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微内核RTOS的核外中断管理
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2017-11-01
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ARTs-OS是一个基于微内核的嵌入式实时操作系统。ARTs-OS中的中断管理应该提供的基本功能包括：管理中断处理设备、中断服务例程的管理、中断嵌套的管理、中断栈的维护、线程/进程切换时的现场保护和恢复等。但是ARTs-OS作为嵌入式实时操作系统，上述基本功能不能满足所有的要求，它还必须拥有更多体现嵌入和实时特性的功能。ARTs-OS在实现中必须采取一些措施将中断分配时间（IDT）和中断服务时间（IST）减到最小，并使用户能够很容易地在ARTs-OS上开发、调试驱动程序。
1 ARTs-OS的I/O特点
ARTs-OS的I/O体系结构的主要特点有：（1）基于微内核构架。（2）支持动态加载。（3）核内/核外驱动。（4）进程/线程模型。（5）中断硬连接。
中断管理对I/O的支持由I/O的设计方式决定，集中体现在核内中断管理和核外中断管理。本文集中讨论核外中断管理。
2 ARTs-OS的核外中断
所有的操作系统都实现了核内驱动，并且核内驱动对中断管理的要求相对简单。ARTs-OS的中断管理在这一部分只简单地提供一些函数调用。下面重点介绍核外驱动。
ARTs-OS中断管理只需提供核外硬中断机制便可实现对核外驱动的支持，即提供如下的功能：当硬件产生中断时，系统核心保存现场，然后跳转到核外驱动程序ISR并执行；执行完后，恢复现场重新回到核内。整个过程如同核外驱动程序的ISR在核内运行。
要实现这个过程需要明确以下几点：
（1）系统如何从核心跳转到核外的驱动程序ISR。若该ISR的代码段在核内，由于处于同一个保护层次中，则可以直接调用。但若驱动在核外，一般系统的保护机制是不允许这样调用的。
（2）驱动程序ISR执行完毕后，跳转到何处。比较好的方法是：返回到系统内核ISR调用驱动程序ISR的地方，但实现起来比较困难。因为一般的过程调用是通过CALL和RETURN指令以及返回地址的堆栈保存这种“过程调用/返回”协议自动地返回到调用点（的下一条指令）。然而，当驱动程序在核外时，它们使用的根本就不是同一个堆栈，核内ISR使用0层堆栈，核外驱动ISR使用被中断应用程序的地址空间中的3层堆栈。如何实现这种切换返回需要仔细考虑。
（3）如何处理驱动程序ISR对驱动程序中全局变量（例如：驱动程序缓冲区）的访问。一般函数中不存在这样的问题，但在驱动程序ISR中，这将成为一个很重要的问题。一般的函数是由该函数所在地址空间的其他函数所调用，当执行到该指令时，CPU的进程/线程调度机制已经将该进程的地址空间恢复，普通函数根本就不知道进程的地址空间在CPU上被不断切换这一事实。但对于中断响应函数ISR就不是这样。驱动ISR是由操作系统内核（具体为：内核的中断ISR）调用，而内核中断ISR被调用的时机与操作系统自身的运行是异步的，也就是说，在任何时候都有可能发生硬件中断。因此，有可能在另外一个应用程序运行时发生硬件中断，从而调用驱动程序ISR。如果不进行特别的处理，驱动程序ISR访问的全局变量将是另外一个应用程序空间中的地址。
为了解决以上问题，ARTs-OS使用了一种与UNIX系统实现信号［1］类似的方法。采用这种方法的一个前提条件是核外驱动程序必须常驻内存。道理很简单：中断随时可能发生，如果核外驱动程序不在内存而是在硬盘中，要执行驱动程序的中断服务例程就必须将驱动程序加载到内存中，这非常耗时；同时因为中断服务例程执行时系统的特殊状态，这个加载过程是难于实现的。所以ARTs-OS假定所有的核外驱动程序都常驻内存。作为一个嵌入式实时系统，ARTs-OS本来就要求程序能够常驻内存，所以这样的假设是成立的。
ARTs-OS采用的算法和一般的程序调用方法类似。而要实现在核内核外之间的跳转，系统必须保存和恢复必要的信息。这些信息包括：内核的当前上下文环境、核外驱动程序的上下文环境。
执行核外中断程序的算法如下：
输入：中断号iid，线程号TId
输出：无
步骤：
（1）根据iid和tid得到中断程序的地址。
（2）在内核中保存信息以便中断程序执行完毕后返回。
（3）在tid对应的线程堆栈中写入返回到核内的代码。
（4）跳到线程的中断函数执行。
（5）使用刚才写入的代码跳回内核。
（6）使用在内核中保存的信息，恢复内核的上下文环境。
3 用户态挂接中断的实现
实现核外中断实际上包含三个步骤：
（1）跳到核外中断处理程序。在IA32平台下，由于CALL/JMP类指令有保护机制的约束，只能由外向内跳转，而RET和IRET指令恰好相反，只能由内向外跳。因此，一个很常用的技术的就是采用RET或IRET指令实现由内向外的“调用”。首先在堆栈上压入需要调用的核外驱动ISR代码的首地址CS：IP及相应堆栈的地址SS：ESP。在保护模式下，CS为用户代码的段选择子，SS为用户堆栈的段选择子。执行RET或IRET，硬件将从堆栈上弹出CS：IP和SS：ESP。CPU进行安全检查之后，就可以执行ISR。ARTs-OS使用IRET指令完成此功能。（2）从核外驱动返回内核。核外驱动ISR执行完后，要返回到内核ISR的调用处。因为IA32平台的限制不能采用常规的返回执行，所以应采用“堆栈执行”的技巧。即在堆栈上压入汇编代码，然后利用返回指令执行该代码，实现重返内核。具体步骤：①调用驱动ISR之前，应作一定准备工作；②保存内核的当前运行状态；③找到核外驱动程序ISR将使用的堆栈；④在堆栈中压入代码，该代码主要实现INT n的系统调用，重返内核，该堆栈中还包括用于平衡堆栈的代码；⑤将代码的首地址压入堆栈，作为返回地址；⑥建立好过程调用的“调用帧”的前半段后，用IRET指令进入该驱动程序ISR；⑦进入内核后，根据以前保存的信息恢复到内核以前的状态。
当执行到驱动程序ISR的RET语句时（该RET编译后为一个段内近调用，因为编译器并不知道该函数会被系统“回调”，所以把它当作一个普通的函数进行编译），由于返回地址为堆栈上事先压入代码的首地址，所以执行该代码；在平衡堆栈后，用INT指令重返内核。
（3）驱动程序地址空间的恢复。为了方便驱动程序ISR访问驱动程序空间中的全局变量，应当在进入核外驱动ISR之前恢复该驱动程序的地址空间。这类似于进程切换。首先将该驱动程序强制性切换到运行态，即恢复其寄存器上下文环境等，然后执行其中的ISR。
1 ARTs-OS的I/O特点
ARTs-OS的I/O体系结构的主要特点有：（1）基于微内核构架。（2）支持动态加载。（3）核内/核外驱动。（4）进程/线程模型。（5）中断硬连接。
中断管理对I/O的支持由I/O的设计方式决定，集中体现在核内中断管理和核外中断管理。本文集中讨论核外中断管理。
2 ARTs-OS的核外中断
所有的操作系统都实现了核内驱动，并且核内驱动对中断管理的要求相对简单。ARTs-OS的中断管理在这一部分只简单地提供一些函数调用。下面重点介绍核外驱动。
ARTs-OS中断管理只需提供核外硬中断机制便可实现对核外驱动的支持，即提供如下的功能：当硬件产生中断时，系统核心保存现场，然后跳转到核外驱动程序ISR并执行；执行完后，恢复现场重新回到核内。整个过程如同核外驱动程序的ISR在核内运行。
要实现这个过程需要明确以下几点：
（1）系统如何从核心跳转到核外的驱动程序ISR。若该ISR的代码段在核内，由于处于同一个保护层次中，则可以直接调用。但若驱动在核外，一般系统的保护机制是不允许这样调用的。
（2）驱动程序ISR执行完毕后，跳转到何处。比较好的方法是：返回到系统内核ISR调用驱动程序ISR的地方，但实现起来比较困难。因为一般的过程调用是通过CALL和RETURN指令以及返回地址的堆栈保存这种“过程调用/返回”协议自动地返回到调用点（的下一条指令）。然而，当驱动程序在核外时，它们使用的根本就不是同一个堆栈，核内ISR使用0层堆栈，核外驱动ISR使用被中断应用程序的地址空间中的3层堆栈。如何实现这种切换返回需要仔细考虑。
（3）如何处理驱动程序ISR对驱动程序中全局变量（例如：驱动程序缓冲区）的访问。一般函数中不存在这样的问题，但在驱动程序ISR中，这将成为一个很重要的问题。一般的函数是由该函数所在地址空间的其他函数所调用，当执行到该指令时，CPU的进程/线程调度机制已经将该进程的地址空间恢复，普通函数根本就不知道进程的地址空间在CPU上被不断切换这一事实。但对于中断响应函数ISR就不是这样。驱动ISR是由操作系统内核（具体为：内核的中断ISR）调用，而内核中断ISR被调用的时机与操作系统自身的运行是异步的，也就是说，在任何时候都有可能发生硬件中断。因此，有可能在另外一个应用程序运行时发生硬件中断，从而调用驱动程序ISR。如果不进行特别的处理，驱动程序ISR访问的全局变量将是另外一个应用程序空间中的地址。
为了解决以上问题，ARTs-OS使用了一种与UNIX系统实现信号［1］类似的方法。采用这种方法的一个前提条件是核外驱动程序必须常驻内存。道理很简单：中断随时可能发生，如果核外驱动程序不在内存而是在硬盘中，要执行驱动程序的中断服务例程就必须将驱动程序加载到内存中，这非常耗时；同时因为中断服务例程执行时系统的特殊状态，这个加载过程是难于实现的。所以ARTs-OS假定所有的核外驱动程序都常驻内存。作为一个嵌入式实时系统，ARTs-OS本来就要求程序能够常驻内存，所以这样的假设是成立的。
ARTs-OS采用的算法和一般的程序调用方法类似。而要实现在核内核外之间的跳转，系统必须保存和恢复必要的信息。这些信息包括：内核的当前上下文环境、核外驱动程序的上下文环境。
执行核外中断程序的算法如下：
输入：中断号iid，线程号TId
输出：无
步骤：
（1）根据iid和tid得到中断程序的地址。
（2）在内核中保存信息以便中断程序执行完毕后返回。
（3）在tid对应的线程堆栈中写入返回到核内的代码。
（4）跳到线程的中断函数执行。
（5）使用刚才写入的代码跳回内核。
（6）使用在内核中保存的信息，恢复内核的上下文环境。
3 用户态挂接中断的实现
实现核外中断实际上包含三个步骤：
（1）跳到核外中断处理程序。在IA32平台下，由于CALL/JMP类指令有保护机制的约束，只能由外向内跳转，而RET和IRET指令恰好相反，只能由内向外跳。因此，一个很常用的技术的就是采用RET或IRET指令实现由内向外的“调用”。首先在堆栈上压入需要调用的核外驱动ISR代码的首地址CS：IP及相应堆栈的地址SS：ESP。在保护模式下，CS为用户代码的段选择子，SS为用户堆栈的段选择子。执行RET或IRET，硬件将从堆栈上弹出CS：IP和SS：ESP。CPU进行安全检查之后，就可以执行ISR。ARTs-OS使用IRET指令完成此功能。（2）从核外驱动返回内核。核外驱动ISR执行完后，要返回到内核ISR的调用处。因为IA32平台的限制不能采用常规的返回执行，所以应采用“堆栈执行”的技巧。即在堆栈上压入汇编代码，然后利用返回指令执行该代码，实现重返内核。具体步骤：①调用驱动ISR之前，应作一定准备工作；②保存内核的当前运行状态；③找到核外驱动程序ISR将使用的堆栈；④在堆栈中压入代码，该代码主要实现INT n的系统调用，重返内核，该堆栈中还包括用于平衡堆栈的代码；⑤将代码的首地址压入堆栈，作为返回地址；⑥建立好过程调用的“调用帧”的前半段后，用IRET指令进入该驱动程序ISR；⑦进入内核后，根据以前保存的信息恢复到内核以前的状态。
当执行到驱动程序ISR的RET语句时（该RET编译后为一个段内近调用，因为编译器并不知道该函数会被系统“回调”，所以把它当作一个普通的函数进行编译），由于返回地址为堆栈上事先压入代码的首地址，所以执行该代码；在平衡堆栈后，用INT指令重返内核。
（3）驱动程序地址空间的恢复。为了方便驱动程序ISR访问驱动程序空间中的全局变量，应当在进入核外驱动ISR之前恢复该驱动程序的地址空间。这类似于进程切换。首先将该驱动程序强制性切换到运行态，即恢复其寄存器上下文环境等，然后执行其中的ISR。
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