Linux内核-0.1版本的中断流程

Linux中断工作流程

1. 中断处理过程：

   1. 将所有寄存器的值入栈

   2. 将异常码（中断号）入栈

   3. 将当前的函数返回值入栈（为了能够在中断执行完成后恢复到被中断的地方）

2. 中断执行过程： 调用对应的中断执行函数

3. 中断恢复过程

   1. 函数返回值出栈
   2. 寄存器值出栈

Linux0.11的内核版本还没有中断上下半部的产生，内核代码非常精简，其设计哲学就是简单直接。它会在中断处理函数（如do_divide_error）中，一次性完成所有相关工作，处理完后再返回被中断的进程。

对应源码

asm.s

8086CPU寄存器

8086CPU中寄存器总共14个，均为16位

分别是AX,BX,CX,DX,SP,BP,SI,DI,IP,FLAG,CS,DS,SS,ES

其中AX,BX,CX,DX称为数据寄存器

SP，BP称为指针寄存器

SI,DI称为变址寄存器

IP，FLAG成为控制寄存器

CS，DS，SS，ES是段寄存器

中断时栈图

这里使用的是IA32处理器，几个寄存器变量名字不一样，但是本质功能都是相同的

这里以没有错误码的no_error_code为例

_divide_error: pushl $_do_divide_error no_error_code: xchgl %eax,(%esp) pushl %ebx pushl %ecx pushl %edx pushl %edi pushl %esi pushl %ebp push %ds push %es push %fs pushl $0 # "error code" lea 44(%esp),%edx pushl %edx movl $0x10,%edx mov %dx,%ds mov %dx,%es mov %dx,%fs 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 iret

硬件压栈

在上面代码中可以看到在最开始就直接pushdo_divide_error函数地址了，所以根据栈图前面的ss，ESP，EFLAGSCS，以及EIP（程序断点地址）都是中断发生时硬件自动压栈

软件压栈

1.在_divide_error一开始可以看到是先把do_divide_error函数地址压栈，然后进入了no_error_code流程，此时栈顶指针sp指向了这块内存。

2.然后xchgl命令是交换ax和sp指向地址的值：

• %eax寄存器：拿到了_do_divide_error的函数入口地址。这样后续执行call *%eax时，就能正确跳转到 C 语言写的除法异常处理函数。

• 栈顶(%esp)：被写入了原始 EAX 寄存器的值。这样原始 EAX 的数据就被安全地保存在栈里了，后续和其他寄存器（EBX、ECX 等）一起，作为“现场”被保存下来。

3.然后正常push其余各个寄存器

4.当前由于没有错误码，所以直接push一个0,作为占位

5.接下来有一个指令：lea 44(%esp),%edx，这是取sp指针加44的内存位置，存放到dx寄存器当中，而sp在执行命令时正指向错误码，他与EIP正好相差44个，所以也就是获取得到EIP值在内存中的位置，并且后面push将EIP的地址放入栈。后续会把这个地址作为参数传递给中断处理函数

4.准备内核数据：

movl $0x10, %edx是准备内核数据段选择子：

• 0x10在 Linux 0.11 的内核中，是内核数据段（Kernel Data Segment）的选择子（也就是KERNEL_DS）。

• 在 i386 保护模式下，段寄存器存放的是描述符索引。0x10对应的二进制是0001 0000（索引为 2，RPL=0），它指向 GDT（全局描述符表）中的内核数据段描述符，该段的基址是 0，大小是 4GB。

mov %dx, %ds/es/fs是去替换段寄存器，在这几行代码执行之前CPU一直处于用户态，指向用户进程自己的数据空间。DS、ES、FS里存的是用户数据段的选择子（比如0x17，即USER_DS），指向用户进程自己的数据空间。

而接下来马上要执行call *%eax，这会跳转到 C 语言编写的内核函数（如do_divide_error）。C 函数编译后的代码，默认假设DS和ES指向内核数据段，因为：

• 它要访问内核全局变量（比如current进程结构）。

• 它要访问内核栈上的数据。

• 它不能依赖用户态的段寄存器，否则会寻址错误，甚至导致 CPU 产生保护异常。

所以，在调用 C 函数之前，必须强制把DS、ES、FS切换为内核数据段0x10。

5.调用中断处理函数call *%eax，这里ax存放的就是中断处理函数的地址

出栈

在调用完成中断处理函数并且切换回用户态之后，就要开始进行数据出栈

addl $8,%esp这里是把sp指针加8回到存放FS寄存器的地方

然后依次pop出栈数据，最后调用iret返回到用户进程

trap.c

die函数

仍然以上面divide_error为例，调用到trap.c中的do_divide_error

void do_divide_error(long esp, long error_code) { die("divide error",esp,error_code); }

这个函数里面只做了一件事，就是调用die函数

/** * @brief 该子程序用来打印出错中断的名称、出错号、调用程序的 EIP、EFLAGS、ESP、fs 段寄存器值、 * 段的基址、段的长度、进程号 pid、任务号、10 字节指令码。如果堆栈在用户数据段，则还 * 打印 16 字节的堆栈内容 display segment exception * * @param str 提示字符串 * @param esp_ptr ESP（Extended Stack Pointer）为扩展栈指针寄存器,存放函数栈顶指针;EBP（Extended Base Pointer）用于存放函数栈底指针 * @param nr 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); 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)); //get_base is in sched.h 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); 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"); do_exit(11); /* play segment exception */ }

die函数主要是用来打印出错中断名称，出错号，调用程序的EIP，寄存器，段等值，其中esp_ptr就是前面传递近来的参数指向的EIP在内存中的地址

在die中，long * esp = (long *) esp_ptr;让esp指向了这个位置。从这个地址开始，从低地址到高地址的内存布局如下：

trap_init

中断程序初始化子程序

void trap_init(void) { int i; 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); for (i=17;i<48;i++) set_trap_gate(i,&reserved); set_trap_gate(45,&irq13); outb_p(inb_p(0x21)&0xfb,0x21); outb(inb_p(0xA1)&0xdf,0xA1); set_trap_gate(39,&parallel_interrupt); }

这里有两个函数set_trap_gate和set_system_gate，他们都是内核初始化阶段**设置中断描述符表（IDT，Interrupt Descriptor Table）**的核心操作

// 伪代码逻辑 #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)

它们往 IDT 表中写入一个门描述符（8 字节），包含：

• 处理函数地址（addr，如&divide_error）；

• 段选择子（固定为内核代码段0x08）；

• 门类型（15表示陷阱门，不屏蔽外部中断）；

• DPL（描述符特权级）——这就是两者的关键差异。

二者的不同在于：

• 普通异常（如除零、缺页）：默认设为set_trap_gate，只允许内核触发。用户态若发生，CPU 会先陷入内核，由内核的异常处理函数来“杀死”该进程，而不会被恶意利用。

• 故意留给用户的接口（如断点调试、系统调用）：必须设为set_system_gate，否则用户程序根本无权执行int 3或int 0x80。