问题

为何x86中“系统调用”要使用“内中断”实现?

回答
在x86架构下,程序与操作系统之间的通信,也就是我们常说的“系统调用”,确实是借助“内中断”(Software Interrupt)来实现的。这并非偶然,而是历史发展、硬件设计和操作系统理念共同作用的结果。要深入理解这一点,我们需要从几个层面来剖析。

首先,什么是系统调用,它为何需要一个特殊的机制?

应用程序运行在用户空间(User Space),而操作系统内核则运行在特权空间(Kernel Space)。用户空间的代码权限受限,无法直接访问硬件资源,也无法修改系统关键数据结构。为了让应用程序能够使用操作系统提供的服务(比如读写文件、创建进程、网络通信等),就必须提供一个安全、受控的途径,让应用程序能够“请求”内核来完成这些任务。这个请求的过程,就是系统调用。

如果应用程序可以直接调用内核中的函数,那么用户空间的恶意代码就可以随意地访问和修改内核数据,这将导致系统崩溃或安全漏洞。因此,系统调用必须是一个“跨越”用户空间和内核空间的屏障,并在这个过程中进行权限检查和上下文切换。

那么,为什么选择“内中断”?它的原理是什么?

x86架构定义了多种中断,包括硬件中断(External Interrupts)和软件中断(Software Interrupts)。硬件中断通常由外部设备触发(如键盘输入、定时器到时),而软件中断则是由软件指令明确触发的。系统调用正是利用了这种软件中断的机制。

具体来说,在x86上,系统调用通常通过一个特殊的指令来触发,最常见的指令是 `INT n` (Interrupt Number)。当CPU执行到 `INT n` 指令时,会发生以下一系列事件:

1. 暂停当前执行流: CPU会立即停止执行用户空间的当前指令。
2. 保存上下文: 为了能够在中断处理完成后恢复程序执行,CPU会自动将当前程序的状态保存到栈上。这包括程序计数器(IP/EIP)、标志寄存器(Flags/EFLAGS)、栈指针(SP/ESP)等关键信息。
3. 查找中断向量: CPU会根据 `n`(中断号)去查阅一个称为“中断描述符表”(Interrupt Descriptor Table, IDT)的内存区域。IDT是一个由CPU厂商预定义和维护的表格,里面存放着每个中断号对应的服务例程(中断处理程序)的地址和类型。
4. 跳转到内核代码: 找到对应的中断向量后,CPU会根据IDT中的信息,将控制权交给内核。这个过程的重点在于,IDT中的条目会将CPU切换到特权模式(Ring 0),也就是内核模式。用户空间的代码永远无法直接修改IDT或将指令指向IDT中的内核代码。
5. 执行中断处理程序: 一旦CPU进入内核模式并跳转到指定的中断处理程序入口,内核的代码就开始执行。这个处理程序就是实现特定系统调用的函数。

为什么“内中断”是实现系统调用的理想选择?

强制性的权限提升和上下文切换: “内中断”指令 `INT n` 触发的本质就是一个“门”(Gate)。在x86的IDT中,每个中断向量都指向一个“门描述符”,这些门描述符明确定义了中断发生后,CPU的行为,包括目标段选择子、目标偏移量、以及最重要的——目标特权级(DPL)。当系统调用中断触发时,CPU会强制性地将特权级从用户模式(通常是Ring 3)切换到内核模式(Ring 0)。这个切换过程是硬件级别的,不可绕过,也无法由用户程序控制。
统一的入口点和参数传递: 通过预设的 `INT n` 指令(例如,在很多x86系统中,`INT 0x80` 或 `SYSCALL`/`SYSENTER` 指令是常用的系统调用入口),应用程序可以定义一个标准的、固定的方式来请求服务。系统调用的具体功能可以通过传递一个系统调用号(通常放在寄存器里,如EAX)来指定。而调用参数则通过其他寄存器(如EBX, ECX, EDX等)传递,这些寄存器在中断处理程序中被内核读取。
硬件支持的安全性: CPU硬件负责保存用户空间的上下文,并确保在中断发生时只能跳转到内核预设的安全代码区域。即使应用程序尝试传递不安全的值,内核也可以在执行系统调用前进行验证。中断返回时,CPU也会根据之前保存的上下文,将特权级恢复到用户模式,并继续执行用户程序。
兼容性和历史原因: 在早期的x86系统中,`INT` 指令是主要的软件中断方式。随着技术发展,为了提高效率,Intel和AMD引入了更快的系统调用指令,如 `SYSCALL` 和 `SYSENTER`。但它们本质上仍然是利用了类似的硬件机制,实现了特权级切换和控制流的转移,只是在性能上做了优化,例如减少了上下文保存的数量和中断处理流程的开销。但“内中断”的这一核心概念——由软件触发,强制性切换到内核模式并执行内核代码——依然是其根本。

举个例子:

假设一个用户程序想读取一个文件。它会做什么?

1. 将要读取的文件名、缓冲区地址、要读取的字节数等参数放入特定的寄存器。
2. 将“读取文件”这个操作对应的系统调用号(比如 `SYS_read` 的号码)放入另一个寄存器(通常是`EAX`)。
3. 执行 `INT 0x80`(或者 `SYSCALL`)指令。

CPU接收到 `INT 0x80` 指令:

暂停用户程序。
将用户程序当前的寄存器状态和指令指针(EIP)压入用户栈。
切换到内核模式。
根据中断号 0x80 在 IDT 中查找对应的内核处理程序入口。
跳转到内核中的 `sys_read` 函数(或者一个通用的系统调用分发函数)。

内核的 `sys_read` 函数:

从寄存器中读取系统调用号,确认是 `read` 操作。
读取传递的文件名、缓冲区地址、字节数等参数。
进行参数校验(例如,文件是否存在,缓冲区地址是否合法,是否有权限读取)。
调用内核的文件系统模块来实际执行读取操作。
将读取到的数据放入用户提供的缓冲区。
将读取的字节数或错误码放入返回值寄存器。
执行中断返回指令(如 `IRET`),让CPU恢复用户程序之前的状态,并切换回用户模式。

用户程序从 `INT 0x80` 指令返回,从寄存器中读取返回值,继续执行接下来的指令。

总结来说,x86架构之所以选择“内中断”(或类似的软中断机制)来实现系统调用,是因为这种方式能够:

安全地隔离用户空间和内核空间。
强制性地提升程序执行权限到内核模式。
提供一种标准化的、硬件支持的机制来传递控制权和参数。
保证在中断处理完成后能够正确恢复用户程序的执行状态。

它是一种巧妙地利用硬件中断机制,将用户程序的请求安全、可靠地传递给操作系统内核,并由内核提供服务的解决方案。这种机制是现代操作系统设计的基础之一,确保了系统的稳定性和安全性。

网友意见

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0. 系统调用不一定非要用内中断,x86体系CPU实际上提供了多种方式,中断机制确实是符合要求,但不代表中断机制是唯一的选择。比如x86里的call gate也可以用来做系统调用,也能做到权限控制和内核代码保护,跟中断的效果完全一样,甚至像Task gate/TSS这种东西,也能玩出花出来。

1. 使用int作为系统调用入口,其实只是习惯问题。因为DOS时代,系统调用就是走的INT 21H,所以到了保护模式,习惯性的仍然用中断的方式完成系统调用,属于设计上的延续。至于DOS的这种机制更早是因为什么,我了解的就不多了。可以推测一下,在没有保护模式概念的时代,在非x86架构上,中断是唯一一种:能保护PC指针+flag寄存器的、各个arch上实现基本都统一的硬件指令(别的arch上可不一定有call gate),所以跨平台的操作系统,通过中断进入系统调用可能是当年唯一的选择。

2. 中断屏蔽是无法屏蔽内部中断的,Intel的手册上有写,所以跟中断屏蔽没关系,跟外中断IO更不是一回事,外中断用的是IOAPIC来控制,跟内中断不相关。

3. 用中断做系统调用,开销比较大,所以才有了SYSCALL/SYSENER等一系列新的指令,新的操作系统已经很少用INT指令了,所以这更证明了用INT指令不是唯一的选择,至少不是现在的选择。

4. 据说call gate用于WOW64中的32到64的切换,有些嵌入式系统可能是用call gate而非INT方式完成系统调用。

5. 用中断,能保证安全,但不代表中断是唯一的选择,也不代表“最”安全。这是一个设计选型的问题,不是一个技术问题。甚至连内存模型都可以不是平坦模型,但需要编译器支持。

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