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分类： 其他UNIX
2018-08-30 15:02:26
原文http://blog.sina.com.cn/s/blog_4dff87120100x1lj.html#cmt_5381CC5D-7F000001-B73453F6-8DA-8A0
这篇文章算是还一个月之前的债吧……我是标题党哈哈哈。
大树当时提出问题：“MINIX3基于什么？我认为基于进程调度”。我的意见是：MINIX3基于中断，中断提供操作系统调度进程的能力。（照这么说，基本上任何现代操作系统都基于中断）
中断的本质在于“把处理正常程序流意料之外情况的代码，与正常程序流代码分离开”。这种思想在计算机各个层次都有：CPU的中断处理、进程间的信号机制、编程语言的异常控制……它们做的事情都是一样的。但对操作系统和CPU而言，中断还有另外一层意义：提供一种灵活的、CPU响应外设以及优先请求的方法。于CPU，中断提供响应外设的机制；于操作系统，中断提供调度进程的能力。
MINIX3自称机制与策略分离，今天重点讲策略。MINIX3运行在保护模式，由于涉及到特权级跳转以及中断重入，MINIX3的中断过程稍微有点复杂。但由于MINIX3阻止了大部分中断重入的发生，因此今天不讨论。（另外MINIX3的中断策略适用于任何运行在x86平台的系统，如果你也想写一个的话）
一个中断（Interrupt）过程无非三件事：1、保护现场；2、处理中断；3、恢复程序。在一个中断过程中，SS：ESP会在进程栈、进程表和内核栈之间来回跳转，我就以一个时钟中断为线、以堆栈的切换和程序计数器的跳转为索来详解MINIX3中断过程。
假设系统正在运行进程P（MINIX3的进程中栈段跟数据段是同一段，且栈是从高地址向低地址生长）。
这时，“啪！”，时钟发出了一个中断……
CPU首先关闭可屏蔽中断，并关闭了8259A对中断信号响应，然后根据TR指向的TSS，随后把SS:ESP的内容设定成TSS的SS0和ESP0的值（进程表在内核数据区，特权级Ring0）。
TSS结构:
TSS的SS0和ESP0指向了哪儿？指向了P进程表项的栈帧顶部。SS：ESP就指向了进程表中P的表项的栈帧，这个表项正是被中断进程的表项，SS完成了特权级的转换。
栈帧的结构是什么样的？
MINIX3栈帧定义（src/kernel/type.h）
（为了美观，也因为我还不能处理好代码在文章中的显示，下面的代码全部贴图……）
从栈帧的定义看出这显然就是用于保存寄存器值，再次强调栈的生长方向是从高地址到低地址。随后CPU把程序运行最重要的5个寄存器值PUSH到栈帧中。
发现什么问题了吗？
CPU先把SS:ESP指向了进程P的栈帧，但随后又把P被中断前的栈指针压栈。所以我猜CPU里头肯定有某个看不见的寄存器在SS:ESP转到Ring0之前先保存了进程P的SS:ESP，否则不可能做到SS:ESP切换到进程表之后还能把原来的栈指针保存起来。
MINIX3只用了一个TSS，主要原因大概是为了可移植性吧（Windows也一样，只用了一个TSS），且系统启动以后，TSS始终指向当前进程的进程表项中的栈帧顶部。但由于TSS是共享的，所以MINIX3只用了其中的SS0和ESP0，由其指向被中断进程的栈帧保存寄存器，而其他字段未使用。也由于中断发生后栈指针立即指向内核区，所以P本身的进程栈未发生任何改变，减小了出错几率和栈溢出的可能性。
然后根据中断门把CS:EIP指向中断处理程序的入口，此处我又做了一个猜测，即CPU先完成了CS:EIP的压栈之后再进行跳转。（中断门包含了CS的特权级跳转）
此时CS:EIP和SS:ESP都转入到内核区，优先级也由Ring3变成了Ring0，第一个难题特权级跳转也解决了（关键在于TSS和栈帧）。以上操作全部由硬件（CPU、时钟定时器、8259A）完成，程序员看不到，但必须知道发生了什么：
中断发生→根据TSS切换栈指针→5个寄存器压栈→根据中断门修改程序计数器。
来到中断处理程序，现在控制权把握在程序员手中了。因为无论是什么中断都有相似的处理过程，所以MINIX3的中断程序被写成了汇编宏。
MINIX3中断处理程序（src/kernel/mpx386.s)
汇编宏如下，时钟中断对应8295A的0号中断，所以irq=0
MINIX3中断处理程序宏定义（src/kernel/mpx386.s)
中断处理的第一件事是call save。save如其名，就是保存程序状态的子程序。注意此时栈指针还指着P的栈帧，call指令是会把下一条指令地址压栈的，压到哪儿了？retaddr。所以此时retaddr压入了push (_irq_handlers+4*irq)的地址。随即来到了save。
MINIX3中断处理save程序（src/kernel/mpx386.s)
save子程序主要做了三件事：
一、保存状态
二、判断中断是否重入
三、根据中断是否重入决定是否切换栈以及接下来的程序流
324L~329L把通用寄存器和段寄存器全部压入到栈帧，然后把SS的值赋给DS和ES，供内核函数使用。如注释所写“ss is kernel data segment”。333L把ESP的值赋给EAX，这一步用EAX暂存了ESP的值，下面要使用。ESP现在指向哪儿？此时所有寄存器都保存完毕，所以EAX和ESP都指向P进程表项栈帧的起始位置。
保存完毕并设置了段寄存器后，save给_k_reenter变量加了1。_k_reenter是个全局变量，用来帮助判断是否发生了中断重入。初始化的时候是0，恢复或启动一个进程（restart子程序，下面会讲到）的时候它的值减1，发生一次中断的时候它的值加1 。所以一个进程运行没有中断发生的时候，它的值应该是-1。
334L给_k_reenter加1后，335L随即进行判断跳转。如果_k_reenter此时的值是0，则没有发生中断重入，程序顺序执行；否则跳转到342L。二者的区别稍后再说，为了不徒增复杂度，此时继续以一个时钟中断为例子，没有重入，因此程序顺序执行。
来到336L，这一条指令至关重要，栈指针此时第二次进行切换，切到了内核栈区的栈顶（k_stktop即kernel stack top，是存放内核栈顶地址的常量）。然后把restart子程序的入口地址_restart压栈，并清空EBP，最后通过一个jmp指令离开save。
jmp到的地址是RETADR-P_STACKBASE(eax)，RETADR和P_STACKBASE都是宏定义，这里的意思就是跳转到栈帧中retaddr的地址。由于EAX已指向P栈帧的初始位置，所以RETADR-P_STACKBASE(eax)就是P栈帧中的retaddr。回想刚才压入retaddr的内容，就是call save下一条指令的地址，所以jmp实际上回到了hwint_master。此处之所以通过jmp而不是ret返回，是因为ret会改变栈而jmp不会，而栈中已经保存了一个_restart留着将来使用，因此不能用ret返回。
状态保存完毕，就可以开始处理中断了。这篇文章的重点不是中断处理，而是中断过程。因此这一部分一笔带过。
Tanenbaum老大在此处做出了一个niubility的决定：整个中断过程期间，禁止可屏蔽中断重入，这也就几乎消除了中断重入。好处很明显，提高了系统稳定性，增加程序流可控性，减小栈溢出的可能性；缺点就是可能出现MINIX处理中断的时候没法响应键盘之类的情况。但这就是Tanenbaum的个人观点，也是MINIX的设计哲学：操作系统最重要的是正确和稳定，性能什么的靠边站。注意只是可屏蔽中断不会发生重入，并不是说所有中断重入都不发生。
程序执行到218L压入了一个与时钟中断响应的irq_hook_t*作为intr_handler函数的参数，接下来就调用intr_handler处理时钟中断，然后清理堆栈（符合函数调用约定：堆栈由函数调用者清理）。至此，中断处理完毕。
P.S. 218L~220L调用了MINIX3的通用中断处理函数intr_handler，根据218L压入的参数再调用相应的特定中断处理函数，这其中又有中断链式响应等机制，但你只需要知道一点：这三行处理了中断。
中断处理完之后，就要着手恢复进程的运行了。 第一件事就是判断intr_handler的返回值，但intr_handler并不是直接返回给hwint_master，而是把中断处理的结果放在irq_actids数组中。如果这个结果是非0值，就顺序执行223L~225L，屏蔽相应的IRQx（比如此处就关闭IRQ0，停止8259A对时钟中断的响应）。如果是0，则直接跳转到标号0处226L。
假设此时irq_actids[0]=0，程序直接跳到226L。hwint_master首先对8259A发送EOI，恢复了8259A对中断信号的响应，但CPU还不响应可屏蔽中断。然后执行ret。ret？怎么不是iret？别着急~由我慢慢讲。
ret指令用是从栈中取出地址去修改程序计数器，此时的栈指针指到哪儿了？（分析中断过程中要不断问自己这个问题，要时刻把握栈指针的位置才能理清思绪）
上一次修改栈是218L，为了调用intr_handler压入了一个参数，但随后就清理了，栈的情况与之前一样。再上一次修改栈是什么时候？是337L，在save子程序中压入了一个_restart。这个ret正是跳到了_restart，也就是之前提到的restart子程序。
MINIX3中断进程恢复（src/kernel/mpx386.s）
restart并没有马上恢复寄存器的值，而是一开始做了个cmp，比较_next_ptr的值是不是0。MINIX3进程调度的秘密就在于这个_next_ptr。_next_ptr是个指向进程表项的指针，如果_next_ptr的值不是0，那么它就指向了下一个将要被执行的进程的进程表，于是它的值将被赋给_proc_ptr，之后再被设为0。_proc_ptr也是个指针，指向当前正在运行的进程的进程表。_next_ptr是在哪儿被修改的呢？就是在处理中断的时候。
此处机制和策略实现了一个完美的分离，你进程怎么调度我不管，只要设置好_next_ptr就行，我只管切换。
391L之后的代码恢复一个进程的运行。首先由_proc_ptr决定要恢复哪一个进程，假设要是进程X。然后把ESP对准进程X的栈帧顶部，此时栈指针再次切换，从内核栈转回进程表项的栈帧。接着把ESP的值赋给EAX，EAX的值加上一个偏移量之后（相加的结果指向了栈帧底部）赋给TSS，用于下一次中断。
到了396L，_k_reenter减1（前面提到过的），表示要离开这次中断了。然后从X栈帧内恢复一系列寄存器，恢复进程X被中断前的现场。
ESP跳过一个retaddr，来到最后一步IRET。IRET指令主要就做了一件事：将栈顶（栈指针此时指向哪儿？）五个值弹出并分别存入EIP,CS,ELFAG,ESP,SS，完成程序最后的恢复。此时又出现那个奇怪的小情况：ESP的值明明已经被设置成进程X被中断时的值了，但随后又正常恢复了SS，所以CPU里肯定有某处看不见的寄存器先保存了SS和ESP的内容。EFLAG是程序被中断前的状态，IF=1（否则不会被中断），因此此时可屏蔽中断又重新可以被响应了。
至此，时钟中断结束，恢复到进程X。
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如果你看完了还有疑问，那是我的错，没有写清楚；如果你看完了没有疑问，那还是我的错，没有留给你思考的余地。
以上です。
（Sina blog显示的代码太挫了，我迟早要搬家……）
