鸿蒙内核源码分析(信号消费篇) | 谁让CPU连续四次换栈运行
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本篇有相当的难度，涉及用户栈和内核栈的两轮切换，CPU四次换栈，寄存器改值，将围绕下图来说明.
解读
- 为本篇理解方便，把图做简化标签说明:
- user:用户空间
- kernel:内核空间
- source(…):源函数
- sighandle(…):信号处理函数，
- syscall(…):系统调用，参数为系统调用号，如sigreturn，N(表任意)
- user.source():表示在用户空间运行的源函数
- 系列篇已多次说过，用户态的任务有两个运行栈，一个是用户栈，一个是内核栈.栈空间分别来自用户空间和内核空间.两种空间是有严格的地址划分的，通过虚拟地址的大小就能判断出是用户空间还是内核空间.系统调用本质上是软中断，它使CPU执行指令的场地由用户栈变成内核栈.怎么变的并不复杂，就是改变(sp和cpsr寄存器的值).sp指向哪个栈就代表在哪个栈运行， 当cpu在用户栈运行时是不能访问内核空间的，但内核态任务可以访问整个空间，而且内核态任务没有用户栈.
- 理解了上面的说明，再来说下正常系统调用流程是这样的: user.source() -> kernel.syscall(N) - > user.source() ，想要回到user.source()继续运行，就必须保存用户栈现场各寄存器的值.这些值保存在内核栈中，恢复也是从内核栈恢复.
- 信号消费的过程的上图可简化表示为: user.source() -> kernel.syscall(N) ->user.sighandle() ->kernel.syscall(sigreturn) -> user.source() 在原本要回到user.source()的中间插入了信号处理函数的调用. 这正是本篇要通过代码来说清楚的核心问题.
- 顺着这个思路可以推到以下几点，实际也是这么做的:
- kernel.syscall(N) 中必须要再次保存user.source()的上下文
sig_switch_context，为何已经保存了一次还要再保存一次? - 因为第一次是保存在内核栈中，而内核栈这部分数据会因回到用户态user.sighandle()运行而被恢复现场出栈了.保存现场/恢复现场是成双出队的好基友，注意有些文章说会把整个内核栈清空，这是不对的.
- 第二次保存在任务结构体中，任务来源于任务池，是内核全局变量，常驻内存的.两次保存的都是user.source()运行时现场信息，再回顾下相关的结构体.关键是
sig_switch_context
- kernel.syscall(N) 中必须要再次保存user.source()的上下文
typedef struct {
// ...
sig_cb sig;//信号控制块，用于异步通信
} LosTaskCB;
typedef struct {//信号控制块(描述符)
sigset_t sigFlag; //不屏蔽的信号集
sigset_t sigPendFlag; //信号阻塞标签集，记录那些信号来过，任务依然阻塞的集合.即:这些信号不能唤醒任务
sigset_t sigprocmask; /* Signals that are blocked */ //任务屏蔽了哪些信号
sq_queue_t sigactionq; //信号捕捉队列
LOS_DL_LIST waitList; //等待链表，上面挂的是等待信号到来的任务， 请查找 OsTaskWait(&sigcb->waitList， timeout， TRUE) 理解
sigset_t sigwaitmask; /* Waiting for pending signals */ //任务在等待哪些信号的到来
siginfo_t sigunbinfo; /* Signal info when task unblocked */ //任务解锁时的信号信息
sig_switch_context context; //信号切换上下文， 用于保存切换现场， 比如发生系统调用时的返回，涉及同一个任务的两个栈进行切换
} sig_cb;
- 还必须要改变原有PC/R0/R1寄存器的值.想要执行user.sighandle()，PC寄存器就必须指向它，而R0，R1就是它的参数.
- 信号处理完成后须回到内核态，怎么再次陷入内核态? 答案是:
__NR_sigreturn，这也是个系统调用.回来后还原sig_switch_context，即还原user.source()被打断时SP/PC等寄存器的值，使其跳回到用户栈从user.source()的被打断处继续执行. - 有了这三个推论，再理解下面的代码就是吹灰之力了，涉及三个关键函数
OsArmA32SyscallHandle，OsSaveSignalContext，OsRestorSignalContext本篇一一解读，彻底挖透.先看信号上下文结构体sig_switch_context.
sig_switch_context
//任务中断上下文
#define TASK_IRQ_CONTEXT \
unsigned int R0; \
unsigned int R1; \
unsigned int R2; \
unsigned int R3; \
unsigned int R12; \
unsigned int USP; \
unsigned int ULR; \
unsigned int CPSR; \
unsigned int PC;
typedef struct {//信号切换上下文
TASK_IRQ_CONTEXT
unsigned int R7; //存放系统调用的ID
unsigned int count; //记录是否保存了信号上下文
} sig_switch_context;
- 保存user.source()现场的结构体，
USP，ULR代表用户栈指针和返回地址. CPSR寄存器用于设置CPU的工作模式，CPU有7种工作模式， 谈论的用户态(usr普通用户)和内核态(sys超级用户)对应的只是其中的两种.二者都共用相同的寄存器.还原它就是告诉CPU内核已切到普通用户模式运行.- 其他寄存器没有保存的原因是系统调用不会用到它们，所以不需要保存.
R7是在系统调用发生时用于记录系统调用号，在信号处理过程中，R0将获得信号编号，作为user.sighandle()的第一个参数.count记录是否保存了信号上下文
OsArmA32SyscallHandle 系统调用总入口
/* The SYSCALL ID is in R7 on entry. Parameters follow in R0..R6 */
/******************************************************************
由汇编调用，见于 los_hw_exc.s / BLX OsArmA32SyscallHandle
SYSCALL是产生系统调用时触发的信号，R7寄存器存放具体的系统调用ID，也叫系统调用号
regs:参数就是所有寄存器
注意:本函数在用户态和内核态下都可能被调用到
//MOV R0， SP @获取SP值，R0将作为OsArmA32SyscallHandle的参数
******************************************************************/
LITE_OS_SEC_TEXT UINT32 *OsArmA32SyscallHandle(UINT32 *regs)
{
UINT32 ret;
UINT8 nArgs;
UINTPTR handle;
UINT32 cmd = regs[REG_R7];//C7寄存器记录了触发了具体哪个系统调用
if (cmd >= SYS_CALL_NUM) {//系统调用的总数
PRINT_ERR("Syscall ID: error %d !!!\n"， cmd);
return regs;
}
//用户进程信号处理函数完成后的系统调用 svc 119 #__NR_sigreturn
if (cmd == __NR_sigreturn) {
OsRestorSignalContext(regs);//恢复信号上下文，回到用户栈运行.
return regs;
}
handle = g_syscallHandle[cmd];//拿到系统调用的注册函数，类似 SysRead
nArgs = g_syscallNArgs[cmd / NARG_PER_BYTE]; /* 4bit per nargs */
nArgs = (cmd & 1) ? (nArgs >> NARG_BITS) : (nArgs & NARG_MASK);//获取参数个数
if ((handle == 0) || (nArgs > ARG_NUM_7)) {//系统调用必须有参数且参数不能大于8个
PRINT_ERR("Unsupport syscall ID: %d nArgs: %d\n"， cmd， nArgs);
regs[REG_R0] = -ENOSYS;
return regs;
}
//regs[0-6] 记录系统调用的参数，这也是由R7寄存器保存系统调用号的原因
switch (nArgs) {//参数的个数
case ARG_NUM_0:
case ARG_NUM_1:
ret = (*(SyscallFun1)handle)(regs[REG_R0]);//执行系统调用，类似 SysUnlink(pathname);
break;
case ARG_NUM_2://如何是两个参数的系统调用，这里传三个参数也没有问题，因被调用函数不会去取用R2值
case ARG_NUM_3:
ret = (*(SyscallFun3)handle)(regs[REG_R0]， regs[REG_R1]， regs[REG_R2]);//类似 SysExecve(fileName， argv， envp);
break;
case ARG_NUM_4:
case ARG_NUM_5:
ret = (*(SyscallFun5)handle)(regs[REG_R0]， regs[REG_R1]， regs[REG_R2]， regs[REG_R3]，
regs[REG_R4]);
break;
default: //7个参数的情况
ret = (*(SyscallFun7)handle)(regs[REG_R0]， regs[REG_R1]， regs[REG_R2]， regs[REG_R3]，
regs[REG_R4]， regs[REG_R5]， regs[REG_R6]);
}
regs[REG_R0] = ret;//R0保存系统调用返回值
OsSaveSignalContext(regs);//如果有信号要处理，将改写pc，r0，r1寄存器，改变返回正常用户态路径，而先去执行信号处理程序.
/* Return the last value of curent_regs. This supports context switches on return from the exception.
* That capability is only used with the SYS_context_switch system call.
*/
return regs;//返回寄存器的值
}
解读
- 这是系统调用的总入口，所有的系统调用都要跑这里要统一处理.通过系统号(保存在R7)，找到注册函数并回调.完成系统调用过程.
OsArmA32SyscallHandle总体理解起来是被信号的保存和还原两个函数给包夹了.注意要在运行过程中去理解调用两个函数的过程，对于同一个任务来说，一定是先执行OsSaveSignalContext，第二次进入OsArmA32SyscallHandle后再执行OsRestorSignalContext.- 看
OsSaveSignalContext，由它负责保存user.source() 的上下文，其中改变了sp，r0/r1寄存器值，切到信号处理函数user.sighandle()运行. - 在函数的开头，碰到系统调用号
__NR_sigreturn，直接恢复信号上下文就退出了，因为这是要切回user.source()继续运行的操作.
//用户进程信号处理函数完成后的系统调用 svc 119 #__NR_sigreturn
if (cmd == __NR_sigreturn) {
OsRestorSignalContext(regs);//恢复信号上下文，回到用户栈运行.
return regs;
}
OsSaveSignalContext 保存信号上下文
有了上面的铺垫，就不难理解这个函数的作用.
/**********************************************
产生系统调用时，也就是软中断时，保存用户栈寄存器现场信息
改写PC寄存器的值
**********************************************/
void OsSaveSignalContext(unsigned int *sp)
{
UINTPTR sigHandler;
UINT32 intSave;
LosTaskCB *task = NULL;
LosProcessCB *process = NULL;
sig_cb *sigcb = NULL;
unsigned long cpsr;
OS_RETURN_IF_VOID(sp == NULL);
cpsr = OS_SYSCALL_GET_CPSR(sp);//获取系统调用时的 CPSR值
OS_RETURN_IF_VOID(((cpsr & CPSR_MASK_MODE) != CPSR_USER_MODE));//必须工作在CPU的用户模式下，注意CPSR_USER_MODE(cpu层面)和OS_USER_MODE(系统层面)是两码事.
SCHEDULER_LOCK(intSave);//如有不明白前往 https://my.oschina.net/weharmony 翻看工作模式/信号分发/信号处理篇
task = OsCurrTaskGet();
process = OsCurrProcessGet();
sigcb = &task->sig;//获取任务的信号控制块
//1.未保存任务上下文任务
//2.任何的信号标签集不为空或者进程有信号要处理
if ((sigcb->context.count == 0) && ((sigcb->sigFlag != 0) || (process->sigShare != 0))) {
sigHandler = OsGetSigHandler();//获取信号处理函数
if (sigHandler == 0) {//信号没有注册
sigcb->sigFlag = 0;
process->sigShare = 0;
SCHEDULER_UNLOCK(intSave);
PRINT_ERR("The signal processing function for the current process pid =%d is NULL!\n"， task->processID);
return;
}
/* One pthread do the share signal */
sigcb->sigFlag |= process->sigShare;//扩展任务的信号标签集
unsigned int signo = (unsigned int)FindFirstSetedBit(sigcb->sigFlag) + 1;
OsProcessExitCodeSignalSet(process， signo);//设置进程退出信号
sigcb->context.CPSR = cpsr; //保存状态寄存器
sigcb->context.PC = sp[REG_PC]; //获取被打断现场寄存器的值
sigcb->context.USP = sp[REG_SP];//用户栈顶位置，以便能从内核栈切回用户栈
sigcb->context.ULR = sp[REG_LR];//用户栈返回地址
sigcb->context.R0 = sp[REG_R0]; //系统调用的返回值
sigcb->context.R1 = sp[REG_R1];
sigcb->context.R2 = sp[REG_R2];
sigcb->context.R3 = sp[REG_R3];
sigcb->context.R7 = sp[REG_R7];//为何参数不用传R7，是因为系统调用发生时 R7始终保存的是系统调用号.
sigcb->context.R12 = sp[REG_R12];//详见 https://my.oschina.net/weharmony/blog/4967613
sp[REG_PC] = sigHandler;//指定信号执行函数，注意此处改变保存任务上下文中PC寄存器的值，恢复上下文时将执行这个函数.
sp[REG_R0] = signo; //参数1，信号ID
sp[REG_R1] = (unsigned int)(UINTPTR)(sigcb->sigunbinfo.si_value.sival_ptr); //参数2
/* sig No bits 00000100 present sig No 3， but 1<< 3 = 00001000， so signo needs minus 1 */
sigcb->sigFlag ^= 1ULL << (signo - 1);
sigcb->context.count++; //代表已保存
}
SCHEDULER_UNLOCK(intSave);
}
解读
- 先是判断执行条件，确实是有信号需要处理，有处理函数.自定义处理函数是由用户进程安装进来的，所有进程旗下的任务都共用，参数就是信号
signo，注意可不是系统调用号，有区别的.信号编号长这样.
#define SIGHUP 1 //终端挂起或者控制进程终止
#define SIGINT 2 //键盘中断（ctrl + c）
#define SIGQUIT 3 //键盘的退出键被按下
#define SIGILL 4 //非法指令
#define SIGTRAP 5 //跟踪陷阱（trace trap），启动进程，跟踪代码的执行
#define SIGABRT 6 //由abort(3)发出的退出指令
#define SIGIOT SIGABRT //abort发出的信号
#define SIGBUS 7 //总线错误
#define SIGFPE 8 //浮点异常
#define SIGKILL 9 //常用的命令 kill 9 123 | 不能被忽略、处理和阻塞
系统调用号长这样，是不是看到一些很熟悉的函数.
#define __NR_restart_syscall 0
#define __NR_exit 1
#define __NR_fork 2
#define __NR_read 3
#define __NR_write 4
#define __NR_open 5
#define __NR_close 6
#define __NR_waitpid 7
#define __NR_creat 8
#define __NR_link 9
#define __NR_unlink 10
#define __NR_execve 11
#define __NR_chdir 12
#define __NR_time 13
#define __NR_mknod 14
#define __NR_chmod 15
#define __NR_lchown 16
#define __NR_break 17
- 最后是最最最关键的代码，改变pc寄存器的值，此值一变，在
_osExceptSwiHdl中恢复上下文后，cpu跳到用户空间的代码段 user.sighandle(R0，R1) 开始执行，即执行信号处理函数.
sp[REG_PC] = sigHandler;//指定信号执行函数，注意此处改变保存任务上下文中PC寄存器的值，恢复上下文时将执行这个函数.
sp[REG_R0] = signo; //参数1，信号ID
sp[REG_R1] = (unsigned int)(UINTPTR)(sigcb->sigunbinfo.si_value.sival_ptr); //参数2
OsRestorSignalContext 恢复信号上下文
/****************************************************
恢复信号上下文，由系统调用之__NR_sigreturn产生，这是一个内部产生的系统调用.
为什么要恢复呢?
因为系统调用的执行由任务内核态完成，使用的栈也是内核栈，CPU相关寄存器记录的都是内核栈的内容，
而系统调用完成后，需返回任务的用户栈执行，这时需将CPU各寄存器回到用户态现场
所以函数的功能就变成了还原寄存器的值
****************************************************/
void OsRestorSignalContext(unsigned int *sp)
{
LosTaskCB *task = NULL; /* Do not adjust this statement */
LosProcessCB *process = NULL;
sig_cb *sigcb = NULL;
UINT32 intSave;
SCHEDULER_LOCK(intSave);
task = OsCurrTaskGet();
sigcb = &task->sig;//获取当前任务信号控制块
if (sigcb->context.count != 1) {//必须之前保存过，才能被恢复
SCHEDULER_UNLOCK(intSave);
PRINT_ERR("sig error count : %d\n"， sigcb->context.count);
return;
}
process = OsCurrProcessGet();//获取当前进程
sp[REG_PC] = sigcb->context.PC;//指令寄存器
OS_SYSCALL_SET_CPSR(sp， sigcb->context.CPSR);//重置程序状态寄存器
sp[REG_SP] = sigcb->context.USP;//用户栈堆栈指针， USP指的是 用户态的堆栈，即将回到用户栈继续运行
sp[REG_LR] = sigcb->context.ULR;//返回用户栈代码执行位置
sp[REG_R0] = sigcb->context.R0;
sp[REG_R1] = sigcb->context.R1;
sp[REG_R2] = sigcb->context.R2;
sp[REG_R3] = sigcb->context.R3;
sp[REG_R7] = sigcb->context.R7;
sp[REG_R12] = sigcb->context.R12;
sigcb->context.count--; //信号上下文的数量回到减少
process->sigShare = 0; //回到用户态，信号共享清0
OsProcessExitCodeSignalClear(process);//清空进程退出码
SCHEDULER_UNLOCK(intSave);
}
解读
- 在信号处理函数完成之后，内核会触发一个
__NR_sigreturn的系统调用，又陷入内核态，回到了OsArmA32SyscallHandle. - 恢复的过程很简单，把之前保存的信号上下文恢复到内核栈sp开始位置，数据在栈中的保存顺序可查看 用栈方式篇 ，最重要的看这几句.
sp[REG_PC] = sigcb->context.PC;//指令寄存器
sp[REG_SP] = sigcb->context.USP;//用户栈堆栈指针， USP指的是 用户态的堆栈，即将回到用户栈继续运行
sp[REG_LR] = sigcb->context.ULR;//返回用户栈代码执行位置
注意这里还不是真正的切换上下文，只是改变内核栈中现有的数据.这些数据将还原给寄存器.USP和ULR指向的是用户栈的位置.一旦PC，USP，ULR从栈中弹出赋给寄存器.才真正完成了内核栈到用户栈的切换.回到了user.source()继续运行.
- 真正的切换汇编代码如下，都已添加注释，在保存和恢复上下文中夹着
OsArmA32SyscallHandle
@ Description: Software interrupt exception handler
_osExceptSwiHdl: @软中断异常处理，注意此时已在内核栈运行
@保存任务上下文(TaskContext) 开始... 一定要对照TaskContext来理解
SUB SP， SP， #(4 * 16) @先申请16个栈空间单元用于处理本次软中断
STMIA SP， {R0-R12} @TaskContext.R[GEN_REGS_NUM] STMIA从左到右执行，先放R0 .. R12
MRS R3， SPSR @读取本模式下的SPSR值
MOV R4， LR @保存回跳寄存器LR
AND R1， R3， #CPSR_MASK_MODE @ Interrupted mode 获取中断模式
CMP R1， #CPSR_USER_MODE @ User mode 是否为用户模式
BNE OsKernelSVCHandler @ Branch if not user mode 非用户模式下跳转
@ 当为用户模式时，获取SP和LR寄出去值
@ we enter from user mode， we need get the values of USER mode r13(sp) and r14(lr).
@ stmia with ^ will return the user mode registers (provided that r15 is not in the register list).
MOV R0， SP @获取SP值，R0将作为OsArmA32SyscallHandle的参数
STMFD SP!， {R3} @ Save the CPSR 入栈保存CPSR值 => TaskContext.regPSR
ADD R3， SP， #(4 * 17) @ Offset to pc/cpsr storage 跳到PC/CPSR存储位置
STMFD R3!， {R4} @ Save the CPSR and r15(pc) 保存LR寄存器 => TaskContext.PC
STMFD R3， {R13， R14}^ @ Save user mode r13(sp) and r14(lr) 从右向左 保存 => TaskContext.LR和SP
SUB SP， SP， #4 @ => TaskContext.resved
PUSH_FPU_REGS R1 @保存中断模式(用户模式)
@保存任务上下文(TaskContext) 结束
MOV FP， #0 @ Init frame pointer
CPSIE I @开中断，表明在系统调用期间可响应中断
BLX OsArmA32SyscallHandle /*交给C语言处理系统调用，参数为R0，指向TaskContext的开始位置*/
CPSID I @执行后续指令前必须先关中断
@恢复任务上下文(TaskContext) 开始
POP_FPU_REGS R1 @弹出FPU值给R1
ADD SP， SP，#4 @ 定位到保存旧SPSR值的位置
LDMFD SP!， {R3} @ Fetch the return SPSR 弹出旧SPSR值
MSR SPSR_cxsf， R3 @ Set the return mode SPSR 恢复该模式下的SPSR值
@ we are leaving to user mode， we need to restore the values of USER mode r13(sp) and r14(lr).
@ ldmia with ^ will return the user mode registers (provided that r15 is not in the register list)
LDMFD SP!， {R0-R12} @恢复R0-R12寄存器
LDMFD SP， {R13， R14}^ @ Restore user mode R13/R14 恢复用户模式的R13/R14寄存器
ADD SP， SP， #(2 * 4) @定位到保存旧PC值的位置
LDMFD SP!， {PC}^ @ Return to user 切回用户模式运行
@恢复任务上下文(TaskContext) 结束
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如何快速入门？
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2.构建第一个ArkTS应用
3.……
开发基础知识:
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2.配置文件
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7.资源分类与访问
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9.……
基于ArkTS 开发
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3.公共事件与通知
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5.媒体
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9.数据管理
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11.设备管理
12.设备使用信息统计
13.DFX
14.国际化开发
15.折叠屏系列
16.……
鸿蒙开发面试真题（含参考答案）:https://gitcode.com/HarmonyOS_MN
OpenHarmony 开发环境搭建
《OpenHarmony源码解析》:https://gitcode.com/HarmonyOS_MN
- 搭建开发环境
- Windows 开发环境的搭建
- Ubuntu 开发环境搭建
- Linux 与 Windows 之间的文件共享
- ……
- 系统架构分析
- 构建子系统
- 启动流程
- 子系统
- 分布式任务调度子系统
- 分布式通信子系统
- 驱动子系统
- ……
OpenHarmony 设备开发学习手册:https://gitcode.com/HarmonyOS_MN
写在最后
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