[转]计算机中断体系二：中断处理

中断处理流程

正如我们前文讲到的，中断处理在8086时代就已经引入PC。我们就从这个“远古”的鼻祖说起。

1。中断向量表

你有没有好奇过，0内存地址开始放了些什么东西呢？毕竟是最开始就要用的东西，一定非常重要！没错，那里就是中断向量表的家。在8086开始，中断向量表就占据这里，甚至在我们最新时髦的酷睿x代，它们还在这里。想不想看看这个顽固的家伙的样子？写个简单的 程序：

long *p = (long *) 0;

printf(“%x”, *p);

运行下看看。不出所料你的程序将产生一个异常，导致被强制关闭。还记得我们前面讲过地址转换，这个0地址是虚拟地址而不是物理地址，在保护模式下0的虚拟地址访问会产生一个异常，你是访问不到物理0地址的。我们在内核模式使用一些技巧或者我们进入实模式，我们才能看到它们。每个中断向量（vector）占据4个字节，Intel定义了256个向量，共用去1KB的内存空间。每个向量朴实无华，就是一个地址，指向该中断（INT）处理函数的入口，这也是它起名vector的原因。整个中断向量表就是一个大函数指针表，一个中断发生，CPU硬件就来这里查表，跳到相应地址就行了，好方便！实际情况稍微复杂点，CPU还要保护现场，将当前环境保存起来（一些寄存器和返回地址等压栈），以便处理完后返回现场继续执行。不过相对于我们接下来的保护模式的中断处理简单很多。没错，这个史前遗迹只在实模式发挥作用，我们只草草看看它的样子就行了：

这里主要是异常处理.

硬件中断向量一区。和我们上文的8259连接两相对照一下：

没错，这里就是主8259的IRQ的中断向量区。接下来就是BIOS保留区，作为介绍BIOS的专区，这里必须看一下：

PC传统Legacy BIOS的服务例程都在这里。看到它们不胜唏嘘，曾经INT 10H打字和INT 13H读写磁盘的美（YUAN）好（SHI）日子又浮现在眼前。。。不好，这是个暴露年龄的话题，后面我们就不讲了，下课。

开个玩笑，不过中断向量表今天也只在UEFI BIOS为了兼容传统OS启动的CSM模块中起作用，我们大致了解一下其中的原理即可。

2.中断描述符

在PC进入保护模式，一个复杂但有很多妙处的机制代替了中断向量表，它就是中断描述符表（IDT，interrupt Descriptor Table）。IDT将每个中断或者异常与它的服务例程连接起来。IDT不再固定放在某个位置，而是可以放在IDTR寄存器指向的任意内存(说是任意，也不能太随性，有些小要求，如8字节对齐等)，IDT的表项也从4个字节扩展到8个字节，大小也可以不满256，IDTR也指出了它的最大限制。如图：

IDT除了和中断向量一样指向一个例程地址之外，还包括其他一些信息：

其中的DPL（描述符特权级）与CS寄存器的CPL完成特权级的检查，可以避免低特权级的代码通过软件中断形式提权。它的运作形式和中断向量表类似，更多的是安全检查和可能的执行环境切换（例如ring 3 -> ring 0）。

3.中断和异常

ARM体系中断和异常是单独处理的，IRQ中断只是异常列表里的一项而已。X86中断和异常处理却混杂在一起，使用同一套机制，看似比较混乱。其实异常往往是处理器内部发生的，是同步的；而中断却是外部事件，是异步的。而它们的分布也是不同的，0到31号向量保留给异常，而更高的则往往是硬件中断和软件中断。异常分为三种：错误，陷阱和中止。这三种类型CPU对它们有不同的处理原则：错误往往是可以恢复的，错误修正后再执行刚才的错误就不会出问题了，改了就是好同志嘛！例如常用于内存管理的缺页异常，OS常常把内存换出到硬盘，它会在页表上动些手脚，CPU再次访问这块内存会发生异常，OS页面错误异常例程捕获到后赶紧把内存换回来，然后返回原处执行，就像没事发生一样。陷阱是留给软件挖坑的，CPU希望软件自己挖的坑自己能填上，它可以装作没看见，从下条继续。典型的例子是INT 3，我们的几乎所有调试工具（VS，windbg，甚至UEFI的source level debugger）都用它添加软件断点。中止就严重了，意味着发生硬件错误了，它往往能造成Windows蓝屏，linux panic等。异常一览表如下：

20到31被预留将来使用。硬件中断往往就从32开始。

4.中断优先级

PIC模式IRQ数目越低就意味着优先级越高。而在APIC模式下，IOAPIC连接的24个IRQ是平权的，先后并不关乎优先级高低。决定中断优先级的是它对应的中断向量的大小，X86体系有256个vector， 中断优先级的计算公式是：

优先级 = vector num / 16

即每16个中断一组，共享一个优先级，共16个。因为32以下vector被异常和保留占据，2到15是中断的优先级。数字越大越高优先级。中断优先级的控制是靠LAPIC的TPR（Task Priority Register，任务优先级寄存器）来控制的，它的结构如下：

TR只有4位标识可以接受的中断优先级，即16个。CPU内核只处理优先级比TR大的中断，也意味着TR每提高一个数字，就有16个中断被遮蔽！看来我们的中断要想被赶快处理，必须占个好位置。那么是不是IRQ数目越大，vector就越大呢？这是谁来决定的呢？这事可不由BIOS做主，OS是设置vector的主人。而不同的OS的处理也不近相同，我们具体看一下。

中断处理实践

Windows、Linux和BIOS在处理中断上有很多区别。我们从几个方面浮光掠影了解一二。

1. 中断向量设置

PIC如何设置中断向量已经过时，我们就不提了。这里只介绍APIC模式，如果你还记得上节关于IOAPIC的内容，其中最重要的PRT表，它由24个RTE（ RedirectionTableEntry）项组成，每一项对应一个IRQ引脚。它的内容除了上节介绍过的Destination Field之外，最低8位是该IRQ对应的vector，可以表示256个vector。OS根据自己的策略，为IRQ分配不同的vector。

Windows

Windows的HAL在设置vector时是根据系统枚举硬件时挨个设置的，因为先枚举的设备其IRQ的大小不确定，所以优先级并无一定之规。从vector不能推导IRQ，IRQ也不能推导vector，可以说全凭运气。为硬件IRQ分配的vector往往从0x31开始分配，应该是为了配合Windows的IRQL概念。大家可以在windbg里输入命令

!idt -a

查看一下自己机器的vector分配情况。这个IRQL比较让人混淆，实际上它并不是个硬件概念，和中断优先级并不同，它是微软定义的一套软件优先级方案。Windows用0到31来表示优先级，数值越大，优先级越高。如下图：

其中DPC/Dispatch是个分水岭，运行在这个优先级的线程不会被其他线程抢占。其上3到26是为了外围硬件保留的。最高的31显得很高大上，谁的地位这么高？你一定见过它，它就是在Windows蓝屏时的IRQL。HAL会把IRQL翻译到不同的硬件平台上，它和X86的中断优先级不是一个概念。

Linux

Linux没有IRQL的概念，他的vector就从0x20(32)开始分配，但是因为0x80(128)因为历史原因，被保留做系统调用（后改用sysenter指令，但为了兼容，还是保留），整个空间被一份为二。后面到0xee(238)为止。因为vector的大小关系到优先级，分配的时候为了保证对各个IOAPIC公平，分配的时候在各个IOAPIC间轮流分配。大家可以在shell里输入以下命令查看一下中断向量的分配情况：

cat /proc/interrupts

2. IRQ在多处理器的分发

还有个问题十分重要。某个vector由哪个CPU内核负责处理呢？Linux为了公平起见，并不会对BSP（bootstrap processor）另眼看待，所有内核一视同仁。Linux通过填写IOAPIC的RTE中的Delivery mode选择最低优先级策略，让TRP都被初始化做固定值，因此IRQ信号就可以公平的在CPU之间分发。感觉很民主有没有？（分分钟被Linus的独裁作风打脸）。有时为了优化性能，我们可以通过Linux的IRQ亲缘性来让特定内核为我们服务。我们可以通过命令

cat /proc/irq/xx/smp_affinity

查看xx IRQ由谁处理，如果是f的话代表是缺省策略，即大家都可以处理。我们可以通过下面命令分配个专有内核处理

echo 2 >/proc/irq/xx/smp_affinity

让APIC ID为2的内核处理。或者通过一些Irqbalance类似的工具来帮我们配置。

3.UEFI固件中的中断

UEFI固件内核中对异常和中断都有处理，还包含很多使用IPI调度内核的源程序，程序短小精干，包括大量注释。感兴趣的同学可以通过它学习中断处理和CPU内核调度。UEFI对中断的初始化和使用都在CPU的开发包里:

tianocore/edk2

有几个地方值得注意，我们来一一看看。

异常

UEFI内核对IDT的初始化程序在UefiCpuPkg的Library/CpuExceptionHandlerLib下。内核为所有的的中断和异常都分配了统一的入口CommonExceptionHandler。它对任何中断和异常没有任何特殊处理，如果没有人对该中断或异常做处理就会dump一些现在的CPU状态如APIC ID, 异常类型等，然后调用CpuDeadLoop陷入死循环，这也是UEFI工程师常见的画面。UEFI驱动可以在自己关心的异常中添加自己的处理函数，如支持通过串口和USB源程序级调试UEFI程序的Source Level Debugger就是个典型的例子，它Hook住了很多异常，用于调试和捕捉错误，它在：

tianocore/edk2

中断

UEFI的CSM模块还兼容以前BIOS使用的INT x软中断方式调用BIOS服务。随着UEFI的广泛推广和传统OS的渐渐淘汰，CSM也日薄西山，有些仅仅面向最新OS的项目都不含CSM的支持，所以关于它的内容这里略过。在保护模式下，UEFI内核仅仅对时钟中断进行了处理，并通过Timer Architectural Protocol开放出来供所有UEFI程序调用。也许你会好奇，那么多种USB设备和网卡等等的UEFI驱动难道不需要中断处理？是的，他们的中断在UEFI阶段都没有开启，他们的驱动通过Timer加Polling的方式来处理。举个例子，我们在UEFI Shell 下插入键盘，它能立刻起作用不是如在OS中USB控制器产生了中断。而是USB驱动注册了个Timer，过一会就Poll一下看看有没有新设备插入。就是这个Timer发现了新插入的键盘的。

这种仅仅依靠Timer的做法在OS阶段是行不通的，会带来严重的效能和功耗问题。但是在Boot阶段却问题不大，而且这样做保证了UEFI内核的简洁性。事实上，UEFI并不禁止驱动自己开启中断，但开启中断需要处理的中断共享、IOAPIC设置等等问题需要驱动自己解决，UEFI并不提供支持。

IPI

内核可以通过写自己LAPIC的ICR（Interrupt Command Register）发出IPI（(Inter-Processor Interrupt）调度别的内核完成任务，这也是任务调度的基本方法。事实上，因为APIC ID的不连续性，我们正是通过发送IPI的方法来统计内核的数量。BSP在启动时需要统计系统中可用的内核时，发送广播IPI，让大家都来报道，BSP开始点数，1，2，3。。。并一一记录在案。在启动OS前，通过ACPI table告诉OS有多少个内核。OS不应该自己统计内核数目，事实上固件可以通过瞒报内核的方式将部分内核挪作他用，但谁会这么做呢？

如何发起IPI在CPU package里有大量实例和库，大家可以参考。

其他

一些容易混淆的名词这里要特别说明一下

IRQ x:起源于PIC，指中断引脚，后在APIC时代沿用，泛指中断号。

Vector x/INT x: X是中断向量，如前文所说 IRQ不等于INT和vector.

PIRQ: PCI IRQ。它是描述南桥内部PCI设备的IRQ配置关系的。我们下一篇文章介绍。

GSI：Global System Interrupt，是ACPI spec规定的全局中断表。它为多IOAPIC情况下确定了系统唯一的一个中断号。例如IOAPIC1有24个IRQ，IOAPIC2也有24个IRQ，则IOAPIC2 的GSI是从24开始，GSI = 24 + IRQ（IOAPIC2）。

SCI：System Control Interrupt，系统控制中断，是ACPI定义的，专用于ACPI电源管理的一个IRQ。它在Intel平台上常常与南桥的电源管理模块一起，当外部EC等发生Event后会引发SCI。Windows的SCI ISR程序就是著名的acpi.sys。acpi.sys在收到SCI后会检查GPE状态寄存器以确定是谁引发的event，然后按照ACPI spec要求调用相应Method。详情请参照ACPI spec。可以认为SCI是ACPI定义的所有电源管理事件的总入口，它对应的IRQ在一般情况下是不能修改的。SCI是如何报告和简单的GPE method我们在下一篇中会详细介绍。

结语

说了这么多，如果我们从硬件和软件方面，梳理整个中断设置和处理的链条，会发现还有个环节没有解决。那就设备的IRQ是谁来决定的？是硬件hard wired?还是软件可以配置？OS是如何知道这些信息的呢？OS又是怎么知道IOAPIC的数目和位置的呢？这些都是UEFI固件需要解决的问题，我们在下一篇文章中会详细说明。在此之前，如以往一样，有几个思考问题可以让大家加深对中断和UEFI的理解：

1. 中断的引入，必然带来了代码重入的问题。我们知道，这可以通过设定优先级、信号量/临界区等等办法来解决。UEFI是通过什么方法呢？TPL和IRQL的相似和区别又是什么呢？

2. UEFI内核还不支持多线程，我们如果需要增加多线程调度，仅仅依靠时钟中断，够不够用呢？

3. OS利用缺页异常可以调度内存到硬盘上和实现Lazy loading等等实用的功能。UEFI的SMM内核也开启了缺页异常，但是却为了另外一个目的，你能看出是为了什么吗？

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计算机中断体系一：历史和原理 - 知乎专栏

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