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  • 缺页中断处理过程.ppt
    2020-12-20 04:41:16

    缺页中断处理过程

    3.5.3 存储保护与共享 1. 分页式存储中的存储保护与共享 . 在页式环境下,存储保护以页面为单位。在页表的每个表项里设置一个所谓的“保护位”,由该位的不同取值定义对应页是可读、可写或只可读等。 . 被共享的程序文本不一定正好在一个或几个完整的页面中,有可能一个页面中既有允许共享的内容,又有不能共享的私有数据。因此,在分页环境下实现页面的共享比较困难,但也不是不可能。 3 3 11 . 若页面尺寸为50KB,文本编辑程序的代码是可重入的,需要3页,用户进程的数据段需要一页。那么每个用户进程的逻辑地址空间为4页。如图画出三个进程的逻辑地址空间和对应页表,它们的0~2页都划归给文本编辑程序使用(ed1,ed2,ed3),页表中的0~2表项都对应于块号3、4和6;各进程的数据页(即dataA、dataB、dataC)都位于自己空间的第3页,分别存放在内存的2、8和11块。 进程A的 逻辑地址空间 进程B的 逻辑地址空间 进程C的 逻辑地址空间 ed1 0 ed2 1 ed3 2 dataA 3 ed1 0 ed2 1 ed3 2 dataB 3 ed1 0 ed2 1 ed3 2 dataC 3 进程A的页表 0 3 1 4 2 6 3 2 0 3 1 4 2 6 3 2 0 3 1 4 2 6 3 2 页号 帧号 进程B的页表 页号 帧号 进程C的页表 页号 帧号 操作系统 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 dataA ed1 ed2 ed3 dataB dataC 内存 (a) 2. 分段式存储中的存储保护与共享 在分段环境下,段是有完整意义的逻辑信息单位,为实行存储保护,只需在段表表项里增加权限位,指出每段是可读的、可写的或只执行的等。每次进行地址映射时,都将这次访问的类型与权限位比较,若不符合就产生出错中断。 . . 在段式存储管理中很容易实现段的共享,只需在作业的段表中都增加一个表项,让该段的基址指向共享段在内存中的起始地址即可。 比如进程A和B要对文本编辑程序进行共享,那么可把文本编辑程序作为它们地址空间中的段0,如图所示。若文本编辑程序存放在内存43062起始的连续分区里,那么在所对应的各段表中,段号为0的表项的基址都是43062,从而可共享该文本编辑程序。 . 文本 编辑程序 段0 程序段 段1 数据段 段2 进程A的 逻辑地址空间 文本 编辑程序 段0 程序段 段1 数据段 段2 进程B的 逻辑地址空间 堆栈段 段3 0 25286 1 基址 2 43062 操作系统 内存 进程A的段表 段号 段长 0 25286 1 基址 2 43062 进程B的段表 段号 段长 3 A的数据段 文本 编辑程序 B的数据段 A的程序段 B的堆栈段 43062 B的程序段 (b) 4. 分段与分页的区别 (1) 页是信息的物理单位,段是信息的逻辑单位:系统根据帧的大小划分页,不考虑页中的信息是否完整。因此,一页对应的是信息的一个物理单位;段是基于用户程序结构提出的存储管理模式,用户知道自己的程序分多少段,每段在逻辑上都是相对完整的一组信息。所以,段是信息的逻辑单位。 (2) 页的尺寸由系统确定,段的尺寸因段而异。分页式存储管理中的页的尺寸是由系统确定的,它与内存块的大小相同。段的长度取决于用户编写的程序,不同的段有不同的长度。 (3) 页式地址空间是一维的,段式地址空间是二维的 :在分页式存储管理时,用户必须通过链接编辑程序,把各程序段链接成一个相对于0编址的一维线性空间,用户向系统提供的是一个一维的逻辑地址空间;在分段式存储管理时,用户不把各程序段连接成一个相对于0编址的一维线性空间,各程序段之间是通过[段号,段内位移]进行访问的。因此,用户向系统提供的是一个二维的逻辑地址空间。 虚拟存储器的引入 前面介绍的存储管理方案要求进程全部装入内存才可运行。但这会出现两种情况: ●有的作业因太大,内存装不下而无法运行。 ●系统中作业数太多,因系统容量有限只能让少数作业先运行。 3.6.1 虚拟存储的概念 1. 程序执行的“局部性”原理 由于程序执行具有“局部性”,因此实际运行时,没有必要把全部信息都放在内存里。只要合理组织,调度恰当,在发现所需访问的信息不在内存时,能够找到它,能够把它调入内存,那么不仅可以保证作业的正确执行,而且还提高了系统的资源利用率,使得系统具有更高的运行效率。 程序执行的“局部性”原理,是指程序在执行的某一

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  • 中断和中断处理流程

    千次阅读 2020-12-20 04:41:20
    1. 中断概念中断是指由于接收到来自外围硬件(相对于中央处理器和内存)的异步信号或来自软件的同步信号,而进行相应的硬件/软件处理。发出这样的信号称为进行中断请求(interrupt request,IRQ)。硬件中断导致处理器...

    1. 中断概念

    中断是指由于接收到来自外围硬件(相对于中央处理器和内存)的异步信号或来自软件的同步信号,而进行相应的硬件/软件处理。发出这样的信号称为进行中断请求(interrupt request,IRQ)。硬件中断导致处理器通过一个上下文切换(context switch)来保存执行状态(以程序计数器和程序状态字等寄存器信息为主);软件中断则通常作为CPU指令集中的一个指令,以可编程的方式直接指示这种上下文切换,并将处理导向一段中断处理代码。中断在计算机多任务处理,尤其是实时系统中尤为有用。这样的系统,包括运行于其上的操作系统,也被称为“中断驱动的”(interrupt-driven)。

    中断是一种使CPU中止正在执行的程序而转去处理特殊事件的操作,这些引起中断的事件称为中断源,它们可能是来自外设的输入输出请求,也可能是计算机的一些异常事故或其它内部原因。

    中断:在运行一个程序的过程中,断续地以“插入”方式执行一些完成特定处理功能的程序段,这种处理方式称为中断。

    2. 中断的作用

    并行操作

    硬件故障报警与处理

    支持多道程序并发运行,提高计算机系统的运行效率

    支持实时处理功能

    3. 术语

    按中断源进行分类:发出中断请求的设备称为中断源。按中断源的不同,中断可分为

    内中断:即程序运行错误引起的中断

    外中断:即由外部设备、接口卡引起的中断

    软件中断:由写在程序中的语句引起的中断程序的执行,称为软件中断

    允许/禁止(开/关)中断: CPU通过指令限制某些设备发出中断请求,称为屏蔽中断。从CPU要不要接收中断即能不能限制某些中断发生的角度 ,中断可分为

    可屏蔽中断 :可被CPU通过指令限制某些设备发出中断请求的中断, 那是不是意味着进中断时disable整个中断,其实disable的都是可屏蔽中断?

    不可屏蔽中断:不允许屏蔽的中断如电源掉电

    中断允许触发器:在CPU内部设置一个中断允许触发器,只有该触发器置“1”,才允许中断;置“0”,不允许中断。

    指令系统中,开中断指令,使中断触发器置“1”

    关中断指令,使中断触发器置“0”

    中断优先级:为了管理众多的中断请求,需要按每个(类)中断处理的急迫程度,对中断进行分级管理,称其为中断优先级。在有多个中断请求时,总是响应与处理优先级高的设备的中断请求。

    中断嵌套:当CPU正在处理优先级较低的一个中断,又来了优先级更高的一个中断请求,则CPU先停止低优先级的中断处理过程,去响应优先级更高的中断请求,在优先级更高的中断处理完成之后,再继续处理低优先级的中断,这种情况称为中断嵌套。

    Intel的官方文档里将中断和异常理解为两种中断当前程序执行的不同机制。这是中断和异常的共同点。不同点在于:

    中断(interrupt)是异步的事件,典型的比如由I/O设备触发;异常(exception)是同步的事件,典型的比如处理器执行某条指令时发现出错了等等。

    中断又可以分为可屏蔽中断和非可屏蔽中断,异常又分为故障、陷阱和异常中止3种,它们的具体区别很多书籍和官方文档都解释的比较清楚这里不再赘述。

    关于它们的区别有两点是需要注意的:

    平常所说的屏蔽中断是不包括异常的,即异常不会因为CPU的IF位被清(关中断,指令:cli)而受影响,比如缺页异常,即使关了中断也会触发CPU的处理,回答了我上面红色部分疑问。

    通常说的int 80h这种系统调用使用的中断方式实际上硬件上是理解为异常处理的,因此也不会被屏蔽掉,这也很好理解,int 80h这种中断方式是程序里主动触发的,对于CPU来说属于同步事件,因此也就属于异常的范畴。

    4. 中断(异常)处理过程

    需要明确的一点是CPU对于中断和异常的具体处理机制本质上是完全一致的,即:

    当CPU收到中断或者异常的信号时,它会暂停执行当前的程序或任务,通过一定的机制跳转到负责处理这个信号的相关处理程序中,在完成对这个信号的处理后再跳回到刚才被打断的程序或任务中。这里只描述保护模式下的处理过程,搞清楚了保护模式下的处理过程(更复杂),实模式下的处理机制也就容易理解了。

    具体的处理过程如下:

    1)  中断响应的事前准备:

    系统要想能够应对各种不同的中断信号,总的来看就是需要知道每种信号应该由哪个中断服务程序负责以及这些中断服务程序具体是如何工作的。系统只有事前对这两件事都知道得很清楚,才能正确地响应各种中断信号和异常。

    系统将所有的中断信号统一进行了编号(一共256个:0~255),这个号称为中断向量,具体哪个中断向量表示哪种中断有的是规定好的,也有的是在给定范围内自行设定的。  中断向量和中断服务程序的对应关系主要是由IDT(中断向量表)负责。操作系统在IDT中设置好各种中断向量对应的中断描述符(一共有三类中断门描述符:任务门、中断门和陷阱门),留待CPU查询使用。而IDT本身的位置是由idtr保存的,当然这个地址也是由OS填充的。

    中断服务程序具体负责处理中断(异常)的代码是由软件,也就是操作系统实现的,这部分代码属于操作系统内核代码。也就是说从CPU检测中断信号到加载中断服务程序以及从中断服务程序中恢复执行被暂停的程序,这个流程基本上是硬件确定下来的,而具体的中断向量和服务程序的对应关系设置和中断服务程序的内容是由操作系统确定的。

    2) CPU检查是否有中断/异常信号

    CPU在执行完当前程序的每一条指令后,都会去确认在执行刚才的指令过程中中断控制器(如:8259A)是否发送中断请求过来,如果有那么CPU就会在相应的时钟脉冲到来时从总线上读取中断请求对应的中断向量[2]。

    对于异常和系统调用那样的软中断,因为中断向量是直接给出的,所以和通过IRQ(中断请求)线发送的硬件中断请求不同,不会再专门去取其对应的中断向量。

    3) 根据中断向量到IDT表中取得处理这个向量的中断程序的段选择符

    CPU根据得到的中断向量到IDT表里找到该向量对应的中断描述符,中断描述符里保存着中断服务程序的段选择符。

    4) 根据取得的段选择符到GDT中找相应的段描述符

    CPU使用IDT查到的中断服务程序的段选择符从GDT中取得相应的段描述符,段描述符里保存了中断服务程序的段基址和属性信息,此时CPU就得到了中断服务程序的起始地址。这里,CPU会根据当前cs寄存器里的CPL和GDT的段描述符的DPL,以确保中断服务程序是高于当前程序的,如果这次中断是编程异常(如:int 80h系统调用),那么还要检查CPL和IDT表中中断描述符的DPL,以保证当前程序有权限使用中断服务程序,这可以避免用户应用程序访问特殊的陷阱门和中断门[3]。

    5) CPU根据特权级的判断设定即将运行的中断服务程序要使用的栈的地址

    CPU会根据CPL和中断服务程序段描述符的DPL信息确认是否发生了特权级的转换,比如当前程序正运行在用户态,而中断程序是运行在内核态的,则意味着发生了特权级的转换,这时CPU会从当前程序的TSS信息(该信息在内存中的首地址存在TR寄存器中)里取得该程序的内核栈地址,即包括ss和esp的值,并立即将系统当前使用的栈切换成新的栈。这个栈就是即将运行的中断服务程序要使用的栈。紧接着就将当前程序使用的ss,esp压到新栈中保存起来。也就说比如当前在某个函数中,使用的栈,在中断发生时,需要切换新的栈。

    6) 保护当前程序的现场

    CPU开始利用栈保护被暂停执行的程序的现场:依次压入当前程序使用的eflags,cs,eip,errorCode(如果是有错误码的异常)信息。

    官方文档[1]给出的栈变化的示意图如下:

    7) 跳转到中断服务程序的第一条指令开始执行

    CPU利用中断服务程序的段描述符将其第一条指令的地址加载到cs和eip寄存器中,开始执行中断服务程序。这意味着先前的程序被暂停执行,中断服务程序正式开始工作。

    8) 中断服务程序处理完毕,恢复执行先前中断的程序

    在每个中断服务程序的最后,必须有中断完成返回先前程序的指令,这就是iret(或iretd)。程序执行这条返回指令时,会从栈里弹出先前保存的被暂停程序的现场信息,即eflags,cs,eip重新开始执行。

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  • 单片机中的中断处理解析

    千次阅读 2021-01-12 09:42:14
    中断”与“轮询”“中断处理并非单片机控制系统所特有的现象,在我们的日常生活中“中断”的例子也随处可见。...图1:“中断处理示意图如果不用“中断处理等待方式的话,在看书的过程中...

    “中断”与“轮询”

    “中断”处理并非单片机控制系统所特有的现象,在我们的日常生活中“中断”的例子也随处可见。让我们来看看身边的例子吧。比如尽管您知道今天有快递送到,但却不知道快递送来的具体时间,在这种情况下,也许您会选择坐在客厅里边看书,边等快递送来。在您看书其间,门铃响的时候就表明快递到了(有事件发生)。这就是“中断”的例子。

    图1:“中断”处理示意图

    如果不用“中断”处理等待方式的话,在看书的过程中,您就不得不经常走到门口去确认快递是否到了。像这样频繁地确认是否有“事件”发生的现象,在单片机控制中是通过软件编程完成的。我们把这种处理方式称为“轮询”(图2)。

    图2:“轮询”处理示意图

    单片机中的中断处理

    实际上单片机的中断处理更加复杂,还是以上述事例(边看书边等待快递送来)进行说明。

    现在,相信大家对“中断”已经有所了解了。下面我们来看看在实际的“中断”处理中,单片机内部是怎样进行的。

    在单片机中,通知事件发生的中断信号一般来自于外部INT引脚的输入信号,或是来自定时器、串行I/F等内部的外围功能电路的信号。接收中断信号的是中断控制器。中断控制器根据产生的中断信号的优先级,按优先级顺序发送给CPU。当然,被设定为无效的设备所传送来的中断信号是不会传给CPU的,您也可以屏蔽或忽略它们。CPU根据从中断控制器接收到的指示,执行相应的程序(中断处理)。

    实时处理中断

    “中断”与“轮询”看起来好象可以进行同样的处理,实际上它们有很大的区别。区别在于当事件发生时,中断方式可以立刻执行对应事件的处理。中断的这种处理方式被称为是实时处理。

    而在“轮询”方式中,如果对发生事件的监视周期较短的话也可以实现实时处理,但是在通常情况下,总是有多个事件发生,有时主程序也不允许太短的循环,所以,难以实现实时处理。

    当“中断”发生时,由于从检测到事件发生到切换到中断处理只需要几十至几百个时钟,所以可以在短时间内对应事件进行处理。

    例如,在键输入或开关输入的情况下,对于单片机来说开关何时将被按下是不可预测的事件。所以,如果在主程序中以“轮询”的方式监视的话,将会无端浪费CPU的处理时间,而且,如果要进行多个“轮询”处理,则“轮询”的周期将会变长。

    如果不具备单片机的硬件知识,是很难理解和应用“中断”的。“中断”的内容也确实有些难度,但是它却是单片机系统控制中无法避开的一种处理。所以,大家一定要加深对单片机知识的理解,并熟练掌握“中断”的基本知识和使用方法!

    责任编辑人:CC

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  • Linux中断处理

    2020-12-29 10:02:16
    4.中断处理流程。5.各类型中断的具体执行流程。中断的类型及具体的种类Linux0.11内核注释1.可屏蔽硬件中断。优先级较低,可以被忽略或者延后处理,通常有键盘,打印机。2.不可屏蔽硬件中断。CPU必须无条件响应,...

    简介

    1.基于Linux0.11代码进行分析。

    2.中断类型分类以及具体的中断。

    3.中断向量的注册。

    4.中断处理流程。

    5.各类型中断的具体执行流程。

    中断的类型及具体的种类

    Linux0.11内核注释

    1.可屏蔽硬件中断。优先级较低,可以被忽略或者延后处理,通常有键盘,打印机。

    2.不可屏蔽硬件中断。CPU必须无条件响应,优先级非常的高,通常有电源断电,内存校验错误。

    3.软件中断--错误。缺页异常?内存访问时产生缺页异常中断,在中断处理程序中实际分配内存,然后在缺页中断处理完成后,继续访问内存。

    4.软件中断--陷阱。常见的例子有系统调用,int 0x80,首先会调用中断处理程序,处理完成后,会继续执行后面的指令。

    5.软件中断--放弃。常见的例子有除零,该错误发生后,调用中断处理程序,中断处理程序中会产生SIGFPE信号,程序可通过注册对应的信号处理函数处理该信号。

    中断向量的注册

    1.源码在head.s这个文件中。

    2.0x20-0x2f是硬件中断,在head.s中初始化为ignore_int后,后续的硬件初始化过程中会初始化其中断处理函数。

    3.中断向量存储在全局的中断向量数组结构中,该数组长度256,每个元素8个字节,在head.s文件中定义。在system.h文件中,定义了设置该数组的接口。代码如下:

    // head.s

    .align 2

    .word 0

    idt_descr:

    .word 256*8-1 # idt contains 256 entries

    .long idt

    // system.h

    #define _set_gate(gate_addr,type,dpl,addr) \

    __asm__ ("movw %%dx,%%ax\n\t" \

    "movw %0,%%dx\n\t" \

    "movl %%eax,%1\n\t" \

    "movl %%edx,%2" \

    : \

    : "i" ((short) (0x8000+(dpl<<13)+(type<<8))), \

    "o" (*((char *) (gate_addr))), \

    "o" (*(4+(char *) (gate_addr))), \

    "d" ((char *) (addr)),"a" (0x00080000))

    #define set_intr_gate(n,addr) \

    _set_gate(&idt[n],14,0,addr)

    #define set_trap_gate(n,addr) \

    _set_gate(&idt[n],15,0,addr)

    #define set_system_gate(n,addr) \

    _set_gate(&idt[n],15,3,addr)

    4.在head.s中,调用startup_32函数过程中调用setup_idt函数将全局的中断描述符初始化为ignore_int。代码如下

    setup_idt:

    lea ignore_int,%edx

    movl $0x00080000,%eax

    movw %dx,%ax /* selector = 0x0008 = cs */

    movw $0x8E00,%dx /* interrupt gate - dpl=0, present */

    lea idt,%edi // edi寄存器指向idt数组的起始地址

    mov $256,%ecx // 循环256次

    rp_sidt:

    movl %eax,(%edi)

    movl %edx,4(%edi)

    addl $8,%edi // 下标递增

    dec %ecx

    jne rp_sidt

    lidt idt_descr

    ret

    5.在trap.c文件中,调用trap_init函数注册软件中断。在sched.c中调用sched_init注册2个调度相关的中断,0x20硬件时钟中断,0x80系统调用中断。其余的硬件中断在硬件初始化时注册。以下是部分代码:

    void sched_init(void)

    {

    set_intr_gate(0x20,&timer_interrupt);

    set_system_gate(0x80,&system_call);

    }

    void trap_init(void)

    {

    int i;

    // 设置除操作出错的中断向量值。

    set_trap_gate(0,&divide_error);

    set_trap_gate(1,&debug);

    set_trap_gate(2,&nmi);

    set_system_gate(3,&int3); /* int3-5 can be called from all */

    set_system_gate(4,&overflow);

    set_system_gate(5,&bounds);

    set_trap_gate(6,&invalid_op);

    set_trap_gate(7,&device_not_available);

    set_trap_gate(8,&double_fault);

    set_trap_gate(9,&coprocessor_segment_overrun);

    set_trap_gate(10,&invalid_TSS);

    set_trap_gate(11,&segment_not_present);

    set_trap_gate(12,&stack_segment);

    set_trap_gate(13,&general_protection);

    set_trap_gate(14,&page_fault);

    set_trap_gate(15,&reserved);

    set_trap_gate(16,&coprocessor_error);

    // 下面把int17-47的陷阱门先均设置为reserved,以后各硬件初始化时会重新设置自己的陷阱门。

    for (i=17;i<48;i++)

    set_trap_gate(i,&reserved);

    // 设置协处理器中断0x2d(45)陷阱门描述符,并允许其产生中断请求。设置并行口中断描述符。

    set_trap_gate(45,&irq13);

    outb_p(inb_p(0x21)&0xfb,0x21); // 允许8259A主芯片的IRQ2中断请求。

    outb(inb_p(0xA1)&0xdf,0xA1); // 允许8259A从芯片的IRQ3中断请求。

    set_trap_gate(39,&parallel_interrupt); // 设置并行口1的中断0x27陷阱门的描述符。

    }

    tips:如果想要知道中断处理函数在哪里注册,注册的函数是什么,可搜索system.h文件中的定义的_set_intr_gate, _set_trap_gate, _set_system_gate函数被调用的地方。

    中断的处理流程

    在分析和阅读源码前,先尝试思考通用的中断处理逻辑。

    1.硬件中断。硬件中断通常来自于外部硬件触发。此时进程可能在任意一个状态(用户态执行用户代码,或者在执行中断)。如果是在执行中断,那么就应该判断当前正在执行的中断和触发中断的优先级,然后确定是否要打断正在执行的中断。

    2.软件中断。软件中断来自用户代码主动调用产生,所以此时应该是在用户态执行用户代码。

    3.用户态下的中断应该有一样的通用流程,大致是,保存当前正在执行代码的上下文,切换到内核态调用中断处理函数,完成后回到用户态恢复上下文,然后继续执行。

    中断处理流程

    4.中断处理是在内核态下运行,因此使用的是内核的堆栈,如果中断时正在运行用户态的代码,那么在切到内核态后,将当时的上下文寄存器等信息存在内核中的堆栈中。示意图如下:

    中断时的堆栈

    5.当在中断情况下发生高优先级的中断时,会在中断过程中使用的堆栈的基础上再次保存中断的上下文,然后执行更高优先级的中断。堆栈示意图如下:

    高优先级中断打断当前的中断时的堆栈

    中断的具体执行

    1.源码主要在asm.s和trap.c这2个文件中。

    2.在调用具体的中断处理函数前,都会将段寄存器和ip寄存器入中断栈,这是中断打断的正在运行的进程的上下文。然后将实际要执行的用C实现的中断处理函数push入栈,再将普通的寄存器如eax,ebx等寄存器入栈,下一步将一些段寄存器入栈,最后将返回后执行的指令的栈地址入栈。

    Linux0.11完全注释中断堆栈图

    3.无返回值的中断以int 0x1,除0的中断举例,代码如下:

    divide_error:

    pushl $do_divide_error # 这里push实际要调用的函数,下一条指令又将其和eax寄存器的值交换。

    # 其目的是为了代码复用,其它中断可以直接调用no_error_code代码段

    # do_divide_error在traps.c中实现

    no_error_code: # 这里是五出错号处理的入口处。

    xchgl %eax,(%esp) # _do_divide_error的地址→eax,eax被交换入栈

    pushl %ebx #保存打断进程的寄存器上下文

    pushl %ecx

    pushl %edx

    pushl %edi

    pushl %esi

    pushl %ebp

    push %ds # !!16位的段寄存器入栈后也要占用4个字节。

    push %es

    push %fs

    pushl $0 # "error code" #将数值0作为出错码入栈

    lea 44(%esp),%edx # 取对堆栈中原调用返回地址处堆栈指针位置,并压入堆栈。

    pushl %edx

    movl $0x10,%edx # 初始化段寄存器ds、es和fs,加载内核数据段选择符 0x10是内核栈的段起始地址

    mov %dx,%ds

    mov %dx,%es

    mov %dx,%fs

    # 下行上的 * 号表示调用操作数指定地址处的函数,称为间接调用。这句的含义是调用引起本次

    # 异常的C处理函数,例如do_divide_error等。

    call *%eax

    addl $8,%esp

    pop %fs

    pop %es

    pop %ds

    popl %ebp

    popl %esi

    popl %edi

    popl %edx

    popl %ecx

    popl %ebx

    popl %eax # 弹出原来eax中的内容

    iret # 返回时会取出栈中保存的被打断进程的eip寄存器的值 继续执行后续的指令

    4.其它的类似的无返回值的中断处理函数如下:

    debug:

    pushl $do_int3 # _do_debug C函数指针入栈

    jmp no_error_code # 复用no_error_code代码段

    5.含error_code的中断和有error_code的中断类似,这里就不粘贴重复的代码了,可以参考源码中的asm.s文件。把握住中断处理的核心逻辑,保存上下文,处理中断,恢复上下文,以及参考源码中的system.h, asm.s, traps.c这几个文件。

    6.深究int 0x1除0中断的处理。

    void do_divide_error(long esp, long error_code)

    {

    die("divide error",esp,error_code);

    }

    static void die(char * str,long esp_ptr,long nr)

    {

    long * esp = (long *) esp_ptr;

    int i;

    printk("%s: %04x\n\r",str,nr&0xffff);

    // 下行打印语句显示当前调用进程的CS:EIP、EFLAGS和SS:ESP的值。

    // EIP:\t%04x:%p\n - esp[1]是段选择符(cs),esp[0]是eip.

    // EFLAGS:\t%p\n - esp[2]是eflags

    // ESP:\t%04x:%p\n - esp[4]是源ss,esp[3]是源esp

    printk("EIP:\t%04x:%p\nEFLAGS:\t%p\nESP:\t%04x:%p\n",

    esp[1],esp[0],esp[2],esp[4],esp[3]);

    printk("fs: %04x\n",_fs());

    printk("base: %p, limit: %p\n",get_base(current->ldt[1]),get_limit(0x17));

    if (esp[4] == 0x17) {

    printk("Stack: ");

    for (i=0;i<4;i++)

    printk("%p ",get_seg_long(0x17,i+(long *)esp[3]));

    printk("\n");

    }

    str(i); // 取当前运行任务的任务号

    printk("Pid: %d, process nr: %d\n\r",current->pid,0xffff & i);

    for(i=0;i<10;i++)

    printk("%02x ",0xff & get_seg_byte(esp[1],(i+(char *)esp[0])));

    printk("\n\r");

    // 前面都是打印调试信息 这里才是真正的处理逻辑 在这里是直接退出 错误码为11

    do_exit(11); /* play segment exception */

    }

    总结

    中断处理的分析到这里就告一段落了。首先要对中断进行分类,并且了解每种类型的中断具体有哪些类型。然后了解内核是如何处理中断的,中断处理函数使用的栈都是内核的内存空间,在执行具体的处理函数前,要先保存被中断的进程的上下文,然后再调用具体的处理函数,处理完成后再恢复被中断进程的上下文以继续运行。在这里要说明下,内核中的栈每次起始地址都是一样的,这是因为调用结束后,要么不会返回,要么返回后栈又变空了,所以内核栈是可以重复利用的。

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空空如也

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中断处理过程示意图