이것은 리눅스 커널의 인터럽트와 예외 처리에 관한 다섯 번째 파트로, 이전 파트에서는 인터럽트 디스크립터 테이블에 대한 인터럽트 게이트를 설정하고 끝났습니다. 우리는 arch/x86/kernel/traps.c소스코드 파일에서 trap_init함수를 실행했었습니다. 이전 파트에서는 이러한 인터럽트 게이트 설정만 봤고 현재 파트에서는 이러한 게이트에 대한 예외 처리기의 구현을 볼 수 있습니다. 예외 처리기가 실행되기 전 준비는 arch/x86/entry/entry_64.S어셈블리 파일에 있으며 예외 진입 포인트를 정의하는 idtentry매크로에 의해 일어납니다:
idtentry divide_error do_divide_error has_error_code=0
idtentry overflow do_overflow has_error_code=0
idtentry invalid_op do_invalid_op has_error_code=0
idtentry bounds do_bounds has_error_code=0
idtentry device_not_available do_device_not_available has_error_code=0
idtentry coprocessor_segment_overrun do_coprocessor_segment_overrun has_error_code=0
idtentry invalid_TSS do_invalid_TSS has_error_code=1
idtentry segment_not_present do_segment_not_present has_error_code=1
idtentry spurious_interrupt_bug do_spurious_interrupt_bug has_error_code=0
idtentry coprocessor_error do_coprocessor_error has_error_code=0
idtentry alignment_check do_alignment_check has_error_code=1
idtentry simd_coprocessor_error do_simd_coprocessor_error has_error_code=0idtentry매크로는 실제 예외 처리기 이전의 준비(divide_error를 위한 do_divide_error, overflow를 위한 do_overflow 등등)에 대한 제어를 얻습니다. 다시 말해 idtentry매크로는 스택의 레지스터(pt_regs구조체)를 위한 위치를 할당하고, 인터럽트/예외에 오류 코드가 없는 경우 stack consistency에 대한 더미 오류 코드를 넣고, cs세그먼트 레지스터에서 세그먼트 셀렉터를 확인하고 이전 상태(사용자 공간 또는 커널 공간)에 따라 전환합니다. 이러한 모든 준비가 끝나면 실제 인터럽트/예외 처리기를 호출합니다:
.macro idtentry sym do_sym has_error_code:req paranoid=0 shift_ist=-1
ENTRY(\sym)
...
...
...
call \do_sym
...
...
...
END(\sym)
.endm예외 처리기가 작업을 완료한 다음 idtentry매크로는 중단된 작업의 스택 및 범용 레지스터를 복구하고 iret명령을 실행합니다:
ENTRY(paranoid_exit)
...
...
...
RESTORE_EXTRA_REGS
RESTORE_C_REGS
REMOVE_PT_GPREGS_FROM_STACK 8
INTERRUPT_RETURN
END(paranoid_exit)INTERRUPT_RETURN의 위치:
#define INTERRUPT_RETURN jmp native_iret
...
ENTRY(native_iret)
.global native_irq_return_iret
native_irq_return_iret:
iretqidtentry에 대한 자세한 내용은 https://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/Interrupts/linux-interrupts-3.html의 세번째 부분에서 읽을 수 있습니다. 예외 처리기가 실행되기 전에 준비해야 할 것을 보았으며, 이제 처리기를 살펴보겠습니다. 우선 다음 처리기를 살펴보겠습니다:
- 분할 오류(divide error)
- 오버플로우(overflow)
- 무효한 op(invalid op)
- 보조프로세서 세그먼트 오버런(coprocessor segment overrun)
- 무효한 TSS(invalid TSS)
- 세그먼트 없음(segment not present)
- 스택 세그먼트(stack segment)
- 정렬 확인(alignment check)
이러한 모든 처리기는 arch/x86/kernel/traps.c소스 코드 파일에 DO_ERROR매크로와 함께 정의되어 있습니다:
DO_ERROR(X86_TRAP_DE, SIGFPE, "divide error", divide_error)
DO_ERROR(X86_TRAP_OF, SIGSEGV, "overflow", overflow)
DO_ERROR(X86_TRAP_UD, SIGILL, "invalid opcode", invalid_op)
DO_ERROR(X86_TRAP_OLD_MF, SIGFPE, "coprocessor segment overrun", coprocessor_segment_overrun)
DO_ERROR(X86_TRAP_TS, SIGSEGV, "invalid TSS", invalid_TSS)
DO_ERROR(X86_TRAP_NP, SIGBUS, "segment not present", segment_not_present)
DO_ERROR(X86_TRAP_SS, SIGBUS, "stack segment", stack_segment)
DO_ERROR(X86_TRAP_AC, SIGBUS, "alignment check", alignment_check)보다시피 DO_ERROR매크로는 4개의 매개변수를 사용합니다:
- 인터럽트의 벡터 번호;
- 중단 된 프로세스로 전송 될 신호의 번호;
- 예외를 설명하는 문자열;
- 예외 처리기 진입 포인트.
이 매크로는 동일한 소스 코드 파일에 정의되어 있으며 do_handler라고 명명된 함수로 확장됩니다:
#define DO_ERROR(trapnr, signr, str, name) \
dotraplinkage void do_##name(struct pt_regs *regs, long error_code) \
{ \
do_error_trap(regs, error_code, str, trapnr, signr); \
}##토큰을 주의하십시오. 이것은 특별한 함수입니다. GCC 매크로 연결은 주어진 두 개의 문자열을 연결합니다. 예를 들어, 첫째로 우리의 예시에서 DO_ERROR는 다음과 같이 확장됩니다:
dotraplinkage void do_divide_error(struct pt_regs *regs, long error_code) \
{
...
}우리는 DO_ERROR매크로에 의해 생성된 모든 함수가 arch/x86/kernel/traps.c에서 do_error_trap함수의 호출을 일으키는 것을 볼 수 있습니다. do_error_trap함수의 구현을 살펴봅시다:
do_error_trap함수는 include/linux/context_tracking.h에 있는 다음의 두 가지 g함수로 시작하고 끝납니다:
enum ctx_state prev_state = exception_enter();
...
...
...
exception_exit(prev_state);리눅스 커널 서브 시스템의 컨텍스트 추적은 두 가지 기본 초기 컨텍스트 user 또는 kernel을 통해 레벨 컨테스트 사이에서 전환을 추적하기 위해 커널 경계 프로브를 제공합니다. exception_enter함수는 컨텍스트 추적이 활성화됐는지 확인합니다. 활성화가 됐으면 exception_enter는 이전의 컨텍스트를 읽고 CONTEXT_KERNEL과 비교합니다. 이전 컨텍스트가 user인 경우 kernel/context_tracking.c에서 context_tracking_exit함수를 호출해 컨텍스트 추적 서브시스템에 프로세서가 사용자 모드를 종료하고 커널 모드로 들어가고 있음을 알립니다:
if (!context_tracking_is_enabled())
return 0;
prev_ctx = this_cpu_read(context_tracking.state);
if (prev_ctx != CONTEXT_KERNEL)
context_tracking_exit(prev_ctx);
return prev_ctx;이전의 컨텍스트가 user가 아니라면 그것을 반환합니다. pre_ctx은 include/linux/context_tracking_state.h에서 정의된 enum ctx_state타입을 가집니다. 다음을 보십시오:
enum ctx_state {
CONTEXT_KERNEL = 0,
CONTEXT_USER,
CONTEXT_GUEST,
} state;두 번째 함수는 동일한 include/linux/context_tracking.h파일에서 정의된 exception_exit으로 컨텍스트 추적이 사용 가능한지 확인하고 이전 컨텍스트가 user면 contert_tracking_enter함수를 호출합니다:
static inline void exception_exit(enum ctx_state prev_ctx)
{
if (context_tracking_is_enabled()) {
if (prev_ctx != CONTEXT_KERNEL)
context_tracking_enter(prev_ctx);
}
}context_tracking_enter함수는 컨텍스트 추적 서브 시스템에 프로세서가 커널 모드에서 사용자 모드로 진입한다는 것을 알려줍니다. exception_enter과 exception_exit 사이에서 다음 코드를 볼 수 있습니다:
if (notify_die(DIE_TRAP, str, regs, error_code, trapnr, signr) !=
NOTIFY_STOP) {
conditional_sti(regs);
do_trap(trapnr, signr, str, regs, error_code,
fill_trap_info(regs, signr, trapnr, &info));
}먼저 kernel/notifier.c에서 정의된 notify_die함수를 호출합니다. 호출자가 자신을 notify_die체인에 삽입해야하는 커널 패닉, 커널 oops, 마스크 불가능 인터럽트 또는 다른 이벤트에 대해 알림을 받으려면 notify_die함수가 이를 수행해야 합니다. 리눅스 커널에는 무언가 일어났을 때 커널에 묻는 것을 허락하는 특별한 메커니즘이 있으며 이는 notifiers 또는 notifier chains라고 불립니다. 이 매커니즘을 사용하는 예시는 USB핫플러그인 이벤트(drivers/usb/core/notify.c을 보십시오), 메모리 핫플러그(include/linux/memory.h을 보십시오, hotplug_memory_notifier매크로 등등), 시스템 리부트 등이 있습니다. notifier체인은 단순하고 단일 링크된 리스트입니다. 리눅스 커널 하위시스템에 특정 이벤트를 알리려는 때에 이 체인은 특별한 notifier_block구조체를 채우고 이 구조체를 notifier_chain_register함수에 전달합니다. notifier_call_chain함수의 호출과 함께 이벤트를 보낼 수 있습니다. 먼저 모든 notify_die함수는 die_args구조체를 트랩 넘버, 트랩 문자열, 레지스터와 다른 값들로 채웁니다:
struct die_args args = {
.regs = regs,
.str = str,
.err = err,
.trapnr = trap,
.signr = sig,
}die_chain과 함께 atomic_notifier_call_chain함수의 결과를 다음과 같이 반환합니다:
static ATOMIC_NOTIFIER_HEAD(die_chain);
return atomic_notifier_call_chain(&die_chain, val, &args);잠금과 notifier_block을 포함한 atomic_notifier_head구조체가 확장됩니다:
struct atomic_notifier_head {
spinlock_t lock;
struct notifier_block __rcu *head;
};atomic_notifier_call_chain함수는 notifier체인에서 각 함수를 차례대로 호출하고 마지막으로 호출된 notifier 함수의 값을 반환합니다. do_error_trap의 notify_die가 NOTIFY_STOP을 반환하지 않은 경우 arch/x86/kernel/traps.c의 conditional_sti함수를 실행해 인터럽트 플래그의 값을 확인하고 이것에 의존하는 인터럽트를 활성화합니다:
static inline void conditional_sti(struct pt_regs *regs)
{
if (regs->flags & X86_EFLAGS_IF)
local_irq_enable();
}local_irq_enable매크로의 자세한 정보는 이 챕터의 두 번째 파트에서 읽을 수 있습니다. 다음이자 마지막 호출 do_error_trap은 do_trap함수입니다. 먼저 모든 do_trap함수는 task_struct타입을 가진 tsk변수로 정의되며 현재 중단된 프로세스를 나타냅니다. 다음으로 tsk의 정의는 do_trap_no_signal함수의 호출을 통해 볼 수 있습니다:
struct task_struct *tsk = current;
if (!do_trap_no_signal(tsk, trapnr, str, regs, error_code))
return;do_trap_no_signal함수는 두 가지 검사를 수행합니다:
- 가상 8086모드에서 나왔는가?
- 커널 공간에서 나왔는가?
if (v8086_mode(regs)) {
...
}
if (!user_mode(regs)) {
...
}
return -1;long 모드는 가상 8086모드를 지원하지 않기 때문에 첫번째 경우는 고려하지 않아도 됩니다. 두번째 경우로 결함을 복구하려고 하는 fixup_exception함수와 수행이 불가능한 경우의 die가 있습니다:
if (!fixup_exception(regs)) {
tsk->thread.error_code = error_code;
tsk->thread.trap_nr = trapnr;
die(str, regs, error_code);
}die함수는 arch/x86/kernel/dumpstack.c소스 코드 파일에 정의됐으며, 스택, 레지스터, 커널 모듈에 대해 유용한 정보를 출력하며 커널 oops의 원인이 됩니다. do_trap_no_signal함수가 사용자 공간에서 온 경우 -1을 반환할 것이고 do_trap함수의 실행이 계속될 것입니다. do_trap_no_signal함수를 통과 했지만 do_trap이후에 종료되지 않았다면, 이는 이전의 컨텍스트가 user임을 의미합니다. 프로세서로 인한 대부분의 예외는 리눅스에서 오류 조건(0으로 나누기, 무효한 opcode 등등)으로 해석됩니다. 예외가 발생하면 리눅스 커널은 예외로 인해 잘못된 상태를 알리는 중단된 프로세스에 신호를 보냅니다. 따라서 do_trap함수에서 주어진 숫자(분리 오류를 위한 SIGFPE, 오버플로우 예외를 위한 SIGILL 등등)의 신호를 보내야합니다. 우선 thread.error_code와 thread_trap_nr로 채운 현재 인터럽트 프로세스의 에러 코드와 벡터 번호를 저장합니다:
tsk->thread.error_code = error_code;
tsk->thread.trap_nr = trapnr;이후에 중단된 프로세스를 위해 처리되지 않은 신호에 대한 정보를 출력하기 위한 검사를 합니다. show_unhandled_signals변수가 설정됐는지, kernel/signal.c의 unhandled_signal함수가 처리되지 않은 신호 및 printk레이트 제한을 반환하는지 확인합니다:
#ifdef CONFIG_X86_64
if (show_unhandled_signals && unhandled_signal(tsk, signr) &&
printk_ratelimit()) {
pr_info("%s[%d] trap %s ip:%lx sp:%lx error:%lx",
tsk->comm, tsk->pid, str,
regs->ip, regs->sp, error_code);
print_vma_addr(" in ", regs->ip);
pr_cont("\n");
}
#endif그리고 주어진 신호를 중단된 프로세스로 보냅니다:
force_sig_info(signr, info ?: SEND_SIG_PRIV, tsk);이것이 do_trap의 끝입니다. 우리는 DO_ERROR매크로로 정의된 8가지 예외에 대한 일반적인 구현을 봤습니다. 이제 다른 예외 처리기를 보겠습니다.
다음 예외는 #DF 또는 Double fault입니다. 이 예외는 프로세서가 이전 예외에 대한 예외 처리기를 호출하는 동안 두 번째 예외를 감지한 경우 일어납니다. 우리는 이전 파트에서 이 예외를 위한 트랩 게이트를 설정했습니다:
set_intr_gate_ist(X86_TRAP_DF, &double_fault, DOUBLEFAULT_STACK);참고로 이 예외는 1 인덱스를 가진 DOUBLEFAULT_STACK인터럽트 스택 테이블에서 실행됩니다.
#define DOUBLEFAULT_STACK 1double_fault는 이 예외를 위한 처리기로 arch/x86/kernel/traps.c에서 정의됐습니다. double_fault처리기는 두 변수(예외와 중단된 프로세스를 설명하는 문자열, 다른 예외 처리)기의 정의를 통해 시작됩니다:
static const char str[] = "double fault";
struct task_struct *tsk = current;이중 결함 예외의 처리기는 두 부분으로 나누어 집니다. 첫번째 부분은 결함이 espfix64스택의 non-IST결함인지 확인하는 검사입니다. 실레조 iret명령은 16비트 세그먼트로 돌아갈 때 맨 아래 16비트만을 복구합니다. espfix피쳐는 이 문제를 해결합니다. 따라서 espfix64스택의 non-IST결함이라면 스택을 General Protection Fault처럼 수정합니다:
struct pt_regs *normal_regs = task_pt_regs(current);
memmove(&normal_regs->ip, (void *)regs->sp, 5*8);
ormal_regs->orig_ax = 0;
regs->ip = (unsigned long)general_protection;
regs->sp = (unsigned long)&normal_regs->orig_ax;
return;두 번째 경우에는 이전의 예외 처리기와 거의 동일한 작업을 수행합니다. 첫번째는 이전의 컨텍스트(우리의 경우 user)를 버리는 ist_enter함수의 호출입니다:
ist_enter(regs);다음으로 이전 처리기에서와 같이 Double fault예외 및 에러 코드의 벡터 번호로 중단된 프로세스를 채웁니다:
tsk->thread.error_code = error_code;
tsk->thread.trap_nr = X86_TRAP_DF;다음으로 이중 결함(PID번호, 레지스터 콘텐트)에 관한 유용한 정보를 출력합니다:
#ifdef CONFIG_DOUBLEFAULT
df_debug(regs, error_code);
#endif그리고 죽습니다:
for (;;)
die(str, regs, error_code);
이것이 전부입니다.
다음 예외는 #NM 또는 Device not available입니다. Device not available예외는 다음 상황에 따라 발생할 수 있습니다:
- 프로세서는 컨트롤 레지스터
cr0의 EM플래그가 설정되어있는 동안 x87 FPU부동 소수점 명령이 실행됩니다; - 프로세서는 레지스터
cr0의MP및TS플래그가 설정되어있는 동안wait또는fwait명령이 실행됩니다; - 프로세서는 컨트롤 레지스터
cr0의TS플래그가 설정되고EM플래그가 해제된 상태에서 x87 FPU, MMX 또는 SSE명령이 실행됩니다.
Device not available예외 처리기는 do_device_not_available함수이고 이것은 arch/x86/kernel/traps.c소스 코드 파일에도 정의되어 있습니다. 이 파트의 도입부에서 본 다른 트랩과 마찬가지로 이전 컨텍스트의 획득으로 시작하고 끝납니다:
enum ctx_state prev_state;
prev_state = exception_enter();
...
...
...
exception_exit(prev_state);다음 단계에서 FPU가 eager이 아닌지 확인합니다:
BUG_ON(use_eager_fpu());작업을 전환하거나 인터럽트할 때 FPU상태의 로딩을 피할 수 있습니다. 작업에서 사용할 경우, Device not Available exception예외가 발생합니다. 작업을 전환하는 중에 FPU상태를 로딩하면 FPU는 eager입니다. 다음 단계에서 x87부동 소수점 유닛이 있는지(플래그 클리어) 없는지(플래그 설정)를 보여줄 수 있는 EM플래그의 cr0 컨트롤 레지스터를 확인합니다:
#ifdef CONFIG_MATH_EMULATION
if (read_cr0() & X86_CR0_EM) {
struct math_emu_info info = { };
conditional_sti(regs);
info.regs = regs;
math_emulate(&info);
exception_exit(prev_state);
return;
}
#endifx87부동 소수점 유닛이 없으면, 인터럽트를 conditional_sti로 활성화하고, math_emu_info(arch/x86/include/asm/math_emu.h에서 정의됨)구조체를 인터럽트 작업의 레지스터로 채우고 arch/x86/math-emu/fpu_entry.c에서 math_emulate함수를 호출합니다. 함수 이름에서 알 수 있듯이 X87 FPU유닛(x87에 관한 것은 특별 챕터에서 알 수 있습니다)을 모방합니다. 다른 방법으로 X86_CR0_EM플래그가 지워지면 x87 FPU유닛이 표시된다는 의미로, fpustate에서 FPU레지스터를 라이브 하드웨어 레지스터로 복사해 arch/x86/kernel/fpu/core.c에서 fpu__restore함수를 호출합니다. 그 다음 FPU명령이 사용될 수 있습니다:
fpu__restore(¤t->thread.fpu);다음 예외는 #GP 또는 General protection fault입니다. 이 예외는 프로세서가 general-protection violations라고 하는 보호 위반 클래스 중 하나를 감지했을 때 발생합니다:
cs,ds,es,fs,gs세그먼트에 액세스할 때 세그먼트의 한계를 초과;- 시스템 세그먼트를 위한 세그먼트 셀렉터로
cs,ds,es,fs,gs레지스터를 로드할 때; - 권한 규칙을 위반하는 행위;
- 및 기타...
이 예외를 위한 예외 처리기는 arch/x86/kernel/traps.c에 있는 do_general_protection입니다. do_general_protection함수는 이전 컨텍스트를 가져오는 다른 예외처리기로 시작하고 끝납니다:
prev_state = exception_enter();
...
exception_exit(prev_state);그 다음 인터럽트과 비활성화되면 인터럽트를 활성화하고 가상 8086모드에서 왔는지 확인합니다:
conditional_sti(regs);
if (v8086_mode(regs)) {
local_irq_enable();
handle_vm86_fault((struct kernel_vm86_regs *) regs, error_code);
goto exit;
}long 모드는 이 모드를 지원하지 않으므로 이 경우에는 예외 처리를 고려하지 않습니다. 다음 단계에서 이전 모드가 커널 모드인지 확인하고 트랩을 고치려 시도합니다. 현재 일반 보호 결함 예외를 수리할 수 없는 경우 예외의 벡터 넘버와 에러 코드로 중단된 프로세스를 채우고 notify_die체인에 추가합니다;
if (!user_mode(regs)) {
if (fixup_exception(regs))
goto exit;
tsk->thread.error_code = error_code;
tsk->thread.trap_nr = X86_TRAP_GP;
if (notify_die(DIE_GPF, "general protection fault", regs, error_code,
X86_TRAP_GP, SIGSEGV) != NOTIFY_STOP)
die("general protection fault", regs, error_code);
goto exit;
}예외를 고칠 수 있다면 예외 상태를 벗어나는 exit레이블로 이동합니다:
exit:
exception_exit(prev_state);사용자 모드에서 온 경우 do_trap함수에서 수행한 것처럼 사용자 모드에서 중단된 프로세스로 SIGSEGV신호를 보냅니다:
if (show_unhandled_signals && unhandled_signal(tsk, SIGSEGV) &&
printk_ratelimit()) {
pr_info("%s[%d] general protection ip:%lx sp:%lx error:%lx",
tsk->comm, task_pid_nr(tsk),
regs->ip, regs->sp, error_code);
print_vma_addr(" in ", regs->ip);
pr_cont("\n");
}
force_sig_info(SIGSEGV, SEND_SIG_PRIV, tsk);이것이 전부입니다.
이것이 인터럽트 및 인터럽트 처리기챕터 다섯 번째 파트의 끝으로 이 파트에서는 몇개의 인터럽트 처리기의 구현을 봤습니다. 다음 파트에서는 인터럽트 및 예외 처리기를 계속하고 마스크 불가능 인터럽트, 수학보조 프로세서처리기 및 SIMD보조프로세서 예외 처리 등을 볼 것입니다.
질문이나 제안 사항이 있다면 코멘트를 남기거나 트위터로 보내주십시오.
영어는 모국어가 아니어서 모든 불편한 점은 정말 죄송합니다. 실수를 발견하면 linux-insides에서 수정사항이 포함된 PR을 보내주십시오.