CPU对中断处理的流程 - idt

发布时间:2017-1-20 9:35:12 编辑:www.fx114.net 分享查询网我要评论
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中断向量在保护模式下的实现机制是中断描述符表idt,idt的位置由idtr确定,idtr是个48位的寄存器,高32位是idt的基址,低16位为idt的界限(通常为2k=256*8);   idt中包含256个中断描述符,对应256个中断向量;每个中断描述符8位,其结构如图一: ====================== CPU对中断处理的流程 我们首先必须了解CPU在接收到中断信号时会做什么。没办法,操作系统必须了解硬件的机制,不配合硬件就寸步难行。现在我们假定内核已被初始化,CPU在保护模式下运行。   CPU执行完一条指令后,下一条指令的逻辑地址存放在cs和eip这对寄存器中。在执行新指令前,控制单元会检查在执行前一条指令的过程中是否有中断或异常发生。如果有,控制单元就会抛下指令,进入下面的流程: 1.确定与中断或异常关联的向量i (0£i£255)。 2.籍由idtr寄存器从IDT表中读取第i项(在下面的描述中,我们假定该IDT表项中包含的是一个中断门或一个陷阱门)。 3.从gdtr寄存器获得GDT的基地址,并在GDT表中查找,以读取IDT表项中的选择符所标识的段描述符。这个描述符指定中断或异常处理程序所在段的基地址。   4.确信中断是由授权的(中断)发生源发出的。首先将当前特权级CPL(存放在cs寄存器的低两位)与段描述符(存放在GDT中)的描述符特权级DPL比较,如果CPL小于DPL,就产生一个“通用保护”异常,因为中断处理程序的特权不能低于引起中断的程序的特权。对于编程异常,则做进一步的安全检查:比较CPL与处于IDT中的门描述符的DPL,如果DPL小于CPL,就产生一个“通用保护”异常。这最后一个检查可以避免用户应用程序访问特殊的陷阱门或中断门。   5.检查是否发生了特权级的变化,也就是说, CPL是否不同于所选择的段描述符的DPL。如果是,控制单元必须开始使用与新的特权级相关的栈。通过执行以下步骤来做到这点:     a.读tr寄存器,以访问运行进程的TSS段。 b.用与新特权级相关的栈段和栈指针的正确值装载ss和esp寄存器。这些值可以在TSS中找到(参见第三章的“任务状态段”一节)。 c.在新的栈中保存ss和esp以前的值,这些值定义了与旧特权级相关的栈的逻辑地址。       6.如果故障已发生,用引起异常的指令地址装载cs和eip寄存器,从而使得这条指令能再次被执行。     7.在栈中保存eflag、cs及eip的内容。 8.如果异常产生了一个硬错误码,则将它保存在栈中。 9.装载cs和eip寄存器,其值分别是IDT表中第i项门描述符的段选择符和偏移量域。这些值给出了中断或者异常处理程序的第一条指令的逻辑地址。   控制单元所执行的最后一步就是跳转到中断或者异常处理程序。换句话说,处理完中断信号后, 控制单元所执行的指令就是被选中处理程序的第一条指令。   中断或异常被处理完后,相应的处理程序必须0x20/0x21/0xa0/0xa1 产生一条iret指令,把控制权转交给被中断的进程,这将迫使控制单元: 1.用保存在栈中的值装载cs、eip、或eflag寄存器。如果一个硬错误码曾被压入栈中,并且在eip内容的上面,那么,执行iret指令前必须先弹出这个硬错误码。 2.检查处理程序的CPL是否等于cs中最低两位的值(这意味着被中断的进程与处理程序运行在同一特权级)。如果是,iret终止执行;否则,转入下一步。 3. 从栈中装载ss和esp寄存器,因此,返回到与旧特权级相关的栈。 4.       检查ds、es、fs及gs段寄存器的内容,如果其中一个寄存器包含的选择符是一个段描述符,并且其DPL值小于CPL,那么,清相应的段寄存器。控制单元这么做是为了禁止用户态的程序(CPL=3)利用内核以前所用的段寄存器(DPL=0)。如果不清这些寄存器,怀有恶意的用户程序就可能利用它们来访问内核地址空间。   再次,操作系统必须保证中断信息能够高效可靠的传递 http://blog.chinaunix.net/uid-27034868-id-3342272.html ================== 二. 向量的设置和相关数据的初始化: 在实模式下的初始化过程中,通过对中断控制器8259A-1,9259A-2重新编程,把硬中断设到0x20-0x2F。即把IRQ0& #0;IRQ15分别与0x20-0x2F号中断向量对应起来;当对应的IRQ发生了时,处理机就会通过相应的中断向量,把控制转到对应的中断服务例 程。(源码在Arch/i386/boot/setup.S文件中;相关内容可参见 实模式下的初始化 部分)在保护模式下的初始化过程中,设置并初始化idt,共256个入口,服务程序均为ignore_int, 该服务程序仅打印“Unknown interruptn”。     (源码参见Arch/i386/KERNEL/head.S文件;相关内容可参见 保护模式下的初始化 部分)在系统初始化完成后运行的第一个内核程序asmlinkage void __init start_kernel(void) (源码在文件init/main.c中) 中,通过调用              void __inittrap_init(void)函数,把各自陷和中断服务程序的入口地址设置到 idt 表中,即将表一中对应的处理程序入口设置到相应的中断向量表项中;在此版本(2.2.5)的Linux只设置0-17号中断向量。(trap_init (void)函数定义在arch/i386/kernel/traps.c 中; 相关内容可参见 详解系统调用 部分)在同一个函数void __init trap_init(void)中,通过调用函数set_system_gate(SYSCALL_VECTOR,&system_call); 把系统调用总控程序的入口挂在中断0x80上。其中SYSCALL_VECTOR是定义在 linux/arch/i386/kernel/irq.h中的一个常量0x80; 而 system_call 即为中断总控程序的入口地址;中断总控程序用汇编语言定义在arch/i386/kernel/entry.S中。(相关内容可参见 详解系统调用 部分)在系统初始化完成后运行的第一个内核程序asmlinkage void __init start_kernel(void) (源码在文件init/main.c中) 中,通过调用void init_IRQ(void)函数,把地址标号interrupt[i](i从1-223)设置到 idt 表中的的32-255号中断向量(0x80除外),外部硬件IRQ的触发,将通过这些地址标号最终进入到各自相应的处理程序。(init_IRQ (void)函数定义在arch/i386/kernel/IRQ.c 中;)interrupt[i](i从1-223),是在arch/i386/kernel/IRQ.c文件中,通过一系列嵌套的类似如 BUILD_16_IRQS(0x0)的宏,定义的一系列地址标号;(这些定义interrupt[i]的宏,全部定义在文件 arch/i386/kernel/IRQ.c和arch/i386/kernel/IRQ.H中。这些嵌套的宏的使用,原理很简单,但很烦,限于篇幅, 在此省略) pushl_cfi %eax # save orig_eax 该条指令是对系统调用号留一个副本,以防需要的时候使用。 ----------------------------------------------------------- SAVE_ALL 这实际上是汇编实现的一个宏。对部分寄存器进行了压栈,主要是为了保留系统调用的系统调用号, 和系统调用所传入的参数。具体对哪些寄存器入了栈可以查看下面的“注释二”中反汇编中的一系列 各以interrupt[i]为入口的代码,在进行一些简单的处理后,最后都会调用函数asmlinkage void do_IRQ(struct pt_regs regs),do_IRQ函数调用static void do_8259A_IRQ(unsigned int irq, struct pt_regs * regs) 而do_8259A_IRQ在进行必要的处理后,将调用已与此IRQ建立联系irqaction中的处理函数,以进行相应的中断处理。最后处理机将跳转到 ret_from_intr进行必要处理后,整个中断处理结束返回。(相关源码都在文件arch/i386/kernel/IRQ.c和 arch/i386/kernel/IRQ.H中。Irqaction结构参见上面的数据结构说明)

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