Linux中的异常和中断处理以及系统调用

Linux中的异常和中断处理

Linux利用陷阱门来处理异常，利用中断门来处理中断。
异常和中断对应处理程序都属于内核代码段，所以，所有中断门和陷阱门的段选择符(0x60)都指向 GDT 中的“内核代码段”描述符。
通过中断门进入到一个中断服务程序时，CPU 会清除 EFLAGS 寄存器中的 IF 标志，即关中断；通过陷阱门进入一个异常处理程序时，CPU 不会修改 IF 标志。也就是说，外部中断不支持嵌套处理，而内部异常则支持嵌套处理。
任务门描述符中不包含偏移地址，只包含 TSS 段选择符，这个段选择符指向 GDT 中的一个 TSS 段描述符，CPU 根据 TSS 段中的相关信息装载SS 和 ESP 等寄存器，从而执行相应的异常处理程序。
Linux中，将类型号为8的双重故障（#DF）用任务门实现，而且是唯一通过任务门实现的异常。
双重故障 TSS 段描述符在 GDT 中位于索引值为 0x1f 的表项处，即13位索引为0 0000 0001 1111，且其TI=0（指向 GDT），RPL=00（内核级代码），即任务门描述符中的段选择符为00F8H。

异常处理程序发送相应的信号给发生异常的当前进程，或者进行故障恢复，然后返回到断点处执行。例如，若执行了非法操作，CPU就产生6号异常（#UD），在对应的异常处理程序中，向当前进程发送一个SIGILL信号，以通知当前进程中止运行。
采用向发生异常的进程发送信号的机制实现异常处理，可尽快完成在内核态的异常处理过程，因为异常处理过程越长，嵌套执行异常的可能性越大，而异常嵌套执行会付出较大的代价。
并不是所有异常处理都只是发送一个信号到发生异常的进程。例如，对于14号页故障异常（#PF），需要判断是否访问越级、越权或越界等，若发生了这些无法恢复的故障，则页故障处理程序发送SIGSEGV信号给发生页故障异常的进程；若只是缺页，则页故障处理程序负责把所缺失页面从磁盘装入主存，然后返回到发生缺页故障的指令继续执行。

准备阶段：在内核栈保存通用寄存器内容（称为现场信息），这部分大多用汇编语言程序实现。
处理阶段：采用C函数进行具体处理。函数名由do_前缀和处理程序名组成，如 do_overflow 为溢出处理函数。大部分函数的处理方式：保存硬件出错码（如果有的话）和异常类型号，然后，向当前进程发送一个信号。当前进程接受到信号后，若有对应信号处理程序，则转信号处理程序执行；若没有，则调用内核abort例程执行，以终止当前进程。
恢复阶段：恢复保存在内核栈中的各个寄存器的内容，切换到用户态并返回到当前进程的断点处继续执行。

PIC需对所有外设来的 IRQ请求按优先级排队，若至少有一个IRQ线有请求且未被屏蔽，则 PIC向 CPU的 INTR引脚发中断请求。
CPU每执行完一条指令都会查询 INTR，若发现有中断请求，则进入中断响应过程（关中断、保护断点和现场、发中断查询信号），调出中断服务程序执行。
所有中断服务程序的结构类似，都划分为以下三个阶段。
1. 准备阶段：在内核栈中保存各通用寄存器的内容（称为现场信息）以及所请求 IRQi 的值等，并给PIC回送应答信息，允许其发送新的中断请求信号。
2. 处理阶段：执行 IRQi 对应的中断服务例程 ISR （Interrupt Server Routine）。中断类型号为32+i
3. 恢复阶段：恢复保存在内核栈中的各个寄存器的内容，切换到用户态并返回到当前进程的逻辑控制流的断点处继续执行。

Linux系统中printf()函数的执行过程
Linux中的异常和中断处理以及系统调用

将IDTi（i=128）中段选择符（0x60）所指GDT中的内核代码段描述符取出，其DPL=0，此时CPL=3（因为int $0x80指令在用户进程中执行），因而CPL>DPL且IDTi 的 DPL=CPL，故未发生13号异常。
读 TR 寄存器，以访问TSS，从TSS中将内核栈的段寄存器内容和栈指针装入SS和ESP；
依次将执行完指令int $0x80时的SS、ESP、EFLAGS、CS、EIP的内容（即断点和程序状态）保存到内核栈中，即当前SS∶ESP所指之处；
将IDTi（i=128）中段选择符（0x60）装入CS，偏移地址装入EIP。这里，CS:EIP即是系统调用处理程序system_call（所有系统调用的入口程序）第一条指令的逻辑地址

执行int $0x80需一连串的一致性和安全性检查，因而速度较慢。从Pentium II开始，Intel引入了指令sysenter和sysexit，分别用于从用户态到内核态、从用户态到内核态的快速切换。

以上总结，主要参考袁春风老师计算机系统系列课程。