中断处理

1、中断机制

（1）中断机制需要硬件的支持，eg：中断控制器、CPU现场保存与恢复机制、IDT表。

eg：完成I/O操作之后，设备通过中断控制器将中断信号递交给CPU，CPU自动保存现场与恢复现场，CPU通过IDT表自动转入中断处理程序。

每条指令处理完之后CPU就看一下有木有中断。

CPU可以关闭中断。最简单的方式是处理器不响应中断 CLI/STI 。

（2）中断嵌套：中断处理程序再次被中断（因为中断处理程序可以打开中断）。

高优先级可以中断低优先级的中断处理程序。

程序重入：统一中断程序的嵌套。  -->  保存现场不会出问题、局部变量保存在堆栈中不会出问题、全局变量有问题。

（3）中断的种类：外部中断、异常、陷入。均可通过IDT表进入内核 中的处理程序。

①设备产生的中断称为外部中断。

②在CPU执行指令的过程中，不正常或非法条件引起的事件引起的叫异常。

③通过特殊的指令陷入到内核，叫陷入。eg：系统调用

中断处理程序不能放在用户空间。应用程序无权直接访问内核的数据、调用内核程序，要想请求内核服务，就通过系统调用。

获取向量号 --> 检索 IDT 表 --> 保护现场 --> 进入中断处理程序

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2、IDT设置（中断向量表）

（1）每个外部中断或者异常都有一个向量号，陷入指令指定向量号（eg：int n 的那个n）。

异常和陷入的向量号和意义是固定的；外部中断的向量号由设备、中断控制器确定，意义由驱动程序决定。

Intel定义了256个中断向量，0~31为异常和不可屏蔽中断（NMI），32到255为用户定义的中断。

（2）IDT中断向量表：中断向量与中断处理程序间的对应关系。

门描述符是中断处理程序的入口。

（3）IDT可以驻留在线性地址空间的任何位置。IDTR记录IDT的基址和界限信息。

（4）IDT中常用的是中断门和陷阱门。

①通过中断门进入，处理器清楚EFLAGS的IF标志，关闭中断。②通过陷阱门进入时，不改变IF标志，不屏蔽中断。

（5）中断向量表的设置方法

①为每个中断定义一个真处理程序，用真程序入口创建门描述符，并填入IDT表。（对异常还可以，对外部中断和陷入比较困难）

②为每个中断定义一个伪处理程序，用伪程序入口创建门描述符，并填入IDT表。（ucore的做法）

③为异常定义真处理程序，其余用伪程序。（Linux的做法）

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3、堆栈切换

（1）Intel处理器提供4个特权级。代码只能使用与其特权级相同的堆栈。特权级切换时中断也要切换。

中断处理程序只能使用第0级堆栈，中断之前的现场保存在第0级堆栈中。

（2）如果中断发生前系统运行在核心态，中断处理程序直接使用当前的堆栈，不需要切换。如果运行在用户态，需要从当前用户栈切换到系统栈。

堆栈切换时，压栈时多压入两个，吧原来的栈顶SS和ESP压入（iret指令会将他们弹出）。

向量号 为10~14的会压 error-code；对于不自动压入 error-code 的中断，处理程序应在栈顶压入一个值，如0。

（3）如何找到系统堆栈的栈底：TR -->指向当前使用的 TSS 描述符-->保存的是当前进程的系统堆栈的栈底

TR 中的任务状态段是预先设置好的，由 GDT 中的一个系统段描述符描述。

①可以为每个进程创建一个 TSS，进程切换时改 TR；

②也可以让所有进程公用一个 TSS，TR 保持不变，进程切换时改ESP0（SS0）不变。（ucore 做法）

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4、中断处理流程

三类中断的处理流程大致相同。

善后处理程序中有开中断没有开中断，因为善后处理时不再中断，且善后处理中会恢复恢复 EFLAGS、IF。

中断返回时：弹出中断处理程序压入到堆栈中的数据；iret。

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5、异常处理

（1）异常分为三类：故障、陷阱、中止

①故障：可更正，故障处理完 CPU 会重新执行产生故障的指令（EIP 还是那条指令的地址，不是下一地址）

②陷阱：由特殊指令产生（eg：INT 3，INTO），陷阱处理完 CPU 会执行陷阱指令后面的指令

③中止：严重的错误，无法保证程序能够继续执行（不一定能继续，不确定）

（2）most 异常表示系统出问题，处理方式：通知并杀掉出现异常的进程。

INT 3是陷阱类异常，用于设置断点，实际也是一种陷入，由指令 int 3引起。

最重要的异常是页故障（Page Fault），是操作系统实现虚拟内存管理的基础。

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6、系统调用

（1）进程的地址空间分为：用户空间、内核空间。

用户和内核区分 --> 放的段不同，特权级不同

由于保护级别（特权级）不同，用户程序只能用过系统调用请求内核服务。系统调用是通过陷入指令进入内核。

（2）系统调用时预先定义好的（很多），每个系统调用一个编号，内核中有一个对应的服务函数，有一个向量表，记录系统调用的处理程序。

（3）系统调用时传参：堆栈要切换所以用寄存器；ucore 用 edx、ecx 、ebx、edi、esi 传参0到4，eax 传系统调用号，返回值在 eax 中。

（5）ucore 中系统调用 T_SWITCH_TOU（120）、T_SWITCH_TOK（121）

①T_SWITCH_TOU从内核态切换到用户空间，执行int 120前系统在核心态，int 不会引起切换，切换工作需在 iret 中完成。

执行中断各种压栈，esp 指向新栈（用户栈），所以一执行 iret 返回，就返回到了新栈中。

②T_SWITCH_TOK从用户态切换到核心态，执行 int 121前系统在用户态，int 引起切换，iret 无需再切换。

拷回去的，上面的SS、ESP都不要了。

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7、外部中断处理

（1）外部中断由设备产生，经中断控制器递交，由设备驱动程序处理，需要与硬件打交道。

PIC 可编程中断控制器。

（2）16个管脚，共15个 IRQ（因为 IRQ9不能用）。IRQ 中断请求。

CPU 未屏蔽中断时，每执行完一条指令，通过INTA应答中断，读取中断向量号，有的话就处理。

开始把16个管脚都屏蔽了，哪个优先级高就打开哪个。有一个位图记录中毒控制器中各 IRQ 的屏蔽状态。

（3）多处理器环境，引入 APIC，由 Local APIC 和 I/O APIC 通过专用或系统总线互连构成。

每个 CPU 都有一个 Local APIC，可以互相中断。

（4）允许多个设备用用一个 IRQ 号，解决 PIC 管脚短缺的问题。

CPU 无法分辨中断是那个设备产生的 --> CPU 顺序调用共用同一 IRQ 号的所有设备的中断处理程序，由各中断处理程序自己决定处理方法。

每个设备中断预先建立一个入口程序，用此入口程序创建中断门，填入 IDT。入口程序完成基本的准备工作，转入统一的中断分派程序。中断分派程序管理真正的设备中断处理程序，避免让驱动直接操作 IDT 表。

每个IRQ 定义一个处理程序队列。

（5）IDT 表中外部中断的描述符是中断门。

中断处理程序分为：①硬处理 --> 由硬件进入，必须子啊关中断状态下处理的；完成最急需处理的。②软中断 --> 由软件进入，可在开中断状态下处理的。

硬处理没做完的推迟了，软处理来做。

Linux 上 softirq锁、hardirq 锁，防止重入。

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8、时钟管理

（1）时钟设备不能输入输出，就是产生中断。

传统的时钟设备是 PIT，由三个计数器组成：第0号计数器、第1号计数器、第2号计数器。可以独立配置工作。

各计数器的初值由操作系统设定，随输入脉冲递减。来一个脉冲就减，减到0时就中断了。

①周期单中断模式：计数器减到0输出一个脉冲，计数器恢复初值，重新计数。②单发中断模式：计数器减到0输出一个脉冲，计数器不恢复初值，停止计数。

（2）两个时钟中断之间的时间间隔称为滴答 ticks。（不精确）

PIT 只产生中断，不提供时间。传统计算机中的定时器 --> RTC，还有定时功能（到时见产生一个外部中断），精度较低。

Linux 将定时器队列分为5组，合成队列组集合。定时器在一个队列组中的位置取决于它的到期时间（expires）。定时器的到期时间是32位无符号整数，分成5段，对应五个队列组。

定时器由周期性的时钟中断驱动