gate_desc是通过ida_dat填充的，所以这里关键是idt_data的初始化，我们详细看一下：

/* Interrupt gate 
中断门，DPL = 0
只能从内核调用
*/
#define INTG(_vector, _addr)              \
  G(_vector, _addr, DEFAULT_STACK, GATE_INTERRUPT, DPL0, __KERNEL_CS)

/* System interrupt gate
系统中断门，DPL = 3
可以从用户态调用，比如系统调用
*/
#define SYSG(_vector, _addr)              \
  G(_vector, _addr, DEFAULT_STACK, GATE_INTERRUPT, DPL3, __KERNEL_CS)

/*
 * Interrupt gate with interrupt stack. The _ist index is the index in
 * the tss.ist[] array, but for the descriptor it needs to start at 1.
 中断门, DPL = 0
 只能从内核态调用，使用TSS.IST[]作为中断栈 
 */
#define ISTG(_vector, _addr, _ist)            \
  G(_vector, _addr, _ist + 1, GATE_INTERRUPT, DPL0, __KERNEL_CS)

/* Task gate
任务门， DPL = 0
只能作内核态调用 
*/
#define TSKG(_vector, _gdt)               \
  G(_vector, NULL, DEFAULT_STACK, GATE_TASK, DPL0, _gdt << 3)

我们再来看下G这个宏的实现：

#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,     \
  }

实际上就是填充idt_data的各个字段。

传统系统调用的实现

这里所说的传统系统调用主要指旧的32位系统使用 int 0x80软件中断来进入内核态，实现的系统调用。因为这种传统系统调用方式需要进入内核后作权限验证，还要切换内核栈后作大量压栈方式，调用结束后清理栈作恢复，两个字太慢，后来CPU从硬件上支持快速系统调用sysenter/sysexit, 再后来又发展到syscall/sysret，这两种都不需要通过中断方式进入内核态，而是直接转换到内核态，速度快了很多。

传统系统调用相关 IDT 的设置

Linux系统启动过程中内核压解后最终都调用到start_kernel, 在这里会调用trap_init, 然后又会调用idt_setup_traps:

void __init idt_setup_traps(void)
{
  idt_setup_from_table(idt_table, def_idts, ARRAY_SIZE(def_idts), true);
}

我们来看这里的def_idts的定义：

static const __initconst struct idt_data def_idts[] = {
  ....
#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
};

上面的SYSG(IA32_SYSCALL_VECTOR, entry_INT80_32)就是设置系统调用的异常中断处理程序，其中 #define IA32_SYSCALL_VECTOR 0x80

再看一下SYSG的定义：

#define SYSG(_vector, _addr)                \
    G(_vector, _addr, DEFAULT_STACK, GATE_INTERRUPT, DPL3, __KERNEL_CS)

它初始化一个中断门，权限是DPL3, 因此从用户态是允许发起系统调用的。

我们调用系统调用，不大可能自已手写汇编代码，都是通过glibc来调用，基本流程是保存参数到寄存器，然后保存系统调用向量号到eax寄存器，然后调用int 0x80进入内核态，切换到内核栈，将用户态时的ss/sp/eflags/cs/ip/error code依次压入内核栈。
entry_INT80_32系统调用对应的中断处理程序
```
ENTRY(entry_INT80_32)
  ASM_CLAC
  pushl   %eax            /* pt_regs->orig_ax */

  SAVE_ALL pt_regs_ax=$-ENOSYS switch_stacks=1    /* save rest */

  TRACE_IRQS_OFF

  movl    %esp, %eax
  call    do_int80_syscall_32
.Lsyscall_32_done:
...
.Lirq_return:

  INTERRUPT_RETURN

...
ENDPROC(entry_INT80_32)
```
我们略去了中间的一些细节部分，可以看到首先将中断向量号压栈，再保存所有当前的寄存器值到pt_regs, 保存当前栈指针到%eax寄存器，最后再调用 do_int80_syscall_32, 这个函数中就会执行具体的中断处理，然后INTERRUPT_RETURN恢复栈，作好返回用户态的准备。
do_int80_syscall_32调用 do_syscall_32_irqs_on,我们看一下其实现：

static __always_inline void do_syscall_32_irqs_on(struct pt_regs *regs)
  {
    struct thread_info *ti = current_thread_info();
    unsigned int nr = (unsigned int)regs->orig_ax;
  
  #ifdef CONFIG_IA32_EMULATION
    ti->status |= TS_COMPAT;
  #endif
  
    if (READ_ONCE(ti->flags) & _TIF_WORK_SYSCALL_ENTRY) {
        nr = syscall_trace_enter(regs);
    }
  
    if (likely(nr < IA32_NR_syscalls)) {
        nr = array_index_nospec(nr, IA32_NR_syscalls);
  #ifdef CONFIG_IA32_EMULATION
        regs->ax = ia32_sys_call_table[nr](regs);
  #else
        regs->ax = ia32_sys_call_table[nr](
            (unsigned int)regs->bx, (unsigned int)regs->cx,
            (unsigned int)regs->dx, (unsigned int)regs->si,
            (unsigned int)regs->di, (unsigned int)regs->bp);
  #endif /* CONFIG_IA32_EMULATION */
    }
  
    syscall_return_slowpath(regs);
  }

通过中断向量号nr从ia32_sys_call_table中断向量表中索引到具体的中断处理函数然后调用之，其结果最终合存入%eax寄存器。

一图以蔽之

idt3.jpg

硬件中断的实现

硬件中断的IDT初始化和调用流程

这里我们不讲解具体的代码细节，只关注流程。

硬件中断相关IDT的初始化也是在Linux启动时完成，在start_kernel中通过调用init_IRQ完成，我们来看一下：

void __init init_IRQ(void)
{
    int i;
    for (i = 0; i < nr_legacy_irqs(); i++)
        per_cpu(vector_irq, 0)[ISA_IRQ_VECTOR(i)] = irq_to_desc(i);

    BUG_ON(irq_init_percpu_irqstack(smp_processor_id()));

    x86_init.irqs.intr_init(); // 即调用  native_init_IRQ
}

void __init native_init_IRQ(void)
{
    /* Execute any quirks before the call gates are initialised: */
    x86_init.irqs.pre_vector_init();

    idt_setup_apic_and_irq_gates();
    lapic_assign_system_vectors();

    if (!acpi_ioapic && !of_ioapic && nr_legacy_irqs())
        setup_irq(2, &irq2);
}

重点在于idt_setup_apic_and_irq_gates:

 */
void __init idt_setup_apic_and_irq_gates(void)
{
    int i = FIRST_EXTERNAL_VECTOR;
    void *entry;

    idt_setup_from_table(idt_table, apic_idts, ARRAY_SIZE(apic_idts), true);

    for_each_clear_bit_from(i, system_vectors, FIRST_SYSTEM_VECTOR) {
        entry = irq_entries_start + 8 * (i - FIRST_EXTERNAL_VECTOR);
        set_intr_gate(i, entry);
    }
}

其中的set_intr_gate用来初始化硬件相关的调用门，其对应的中断门处理函数在irq_entries_start中定义，它位于arch/x86/entry/entry_64.S中：

    .align 8
ENTRY(irq_entries_start)
    vector=FIRST_EXTERNAL_VECTOR
    .rept (FIRST_SYSTEM_VECTOR - FIRST_EXTERNAL_VECTOR)
    UNWIND_HINT_IRET_REGS
    pushq   $(~vector+0x80)         /* Note: always in signed byte range */
    jmp common_interrupt
    .align  8
    vector=vector+1
    .endr
END(irq_entries_start)

这段汇编实现对不大熟悉汇编的同学可能看起来有点晕，其实很简单它相当于填充一个中断处理函数的数组，填充多少次呢? (FIRST_SYSTEM_VECTOR - FIRST_EXTERNAL_VECTOR)这就是次数，数组的每一项都是一个函数：

    UNWIND_HINT_IRET_REGS
    pushq   $(~vector+0x80)         /* Note: always in signed byte range */
    jmp common_interrupt

即先将中断号压栈，然后跳转到common_interrupt执行，可以看到这个common_interrupt是硬件中断的通用处理函数，它里面最主要的就是调用do_IRQ:

__visible unsigned int __irq_entry do_IRQ(struct pt_regs *regs)
{
    struct pt_regs *old_regs = set_irq_regs(regs);
    struct irq_desc * desc;
    /* high bit used in ret_from_ code  */
    unsigned vector = ~regs->orig_ax;

    entering_irq();

    /* entering_irq() tells RCU that we're not quiescent.  Check it. */
    RCU_LOCKDEP_WARN(!rcu_is_watching(), "IRQ failed to wake up RCU");

    desc = __this_cpu_read(vector_irq[vector]);
    if (likely(!IS_ERR_OR_NULL(desc))) {
        if (IS_ENABLED(CONFIG_X86_32))
            handle_irq(desc, regs);
        else
            generic_handle_irq_desc(desc);
    } else {
        ack_APIC_irq();

        if (desc == VECTOR_UNUSED) {
            pr_emerg_ratelimited("%s: %d.%d No irq handler for vector\n",
                         __func__, smp_processor_id(),
                         vector);
        } else {
            __this_cpu_write(vector_irq[vector], VECTOR_UNUSED);
        }
    }

    exiting_irq();

    set_irq_regs(old_regs);
    return 1;
}

首先根据中断向量号获取到对应的中断描述符irq_desc, 然后调用generic_handle_irq来处理：

static inline void generic_handle_irq_desc(struct irq_desc *desc)
{
    desc->handle_irq(desc);
}

这里最终会调用到中断描述符的handle_irq，因此另一个重点就是这个中断描述符的设置了，它可以单开一篇文章来讲，我们暂不详述了。