内核架构

内核的基础知识

所有现代的操作系统在设计师都包含一个称为内核（kernel）的组件，是整个系统的核心。内核就是操作系统。从高层次看，所有运行的应用程序实际上是内核的“客户”，而内核向客户提供各种服务，即系统调用（system call）。
内核也是一个调度器。所有现在的操作系统都是抢占式的多任务（preemptive multitasking）系统，而实际上，程序的数目可以远多于处理器（或核心）的数目。内核必须判断哪一个程序（或进程、或线程）运行在哪一个处理器/核心上。
内核提供的另一组服务就是安全服务（security service），用户最容易感受到的安全服务是许可（permission）和权限（right），这些机制可以保证系统中各种资源的完整性、隐私性以及公平实用。

内核架构

巨内核

巨内核（monolithic，也称为宏内核、单内核）架构是“经典”的内核架构，而且仍然是UNIX和Linux 世界采用的主要内核架构。巨内核采取的方式是将所有的内核功能：不论是基础功能还是高级功能，全部放在一个地址空间中。在这个架构的内核中，线程调度和内存管理，以及文件系统、安全管理、甚至设备驱动都在一起。Linux的内核实现非常接近于标准的UN*X 内核，其架构图如下：

Linux 内核架构.png

所有的内核功能都实现在同一个地址空间中。为了进一步优化，巨内核不仅将所有的功能都组织在同一个地址中，还将这个地址映射到每一个进程的内存中。在巨内核架构中，从用户态到内核态的切换非常高效，基本上就是一次线程切换的开销，内核的内存页面映射在所有进程的地址空间中，也就是说，除非硬件强制将内核态和用户态隔离外，两者之间其实没有任何分别。所有的进程，不论所有者或者功能，都包含一份内核内存的拷贝，就好像包含共享库的拷贝一样。此外，这些拷贝都映射到了同一组物理页面，而且是常驻内存的物理页面。这样不仅结束了宝贵的RAM，而且避免了系统调用时产生重大开销，这一点尤其重要，使得系统调用好用户态融为一体。

微内核

尽管微内核（microkernel）不是那么常见，但是微内核却是我们要关注的重点。因为XNU的核心组件Mach就是一个微内核系统。

一个微内核只包含最核心的功能，代码也是最精简的。内核值复制完成最最关键的部分：任务调度、内存管理，其他功能都交给外部服务程序（通常是用户态）完成。服务程序之间完全被隔离开，服务程序之间的所有通讯都是由消息传递（message passing）完成。消息传递机制允许将消息（通常是透明的）以及后续消息投递至服务程序的队列中排队，服务程序可以从队列中取出消息并且依次处理。微内核架构如下图：

微内核架构.png

微内核的优点：

• 正确性
• 稳定性和健壮性
• 灵活性

微内核的缺点：

• 性能差

混合内核

混合内核（hybrid kernel）试图结合两种内核（巨内核和微内核）的好处。内核的最核心部分支持底层服务，包括调度、进程间通信（inter-process cimmunication，IPC）和虚拟内存，是自包含的，这一部分像微内核一样。所有其他的服务都实现在这个核心者外，但是也在内核态中，而且和这个核心在同一个内存空间中。

OS X 的 XNU 是一个混合内核，XNU 的核心 Mach 最早是一个真正的微内核，现在Mach 的原语仍然是围绕着消息传递的基础构建的。然而，消息通常是以指针形式传递的，因此没有昂贵的复制操作。这是因为大部分服务现在都在同一个地址空间中执行（因此也被归为巨内核）。类似的，建立在 Mach 之上的BSD层一直都是巨内核，而且这个子系统也在同一个地址空间中。

用户态和内核态

Intel 架构：ring

基于Intel的系统提供了所需要的基于硬件的分离。从286处理器开始，Intel 引入了“保护模式”的概念（在386中得到了极大的增强）。保护模式强制使用了4个“ring”。这些“ring0”指的就是权限级别，分别从0到3编号。这些“ring”以同心圆的方式组织，最内层的ring为 ring 0，最外层的为ring 3。 ring 0的权限最高，通常被称为超级用户模式（Supervisor mode）。只有最受信任的代码才能运行在处理器的ring 0上。随着ring级别递增，安全限制越多，权限也越低。
ring 0对应的是内核态，ring 3对应的是用户态。 ring 1 和 ring 2 预留给操作系统服务使用，但是在实际中却没有使用。ring 编号较小的代码可以随意切换到编号更大的ring，但是决不允许编号更大的ring切换到编号更小的ring，除非编号较小的ring已经建立好了一个调用门（call gate）机制。

ARM架构：CPSR

ARM 处理器使用了一个特殊的寄存器：当前程序状态寄存器（current program status register，CPSR）来定义处理器所在的模式，ARM 处理器有以下主要的操作模式，如下表：

模式|表示模式的位|用途
---|---|
USR|10000|用户模式 --- 不允许操作
SVC|10011|管理器模式（默认的内核模式）
SYS|11111|系统模式 --- 同用户模式，但是允许写入CPSR
FIQ|10001|快速中断请求
IRQ|10010|普通中断请求
ABT|10111|终止模式 --- 错误的内存访问
UND|11011|未定义模式 --- 非法/不支持的指令

USR 是唯一没有特权的模式，在内核通常运行组SVC模式。在任何特权模式中，都可以直接访问CPSR寄存器，隐藏只要修改CPSR中的模式位即可切换模式。在用户态，必须使用一种用户态/内核态转换机制。

内核态/用户态转换机制

用户态和内核态的转换机制有两种类型：

• 自愿转换：当应用程序要求内核服务的时候，应用程序可以进行一个调用进入内核态，通过一个预定义的硬件指令可以开始进入内核态的切换。这些内核服务称为系统调用
• 非自愿转换：当发生执行异常、中断或处理器陷阱的时候，代码的执行会被挂起，并且保留发生错误时候的完整状态。控制权被转交给预定义的内核态错误处理程序或中断服务程序（interrupt service rountine，ISR）

Intel 上的陷阱处理程序

• ** 异常：陷阱/错误/终止**
  在Intel 架构上，中断向量的前20个单元定义为异常（exception）；异常指的是处理器在执行代码的时候可能碰到的所有非正常状况。异常的情况分为以下3种

• 错误(fault)：指令遇到一个可以纠正的异常，并且处理器可以重新启动这条出现异常的指令，这种异常称为错误。一个常见的例子是页错误，当某个虚拟内存地址表示的页面不足物理RAM中是发生页错误。出现错误的时候，执行错误处理程序，完成之后返回到生成这个错误的指令。

• 陷阱(trap)：类似于错误，但是错误处理完成后返回发送陷阱指令之后的那条指令。

• 中止(abort)：不可重启指令。

• 中断
  中断是由 CPU 中的一个特殊组件产生的。这个组件称为可编程中断控制器（Programmable Interrupt Controller，PIC），在更加高级的CPU中，称之为高级可编程中断控制器（Advanced PIC，APIC）。PIC 接收来自系统总线上的设备的消息，然后将消息分拣到某一条中断请求（Interrupt Request，IRQ）线上去。当产生中断的时候，PIC将相应的中断标记为活跃。在这个中断被一个函数（称为中断处理程序或中断服务程序）处理或服务完成之前，这条中断线一直保持活跃状态。处理这个中断的函数要负责重置这条线的状态。
  以前的PIC（称为XT-PIC）只要16条中断线，范围为0~15。而现代的APIC 允许多大255条这样的中断线。如果需要的话，IRQ线可以被多个设备共享。
  一般性的经验法则，只要满足一下条件，中断就会被分发出去：

• 对应的中断请求线当前不忙（中断线忙说明前一个中断还没处理完）或被屏蔽（被屏蔽说明处理器或处理器核心忽略这条中断线）

• 没有编号更低的中断线状态为忙

• 本地CPU/处理器核心没有（通过底层CLI/STI汇编指令）禁用所有的中断

• 在Intel 架构上XNU对陷阱和中断的处理
  XNU实际上将Intel 的异常统一称为“陷阱”。大部分操作系统内核都不会为每一个陷阱设置独立的处理程序，而是为所有的陷阱设置一个处理程序，然后这个处理程序通过switch( ) 进行不同的处理，或者根据预定义的表跳转到不同的函数。XNU的做法也是如此，定义了TRAP宏和USER_TRAP宏，这些宏通过其他有一些宏（IDT_ENTRY_WRAPPER和PUSH_FUNCTION）设置栈。

• ARM上陷阱处理程序
  ARM的架构比Intel 简单多了。在ARM的角度看，任何非用户态都是通过一个异常或者一个中断进入的。因此系统调用是利用SVC指令通过模拟的中断完成的。SVC 是“SuperVisor Call”的简称，过去成SWI，即SoftWare Interrupt(软件中断)，其实过去的这个名称更为准确：当时这个指令执行的时候，CPU 自动将控制权转交给及其的陷阱向量，在陷阱向量中有一个预定义的内核指令正在等待，通常是分支跳转到某个具体处理程序的指令。
  内核要负责设置好CPU 支持的所有模式的陷阱处理程序。iOS 的内核要依照下表列出的陷阱处理程序设置ExceptionVectorsBase，从而完成陷阱处理程序的设置。

自愿的内核转换

当用户态的程序需要内核服务的时候，会发出一个系统调用，系统调用将控制权转换交给内核。实现系统调用的方法有两种：

• 模拟中断：Intel 架构遗留的传统方法。 ARM 采用这种方法（通过SVC/SWI指令）

• 指令：SYSENTRY 和 SYSCALL

• ARM上的自愿内核转换
  ARM架构没有专门的系统调用指令，仍然是使用系统调用。内核加载的时候会覆盖所有的陷阱处理，其中包括软件中断（SWI）处理程序。当用户态程序执行SVC指令的时候，控制权转交给处理程序fleh_swi，CPU 进入内核模式。

系统调用的处理

大部分人都熟悉POSIX系统调用。然而在XNU中，POSIX 系统调用只是4种系统调用的类别之一：

• POSIX/BSD 系统调用
  POSIX/BSD 的接口是 XNU 暴露出来的主要接口，这些在内部称为“UNIX 系统调用”或“BSD 调用”

• unix_syscall
  BSD 系统调用的流程如下：
  （1）验证传入的状态快照和处理器架构是否相匹配
  （2）通过current_task 获得当前BSD 进程的数据结构。检查这个BSD 进程确实存在
  （3）如果系统调用号为0，那么说明这是一个非直接的系统调用。相应地修正参数
  （4）系统调用传递的参数应该是64位的。对于64未的处理程序来说，如果系统调用的阐述不能全部通过寄存器进行传递（即参数数目大于6的情况），则需要一些额外的工作，多余的参数需要复制到栈上。在32位的处理程序中，需要对参数进行mung操作。mung指的是从用户态复制参数的同时保持32位/64位兼容性的过程
  （5）执行sysent表中的系统调用
  （6）在很罕见的情况下，系统调用可能会表示需要重新执行，重新执行是由pal_syscall_restart( )处理的
  （7）系统调用返回的错误码放在返回寄存器中（Intel：EAX/RAX 寄存器；ARM：R0 寄存器）
  （8）系统调用处理通过thread_exception_return( )返回（在iOS 上通过load_and_go_user 返回），这个函数的处理和return_from_trap( )相同，在返回的过程中会处理 AST

• sysent
  sysent 表维护了 BSD 的系统调用。这个表是一个由名称类似的数据结构组成的数组

• ** Mach 陷阱**
  在32位OS X 或 iOS 上系统调用编号为负，或者在64位系统上类别为Mach，那么内核流程进入Mach陷阱处理的流程，而不是BSD 系统调用的处理。Mach 陷阱的处理程序成为mach_call_munger[64]

• mach_call_munger
  Mach 陷阱是有mach_mall_munger[64] 处理的。UNIX 和 Mach 调用的参数都要进程 mung 处理，32 位的 unix_syscall 依然包含 munging 操作的代码

• mach_trap_table
  mach_trap_table 是一个mach_trap_t 结构体数组。之后跟着是mach_syscall_name_table，其中保存了对应的名字。

• 机器相关的调用
  除了Mach 陷阱和 UNIX 系统调用外， XNU 还包含机器相关的调用。
  这些调用的主要功能是和CPU 缓存相关（例如MMU 失效相关的指令和数据缓存相关的指令），确实反映了“机器相关”的本质

• machdep_call_table
  机器相关的调用也有自己的分发表：machdep_call_table，大部分机器相关的调用在Intel架构上没有用，在32位架构上，有设置LDT和GTD的调用。在64 位架构上，只要一个调用：tthread_fast_set_cthread_self函数。这个函数设置处理器的控制寄存器c13和c0。在ARM中调用机器相关调用的方法是：将R12 设置为0x8000 0000，然后在R3 中传入调用编号

• 诊断调用
  这一类系统调用专门用于诊断。这一类系统调用只定义了一个诊断调用：diagCall/diagCall64。在Intel 时代，XNU 的diagCall 功能只支持一个诊断代码：dgRuptStat(#25)，用于查询或重置每一个CPU的中断统计信息