Linux 中断机制（一）之中断和异常

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于 2024-08-12 17:01:39 首次发布

一、什么是中断

1、概述

中断（interrupt）是指在 CPU 正常运行期间，由外部或内部事件引起的一种机制。当中断发生时，CPU 会停止当前正在执行的程序，并转而执行触发该中断的中断处理程序。处理完中断处理程序后，CPU 会返回到中断发生的地方，继续执行被中断的程序。中断机制允许 CPU 在实时响应外部或内部事件的同时，保持对其他任务的处理能力。

中断的流程图如下：

2、中断的分类

中断通常被定义为一个事件，该事件改变处理器执行的指令顺序。这样的事件与 CPU 芯片内外部硬件电路产生的电信号相对应。

中断通常分为同步（synchronous）中断和异步（asynchronous）中断：

同步中断是当指令执行时由 CPU 控制单元产生的，之所以称为同步，是因为只有在一条指令终止执行后CPU才会发出中断；
异步中断是由其他硬件设备依照 CPU 时钟信号随机产生的。

在 Intel 微处理器手册中,把同步和异步中断分别称为异常（exception）和中断（interrupt）我们也采用这种分类，当然有时我们也用术语“中断信号”指这两种类型(同步及异步)。

二、中断和异常

1、中断和异常

Intel 文档把中断和异常分为以下几类：

中断：
- 可屏蔽中断（maskabie interrupt）
  I/O 设备发出的所有中断请求（IRQ）都产生可屏蔽中断。可屏蔽中断可以处于两种状态：屏蔽的（masked）或非屏蔽的（unmasked），一个屏蔽的中断只要还是屏蔽的，控制单元就忽略它。要根据中断允许标志的设置来判断 CPU 是否能响应中断请求。
- 非屏蔽中断（nonmakable interrupt）
  只有几个危急事件（如硬件故障）才引起非屏蔽中断。非屏蔽中断总是由 CPU 辨认。不受中断允许标志的影响，不能用软件进行屏蔽。
  可屏蔽的中断可以被阻塞，使用 x86_64 的指令 sti 和 cli。这两个指令修改了在中断寄存器中的 IF 标识位。 sti 指令设置 IF 标识，cli 指令清除这个标识。不可屏蔽的中断总是被报告。通常，任何硬件上的失败都映射为不可屏蔽中断。我们可以在 Linux 内核代码中找到这两个指令的使用：

static inline void native_irq_disable(void)
{
   
   
        asm volatile("cli": : :"memory");
}

static inline void native_irq_enable(void)
{
   
   
        asm volatile("sti": : :"memory");
}

异常：
1. 处理器探测异常（processor-detected exception）
  当 CPU 执行指令时探测到的一个反常条件所产生的异常。可以进一步分为三组，这取决于 CPU 控制单元产生异常时保存在内核态堆栈 eip 寄存器中的值。
  - 故障（fault）
    通常可以纠正：一旦纠正，程序就可以在不失连贯性的情况下重新开始。保存在 eip 中的值是引起故障的指令地址。因此，当异常处理程序终止时，那条指令会被重新执行。
  - 陷阱（trap）
    在陷阱指令执行后立即报告；内核把控制权返回给程序后就可以继续它的执行而不失连贯性。保存在 eip 中的值是一个随后要执行的指令地址。只有当没有必要重新执行已终止的指令时，才触发陷阱。陷阱的主要用途是为了调试程序。在这种情况下，中断信号的作用是通知调试程序一条特殊指令已被执行（例如到了一个程序内的断点）。一旦用户检查到调试程序所提供的数据，它就可能要求被调试程序从下一条指令重新开始执行。
  - 异常中止（abort）
    发生一个严重的错误：控制单元出了问题，不能在 eip 寄存器中保存引起异常的指令所在的确切位置。异常中止用于报告严重的错误，如硬件故障或系统表中无效的值或不一致的值。由控制单元发送的这个中断信号是紧急信号，用来把控制权切换到相应的异常中止处理程序，这个异常中止处理程序除了强制受影响的进程终止外，没有别的选择。
2. 编程异常（programmed exception）
  在编程者发出请求时发生。是由 int 或 int3 指令触发的，当 into（检查溢出）和 bound（检查地址出界）指令检查的条件不为真时，也引起编程异常。控制单元把编程异常作为陷阱来处理。编程异常通常也叫做软中断（sofware interrupt）这样的异常有两种常用的用途：执行系统调用及给调试程序通报一个特定的事件。

每个中断和异常是由 0~255 之间的一个数来标识。因为一些未知的原因，Intel 把这个 8 位的无符号整数叫做一个向量（vector）。非屏蔽中断的向量和异常的向量是固定的，而可屏蔽中断的向量可以通过对中断控制器的编程来改变。

中断和异常的区别：中断是由硬件引起的；异常则发生在编程失误而导致错误指令，或者在执行期间出现特殊情况必须要靠内核来处理的时候（比如缺页）。

2、中断的上下部

中断的执行需要快速响应，但并不是所有中断都能迅速完成。此外， Linux 中的中断不支持嵌套，意味着在正式处理中断之前会屏蔽其他中断，直到中断处理完成后再重新允许接收中断，如果中断处理时间过长，将会引发问题。

这里以炒菜的过程中接电话进行举例：当你正在炒菜的时候，菜正在锅里翻炒着。突然，你的手机响起，打破了你正常的炒菜流程，接电话的时间很短并不会对炒菜产生很大的影响，而接电话的时候可能就有问题了，因为菜可能会因为没来得及翻面而炒糊了。

为了让系统可以更好地处理中断事件，提高实时性和响应能力，将中断服务程序划分为上下文两部分：

上半部：上半部是中断处理函数的一部分，它主要处理一些紧急且需要快速响应的任务。中断上文的特点是执行时间较短，旨在尽快完成对中断的处理。这些任务可能包括保存寄存器状态、更新计数器等，以便在中断处理完成后能够正确地返回到中断前的执行位置。
上半部的执行是在中断上下文中进行的，它运行在中断服务例程（ISR）所在的内核线程上下文中，而不是用户进程的上下文中。因此，上半部的执行是在中断被触发时立即执行的，不会被其他中断打断。
下半部是中断处理函数的另一部分，它相对于上半部来说是延迟执行的。下半部的目的是在中断被触发后，尽快将一些不紧急或者耗时的处理工作延后执行，以减轻上半部的负担，从而使中断处理更加高效。
下半部的执行是在非中断上下文中进行的，它不会被其他中断打断，并且可以访问用户空间的内存。下半部的执行可以在任意时刻进行，但是需要注意的是，下半部执行的时间越长，会导致中断延迟更长，从而影响系统的响应性能。下半部一般包括以下几种形式：
- 内核线程：创建一个新的内核线程来执行一些独立于中断的任务。
- 任务队列：将需要执行的任务放入任务队列中，由内核调度器来选择适当的时机执行。
- 工作队列：类似于任务队列，但是工作队列可以绑定到某个 CPU，以提高处理效率。

3、异常

80x86 微处理器发布了大约 20 种不同的异常（依赖于体系结构）。内核必须为每种常提供一个专门的异常处理程序。对于某些异常，CPU 控制单元在开始执行异常处理程序前会产生一个硬件出错码（hardware error code)，并且压入内核态堆栈。

下面的列表给出了在 80x86 处理器中可以找到的异常的向量、名字、类型及其简单描述。更多的信息可以在 Intel 的技术文挡中找到。

0：“Divide error”(故障)
当一个程序试图执行整数被 0 除操作时产生。
1：“Debug”(陷阱或故障)
产生于：
- 设置 eflags 的 TF 标志时（对于实现调试程序的单步执行是相当有用的）；
- 一条指令或操作数的地址落在一个活动 debug 寄存器的范围之内。
2：未用
为非屏蔽中断保留（利用 NMI 引脚的那些中断）。
3：“Breakpoint”(陷阱)
由 int3（断点）指令（通常由 debugger 插入）引起。
4：“Overflow”(陷阱)
当 eflags 的 OF（overflow）标志被设置时，into（检查溢出）指令被执行。
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