title: xv6代码阅读：traps and interrupts date: 2014-12-30 09:18:19 categories: [操作系统]
tags: [操作系统, xv6, trap, interrupt]
interrupt和trap在xv6上的实现，涉及到TSS，IDT等。
interrupt, trap, exception是什么
在x86系统中，中断(interrupt)有如下分类，
- CPU外部中断 - 外部设备产生的中断，称为interrupt
- 可屏蔽中断(interrupt，如IO设备)
- 不可屏蔽中断(NMI)，如磁盘错误，极少发生，一旦发生别无他法
- CPU内部中断 - 由CPU本身产生的中断
- 软件主动产生的中断，称为trap
- CPU检测到的异常(如除数为0)，称为exception
- 潜在可恢复的错误，称为fault，如缺页故障
- 不可恢复的错误，称为abort
所有这些，interrupt, trap, exception，在CPU看来都是一样的，CPU称它们为中断， 所以interrupt有两个意思：泛指所有中断和特指外部中断，这需要根据上下文来区分。
task state segment(TSS)是什么
TSS，即任务状态段，它是GDT/LDT中的一个段描述符，用来提升CPU的运行级别，要使用 这个段，CPU当前运行级别(CPL)必须小于等于该段的DPL，TSS段中保存的是任务状态，即一堆 的寄存器值，值得注意的是三组寄存器值：
- ss0、esp0
- ss1, esp1
- ss2, esp2
这三组寄存器是用来寻找栈的，x86提供0~3共四个级别，而TSS用来提升级别，所以低级别 可以提升到高级别，提升之后需要把当前的任务状态保存起来，其实就是保存到ssX, espX指定 的栈中，比如从3提升到0，则CPU自动将任务状态保存到ss0:esp0指定的栈中，级别3这一组就 不需要了，因为它是最低的级别了。
xv6是如何做的
每个进程，包括init进程，在创建之初就已经把该进程的kernel stack布局好了，
/*
进程创建之初，其内核栈的样子：
/ +---------------+ <-- stack base(= p->kstack + KSTACKSIZE)
| | ss |
| +---------------+
| | esp |
| +---------------+
| | eflags |
| +---------------+
| | cs |
| +---------------+
| | eip | <-- 从此往上部分，在iret时自动弹出到相关寄存器中，只需把%esp指到这里即可
| +---------------+
| | err |
| +---------------+
| | trapno |
| +---------------+
| | ds |
| +---------------+
| | es |
| +---------------+
| | fs |
struct trapframe | +---------------+
| | gs |
| +---------------+
| | eax |
| +---------------+
| | ecx |
| +---------------+
| | edx |
| +---------------+
| | ebx |
| +---------------+
| | oesp |
| +---------------+
| | ebp |
| +---------------+
| | esi |
| +---------------+
| | edi |
\ +---------------+ <-- p->tf
| trapret |
/ +---------------+ <-- forkret will return to
| | eip(=forkret) | <-- return addr
| +---------------+
| | ebp |
| +---------------+
struct context | | ebx |
| +---------------+
| | esi |
| +---------------+
| | edi |
\ +-------+-------+ <-- p->context
| | |
| v |
| empty |
+---------------+ <-- p->kstack
*/
这些在init process的分析中都已经说过了，因为CPU执行iret时会把trapframe的eip
弹出到%eip寄存器中进而转到这里执行，所以我们只需设置trapframe的eip变量就可以
控制CPU的下一个执行指令地址，转到用户态之后进程的内核栈就是空的了。
接下来是trap的整个过程。我们以系统调用为例。
从int $T_SYSCALL开始
进行系统调用的方式是这样的：
```as exec system call movl $SYS_exec, %eax int $T_SYSCALL
首先把trapno放到%eax里面，这个后续会用到。CPU在执行`int`指令时会自动跳转到相关的
中断处理程序里，也就是`vectorXXX`处，这里为每个中断设置了一个中断处理程序，xv6的
中断处理表是用vector.pl生成的，基本每个表项都是一样的，类似于这样，
```as
vector0:
pushl $0 # errcode
pushl $0 # T_SYSCALL
jmp alltraps
int指令包含的内容是很多的，
- 栈转换，stack转换到tr寄存器指定的tss里面的ss0:esp0，这是该进程对应的内核栈
- 自动将相关寄存器的内容进栈：ss, esp(如果涉及到ring变化的话), eflag, cs, eip。 这样返回用户态之后才能恢复执行
- 跳转到中断处理程序处
跳转完成之后，内核栈是这个样子的，
/*
这部分是CPU执行int指令时自动压栈的，
+---------------+ <-- stack base(= p->kstack + KSTACKSIZE)
| ss |
+---------------+
| esp |
+---------------+
| eflags |
+---------------+
| cs |
+---------------+
| eip |
+---------------+ <-- %esp
*/
中断处理程序
接着开始执行中断处理程序，在vectorXXX里面只是将errcode和trapno压栈， errcode如果有的话都是0，trapno即系统调用的中断号T_SYSCALL，内核栈 变成这样了，
/*
+---------------+ <-- stack base(= p->kstack + KSTACKSIZE)
| ss |
+---------------+
| esp |
+---------------+
| eflags |
+---------------+
| cs |
+---------------+
| eip |
+---------------+
| err |
+---------------+
| trapno |
+---------------+ <-- %esp
*/
然后jmp到alltraps继续执行，
# vectors.S sends all traps here.
.globl alltraps
alltraps:
# Build trap frame.
pushl %ds
pushl %es
pushl %fs
pushl %gs
pushal
# Set up data and per-cpu segments.
movw $(SEG_KDATA<<3), %ax
movw %ax, %ds
movw %ax, %es
movw $(SEG_KCPU<<3), %ax
movw %ax, %fs
movw %ax, %gs
# Call trap(tf), where tf=%esp
pushl %esp
call trap
addl $4, %esp
# Return falls through to trapret...
# 这句话的意思是代码继续往下执行完trapret。
# 'return'，名词；fall through to，动词，继续直到...
.globl trapret
trapret:
popal
popl %gs
popl %fs
popl %es
popl %ds
addl $0x8, %esp # trapno and errcode
iret
一进来就是一通压栈，压入段寄存器，压入通用寄存器pushal，到此为止，内核栈又
变样子了，
/*
/ +---------------+ <-- stack base(= p->kstack + KSTACKSIZE)
| | ss |
| +---------------+
| | esp |
| +---------------+
| | eflags |
| +---------------+
| | cs |
| +---------------+
| | eip | <-- 从此往上部分，在iret时自动弹出到相关寄存器中，只需把%esp指到这里即可
| +---------------+
| | err |
| +---------------+
| | trapno |
| +---------------+
| | ds |
| +---------------+
| | es |
| +---------------+
| | fs |
struct trapframe | +---------------+
| | gs |
| +---------------+
| | eax |
| +---------------+
| | ecx |
| +---------------+
| | edx |
| +---------------+
| | ebx |
| +---------------+
| | oesp |
| +---------------+
| | ebp |
| +---------------+
| | esi |
| +---------------+
| | edi |
\ +---------------+ <-- %esp
*/
OMG，整个栈，此时不就是一个trapframe结构吗？是的！修改一下段寄存器之后开始调用
trap()函数，这是一个C函数，里面会处理所有的中断、trap，它的参数就是一个trapframe，
# 为trap()函数准备参数，struct trapframe*
pushl %esp
call trap
# 干掉之前压栈的参数，完成之后%esp又指向trapframe结构了
addl $4, %esp
到此为止，系统调用的实质工作已经完成了，接下来就要返回用户态了，也就是trapret，
alltraps会自动往下执行到trapret。很显然，它要把寄存器恢复回去，
.globl trapret
trapret:
popal # 恢复通用寄存器
popl %gs # 恢复各种段寄存器
popl %fs
popl %es
popl %ds
addl $0x8, %esp # trapno and errcode，干掉这两个
我们故意把iret分开来，在iret执行前，内核栈样子是这样的，
/*
+---------------+ <-- stack base(= p->kstack + KSTACKSIZE)
| ss |
+---------------+
| esp |
+---------------+
| eflags |
+---------------+
| cs |
+---------------+
| eip |
+---------------+
| err |
+---------------+
| trapno |
+---------------+ <-- %esp
*/
咦，好眼熟啊，对这正是CPU执行int之后内核栈的样子，这部分是被CPU
自动压栈的，接下来是iret指令，又是一个很复杂的指令，它会把int
自动压栈的内容再自动恢复回去，这样程序就回到eip处了，即中断发生的
指令处，一切就跟没有发生一样。
可是系统调用，比如说read()，它的执行结果呢？
```c syscall.c void syscall(void) { int num;
num = proc->tf->eax; if(num > 0 && num < NELEM(syscalls) && syscalls[num]) { proc->tf->eax = syscallsnum; // 系统调用的执行结果 } else { cprintf("%d %s: unknown sys call %d\n", proc->pid, proc->name, num); proc->tf->eax = -1; } }
原来如此，系统调用的执行结果保存在通用寄存器里了。那系统调用的参数呢？比如说打开文件时
的“文件路径”参数，这是怎么传递的呢？答案在syscall.c里面，
```c
int argint(int n, int *ip)
{
// proc->tf->esp增加一个ret addr的偏移量即为参数位置
return fetchint(proc->tf->esp + 4 + 4*n, ip);
}
process在创建之初就设置p->tf属性了，这个指针指向内核栈的某个位置，见allocproc()函数，
系统调用的参数是通过读取用户栈传递的。
整个系统调用至此完结。
疑问及解答
从scheduler()看来，每个CPU都会找RUNNABLE的进程执行，而一旦开始执行就会将进程状态设置为 RUNNING，于是其他CPU不可能再执行这个进程了，这样看来，一个进程同时只能被一个CPU执行！ 当然，也有可能进程A被CPU0执行一段时间，然后不管是被中断还是时间片用完，还是自己主动yield， 它都会再次进入RUNNABLE状态，然后其他CPU可能发现并执行它，但是同一时刻，它只能在一个 CPU上执行。但是问题来了，一个进程在CPU0上被中断，然后还能在CPU1上被恢复吗？
答： 这涉及到抢占式内核和非抢占式内核之分，如果进程在内核态执行时运行进程被更高优先级进程挂起， 那么kernel就是抢占式的，否则一个进程在进入kernel执行时不允许被中断，那么kernel就是非抢占式的。
xv6是抢占式的内核，也就是说，当进程通过系统调用进入内核之后允许中断，当进程通过系统调用进入内核
正在运行，此时中断再次到达后，比如时钟中断，它会再次进入到alltraps，在这里push各种寄存器，
然后再次执行到trap，并主动yield()，这个过程其实类似于调用int指令，只是这是发生在内核中的
中断，CPU自动保存寄存器时不会保存ss, esp(trapframe最后两个变量)，这之后当前正在运行的进程
内核栈中就保存了一个trapframe，一个context，而trapret会return到新的进程继续执行，因为这期间
栈被切换了。等待这个进程被再次调度后会从它的context继续执行，而此次执行就不一定是以前的那个
CPU了。
(over)