内核初始化第二部分

在原文的基础上添加了5.10.13部分的源码解读。

初期中断和异常处理

在上一个部分我们谈到了初期中断初始化。目前我们已经处于解压缩后的Linux内核中了，还有了用于初期启动的基本的分页机制。我们的目标是在内核的主体代码执行前做好准备工作。

我们已经在本章的第一部分做了一些工作，在这一部分中我们会继续分析关于中断和异常处理部分的代码。

我们在上一部分谈到了下面这个循环：

/*** idt_setup_early_handler - Initializes the idt table with early handlers*/
void __init idt_setup_early_handler(void)
{int i;for (i = 0; i < NUM_EXCEPTION_VECTORS; i++)set_intr_gate(i, early_idt_handler_array[i]);
#ifdef CONFIG_X86_32for ( ; i < NR_VECTORS; i++)set_intr_gate(i, early_ignore_irq);
#endifload_idt(&idt_descr);
}

这段代码位于 arch/x86/kernel/head64.c。在分析这段代码之前，我们先来了解一些关于中断和中断处理程序的知识。

理论

中断是一种由软件或硬件产生的、向CPU发出的事件。例如，如果用户按下了键盘上的一个按键时，就会产生中断。此时CPU将会暂停当前的任务，并且将控制流转到特殊的程序中—— 中断处理程序(Interrupt Handler)。一个中断处理程序会对中断进行处理，然后将控制权交还给之前暂停的任务中。中断分为三类：

软件中断 - 当一个软件可以向CPU发出信号，表明它需要系统内核的相关功能时产生。这些中断通常用于系统调用；
硬件中断 - 当一个硬件有任何事件发生时产生，例如键盘的按键被按下；
异常 - 当CPU检测到错误时产生，例如发生了除零错误或者访问了一个不存在的内存页。

每一个中断和异常都可以由一个数来表示，这个数叫做 向量号 ，它可以取从 0 到 255 中的任何一个数。通常在实践中前 32 个向量号用来表示异常，32 到 255 用来表示用户定义的中断。可以看到在上面的代码中，NUM_EXCEPTION_VECTORS 就定义为：

#define NUM_EXCEPTION_VECTORS 32

其中详细定义如下：

#define X86_TRAP_DE       0  /* Divide-by-zero */    /* 被 0 除 */
#define X86_TRAP_DB      1  /* Debug */
#define X86_TRAP_NMI     2  /* Non-maskable Interrupt 不可屏蔽中断， 严重问题 */
#define X86_TRAP_BP      3  /* Breakpoint */    /* 断点 */
#define X86_TRAP_OF      4  /* Overflow */
#define X86_TRAP_BR      5  /* Bound Range Exceeded */
#define X86_TRAP_UD      6  /* Invalid Opcode */
#define X86_TRAP_NM      7  /* Device Not Available */
#define X86_TRAP_DF      8  /* Double Fault */
#define X86_TRAP_OLD_MF 9   /* Coprocessor Segment Overrun */
#define X86_TRAP_TS     10  /* Invalid TSS */
#define X86_TRAP_NP     11  /* Segment Not Present */
#define X86_TRAP_SS     12  /* Stack Segment Fault */
#define X86_TRAP_GP     13  /* General Protection Fault */
#define X86_TRAP_PF     14  /* Page Fault */    /* 页 fault */
#define X86_TRAP_SPURIOUS   15  /* Spurious Interrupt */
#define X86_TRAP_MF     16  /* x87 Floating-Point Exception */
#define X86_TRAP_AC     17  /* Alignment Check */
#define X86_TRAP_MC     18  /* Machine Check */
#define X86_TRAP_XF     19  /* SIMD Floating-Point Exception */
#define X86_TRAP_VE     20  /* Virtualization Exception */
#define X86_TRAP_CP     21  /* Control Protection Exception */
#define X86_TRAP_VC     29  /* VMM Communication Exception 硬件虚拟化之vmm接管异常中断 */
#define X86_TRAP_IRET   32  /* IRET Exception */

CPU会从 APIC 或者 CPU 引脚接收中断，并使用中断向量号作为 中断描述符表 的索引。下面的表中列出了 0-31 号异常：

----------------------------------------------------------------------------------------------
|Vector|Mnemonic|Description         |Type |Error Code|Source                   |
----------------------------------------------------------------------------------------------
|0     | #DE    |Divide Error        |Fault|NO        |DIV and IDIV                          |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|1     | #DB    |Reserved            |F/T  |NO        |                                      |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|2     | ---    |NMI                 |INT  |NO        |external NMI                          |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|3     | #BP    |Breakpoint          |Trap |NO        |INT 3                                 |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|4     | #OF    |Overflow            |Trap |NO        |INTO  instruction                     |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|5     | #BR    |Bound Range Exceeded|Fault|NO        |BOUND instruction                     |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|6     | #UD    |Invalid Opcode      |Fault|NO        |UD2 instruction                       |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|7     | #NM    |Device Not Available|Fault|NO        |Floating point or [F]WAIT             |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|8     | #DF    |Double Fault        |Abort|YES       |Ant instrctions which can generate NMI|
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|9     | ---    |Reserved            |Fault|NO        |                                      |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|10    | #TS    |Invalid TSS         |Fault|YES       |Task switch or TSS access             |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|11    | #NP    |Segment Not Present |Fault|NO        |Accessing segment register            |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|12    | #SS    |Stack-Segment Fault |Fault|YES       |Stack operations                      |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|13    | #GP    |General Protection  |Fault|YES       |Memory reference                      |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|14    | #PF    |Page fault          |Fault|YES       |Memory reference                      |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|15    | ---    |Reserved            |     |NO        |                                      |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|16    | #MF    |x87 FPU fp error    |Fault|NO        |Floating point or [F]Wait             |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|17    | #AC    |Alignment Check     |Fault|YES       |Data reference                        |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|18    | #MC    |Machine Check       |Abort|NO        |                                      |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|19    | #XM    |SIMD fp exception   |Fault|NO        |SSE[2,3] instructions                 |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|20    | #VE    |Virtualization exc. |Fault|NO        |EPT violations                        |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|21-31 | ---    |Reserved            |INT  |NO        |External interrupts                   |
----------------------------------------------------------------------------------------------

为了能够对中断进行处理，CPU使用了一种特殊的结构 - 中断描述符表（IDT）。IDT 是一个由描述符组成的数组，其中每个描述符都为8个字节，与全局描述附表一致；不过不同的是，我们把IDT中的每一项叫做 门(gate) 。为了获得某一项描述符的起始地址，CPU 会把向量号乘以8，在64位模式中则会乘以16。在前面我们已经见过，CPU使用一个特殊的 GDTR 寄存器来存放全局描述符表的地址，中断描述符表也有一个类似的寄存器 IDTR ，同时还有用于将基地址加载入这个寄存器的指令 lidt 。

64位模式下 IDT 的每一项的结构如下：

127                                                                             96--------------------------------------------------------------------------------
|                                                                               |
|                                Reserved                                       |
|                                                                               |--------------------------------------------------------------------------------
95                                                                              64--------------------------------------------------------------------------------
|                                                                               |
|                               Offset 63..32                                   |
|                                                                               |--------------------------------------------------------------------------------
63                               48 47      46  44   42    39             34    32--------------------------------------------------------------------------------
|                                  |       |  D  |   |     |      |   |   |     |
|       Offset 31..16              |   P   |  P  | 0 |Type |0 0 0 | 0 | 0 | IST |
|                                  |       |  L  |   |     |      |   |   |     |--------------------------------------------------------------------------------
31                                   15 16                                      0--------------------------------------------------------------------------------
|                                      |                                        |
|          Segment Selector            |                 Offset 15..0           |
|                                      |                                        |--------------------------------------------------------------------------------

其中:

Offset - 代表了到中断处理程序入口点的偏移；
DPL - 描述符特权级别；
P - Segment Present 标志;
Segment selector - 在GDT或LDT中的代码段选择子；
IST - 用来为中断处理提供一个新的栈。

门(gate) 结构如下：

struct idt_bits {/* 中断 索引 */u16      ist : 3,zero    : 5,type    : 5,dpl : 2,p   : 1;
} __attribute__((packed));struct idt_data {/* 中断描述符表 数据 */unsigned int  vector;unsigned int segment;struct idt_bits bits;const void *addr;
};struct gate_struct {/* 门 */u16        offset_low;u16      segment;struct idt_bits bits;u16        offset_middle;
#ifdef CONFIG_X86_64u32     offset_high;u32     reserved;
#endif
} __attribute__((packed));

最后的 Type 域描述了这一项的类型，中断处理程序共分为三种：

任务描述符
中断描述符
陷阱描述符

在5.10.13中已经为四项：

enum {GATE_INTERRUPT = 0xE,   /* 中断门 */GATE_TRAP = 0xF,        /* 陷阱 */GATE_CALL = 0xC,    GATE_TASK = 0x5,        /* 任务 */
};

中断和陷阱描述符包含了一个指向中断处理程序的远 (far) 指针，二者唯一的不同在于CPU处理 IF 标志的方式。如果是由中断门进入中断处理程序的，CPU 会清除 IF 标志位，这样当当前中断处理程序执行时，CPU 不会对其他的中断进行处理；只有当当前的中断处理程序返回时，CPU 才在 iret 指令执行时重新设置 IF 标志位。

中断门的其他位为保留位，必须为0。下面我们来看一下 CPU 是如何处理中断的：

CPU 会在栈上保存标志寄存器、cs段寄存器和程序计数器IP；
如果中断是由错误码引起的（比如 #PF）， CPU会在栈上保存错误码；
在中断处理程序执行完毕后，由iret指令返回。

OK，接下来我们继续分析代码。

设置并加载 IDT

我们分析到了如下代码：

for (i = 0; i < NUM_EXCEPTION_VECTORS; i++)set_intr_gate(i, early_idt_handler_array[i]);

这里循环内部调用了 set_intr_gate ，它接受两个参数：

中断号，即 向量号；
中断处理程序的地址。

static __init void set_intr_gate(unsigned int n, const void *addr)
{struct idt_data data;init_idt_data(&data, n, addr);//将中断门插入至 `IDT` 表中idt_setup_from_table(idt_table, &data, 1, false);
}

同时，这个函数还会将中断门插入至 IDT 表中，代码中的 &idt_descr 数组即为 IDT。首先让我们来看一下 early_idt_handler_array 数组，它定义在 arch/x86/include/asm/segment.h 头文件中，包含了前32个异常处理程序的地址：

#define EARLY_IDT_HANDLER_SIZE   9
#define NUM_EXCEPTION_VECTORS   32extern const char early_idt_handler_array[NUM_EXCEPTION_VECTORS][EARLY_IDT_HANDLER_SIZE];

early_idt_handler_array 是一个大小为 288 字节的数组，每一项为 9 个字节，其中2个字节的备用指令用于向栈中压入默认错误码（如果异常本身没有提供错误码的话），2个字节的指令用于向栈中压入向量号，剩余5个字节用于跳转到异常处理程序。

 for (i = 0; i < NUM_EXCEPTION_VECTORS; i++)set_intr_gate(i, early_idt_handler_array[i]);

在上面的代码中，我们只通过一个循环向 IDT 中填入了前32项内容，这是因为在整个初期设置阶段，中断是禁用的。early_idt_handler_array 数组中的每一项指向的都是同一个通用中断处理程序，定义在 arch/x86/kernel/head_64.S 。我们先暂时跳过这个数组的内容，看一下 set_intr_gate 的定义。

set_intr_gate 宏定义在 arch/x86/include/asm/desc.h：

#define set_intr_gate(n, addr)                         \do {                                                            \BUG_ON((unsigned)n > 0xFF);                             \_set_gate(n, GATE_INTERRUPT, (void *)addr, 0, 0,        \__KERNEL_CS);                                 \_trace_set_gate(n, GATE_INTERRUPT, (void *)trace_##addr,\0, 0, __KERNEL_CS);                     \} while (0)

首先 BUG_ON 宏确保了传入的中断向量号不会大于255，因为我们最多只有 256 个中断。然后它调用了 _set_gate 函数，它会将中断门写入 IDT：

static inline void _set_gate(int gate, unsigned type, void *addr,unsigned dpl, unsigned ist, unsigned seg)
{gate_desc s;pack_gate(&s, type, (unsigned long)addr, dpl, ist, seg);write_idt_entry(idt_table, gate, &s);write_trace_idt_entry(gate, &s);
}

在 _set_gate 函数的开始，它调用了 pack_gate 函数。这个函数会使用给定的参数填充 gate_desc 结构：

static inline void pack_gate(gate_desc *gate, unsigned type, unsigned long func,unsigned dpl, unsigned ist, unsigned seg)
{gate->offset_low        = PTR_LOW(func);gate->segment           = __KERNEL_CS;gate->ist               = ist;gate->p                 = 1;gate->dpl               = dpl;gate->zero0             = 0;gate->zero1             = 0;gate->type              = type;gate->offset_middle     = PTR_MIDDLE(func);gate->offset_high       = PTR_HIGH(func);
}

在这个函数里，我们把从主循环中得到的中断处理程序入口点地址拆成三个部分，填入门描述符中。下面的三个宏就用来做这个拆分工作：

#define PTR_LOW(x) ((unsigned long long)(x) & 0xFFFF)
#define PTR_MIDDLE(x) (((unsigned long long)(x) >> 16) & 0xFFFF)
#define PTR_HIGH(x) ((unsigned long long)(x) >> 32)

调用 PTR_LOW 可以得到 x 的低 2 个字节，调用 PTR_MIDDLE 可以得到 x 的中间 2 个字节，调用 PTR_HIGH 则能够得到 x 的高 4 个字节。接下来我们来位中断处理程序设置段选择子，即内核代码段 __KERNEL_CS。然后将 Interrupt Stack Table 和 描述符特权等级 （最高特权等级）设置为0，以及在最后设置 GAT_INTERRUPT 类型。

在5.10.13中已经修改为：

static __init void set_intr_gate(unsigned int n, const void *addr)
{struct idt_data data;init_idt_data(&data, n, addr);//将中断门插入至 `IDT` 表中idt_setup_from_table(idt_table, &data, 1, false);
}

init_idt_data如下：

/* 初始化一个 中断描述符 */
static inline void init_idt_data(struct idt_data *data, unsigned int n,const void *addr)/*  */
{BUG_ON(n > 0xFF);   //`BUG_ON` 宏确保了传入的中断向量号不会大于255memset(data, 0, sizeof(*data));data->vector  = n;    /* 终端号 */data->addr = addr;     /* 处理地址 */data->segment = __KERNEL_CS;  /* 内核代码段 */data->bits.type  = GATE_INTERRUPT;/* 中断描述符 */data->bits.p    = 1;    /*  */
}

idt_setup_from_table如下：

static __init void
idt_setup_from_table(gate_desc *idt, const struct idt_data *t, int size/* 个数 */, bool sys)/*  */
{/* 门 */gate_desc desc;for (; size > 0; t++, size--) {idt_init_desc(&desc, t);    /*  */write_idt_entry(idt, t->vector, &desc); /* 写入 CPU */if (sys)set_bit(t->vector, system_vectors);}
}

这里的write_idt_entry为：

static inline void write_idt_entry(gate_desc *dt, int entry, const gate_desc *g)
{   /*  */PVOP_VCALL3(cpu.write_idt_entry, dt, entry, g);
}

如果没有定义：CONFIG_PARAVIRT_XXL

#ifdef CONFIG_PARAVIRT_XXL
#include <asm/paravirt.h>
#else
#define write_idt_entry(dt, entry, g)       native_write_idt_entry(dt, entry, g)
#endif  /* CONFIG_PARAVIRT_XXL */

现在我们已经设置好了IDT中的一项，那么通过调用 native_write_idt_entry 函数来把复制到 IDT：

static inline void native_write_idt_entry(gate_desc *idt, int entry, const gate_desc *gate)
{memcpy(&idt[entry], gate, sizeof(*gate));
}

主循环结束后，idt_table 就已经设置完毕了，其为一个 gate_desc 数组。

/* Must be page-aligned because the real IDT is used in the cpu entry area */
static gate_desc __page_aligned_bss idt_table[IDT_ENTRIES] ;    /* 中断描述符表 */

而我们的idt_descr为：

static struct desc_ptr __ro_after_init idt_descr  = {.size      = IDT_TABLE_SIZE - 1,.address  = (unsigned long) idt_table,
};

然后我们就可以通过下面的代码加载 中断描述符表：

load_idt((const struct desc_ptr *)&idt_descr);

其中，idt_descr 为：

struct desc_ptr idt_descr = { NR_VECTORS * 16 - 1, (unsigned long) idt_table };

load_idt 函数只是执行了一下 lidt 指令：

asm volatile("lidt %0"::"m" (*dtr));

你可能已经注意到了，在代码中还有对 _trace_* 函数的调用。这些函数会用跟 _set_gate 同样的方法对 IDT 门进行设置，但仅有一处不同：这些函数并不设置 idt_table ，而是 trace_idt_table ，用于设置追踪点（tracepoint，我们将会在其他章节介绍这一部分）。

好了，至此我们已经了解到，通过设置并加载 中断描述符表 ，能够让CPU在发生中断时做出相应的动作。下面让我们来看一下如何编写中断处理程序。

初期中断处理程序

在上面的代码中，我们用 early_idt_handler_array 的地址来填充了 IDT ，这个 early_idt_handler_array 定义在 arch/x86/kernel/head_64.S：

 .globl early_idt_handler_array
early_idt_handlers:i = 0.rept NUM_EXCEPTION_VECTORS.if (EXCEPTION_ERRCODE_MASK >> i) & 1pushq $0.endifpushq $ijmp early_idt_handler_commoni = i + 1.fill early_idt_handler_array + i*EARLY_IDT_HANDLER_SIZE - ., 1, 0xcc.endr

在5.10.13中为：

SYM_CODE_START(early_idt_handler_array)i = 0.rept NUM_EXCEPTION_VECTORS.if ((EXCEPTION_ERRCODE_MASK >> i) & 1) == 0UNWIND_HINT_IRET_REGSpushq $0    //# Dummy error code, to make stack frame uniform.elseUNWIND_HINT_IRET_REGS offset=8.endifpushq $i     //# 72(%rsp) Vector numberjmp early_idt_handler_commonUNWIND_HINT_IRET_REGSi = i + 1.fill early_idt_handler_array + i*EARLY_IDT_HANDLER_SIZE - ., 1, 0xcc.endrUNWIND_HINT_IRET_REGS offset=16
SYM_CODE_END(early_idt_handler_array)

这段代码自动生成为前 32 个异常生成了中断处理程序。首先，为了统一栈的布局，如果一个异常没有返回错误码，那么我们就手动在栈中压入一个 0。然后再在栈中压入中断向量号，最后跳转至通用的中断处理程序 early_idt_handler_common 。我们可以通过 objdump 命令的输出一探究竟：

$ objdump -D vmlinux
...
...
...
ffffffff81fe5000 <early_idt_handler_array>:
ffffffff81fe5000:       6a 00                   pushq  $0x0
ffffffff81fe5002:       6a 00                   pushq  $0x0
ffffffff81fe5004:       e9 17 01 00 00          jmpq   ffffffff81fe5120 <early_idt_handler_common>
ffffffff81fe5009:       6a 00                   pushq  $0x0
ffffffff81fe500b:       6a 01                   pushq  $0x1
ffffffff81fe500d:       e9 0e 01 00 00          jmpq   ffffffff81fe5120 <early_idt_handler_common>
ffffffff81fe5012:       6a 00                   pushq  $0x0
ffffffff81fe5014:       6a 02                   pushq  $0x2
...
...
...

由于在中断发生时，CPU 会在栈上压入标志寄存器、CS 段寄存器和 RIP 寄存器的内容。因此在 early_idt_handler 执行前，栈的布局如下：

|--------------------|
| %rflags            |
| %cs                |
| %rip               |
| rsp --> error code |
|--------------------|

下面我们来看一下 early_idt_handler_common 的实现。


SYM_CODE_START_LOCAL(early_idt_handler_common)/** The stack is the hardware frame, an error code or zero, and the* vector number.*/cldincl early_recursion_flag(%rip)/* The vector number is currently in the pt_regs->di slot. */pushq %rsi             /* pt_regs->si */movq 8(%rsp), %rsi          /* RSI = vector number */movq %rdi, 8(%rsp)            /* pt_regs->di = RDI */pushq %rdx               /* pt_regs->dx */pushq %rcx              /* pt_regs->cx */pushq %rax              /* pt_regs->ax */pushq %r8               /* pt_regs->r8 */pushq %r9               /* pt_regs->r9 */pushq %r10              /* pt_regs->r10 */pushq %r11             /* pt_regs->r11 */pushq %rbx             /* pt_regs->bx */pushq %rbp              /* pt_regs->bp */pushq %r12              /* pt_regs->r12 */pushq %r13             /* pt_regs->r13 */pushq %r14             /* pt_regs->r14 */pushq %r15             /* pt_regs->r15 */UNWIND_HINT_REGSmovq %rsp,%rdi     /* RDI = pt_regs; RSI is already trapnr */call do_early_exceptiondecl early_recursion_flag(%rip)jmp restore_regs_and_return_to_kernel
SYM_CODE_END(early_idt_handler_common)

它也定义在 arch/x86/kernel/head_64.S 文件中。首先它会检查当前中断是否为不可屏蔽中断(NMI)，如果是则简单地忽略它们：

 cmpl $2,(%rsp)je .Lis_nmi

其中 is_nmi 为:

is_nmi:addq $16,%rspINTERRUPT_RETURN

这段程序首先从栈顶弹出错误码和中断向量号，然后通过调用 INTERRUPT_RETURN ，即 iretq 指令直接返回。

如果当前中断不是 NMI ，则首先检查 early_recursion_flag 以避免在 early_idt_handler_common 程序中递归地产生中断。如果一切都没问题，就先在栈上保存通用寄存器，为了防止中断返回时寄存器的内容错乱：

 pushq %raxpushq %rcxpushq %rdxpushq %rsipushq %rdipushq %r8pushq %r9pushq %r10pushq %r11

然后我们检查栈上的段选择子：

 cmpl $__KERNEL_CS,96(%rsp)jne 11f

段选择子必须为内核代码段，如果不是则跳转到标签 11 ，输出 PANIC 信息并打印栈的内容。然后我们来检查向量号，如果是 #PF 即缺页中断（Page Fault），那么就把 cr2 寄存器中的值赋值给 rdi ，然后调用 early_make_pgtable （详见后文）：

 cmpl $14,72(%rsp)jnz 10fGET_CR2_INTO(%rdi)call early_make_pgtableandl %eax,%eaxjz 20f

如果向量号不是 #PF ，那么就恢复通用寄存器：

 popq %r11popq %r10popq %r9popq %r8popq %rdipopq %rsipopq %rdxpopq %rcxpopq %rax

并调用 iret 从中断处理程序返回。

在5.10.13中是这样的：

SYM_CODE_START_LOCAL(early_idt_handler_common)/** The stack is the hardware frame, an error code or zero, and the* vector number.*/cld//检查 `early_recursion_flag` 以避免在 `early_idt_handler_common` 程序中递归地产生中断incl early_recursion_flag(%rip)/* The vector number is currently in the pt_regs->di slot. *///在栈上保存通用寄存器，为了防止中断返回时寄存器的内容错乱pushq %rsi               /* pt_regs->si */movq 8(%rsp), %rsi          /* RSI = vector number */movq %rdi, 8(%rsp)            /* pt_regs->di = RDI */pushq %rdx               /* pt_regs->dx */pushq %rcx              /* pt_regs->cx */pushq %rax              /* pt_regs->ax */pushq %r8               /* pt_regs->r8 */pushq %r9               /* pt_regs->r9 */pushq %r10              /* pt_regs->r10 */pushq %r11             /* pt_regs->r11 */pushq %rbx             /* pt_regs->bx */pushq %rbp              /* pt_regs->bp */pushq %r12              /* pt_regs->r12 */pushq %r13             /* pt_regs->r13 */pushq %r14             /* pt_regs->r14 */pushq %r15             /* pt_regs->r15 */UNWIND_HINT_REGSmovq %rsp,%rdi     /* RDI = pt_regs; RSI is already trapnr */call do_early_exceptiondecl early_recursion_flag(%rip)jmp restore_regs_and_return_to_kernel
SYM_CODE_END(early_idt_handler_common)

其调用了do_early_exception处理缺页中断：

void __init do_early_exception(struct pt_regs *regs, int trapnr)
{if (trapnr == X86_TRAP_PF/*缺页中断（Page Fault）*/ &&early_make_pgtable(native_read_cr2()))return;if (IS_ENABLED(CONFIG_AMD_MEM_ENCRYPT) &&trapnr == X86_TRAP_VC && handle_vc_boot_ghcb(regs))return;early_fixup_exception(regs, trapnr);
}

early_make_pgtable创建新的页表，在其内部将分别对各级页表进行创建

                /* 建立新的页表 */
static bool __init early_make_pgtable(unsigned long address)
{unsigned long physaddr = address - __PAGE_OFFSET;pmdval_t pmd;pmd = (physaddr & PMD_MASK) + early_pmd_flags;/* Create a new PMD entry */return __early_make_pgtable(address, pmd);
}

下面的X86_TRAP_VC干嘛的？与硬件虚拟化vmm接管异常中断有关。接着，如果不是这两个中断号，进入early_fixup_exception：

TODO 2021年3月17日荣涛 RToax。

第一个中断处理程序到这里就结束了。由于它只是一个初期中段处理程序，因此只处理缺页中断。下面让我们首先来看一下缺页中断处理程序，其他中断的处理程序我们之后再进行分析。

缺页中断处理程序

在上一节中我们第一次见到了初期中断处理程序，它检查了缺页中断的中断号，并调用了 early_make_pgtable 来建立新的页表。在这里我们需要提供 #PF 中断处理程序，以便为之后将内核加载至 4G 地址以上，并且能访问位于4G以上的 boot_params 结构体。

early_make_pgtable 的实现在 arch/x86/kernel/head64.c，它接受一个参数：从 cr2 寄存器得到的地址，这个地址引发了内存中断。下面让我们来看一下：

int __init early_make_pgtable(unsigned long address)
{unsigned long physaddr = address - __PAGE_OFFSET;unsigned long i;pgdval_t pgd, *pgd_p;pudval_t pud, *pud_p;pmdval_t pmd, *pmd_p;.........
}

首先它定义了一些 *val_t 类型的变量。这些类型均为：

typedef unsigned long   pgdval_t;

此外，我们还会遇见 *_t (不带val)的类型，比如 pgd_t ……这些类型都定义在 arch/x86/include/asm/pgtable_types.h，形式如下：

typedef struct { pgdval_t pgd; } pgd_t;

例如，

extern pgd_t early_level4_pgt[PTRS_PER_PGD];

在这里 early_level4_pgt 代表了初期顶层页表目录，它是一个 pdg_t 类型的数组，其中的 pgd 指向了下一级页表。

在确认不是非法地址后，我们取得页表中包含引起 #PF 中断的地址的那一项，将其赋值给 pgd 变量：

pgd_p = &early_level4_pgt[pgd_index(address)].pgd;
pgd = *pgd_p;

接下来我们检查一下 pgd ，如果它包含了正确的全局页表项的话，我们就把这一项的物理地址处理后赋值给 pud_p ：

pud_p = (pudval_t *)((pgd & PTE_PFN_MASK) + __START_KERNEL_map - phys_base);

其中 PTE_PFN_MASK 是一个宏：

#define PTE_PFN_MASK            ((pteval_t)PHYSICAL_PAGE_MASK)

展开后将为：

(~(PAGE_SIZE-1)) & ((1 << 46) - 1)

或者写为：

0b1111111111111111111111111111111111111111111111

它是一个46bit大小的页帧屏蔽值。

如果 pgd 没有包含有效的地址，我们就检查 next_early_pgt 与 EARLY_DYNAMIC_PAGE_TABLES（即 64 ）的大小。EARLY_DYNAMIC_PAGE_TABLES 它是一个固定大小的缓冲区，用来在需要的时候建立新的页表。如果 next_early_pgt 比 EARLY_DYNAMIC_PAGE_TABLES 大，我们就用一个上层页目录指针指向当前的动态页表，并将它的物理地址与 _KERPG_TABLE 访问权限一起写入全局页目录表：

if (next_early_pgt >= EARLY_DYNAMIC_PAGE_TABLES) {reset_early_page_tables();goto again;
}pud_p = (pudval_t *)early_dynamic_pgts[next_early_pgt++];
for (i = 0; i < PTRS_PER_PUD; i++)pud_p[i] = 0;
*pgd_p = (pgdval_t)pud_p - __START_KERNEL_map + phys_base + _KERNPG_TABLE;

然后我们来修正上层页目录的地址：

pud_p += pud_index(address);
pud = *pud_p;

下面我们对中层页目录重复上面同样的操作。最后我们利用 In the end we fix address of the page middle directory which contains maps kernel text+data virtual addresses:

pmd = (physaddr & PMD_MASK) + early_pmd_flags;
pmd_p[pmd_index(address)] = pmd;

到此缺页中断处理程序就完成了它所有的工作，此时 early_level4_pgt 就包含了指向合法地址的项。
给出5.10.13中early_make_pgtable完整的代码：

/* Create a new PMD entry */
bool __init __early_make_pgtable(unsigned long address, pmdval_t pmd)
{unsigned long physaddr = address - __PAGE_OFFSET;pgdval_t pgd, *pgd_p;p4dval_t p4d, *p4d_p;pudval_t pud, *pud_p;pmdval_t *pmd_p;/* Invalid address or early pgt is done ?  */if (physaddr >= MAXMEM || read_cr3_pa() != __pa_nodebug(early_top_pgt))return false;again:pgd_p = &early_top_pgt[pgd_index(address)].pgd;pgd = *pgd_p;/** The use of __START_KERNEL_map rather than __PAGE_OFFSET here is* critical -- __PAGE_OFFSET would point us back into the dynamic* range and we might end up looping forever...*/if (!pgtable_l5_enabled())p4d_p = pgd_p;else if (pgd)p4d_p = (p4dval_t *)((pgd & PTE_PFN_MASK) + __START_KERNEL_map - phys_base);else {if (next_early_pgt >= EARLY_DYNAMIC_PAGE_TABLES) {reset_early_page_tables();goto again;}p4d_p = (p4dval_t *)early_dynamic_pgts[next_early_pgt++];memset(p4d_p, 0, sizeof(*p4d_p) * PTRS_PER_P4D);*pgd_p = (pgdval_t)p4d_p - __START_KERNEL_map + phys_base + _KERNPG_TABLE;}p4d_p += p4d_index(address);p4d = *p4d_p;if (p4d)pud_p = (pudval_t *)((p4d & PTE_PFN_MASK) + __START_KERNEL_map - phys_base);else {if (next_early_pgt >= EARLY_DYNAMIC_PAGE_TABLES) {reset_early_page_tables();goto again;}pud_p = (pudval_t *)early_dynamic_pgts[next_early_pgt++];memset(pud_p, 0, sizeof(*pud_p) * PTRS_PER_PUD);*p4d_p = (p4dval_t)pud_p - __START_KERNEL_map + phys_base + _KERNPG_TABLE;}pud_p += pud_index(address);pud = *pud_p;if (pud)pmd_p = (pmdval_t *)((pud & PTE_PFN_MASK) + __START_KERNEL_map - phys_base);else {if (next_early_pgt >= EARLY_DYNAMIC_PAGE_TABLES) {reset_early_page_tables();goto again;}pmd_p = (pmdval_t *)early_dynamic_pgts[next_early_pgt++];memset(pmd_p, 0, sizeof(*pmd_p) * PTRS_PER_PMD);*pud_p = (pudval_t)pmd_p - __START_KERNEL_map + phys_base + _KERNPG_TABLE;}pmd_p[pmd_index(address)] = pmd;return true;
}/* 建立新的页表 */
static bool __init early_make_pgtable(unsigned long address)
{unsigned long physaddr = address - __PAGE_OFFSET;pmdval_t pmd;pmd = (physaddr & PMD_MASK) + early_pmd_flags;/* Create a new PMD entry */return __early_make_pgtable(address, pmd);
}

小结

本书的第二部分到此结束了。

如果你有任何问题或建议，请在twitter上联系我 0xAX，或者通过邮件与我沟通，还可以新开issue。

接下来我们将会看到进入内核入口点 start_kernel 函数之前剩下所有的准备工作。

Linux开机启动过程（8）：初期中断(缺页中断)和异常处理相关推荐

Linux开机启动过程：从点下电源键到系统正常运行
学习内核,只要是要以柔克刚,不能急于求成.共勉 <Linux开机启动过程(1):内核引导过程> <Linux开机启动过程(2):内核启动的第一步> <Linux开机启动过 ...
linux 打开上一级目录,linux开机启动过程、PATH、过滤一级目录、cd的参数、ls -lrt、命令切割日志...
第二波命令正向我方来袭 :开机启动过程.PATH.过滤一级目录.cd的参数.ls -lrt.命令切割日志 1.1 linux开机启动过程 1.1.1 开机自检(BIOS)-- MBR引导-- GRUB ...
linux开机启动过程（简述）
简述linux开机启动过程第一步:加电第二步:加载BIOS设置,选择启动盘. 这是因为因为BIOS中包含了CPU的相关信息.设备启动顺序信息.硬盘信息.内存信息.时钟信息.PnP特性等等.在此之 ...
Linux开机启动过程（9）：进入内核入口点之前最后的准备工作
内核初始化第三部分在原文的基础上添加了5.10.13部分的源码解读. 进入内核入口点之前最后的准备工作这是 Linux 内核初始化过程的第三部分.在上一个部分中我们接触到了初期中断和异常处理, ...
Linux开机启动过程（7）：内核执行入口点
内核初始化第一部分踏入内核代码的第一步(TODO: Need proofreading) 上一章是引导过程的最后一部分.从现在开始,我们将深入探究 Linux 内核的初始化过程.在解压缩完 Lin ...
Linux开机启动过程（4）：切换到64位模式-长模式（直到内核解压缩之前）
内核引导过程. Part 4. 本文是在原文基础上经过本人的修改. 切换到64位模式直到内核解压缩之前的所有步骤这是内核引导过程的第四部分,我们将会看到在保护模式中的最初几步,比如确认CPU是 ...
Linux开机启动过程详细分析
from: http://www.linuxidc.com/Linux/2007-11/8701.htm 由于操作系统正在变得越来越复杂,所以开机引导和关机下电的过程也越来越智能化.从简单的DOS系统 ...
Linux开机启动过程（3）：显示模式初始化和进入保护模式
内核启动过程,第三部分本文是在原文基础上经过本人的修改. 显示模式初始化和进入保护模式这一章是内核启动过程的第三部分,在前一章中,我们的内核启动过程之旅停在了对 set_video 函数的调用(这 ...
Linux开机启动过程（2）：内核启动的第一步
在内核安装代码的第一步本文是在原文基础上经过本人的修改. 内核启动的第一步在上一节中我们开始接触到内核启动代码,并且分析了初始化部分,最后我们停在了对main函数(main函数是第一个用C写的函数 ...

Linux开机启动过程（8）：初期中断(缺页中断)和异常处理

内核初始化第二部分

初期中断和异常处理

理论

设置并加载 IDT

初期中断处理程序

缺页中断处理程序

小结

相关链接

Linux开机启动过程（8）：初期中断(缺页中断)和异常处理相关推荐

最新文章

热门文章

Linux开机启动过程（8）：初期中断(缺页中断)和异常处理

内核初始化 第二部分

初期中断和异常处理

理论

设置并加载 IDT

初期中断处理程序

缺页中断处理程序

小结

相关链接

Linux开机启动过程（8）：初期中断(缺页中断)和异常处理相关推荐

最新文章

热门文章

内核初始化第二部分