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  • 标志寄存器入栈,置IF=0,TF=0 (为什么要这一步,后面有解释) // 这一步可以模拟为 pushf //标志寄存器入栈 ;下面的步骤完成置IF和TF pushf pop ax and ax,11111100B push ax popf //置IF=0,TF=0 CS和IP入栈 令IP...

    PART1:前言

    int n指令的格式为:int n,n为中断类型码
    cpu执行int中断,实际上就相当于引发一个n号中断的中断过程,他的大致执行过程如下:

    1. 取中断类型n
    2. 标志寄存器入栈,置IF=0,TF=0 (为什么要这一步,后面有解释)
    // 这一步可以模拟为
    pushf 	//标志寄存器入栈
    ;下面的步骤完成置IF和TF
    pushf
    pop ax
    and ax,11111100B
    push ax
    popf	//置IF=0,TF=0
    
    1. CS和IP入栈
    2. 令IP=(n*4),CS=(n*4+2)
      8086的中断向量表是放在0地址处的,而每一个中断向量由两个字组成,低位字存放IP值,高位字存放CS值,所以上面的赋值就完成了跳转到中断处理程序的功能

    为什么中断时要处理TFIF的值?

    TF位:CPU提供的单步中断支持

    cpu在执行完一次指令后,如果检测到标志寄存器TF=1,则产生单步中断,引发中断过程。单步中断的中断类型码为1,也就是说:cpu在执行完一条指令后,如果检测到TF=1,那么就会转去执行1号中断处理程序
    作用:为单步调试程序提供支持,例如debug的t命令

    IF位:外中断之可屏蔽中断与不可屏蔽中断
    • 可屏蔽中断:cpu可以不响应的外中断,具体响不响应看IF的值
    • 不可屏蔽中断:cpu必须立即响应的外中断,cpu会在当前指令执行完后立即响应该中断,不可屏蔽中断的类型码固定为2

    IF=1:CPU在执行完一条指令后会检测有无外中断产生,并且响应这个外中断,如键盘鼠标等的输入
    IF=0:CPU在执行完一条指令不会响应可屏蔽中断

    相关指令

    sti 设置IF=1
    cli 设置IF=0 (close interupt)

    PART2:编写并安装0号中断处理程序(除法溢出中断程序)

    本来是想写9号中断处理程序的,有一些错误没处理好

    1.安装

    在这里插入图片描述
    安装过程就是,先保存原来的中断处理程序的CS和IP,然后通过movsb指令将我们写的程序传送到0000:0200处,然后更改0号中断向量表的地址指向我们安装的程序地址。在这里插入图片描述
    s段就是我们自己写的中断处理程序,当发生溢出时会在屏幕上打印一个绿色的a,最后三行是通过retf指令调用了原来的0号中断处理程序

    2.执行

    在这里插入图片描述

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  • 4.进入中断处理程序的 handler--->5.关中断(cli指令)---->6.写EOI寄存器(表示中断处理完成)---->7.开中断。 硬中断: 对应于上图的1、2、3步骤,在这几个步骤中,所有中断是被屏蔽的,如果在这个时候...
    1. 操作系统以进程调度为单位,进程的运行在进程的上下文中,进程上下文有丰富的、属于自己的资源:例如有硬件上下文,有用户栈、有内核栈,有用户空间的正文段、数据段等等。
    2. 中断上下文什么也没有,只有一段执行代码及其附属的数据,而中断执行thread中的临时变量应该保存在栈上,此时中断只能借用当前进程的资源(当前进程提供了内核栈,保存了hardware context,此外各种资源(例如mm_struct)),如果此时在中断上下文中睡眠,它不像进程那样有专属的task struct,因此无从调度,会阻塞系统调度,且无人唤醒。
    3. 因此Linux kernel的设计者制定了规则:
      (1)中断上下文不是调度实体
      (2)中断上下文的优先级高于进程上下文

    参考文献:

    http://www.wowotech.net/process_management/schedule-in-interrupt.html
    http://www.wowotech.net/irq_subsystem/workqueue.html
    http://bbs.chinaunix.net/thread-2115820-1-1.html

    展开全文
  • 3、为什么程序运行时跳转会影响效率?4、什么情况下才可以发挥cache的作用?5、ARM7和ARM9的差别:6、处理的流水线的级数会影响到CPU的最高频率吗?7、什么是伪指令?8、中断向量表位于存储器什么位置?9、处理软...

    1、内存访问各种存储器的速度?

    最快的是r0-r15这些寄存器,其后依次是cache、SDRAM、硬盘、网络

    2、为什么快速中断比普通中断响应要快?

    因为快速中断拥有独立的r8-r12寄存器,这样在模式切换时可以减少寄存器保护的时间,
    其次是快速中断处理程序可以位于在异常向量表后面,这样可以减少程序跳转时间。

    3、为什么程序运行时跳转会影响效率?

    程序跳转会影响处理的流水线的顺序执行

    4、什么情况下才可以发挥cache的作用?

    程序的顺序执行 / 代码重复执行

    5、ARM7和ARM9的差别:

    • ARM7内核是三级流水线(取指-译码-执行)和提供0.9MIPS/MHz的冯诺伊曼结构;
      ARM9内核是五级流水线(取指-译码-执行-访问内存-写寄存器),提供1.1MIPS/MHz的哈佛结构。
    • ARM7是没有MMU(内存映射单元),ARM720T是MMU的;
      ARM9是有MMU的,ARM940T只有Memory protection unit,不是个完整的MMU。
    • ARM7TDMI提供了非常好的性能、功耗比。包含了Thumb指令集快速乘法指令和ICE调试技术的内核。ARM9的时钟频率比ARM7更高,采用哈佛结构区分了数据总线和指令总线。

    6、处理的流水线的级数会影响到CPU的最高频率吗?

    是的
    

    7、什么是伪指令?

    就是不能通过反汇编得到的指令

    8、中断向量表位于存储器什么位置?

    0x0和0xffff0000两处

    9、处理软中断主要用于什么地方?

    主要用于操作系统的系统调用

    10、ARM处理器对异常中断的响应过程

    ARM处理器对异常中断的响应过程如下所述:
    1)保存处理器当前状态,中断屏蔽位及各条件标志位;
    2)设置当前程序状态寄存器CPSR中的相应位;
    3)将lr设置成返回地址;
    4)将PC设置成该异常中断的中断向量地址,跳转到相应异常中断处执行。

    11、ARM指令和Thumb指令的差别

    • 在ARM体系结构中,ARM指令集中的指令是32位的指令,其执行效率非常高。对于存储系统数据总线为16位的应用系统,ARM体系提供了Thumb指令集。
    • Thumb指令集是对ARM指令集的一个子集重新编码得到的,指令长度为16位。通常在处理器执行ARM程式时,称处理器处于ARM状态;当处理器执行Thumb程式时,称处理器处于Thumb状态。
    • Thumb指令集并没有改动ARM体系地层的程式设计模型,只是在该模型上加上了一些限制条件。Thumb指令集中的数据处理指令的操作数仍然为32位,指令寻址地址也是32位的。

    12、ARM和Thumb指令集混合使用的场合

    通常,Thumb比ARM指令密度高,而且对于内存为8位或16位的系统,使用Thumb效率更高。
    不过在下面一些场合下,必须运行在ARM状态,这时就需要混合使用ARM和Thumb。
    1)强调速度的场合,应该使用ARM指令集;
    2)有些功能只能由ARM指令集完成。如:使能 / 禁止异常中断;
    3)当处理器进入异常中断处理程序时,程序状态转换到ARM状态,即在异常中断处理程式入口的一些指令是ARM指令,然后根据需要程序能转换到Thumb状态,在异常中断程式返回前,程序再转换到ARM状态。
    4)ARM处理器总是从ARM状态开始执行。因此如果要在调试器中运行Thumb指令集,必须为该Thumb程序添加一个ARM程序头,然后再转换到Thumb状态,执行Thumb程式。

    13、哈佛结构 对比 冯.诺曼结构 的优势?

    哈佛结构与冯.诺曼结构处理器比较,哈佛结构处理器有两个明显的特点:

    • 使用两个独立的存储器模块,分别存储指令和数据,每个存储模块都不允许指令和数据并存;

    • 使用独立的两条总线,分别作为CPU与每个存储器之间的专用通信路径,而这两条总线之间毫无关联

    14、为什么在中断向量表中不直接LDR PC,“异常地址”

    问:为什么在中断向量表中不直接LDR PC,“异常地址”.而是使用一个标号,然是在后面使用DCD 定义这个标号
    答:因为LDR 指令只能跳到当前PC 4kB 范围内,而B 指令能跳转到32MB 范围,
    而现在这样在LDR PC, “xxxx”;这条指令不远处用"xxxx"DCD 定义一个字,而这个字里面存放最终异
    常服务程序的地址,这样可以实现4GB 全范围跳转.

    问:LDR 不是可以全空间跳转的吗 《ARM 微控制器基础与实战》程序清单5.3.
    答:LDR 伪指令通过设置指令缓冲池才能实现全范围跳转,而LDR 指令则只能实现4KB 范围
    跳转.

    展开全文
  • 为什么中断上下文不可以休眠

    千次阅读 2013-09-24 22:08:21
    1.进入中断处理程序--->2.保存关键上下文---->3.开中断(sti指令)--->4.进入中断处理程序的handler--->5.关中断(cli指令)---->6.写EOI寄存器(表示中断处理完成)---->7.开中断。 复制代码 硬中断: 对应于上图...

    不可在中断例程中休眠的原因

         如果在某个系统调用中把当前进程休眠,是有明确目标的,这个目标就是过来call这个系统调用的进程(注意这个进程正在running)。

         但是中断和进程是异步的,在中断上下文中,当前进程大部分时候和中断代码可能一点关系都没有。要是在这里调用了休眠代码,把当前进程给休眠了,那就极有可能把无关的进程休眠了。再者,如果中断不断到来,会殃及许多无辜的进程。

        在中断中休眠某个特定进程是可以实现的,通过内核的task_struct链表可以找到的,不论是根据PID还是name。但是只要这个进程不是当前进程,休眠它也可能没有必要。可能这个进程本来就在休眠;或者正在执行队列中但是还没执行到,如果执行到他了可能又无须休眠了。

        还有一个原因是中断也是所谓的原子上下文,有的中断例程中会禁止所有中断,有的中断例程还会使用自旋锁等机制,在其中使用休眠也是非常危险的。 下面会介绍。


    --------------------------------------------------------------------------------


    1. 中断处理的时候,不应该发生进程切换,因为在中断context中,唯一能打断当前中断handler的只有更高优先级的中断,它不会被进程打断(这点对 于softirq,tasklet也一样,因此这些bottom half也不能休眠),如果在中断context中休眠,则没有办法唤醒它,因为所有的 wake_up_xxx都是针对某个进程而言的,而在中断context中,没有进程的概念,没有一个task_struct(这点对于softirq和 tasklet一样),因此真的休眠了,比如调用了会导致block的例程,内核几乎肯定会死.


    2.schedule()在切换进程时,保存当前的进程上下文(CPU寄存器的值、进程的状态以及堆栈中的内容),以便以后恢复此进程运行。中断发生后,内核会先保存当前被中断的进程上下文(在调用中断处理程序后恢复);

    但在中断处理程序里,CPU寄存器的值肯定已经变化了吧(最重要的程序计数器PC、堆栈SP等),如果此时因为睡眠或阻塞操作调用了schedule(),则保存的进程上下文就不是当前的进程context了.所以不可以在中断处理程序中调用schedule()。


    3.2.4内核中schedule()函数本身在进来的时候判断是否处于中断上下文:
    if(unlikely(in_interrupt()))
    BUG();

    因此,强行调用schedule()的结果就是内核BUG,但我看2.6.18的内核schedule()的实现却没有这句,改掉了.


    4.中断handler会使用被中断的进程内核堆栈,但不会对它有任何影响,因为handler使用完后会完全清除它使用的那部分堆栈,恢复被中断前的原貌.


    5.处于中断context时候,内核是不可抢占的,因此,如果休眠,则内核一定挂起.


    ------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------


    先把中断处理流程给出来
    1.进入中断处理程序--->2.保存关键上下文---->3.开中断(sti指令)--->4.进入中断处理程序的handler--->5.关中断(cli指令)---->6.写EOI寄存器(表示中断处理完成)---->7.开中断。
    复制代码


    硬中断:
    对应于上图的1、2、3步骤,在这几个步骤中,所有中断是被屏蔽的,如果在这个时候睡眠了,操作系统不会收到任何中断(包括时钟中断),系统就基本处于瘫痪状态(例如调度器依赖的时钟节拍没有等等……)


    软中断:
    对应上图的4(当然,准确的说应该是4步骤的后面一点,先把话说保险点,免得思一克又开始较真 )。这个时候不能睡眠的关键是因为上下文。
    大家知道操作系统以进程调度为单位,进程的运行在进程的上下文中,以进程描述符作为管理的数据结构。进程可以睡眠的原因是操作系统可以切换不同进程的上下文,进行调度操作,这些操作都以进程描述符为支持。
    中断运行在中断上下文,没有一个所谓的中断描述符来描述它,它不是操作系统调度的单位。一旦在中断上下文中睡眠,首先无法切换上下文(因为没有中断描述符,当前上下文的状态得不到保存),其次,没有人来唤醒它,因为它不是操作系统的调度单位。
    此外,中断的发生是非常非常频繁的,在一个中断睡眠期间,其它中断发生并睡眠了,那很容易就造成中断栈溢出导致系统崩溃。


    如果上述条件满足了(也就是有中断描述符,并成为调度器的调度单位,栈也不溢出了,理论上是可以做到中断睡眠的),中断是可以睡眠的,但会引起很多问题.例如,你在时钟中断中睡眠了,那操作系统的时钟就乱了,调度器也了失去依据;例如,你在一个IPI(处理器间中断)中,其它CPU都在死循环等你答复,你确睡眠了,那其它处理器也不工作了;例如,你在一个DMA中断中睡眠了,上面的进程还在同步的等待I/O的完成,性能就大大降低了……还可以举出很多例子。所以,中断是一种紧急事务,需要操作系统立即处理,不是不能做到睡眠,是它没有理由睡眠。


    ----------------------------------------------------------



    通过int 0x80只是实现系统调用的一种方式,而且是最古老的一种方式。应用程序利用int指令进行主动陷入内核,更应该称之为软件中断,这与前面提到的下半部的软中断不是一个概念。应用程序执行系统调用进入到内核后,内核处于进程上下文,是可以阻塞/睡眠的,是中断上下文不能睡眠。


    -----------------------------------------------------------



    这个说起来有点多,一一来看:
    1,中断要根据前后文来说,一般说中断上下文中不能睡眠,这个中断是指硬件事件发生,触发CPU停止当前活动转而去处理硬件请求.
    2,根据硬件请求响应处理逻辑的实时紧要与否,将整个中断处理过程分为上半部和下半部.
    3,上半部也就是所谓的硬中断处理逻辑,其要求cpu在收到硬件请求后必须马上处理的事情,比如网卡收到数据包了,把数据包从网卡缓存拷贝到主存(可以由DMA完成,但寄存器的修改以及资源设定还是要由cpu去做)的逻辑就需要cpu立即去做,不做的话,网络新来的数据包就可能丢失.所以这些紧要操作逻辑为硬中断处理.
    4,下半部有很多种机制,其中就包括软中断,还有tasklet,workqueue等,软中断只是其中的一种,由于历史的原因,有时候是混淆称呼下半部和软中断的.
    5,软中断处理的逻辑并不那么严格要求及时,比如对网络数据包的处理,因为逻辑复杂,不适合放到硬中断里去做,因为要尽量保证硬中断短小精悍.
    6,linux调度是以进程(或者说线程)来的,即做调度是不同进程上下文的切换.
    7,而可以看到软中断逻辑不属于任何进程,所以才不能睡眠,因为一旦睡眠,cpu切换出去,就切不回来了(和6一起理解).并不是说无法做到在软/硬中断睡眠,只是目前Linux的实现就是这样的,不允许你这么做,要是这么做了,你就等死.


    8,系统调用是属于软中断?难道是指int 0x80?这个不知道是什么概念,但肯定不是与上面的软中断同一个意思.给你两个链接:
    http://lenky.info/2013/02/04/32% ... %E8%B0%83%E7%94%A8/
    http://lenky.info/2013/02/04/64% ... %E8%B0%83%E7%94%A8/


    展开全文
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中断处理程序指令为什么指令