xv6中断系统学习笔记

09 Mar 2020

xv6中断系统简介

xv6实现了一套支持x86体系结构的中断系统。其可以处理来自Intel Advanced Programmable Interrupt Controller（APIC）的硬件中断（interrupt)，也可以处理来自执行过程中的异常（exception）和系统调用（system call）。由于在内核实现的过程中，以上几种的处理逻辑十分相似，再加上历史原因，因此在xv6代码和文档中用trap这个概念概括以上三类中断。

此文中用以下格式指代函数、变量、符号：

a.c:b

表示文件a.c中的b符号。本文学习的是rev-10版本的xv6。

中断管理的初始化

xv6系统的启动过程是由bootloader（bootasm.S，bootmain.c）完成的，负责把内核镜像载入内存中的有关区域，并从entry.S:entry处开始执行内核。entry.S初始化page directory的第一个entry，设置CPU的有关控制寄存器，把0x80000000开始的4 MiB的虚拟内存给映射到0x00000000开始的物理内存，使得CPU从实模式（real mode）进入保护模式（protected mode）。之后jmp到main.c:main，开始执行内核的主体部分。从main.c:main开始，系统就始终在保护模式了，使用虚拟内存。因此，main.c:main会在链接时进行设置（kernel.ld），使其内存基地址为KERNBASE（0x80000000)。对中断的初始化过程就是在内存管理系统已经设置完毕，内核内部的内存分配和内存释放机制也初始化完毕的情况下进行的。

x86的中断管理使用Interrupt Descriptor Table（IDT）实现的，IDT中有256个entry，每个entry有中断号，x86的中断类型（xv6只用到了trap和interrupt类型），中断处理程序的cs和eip（xv6段利用的不多，整个内核只分了代码和数据2段），以及其执行权限Descriptor Privilege Level。内核首先调用trap.c:tvinit，把中断描述符的信息存储到trap.h:idt中。idt是一个struct gatedesc类型的数组，一个mmu.h:gatedesc实例可以存储IDT一个entry的有关信息，除了以上所述，还有一个参数p（present）：CPU只有在present为1的情况下才会执行才能成立。gatedesc有2个值得注意的地方，其一是gatedesc的默认值都是错误的，这是为了使得系统在IDT未初始化成功的情况下尽快出错。其二是gatedesc的参数的顺序和大小是按照x86对IDT格式的要求排列的，因此必须要防止编译时的对齐。我觉得应该是在哪里设置了一下，把对齐关了，不过我在Makefile里面还没找到设置的地方。

tvinit把存储在vector.S:vectors中的中断处理程序的地址存储到idt中，设置中断号和中断类型。除了系统调用T_SYSCALL采用trap类型，而且DPL为user之外，别的都是interrupt类型，要求只用ring 0态可以触发。T_SYSCALL使用trap是为了在调用时不清零IF，这样别的中断可以嵌套。设置完毕idt，内核调用x86.h:lidt，里面执行汇编lidt指令，设置IDT寄存器地址为idt。这里和设置gatedesc的代码一样，都使用额外的代码确保地址是小端顺序存储的（虽然不写我觉得也可以，毕竟针对x86平台编译默认结果就是小端）。这样中断系统的初始化就完成了。

一次中断的执行过程

发生中断时，CPU会先进行以下操作：

栈地址的存储。如果涉及用户态到内核态的转变，在内核态使用的代码只能在内核栈里面执行，这是因为用户态的栈可能是无效的（比如空间不够），也可能是恶意的（比如设置为一个自己没有权限的地址）。内核栈的地址在代码切换到用户态时会被系统保存到Task State Segment中（vm.c:switchuvm)。TSS本来是x86体系结构中用来存储进程信息的数据结构，不过大部分操作系统，如Windows和Linux都不使用，只是每个CPU设置一个，用来存储内核栈的信息。xv6也一样，用TSS存储内核栈的esp和ss。中断时，esp和ss会被CPU自动从TSS中读取并设置，并且当前的esp和ss会被硬件压入内核栈中。如果中断是内核态发生的，这一切都不会发生，毕竟栈不会发生改变。
保存现场：eflags，cs，eip，和有些中断所有的错误码会自动入栈。
设置cs和eip为IDT中的值，即指向vectors中的响应函数。设置CPU的特权级为响应函数所在位置内存的特权级：对xv6，所有响应函数都是在内核空间中，因此CPU会被设置为ring 0。

下面就是内核程序的处理，可以概括为vectors.S:vectors -> trapasm.S:alltraps -> trap.c:trap -> 特定处理函数 -> trap.c:trap -> trapasm.S:trapret：

vectors:这是一个数组，里面每一项都是对该中断进行处理的地址。这里的中断处理程序是批量生成的，其主要作用就是向栈内写入中断号（x86不会告知中断处理程序其中断号，因此必须每个中断都设置一个不同的处理程序才能实现这个目的），并且如果该中断没有错误码的话把错误码的位置补上0，使得处理程序更加一致。然后所有程序都会调转到trapasm.S:alltraps。
alltraps：进一步保存现场，把所有的段寄存器和通用寄存器存入栈中，并且设置段寄存器的当前值。这时候，系统栈里面就和x86.h:struct trapframe的组成情况一致了。把esp入栈，再call trap.c:trap，就实现了调用void trap(trapframe*)的效果。
trap：trap会根据中断号的情况进行操作。如果是interrupt，会进行相应的硬件操作，实现基本都在别的文件中。如果是无效的中断，则根据其发起者的特权级不同进行处理：内核态会panic，而用户态会kill用户进程。如果是系统调用，则会检查来源进程是否被killed，如果没有的话则向该用户进程的进程描述符的tf项传入该函数的参数taskframe，调用syscall.c:syscall具体执行该系统调用。执行完毕后，要判断进程是否被杀死了，如果是的话意味着系统出现了异常，或者SYS_exit被调用了，这时候会调转到一个不断执行SYS_exit的循环，确保系统能退出。
trapret：返回之前要先把alltraps保存的现场恢复，包括寄存器和存在栈里面的中断号和错误码，然后执行iret指令，恢复CPU进行的操作，返回之前的特权级。要注意的是中断过程中可能会修改内核栈里面存储的现场，使得返回后开始执行别的进程。时钟中断就是这样的。

xv6对中断的处理是比较简单的：比如除0错误和缺页错误都是归类到无效中断，直接kill进程，没有进行更复杂的处理。对硬件中断，xv6也只对键盘，硬盘（IDE）和时钟中断进行了处理。

系统调用的实现

系统调用在实现中，利用了syscall.c:syscall作为wrapper。syscall根据用户进程在进行系统调用之前eax的数值，选择要调用的系统调用。要注意，syscall中对用户eax数值的有效性进行了详细的检查，以防用户通过设置无效的eax使得系统执行别的位置的代码：理论上，用户甚至可以通过伪造eax使其执行自己在用户空间的代码，非法获得对内核的权限。

在执行中，系统调用的处理程序可以通过proc.c:myproc获得系统调用的发起进程的进程描述符struct proc，进程栈、进程的寄存器都是以taskframe的格式存在发起进程的proc的tf中的，这是traps.c:traps完成的。系统调用的参数都是以Linux采用了的cdecl calling convention放到栈上面的，syscall.c提供了几个helper函数，方便实现者使用系统调用的参数。这几个helper也对参数的有效性进行了详细的检查。在系统调用时，系统是不转换页表的，因此用户空间的虚拟地址可以直接使用，这样指向用户空间的指针依然有效。

添加新的系统调用，要做的就是在call.h中设置新的系统调用号，在call.c:syscalls，这个函数指针的数组中加入新的一项。比如我们添加SYS_setrlimit，在call.h设置：

#define SYS_setrlimit 22

设置syscalls：

static int (*syscalls[])(void) = {
[SYS_fork] sys_fork,
...
[SYS_setrlimit] sys_setrlimit
};

在call.c里面添加对sys_setrlimit的声明（注意一定要extern，否则链接不上），在别的地方实现他即可。可以把实现放到sysproc.c中。

APIC硬件中断的设置

对硬件中断的处理流程之前已经说明了，这里简单补充一下其设置。现代的x86提供嵌入芯片的APIC系统进行中断响应，在接收到中断时执行int指令。有2类系统：全局的IOAPIC和每个时钟独立的local APIC。硬盘IDE接口用的就是IOAPIC，CPU时钟用的就是local APIC。启动时，内核执行lapic.c:lapicinit和ioapic.c:ioapicinit设置有关寄存器，把中断的IRQ号和IDT里面的中断号对应起来。

设置完毕前，整个过程中中断是关闭的。之后各种程序也可能需要屏蔽中断。这时候可以通过调用lock.c:pushcli来执行cli指令，临时屏蔽中断，在结束后调用lock.c:popcli恢复中断。这样可以防止对内核态的核心操作不被打断。