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概要&序論

  Hello,大家好我是此方，前面我们讲了信号是概念，信号的产生手段和信号的处理。今天我们来讲信号的捕捉和硬件中断时钟中断。内容部分涉及硬件。本文可以说是信号篇中最核心的内容。我们开始吧。

当前阶段：

一、信号捕捉流程图

1.1什么是信号捕捉

  信号处理有三种情况，依据hander表的三种情况。

• 忽略：进程直接把信号丢弃，当成什么也没发生。
• 默认：执行操作系统内核为该信号设定的默认核心动作（通常是终止进程、暂停进程或产生 Core Dump 核心转储）。
• 捕捉：调用用户自定义的信号处理函数。

1.2 信号捕捉的全流程

  如果信号的处理动作是用户自定义函数，在信号递达时就调用这个函数，这称为捕捉信号。
  由于信号处理函数的代码是在用户空间的代码段，处理过程比较复杂，举例如下：

• 用户程序注册了 SIGQUIT 信号的处理函数 sighandler。
• 当前正在执行 main 函数，这时发生中断或异常切换到内核态。
• 在中断处理完毕后要返回用户态的 main 函数之前检查到有信号 SIGQUIT 递达。

• 内核决定返回用户态后不是恢复 main 函数的上下文继续执行，而是执行 sighandler 函数，

sighandler 和 main 函数使用不同的堆栈空间，它们之间不存在调用和被调用的关系，是两个独立的控制流程。

• sighandler 函数返回后自动执行特殊的系统调用 sigreturn 再次进入内核态。
• 如果没有新的信号要递达，这次再返回用户态就是恢复 main 函数的上下文继续执行了。

  这个流程图在面试的时候经常考到，如果能够给面试官讲清楚，非常的加分。 简化成形象图就是一个∞：

  细节：如果你去给面试官画这张图，信号检测的这个点一定在这条直线的下面！

  开个小玩笑，它长得像什么？

1.3详细介绍细节

1.3.1为什么信号捕捉函数在执行完毕后要“再次陷入内核然后回到main执行流”而不“直接回到main执行流”？

  你的自定义信号处理函数 sighandler() 执行完了。问题来了：执行完后，程序怎么知道接下来该去哪？它没有 main() 剩下的地址信息。所以必须调用一个特殊的系统调用：sigreturn。程序再次进入内核态，去找内核接头。
  内核收到 sys_sigreturn() 的请求，它在内核里把之前保存的 main() 函数的现场（各种寄存器、上下文、打断时的下一条指令地址）给恢复出来。
  最终，内核把控制权安全交回给 main()。你的主程序从之前第 1 步被打断的地方，继续往下执行。

1.3.2如何演示默认处理和忽略处理

  如果信号的处理动作是默认或者忽略 ， 那么比自定义捕捉要简单得多。

• 如果是忽略：直接将对应的信号位由 1 置为 0，然后直接返回用户态的 main 主控制流程继续向下执行。
• 如果是默认：大多数默认动作是直接杀死进程。内核会直接终止进程（或转储并杀死、暂停进程等），甚至不再需要返回用户态。

1.3.3在自定义捕捉函数中触发内核陷入会发生什么

  肯定不会直接简单地“跳回”第二步，而是会重新触发一次完整的“用户态 $\to$ 内核态”的切换流程。

1.3.4hander函数如何自动执行sigreturn系统调用

  我们都知道，main函数调用func函数。会为func函数开辟栈帧，同时在栈顶压入返回地址。func函数栈帧开辟，是从高地址向低地址移动固定长度的指针位置。func函数调用完毕，指针又往回移动固定长度。此时刚好指向我们在main函数栈顶压入的那个地址，实现成功返回。

  那么可不可以修改这个返回值的地址呢？完全可以。就在sighander函数退出内核态、返回用户态之前的这最后几微秒里，内核动用了它的特权：

内核直接把手伸进了你的用户栈里，强行在栈顶写入了 sigreturn 的地址。

  然后汇编pop这个返回地址到CPU的pc指针，CPU拿到的就是这个sigreturn系统调用的地址。于是触发系统调用再次陷入内核。

1.3.5死循环进程陷入内核

1.4内核态与用户态

1.4.1内核态与用户态的感性理解

  内核态与用户态的内容非常重要，我想随着学习的深入分两次讲解，这是第一次。
  先说得通俗一点：蓝色形态（用户态），和红色形态（内核态）操作系统正是通过这种形态（模式）的切换，既保护了底层的安全，又给了上层软件运行的自由。

• 由操作系统执行，执行操作系统代码，访问操作系统数据的时候，CPU被切换为内核态。
• 执行用户自己写的代码。访问用户进程数据的时候，CPU被切换为用户态。
• 内核态的权限级别更高，权限级别这块儿暂时讲不了。

  “陷入”或者“坠入”内核，只是一个为了方便程序员理解而发明的拟人化比喻。听起来好像程序掉进了一个深渊或者换了一个地方，但物理现实根本不是那么回事。

1.4.2为什么内核跳转到用户自定义函数必须切换用户态

  既然内核态的权限级别比用户态高，那么在内核态下，CPU一样可以执行用户态的代码！那么为什么内核跳转到用户自定义函数必须切换用户态？
  因为用户写的方法中如果有非法操作比如删除配置文件。这些操作在权限更强的内核态下可以被执行，但是用户态不可执行，如果你不切换形态就去执行用户态的代码，别有用心的用户会对你的系统造成严重破坏。

1.4.3关于死循环进程

  这段内容和本文内容相关性不大。只是提到了，补充一下，有人可能会问：在代码里写一个死循环while（true）{}，这个进程还能进入内核吗？
  完全可以，它也是一个可以被调度的进程，当时间片一过，就会被CP强制保护现场，切换下去，此时就深入内核了。进程进入内核是一个非常简单并且高频的事情。
  那么为什么唯独这个进程跑起来你的操作系统明显感觉比较卡？

• 别的普通进程： 操作系统虽然给了它们相同的时间片，但它们大多只运行很短一段时间，就因为等待磁盘、网络、用户输入等 I/O 事件，主动放弃剩余时间片，进入睡眠状态。
• 死循环 while(true){} 进程： 它几乎不会发生 I/O，也不会主动阻塞，因此每次都会把分配给自己的整个时间片全部跑满，直到时钟中断到来，被内核强制剥夺 CPU。
• 导致的根本原因：因此，其他进程释放出来的大量 CPU 时间最终都会被这个死循环进程消耗掉，使某个 CPU 核长期接近 100% 占用，系统响应速度明显下降，看起来就会很卡。

二、操作系统是怎么转起来的

  操作系统管理硬件，它是怎么知道硬件上有数据的？于是就有猜测：直接让操作系统轮询扫描所有的硬件文件对应的缓冲区，有数据了，就拷贝到用户层缓冲区。但是这样对操作系统来说太忙了！操作系统还要做很多别的事情。

于是我们引入新的概念——硬件中断。

2.1CPU和硬件是连接在一起的

  回到进程篇的第一篇，当初讲冯诺依曼体系的时候，我刻意回避了这个问题：我们的外部设备要把数据加载到内存中，这样CPU才会读取这些数据。但是不代表外部设备不和CPU关联。

  在电路板上，外部设备和CPU连在一起，硬件就可以间接的通过CPU的针脚来进行信号沟通（依靠高低电平表示01）

2.2 CPU通过中断控制器收发控制信号

2.2.1中断控制器是CPU获取硬件控制信息和下发指令的关键

  准确的说，CPU下发硬件指令是给控制器下发的。

  有一种板子叫做8259，（8259已经过时了，第二代APIC 替代了 8259，并把 8259 的功能全部继承并大幅扩展。）
  我们的主板上面有一个或者多个8259的集联，在焊接电路的时候，就将对应的中断信息入口连接设备。一旦设备就绪，设备就会给中断控制器发一个高电频，那么这个中断控制器就会给CPU的特定针脚发动我们对应的控制信息。CPU知道了有设备已经就绪了。于是CPU去访问中断控制器，获取中断控制器中的中断号码（从寄存器中获取）知道哪个设备准备好了。

2.2.2什么是CPU针脚

  针脚长什么样子？

  针脚就是芯片上的引脚。比如CPU：

+---------------+                     
|      CPU      |
+---------------+
|||||||||||||||||  引脚(Pin)

  每个Pin都有用途。例如：VCC，GND，RESET，CLK，IRQ，NMI。其中IRQ就是中断引脚。
  例如以前的8259A自己也有很多Pin。

  中断控制器最后必须通知CPU。CPU只需要知道："有人找我。"至于是谁找它：8259A告诉CPU。

磁盘——>IRQ1——>8259A——>INT——>CPU IRQ Pin

2.2.3简单了解——什么是主板

  主板长什么样？

  主板就是一块电路板。它上面焊着：CPU（插槽），内存，南桥/北桥（老架构），PCH（现代Intel），中断控制器（现代很多已经集成），USB控制器，SATA控制器，网卡，PCIe设备……

  扯远了，我们回来，给出结论：依靠这一套机制，哪一个外部设备好了，CPU就知道。OS再也不关注，外部设备是否准备好，而是它准备好，会叫我。

2.3硬件中断的处理流程

2.3.1设备控制器与设备控制器上的寄存器

  几乎每个硬件设备都有自己的设备控制器，因为每种设备都需要专门的控制逻辑；而这些设备控制器通常不会直接连接CPU，而是把中断请求统一发送给系统中的中断控制器，再由中断控制器通知CPU。
  所以，“控制器”这个词在计算机体系结构里至少有两层含义：

1. 设备控制器：控制具体设备（键盘控制器、磁盘控制器、USB控制器等）。
2. 中断控制器：统一管理来自各设备控制器的中断请求并通知CPU。

  寄存器不止是CPU有，设备的控制器上面也有。CPU将进来的请求（虚拟地址）转换为物理地址。发送命令+物理地址+数据 给硬件。硬件控制器比如磁盘控制器：

• 控制寄存器：存命令。
• 地址寄存器：存地址。
• 数据寄存器：存数据。

2.3.2从硬件到CPU

  磁盘就绪——>磁盘控制器向中断控制器发送高电平——>中断控制器接收高电平——>中断控制器内部根据针脚，生成并保存中断号n——>中断控制器同时CPU针脚——>CPU获取中断号。

2.3.3中断向量表

  中断向量表是一个函数指针数组，其中被操作系统注册了大量的中断处理函数。你可以简单理解，中断向量表的下标就是中断号。

2.3.4从CPU到操作系统

  CPU使用获取来的中断号去中断向量表中索引，得到中断处理方法并调用。 在执行中断处理方法之前CPU会进行现场保护，把当前执行流寄存器的数据保存起来，处理完中断之后再去读取被保护数据。

  你觉得以上这个过程熟悉吗？

• 发中断 — 发信号？
• 保存中断号 — 记录信号？
• 中断号 — 信号编号？
• 处理中断 — 处理信号？自定义捕捉？

  我们前三篇学的信号，本质是用软件来模拟硬件中断的。 两者在思想原理上很像。但是实现上完全不同。

2.4操作系统是被动执行任务的

2.4.1操作系统在中断未到达前在干嘛

  我们用初代Linux的代码看一看。

  操作系统在中断未到达前处于持续的暂停中什么都没做！

2.4.2时钟中断

  时钟中断的部分内容我放在软件条件那里了【2.2闹钟产生信号】Re：Linux系统篇（四十四）信号篇·二：Linux 信号的产生原理：硬件异常、软件条件与内核处理机制
  早期，科学家沿用的硬件中断的整套逻辑，把内核架构中的时钟源和硬件控制器放在了一起，在中断向量表中注册了“进程切换”函数。
  时钟源以固定的频率向CPU发送信号，CPU收到信号自动调用中断向量表中的进程调度函数处理信号。

  后来人们发现，时钟中断可以直接集成在CPU里面，不用走中断控制器，这样效率更高。时钟中断的触发频率就是你计算机的主频。

  有了以上两点的认知，我们很轻易的就得出两个结论：

• 操作系统就在硬件时钟中断的驱动下进行调度的。
• 操作系统的本质：就是基于中断，进行工作的软件。

2.4.3补充内容：为什么时钟中断被集成到CPU内部了

  中断控制器同时接收到多个控制信号，是否要在内部维护什么结构来保存这些信号？既然保存了信号是否应当有一种优先级处理机制来给CPU发送信号？
  是的，中断控制器内部确实要维护"哪些中断正在等待处理"的信息。但它一般不是一个简单的FIFO队列，而是一组位图（Bitmap）+ 优先级仲裁逻辑。
  这个优先级仲裁逻辑不必细讲，不过值得一提的是“时钟中断信号”的优先级往往更高。

于是引发了一个问题：时钟源容易和硬件发生竞争并且往往时钟源获胜。导致硬件访问的效率低下。

  因此人们在发现问题的根源后把时钟源集成到了CPU内部

2.4.4时钟中断与时间片/时间戳

  为了讲解方便，我上面对这一点讲的并不清楚，时钟中断一来就一定会切换进程——这是错误的。
真正流程：

1. 触发：时钟中断触发 $\to$ 进入内核。
2. 处理：更新系统时间 $\to$ 当前进程时间片递减 (时间片–)。
3. 判断：检测时间片是否耗尽？
   • 未耗尽：直接返回原进程继续执行。
   • 已耗尽 (时间片 == 0) 或 触发以下其他条件时，才会真正调用调度器进行上下文切换：
     • 有更高优先级进程变为就绪状态
     • 当前进程主动阻塞
     • 当前进程主动让出 CPU (yield)
     • 当前进程结束

  比如我一个进程有10单位的个时间片。每一个时间片的长度是1纳秒。时钟中断的触发频率是1纳秒一次，那么时钟中断每触发一次就会让时间片–。直到时间片==0，调用shedule 切换进程。

  计算机第一次开机，从网络中读取时间戳x。知道自己的时钟中断的频率y。1秒中内触发的时钟中断的次数：1/y 。于是我们计算出“历史总频T”= x* (1/y)。 于是让我们的计算机在离线的时候也能知道现在几点了。

2.5从源代码看时钟中断

  在main函数中，我们发现有很多的初始化函数，其中就有调度程序初始化。

  设置中断门，注册时钟中断。

  在时钟中断中调用了do_timer函数。

  进入do_timer函数我们发现这样的处理逻辑：时钟中断发生，查看current（task_struct重命名）里面的counter（task_struct中的成员变量，时间片）。如果大于0，时间片没完，时间片–，并退出。否则执行调度函数。

  调度函数内部，switch_to函数切换到任务号为next的任务。

  再看点别的：硬件中断处理函数初始化

  许多的注册函数被注册进中断向量表。

2.6 因为软件原因触发中断处理流程

  有没有可能因为软件因素触发如上的中断处理流程？有可能的。

2.6.1 被动中断——异常

  异常是一种由CPU内部条件触发的同步中断。与时钟中断、硬件中断等外部设备产生的异步中断不同，异常一定发生在CPU执行某条指令的过程中，并且与当前正在运行的程序相关。
  例如，程序执行除0操作：

int a = 10 / 0;

  CPU执行对应的除法指令时，会检测到除数为0，此时CPU内部产生除法错误异常。随后CPU根据异常编号查询异常向量表入口，并跳转到操作系统注册的异常处理程序。
  除了除法错误之外，CPU在执行指令过程中还可能检测到其他异常情况，例如：

• 缺页异常（Page Fault）：程序访问的虚拟地址没有对应的物理页面，CPU中的MMU检测到页表无效后产生异常，操作系统随后负责加载页面或者终止进程。
• 非法指令异常（Invalid Opcode）：CPU无法识别当前执行的指令。
• 保护异常（General Protection Fault）：程序违反CPU权限保护机制，例如用户态访问内核空间。
• 断点异常（Breakpoint Exception）：调试程序主动设置断点导致CPU进入异常处理流程。

  需要注意的是，异常虽然通常由程序行为引起，但是异常的产生者是CPU硬件，而不是软件本身。例如：

int *p = NULL;
*p = 100;

  程序访问空指针后，并不是程序主动发送一个“错误中断”，而是CPU执行内存访问指令时，由MMU发现该地址不可访问，于是产生缺页异常，操作系统收到异常后进一步处理，最终可能向进程发送 SIGSEGV 信号。

2.6.4 主动中断——陷阱

  触发指令：用户态程序通过硬件指令主动陷入内核。x86（32位）环境下使用 int [中断号] 指令，通过指定中断号触发；x86_64（64位）环境下则直接使用专为内核跳转优化的 syscall 指令。
  0x80 中断号：在 32位 Linux 中，0x80（十进制 128）是内核专为系统调用注册的软件中断号。执行 int 0x80 即可触发系统调用流程。

我为什么要讲int和syscall？为理解系统调用的执行原理做准备。

2.7系统调用如何执行

  补充内容：系统调用函数的指针被放在一张函数指针数组中存储。

  “在内核初始化（如 sched_init）期间，内核通过 set_system_gate 宏，将软中断号 0x80 与系统调用总入口函数 system_call 进行绑定，将其注册为系统调用的中断处理程序。当用户态发起 int 0x80 指令时，CPU 就会通过中断向量表跳转到 system_call 执行具体的系统调用逻辑。”
  讲句人话就是！就是在中断向量表中注册了一个新的函数。然后触发该中断的中断号会去调用这个函数。

  system_call是用汇编写的。看！用表地址+4个寄存器值大小，调用系统调用。 你现在看不懂没关系，我下面画了一张图，看完这张图再回来你就明白了。

  #define SYS_ify(syscall_name) _NR##syscall_name ：是一个宏定义，用于将系统调用的名称转换为对应的系统调用号。比如：SYS_ify(open) 会被展开为 __NR_open

  这里$SYS_ify (vfork) 是将vfork这个系统调用转化成系统调用号，然后再movl放入寄存器。 然后直接调用系统调用。

  而系统调用号，不是 glibc 提供的，是内核提供的，内核提供系统调用入口函数 man 2 syscall ，或者直接提供汇编级别软中断命令 int or syscall ，并提供对应的头文件或者开发入口，让上层语言的设计者使用系统调用号，完成系统调用过程。
  glibc通过include这个头文件获取宏并转化的：
linux-2.6.18\linux-2.6.18\include\asm-x86_64\unistd.h

  最后，我们把以上的理解拼起来放在一张图中。

  系统调用也是C语言的glibc库里面的。操作系统只提供系统调用号宏，于是这个世界上所有的语言都和C语言有关，C生万物，有其一定道理。

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