启动 中断 异常 系统调用

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我们一般打开电脑从启动电源开始，等待开机后再进行具体的操作，运行特定的程序。具体计算机是怎么加载程序并开始运行的呢？在操作系统内核运行之前需要先执行系统初始化软件，完成基本的I/O初始化和引导加载功能，为操作系统内核运行构建环境。之后，操作系统通过中断、异常、系统调用来响应用户的一系列操作。

启动

计算机启动时内存和磁盘布局如下，具体分布情况参考Memory Map。

CPU初始化

CS寄存器分为可见的选择子selector区域（16位）和不可见的基址base address区域（32位）。 计算机加电后，CPU从物理地址0xFFFFFFF0（由初始化的CS：EIP确定，此时CS和IP的值分别是0xF000和0xFFF0）开始执行。在0xFFFFFFF0这里只是存放了一条跳转指令，通过跳转指令跳到BIOS例行程序起始点。

在16位的8086时代，内存限制在1MB范围内，此时，BIOS的代码固化在EPROM中，且EPROM被编址在1MB内存地址空间的最高64KB中。计算机加电后，CS寄存器初始化为0xF000，IP寄存器初始化为0xFFF0，所以CPU要执行的第一条指令的地址为CS:IP=0xF000:0XFFF0（ Segment:Offset表示） =0xFFFF0（ Linear表示） 。这个地址位于被固化的EPROM中，该地址存储了一条指令，它是一个长跳转指令JMP F000:E05B。这样就开启了BIOS的执行过程。

到了32位的80386 CPU时代，内存空间扩大到了4G，多了段机制和页机制。如果仍然把BIOS启动固件编址在0xF0000起始的64KB内存地址空间内，就会把整个物理内存地址空间隔离成不连续的两段，一段是0xF0000以前的地址，一段是1MB以后的地址，这很不协调。为此，intel采用了一个折中的方案：默认将执行BIOS ROM编址在32位内存地址空间的最高端，即位于4GB地址的最后一个64KB内。在PC系统开机复位时，CPU进入实模式，并将CS寄存器设置成0xF000，将shadow register初始化设置为0xFFFF0000，EIP寄存器初始化设置为0x0000FFF0。所以机器执行的第一条指令的物理地址是0xFFFFFFF0。80386的BIOS代码也要和以前8086的BIOS代码兼容，故地址0xFFFFFFF0处的指令还是一条长跳转指令jmp F000:E05B。这个长跳转指令会更新CS寄存器和shadow register，即执行jmp F000:E05B后，CS将被更新成0xF000。表面上看CS其实没有变化，但CS的shadow register被更新为另外一个值了，它的Base域被更新成0x000F0000，此时 PC = 16*CS + IP，形成的物理地址为0x000FE05B系统地址空间只有20位（1MB） ，这就是CPU执行的第二条指令的地址。此时这条指令的地址已经是1M以内了，且此地址不再位于BIOS ROM中，而是位于RAM空间中。由于Intel设计了一种映射机制，将内存高端的BIOS ROM映射到1MB以内的RAM空间里，并且可以使这一段被映射的RAM空间具有与ROM类似的只读属性。所以计算机启动时将开启这种映射机制，让4GB地址空间的最高一个64KB的内容等同于1MB地址空间的最高一个64K的内容，从而使得执行了长跳转指令后，其实是回到了早期的8086CPU初始化控制流，保证了向下兼容。

BIOS初始化

  • 在实模式下提供基本输入输出方法
    • 通过中断调用实现
    • 只能在实模式下使用，操作系统不能使用
  • 系统设置信息
  • 开机后自检
    1. 硬件自检POST
      • 检测系统中内存或显卡等关键部位的存在和工作状态
      • 查找并执行显卡等接口的初始化程序
    2. 系统初始化
      • 检测配置即插即用设备
      • 更新 ESCD 扩展系统配置数据
  • 系统自启动程序等
  • 用户选择引导设备（从什么介质启动）
  • 将bootloader从磁盘的引导扇区加载到内存中0x7c00开始的位置
  • 跳转到bootloader的位置：CS:IP=0000:7c00

之后，控制权就交给了bootloader。

bootloader

加载后内存布局如下：

最后，加载程序(bootloader)把控制权交给了操作系统。

BIOS如何读取bootloader

BIOS先读取主引导扇区(又称主引导记录)代码，主引导扇区代码再读取活动分区的引导扇区代码，再由引导扇区代码读取文件系统的加载程序。

BIOS为什么没有直接从磁盘读入操作系统内核映像？

BIOS完成硬件初始化和自检后，会根据CMOS中设置的启动顺序启动相应的设备，这里假定按顺序系统要启动硬盘。但此时，文件系统并没有建立，BIOS也不知道硬盘里存放的是什么，所以BIOS无法直接启动操作系统。另外一个硬盘可以有多个分区，每个分区都有可能包括一个不同的操作系统，BIOS也无从判断应该从哪个分区启动，所以对待硬盘，所有的BIOS都是读取硬盘的0磁头、0柱面、1扇区的内容，然后把控制权交给这里面的MBR (Main Boot Record）。

BIOS读取主引导记录的过程

  1. BIOS加电自检。BIOS执行内存地址为FFFF:0000H处的跳转指令，跳转到固化在ROM中的自检程序处，对系统硬件（包括内存）进行检查。
  2. 读取主引导记录（MBR）。当BIOS检查到硬件正常并与CMOS中的设置相符后，按照CMOS中对启动设备的设置顺序检测可用的启动设备。BIOS将相应启动设备的第一个扇区（也就是MBR扇区）读入内存地址为0000:7C00H处。
  3. 检查0000:7DFEH-0000:7DFFH（MBR的结束标志位）是否等于55AAH，若不等于则转去尝试其他启动设备，如果没有启动设备满足要求则显示”NO ROM BASIC”然后死机。
  4. 当检测到有启动设备满足要求后，BIOS将控制权交给相应启动设备。启动设备的MBR将自己复制到0000:0600H处，然后继续执行。
  5. 根据MBR中的引导代码启动引导程序。

事实上，BIOS不仅检查0000:7DFEH-0000:7DFFH（MBR的结束标志位）是否等于55AAH，往往还对磁盘是否有写保护、主引导扇区中是否存在活动分区等进行检查。如果发现磁盘有写保护，则显示磁盘写保护出错信息；如果发现磁盘中不存在活动分区，则显示类似如下的信息“Remove disk or other media Press any key to restart”。

标准MBR结构如下：

地址（十进制） 描述 长度（字节）
0 代码区 440（最大446）
440 选用磁盘标志 4
444 一般为空值; 0x0000 2
446 标准MBR分区表规划（四个16 byte的主分区表入口） 64
510 MBR有效标志：0x55AA 2

系统启动规范

BIOS 固化到计算机主板上的程序(系统设置、自检程序和系统自启动程序)

  • BIOS-MBR 主引导记录最多支持4个分区，一个分区占用 16字节，四个分区占用 64字节
  • BIOS-GPT 全局唯一标识分区表，不受4个分区的限制
  • PXE 网络启动标准，通过服务器下载内核镜像来加载

UEFI 统一可扩展固件接口 目标是在所有平台上一致的操作系统启动服务 会对引导记录进行可信性检查 只有通过可信性检查的才能运行

UEFI和BIOS的区别

统一可扩展固件接口 (Unified Extensible Firmware Interface, UEFI) 是一种个人电脑系统规格，用来定义操作系统与系统固件之间的软件界面，作为BIOS的替代方案。

UEFI启动对比BIOS启动的优势有：

  1. 安全性更强：UEFI启动需要一个独立的分区，它将系统启动文件和操作系统本身隔离，可以更好的保护系统的启动；
  2. 启动配置更灵活：EFI启动和GRUB启动类似，在启动的时候可以调用EFIShell，在此可以加载指定硬件驱动，选择启动文件。比如默认启动失败，在EFIShell加载U盘上的启动文件继续启动系统；
  3. 支持容量更大：传统的BIOS启动由于MBR的限制，默认是无法引导超过2TB以上的硬盘的。随着硬盘价格的不断走低，2TB以上的硬盘会逐渐普及，因此UEFI启动也是今后主流的启动方式。

中断 异常 系统调用

系统调用（system call）：应用程序主动向操作系统发出的服务请求

异常（exception）：非法指令或其他原因导致当前指令执行失败（如：内存出错）后的处理请求

中断（hardware interrupt）：来自硬件设备的处理请求

无论是发生异常、中断，还是系统调用，都需要由硬件保存现场和中断号，转到内核态，进入中断向量表，查找对应的设备驱动程序地址（异常）、异常服务例程地址（异常），或找到系统调用表，并在其中查找对应的系统调用实现的起始地址。处理完毕之后，再进行现场的切换，回到用户态继续执行程序（如果可以继续的话）。

区别

来源 响应方式 处理机制
中断 外部中断 异步 持续，对用户应用程序是透明的
异常 应用程序或内核意想不到的行为 同步 杀死或者重新执行意想不到的应用程序指令
系统调用 应用程序请求操作系统提供服务 同步或异步 等待和持续

相比于用户态的函数调用，中断和异常的开销是比较大的，因为它们需要进行：

  • 特权级的切换
  • 建立内核堆栈
  • 验证参数的合法性（防止对内核的恶意攻击）
  • 内核态需要映射到用户态的地址空间（因为需要访问用户程序的一些内容），因此需要更新页面映射权限
  • 内核态也拥有独立的地址空间，因此TLB会失效

中断和异常处理机制

中断和异常处理需要涉及软件和硬件操作

硬件：在CPU初始化时设置中断使能标志

  • 依据内部标志或外部中断事件设置中断标志位
  • 依据中断向量表调用相应中断服务例程

软件：

  • 现场保存(CPU+编译器)
  • 中断服务处理(服务例程)
  • 清楚中断标记(服务例程)
  • 现场恢复(CPU+编译器)

中断嵌套

硬件中断服务例程可被打断

  • 不同硬件中断源可能在硬件中断处理时出现
  • 硬件中断服务例程中需要临时禁止中断服务例程
  • 中断请求会保持到CPU做出响应

异常服务例程中可被打断

  • 异常服务例程执行时可能出现硬件中断

异常服务例程可嵌套

  • 异常服务例程可能出现缺页

在intel 手册中，intel架构总共可用的中断号有256个（从0到255），其中前32个（从0到31）中断号保留给Intel架构内部使用，也就是说这些中断都有其特定的含义而不可被用户更改，而剩余的224（从32到255）个中断则可由用户自定义和实现其具体功能。其中Double Fault即为中断嵌套，对应中断情况如下所示：

First Exception Second Exception Second Exception Second Exception
Benign Contributory Page Fault
Benign x x x
Contributory x Double Fault x
Page Fault x Double Fault Double Fault

从上表中我们可以看到一些嵌套的情况，比如硬件中断“Device Not Available”和系统调用都属于Benign类，因此它们可以和任何其他中断/异常进行嵌套；而Page Fault就不可嵌套。

系统调用

系统调用的特点

  • 系统调用是操作系统服务的编程接口
  • 通常由高级语言编写（C或C++）
  • 程序访问系统调用通常是通过高层次的API接口而不是直接进行系统调用
  • 3种最常用的应用程序编程接口（API）：
    • Win32 API：Windows
    • POSIX API：UNIX、LINUX、Mac OS X
    • Java API：用于JAVA虚拟机（JVM），是对实际系统调用的进一步抽象

系统调用的实现

  • 每个系统调用对应一个系统调用号
    • 系统调用接口根据系统调用号来维护表的索引
  • 系统调用接口调用内核态中的系统调用功能实现，并返回系统调用的状态和结果
  • 用户不需要知道系统调用的实现
    • 需要设置调用参数和获取返回结果
    • 操作系统接口的细节大部分都隐藏在应用编程接口后
  • 通过运行程序支持的库来管理

系统调用过程中堆栈的切换

由tss(task state segment)切换不同特权级堆栈

系统调用与函数调用的区别

  • 汇编指令的区别
    • 系统调用：使用INT和IRET指令
    • 函数调用：使用CALL和RET指令
  • 安全性的区别
    • 系统调用有堆栈和特权级的转换过程，函数调用没有这样的过程，系统调用相对更为安全
  • 性能的区别
    • 时间角度：系统调用比函数调用要做更多和特权级切换的工作，所以需要更多的时间开销
    • 空间角度：在一些情况下，如果函数调用采用静态编译，往往需要大量的空间开销，此时系统调用更具有

ucore系统调用分析

在 ucore 中，执行系统调用前，需要将系统调用的参数储存在寄存器中。
eax表示系统调用类型，其余参数依次存在 edx, ecx, ebx, edi, esi 中。

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...
int num = tf->tf_regs.reg_eax;
...
arg[0] = tf->tf_regs.reg_edx;
arg[1] = tf->tf_regs.reg_ecx;
arg[2] = tf->tf_regs.reg_ebx;
arg[3] = tf->tf_regs.reg_edi;
arg[4] = tf->tf_regs.reg_esi;
...

以下为用户态的系统调用syscall函数：

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syscall(int num, ...) {
    va_list ap;
    va_start(ap, num);
    uint32_t a[MAX_ARGS];
    int i, ret;
    for (i = 0; i < MAX_ARGS; i ++) {
        a[i] = va_arg(ap, uint32_t);
    }
    va_end(ap);

    asm volatile (
        "int %1;"
        : "=a" (ret)
        : "i" (T_SYSCALL),
          "a" (num),
          "d" (a[0]),
          "c" (a[1]),
          "b" (a[2]),
          "D" (a[3]),
          "S" (a[4])
        : "cc", "memory");
    return ret;
}

其中num参数为系统调用号，该函数将参数准备好后，通过 SYSCALL 汇编指令进行系统调用，进入内核态，返回值放在 eax 寄存器，传入参数通过 eax ~ esi 依次传递进去。
在内核态中，首先进入 trap() 函数，然后调用 trap_dispatch()进入中断分发，当系统得知该中断为系统调用后，OS调用如下的 syscall 函数：

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void
syscall(void) {
    struct trapframe *tf = current->tf;
    uint32_t arg[5];
    int num = tf->tf_regs.reg_eax;
    if (num >= 0 && num < NUM_SYSCALLS) {
        if (syscalls[num] != NULL) {
            arg[0] = tf->tf_regs.reg_edx;
            arg[1] = tf->tf_regs.reg_ecx;
            arg[2] = tf->tf_regs.reg_ebx;
            arg[3] = tf->tf_regs.reg_edi;
            arg[4] = tf->tf_regs.reg_esi;
            tf->tf_regs.reg_eax = syscalls[num](arg);
            return ;
        }
    }
    print_trapframe(tf);
    panic("undefined syscall %d, pid = %d, name = %s.\n",
            num, current->pid, current->name);
}

该函数得到系统调用号 num = tf->tf_regs.reg_eax;，通过计算快速跳转到相应的 sys_ 开头的函数，最终在内核态中完成系统调用所需要的功能。