Режим ядра, прерывания и системные вызовы

Два режима процессора

Процессор умеет работать в разных режимах привилегий. На x86 их четыре («кольца» 0–3), но используются два:

Именно аппаратная защита делает ОС возможной: без неё любая программа могла бы переписать таблицы страниц и читать чужую память.

Три двери в ядро

1. Аппаратные прерывания (interrupts) — асинхронные сигналы от устройств: таймер, клавиатура, сетевая карта, диск. Не связаны с текущей инструкцией.
2. Исключения (exceptions) — синхронные, вызваны конкретной инструкцией: - отказы (faults) — инструкцию можно повторить после исправления: страничный отказ (page fault); - ловушки (traps) — после инструкции: точка останова отладчика; - аварии (aborts) — неисправимые: аппаратная ошибка.
3. Системные вызовы — программа намеренно просит ядро об услуге специальной инструкцией.

Что ядро делает с исключением

Как выполняется системный вызов

На x86-64 Linux:

/* то, что делает обёртка write() в libc, упрощённо */
long ret;
asm volatile ("syscall"
              : "=a"(ret)
              : "a"(1),          /* rax = номер вызова: 1 = write */
                "D"(fd),         /* rdi = 1-й аргумент */
                "S"(buf),        /* rsi = 2-й */
                "d"(count)       /* rdx = 3-й */
              : "rcx", "r11", "memory");
if (ret < 0) { errno = -ret; ret = -1; }

1. Обёртка кладёт номер вызова в rax, аргументы — в регистры.
2. Инструкция syscall переключает процессор в кольцо 0 и прыгает на точку входа ядра.
3. Ядро сохраняет регистры пользователя (контекст) на стеке ядра этого процесса.
4. По номеру выбирает обработчик из таблицы системных вызовов (sys_call_table).
5. Обработчик проверяет аргументы (указатели должны вести в память пользователя!) и выполняет работу.
6. Результат — в rax; sysret возвращает в режим пользователя.

На старых 32-битных системах для этого использовалась программная ловушка int 0x80.

Переключение контекста

Когда ядро решает запустить другой процесс (например, по прерыванию таймера), оно выполняет переключение контекста:

1. сохраняет регистры текущего процесса в его структуре (task_struct в Linux);
2. переключает адресное пространство — загружает в cr3 адрес таблиц страниц нового процесса (на большинстве процессоров это сбрасывает TLB);
3. восстанавливает регистры нового процесса и возвращается в режим пользователя уже в нём.

Переключение контекста дорогое: кроме самих действий, после него TLB и кеши «холодные».

strace

$ strace -f ./prog
execve("./prog", ["./prog"], ...) = 0
mmap(NULL, 16, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED|MAP_ANONYMOUS, -1, 0) = 0x7f...
clone(child_stack=NULL, flags=CLONE_CHILD_CLEARTID|CLONE_CHILD_SETTID|SIGCHLD, ...) = 4242
wait4(-1, NULL, 0, NULL) = 4242
write(1, "4241: 4242\n", 11) = 11
exit_group(0) = ?

Обратите внимание: fork() в glibc выполняется системным вызовом clone с флагом SIGCHLD — к этому вернёмся в уроке о потоках.

Итог

• Процессор различает режимы ядра и пользователя; привилегированные инструкции в режиме пользователя вызывают исключение.
• В ядро попадают через прерывания (асинхронно), исключения (синхронно) и системные вызовы.
• Аппаратные исключения превращаются в сигналы SIGSEGV, SIGBUS, SIGFPE, SIGILL.
• Системный вызов: номер в rax, инструкция syscall, таблица вызовов, возврат через sysret.
• Переключение контекста меняет cr3 и сбрасывает TLB.