特权指令，陷阱和系统调用之间的关系

Question

我试图了解虚拟机监视器（VMM）如何虚拟化CPU。

我现在的理解是，当CPU处于用户模式时，即将执行特权指令时，CPU会发出保护错误中断。在像C这样的高级语言中，特权指令包含在系统调用中。例如，当应用程序需要当前日期和时间（与I / O设备交互的指令具有特权）时，它会调用某个库函数。此库函数的汇编版本包含一个名为“int”的指令，该指令会在CPU中生成陷阱。 CPU从用户模式切换到特权模式，并跳转到操作系统提供的陷阱处理程序。每个系统调用都有自己的陷阱处理程序。在此示例中，陷阱处理程序从硬件时钟读取日期和时间并返回，然后CPU将自身从特权模式切换到用户模式。 （来源：http://elvis.rowan.edu/~hartley/Courses/OperatingSystems/Handouts/030Syscalls.html）

但是，我不太确定这种理解是否正确。本文提到了（特权）x86 popf指令不会导致陷阱的概念，从而使VMM的事情变得复杂：http://www.csd.uwo.ca/courses/CS843a/papers/intro-vm.pdf。根据我的理解，当用户程序显式调用而不是通过系统调用时，popf指令不应该导致陷阱，而应该导致保护错误中断。

所以我的两个具体问题是：

• 当CPU处于用户模式时，用户程序执行特权指令会发生什么？
• 用户程序执行系统调用时会发生什么？

Answer 1

没有特别的顺序：

您的困惑主要是由于操作系统社区没有标准化词汇。以下是一些被抛弃的术语有时意味着同样的事情，有时不是：异常，错误，中断，系统调用和陷阱。任何个体作者通常都会一致地使用这些术语，但不同的作者会以不同的方式定义它们。

有3种不同类型的事件会导致进入特权模式。

1. 异步中断（例如，由需要服务的I / O设备引起。）
2. 系统调用指令（x86上的int）。 （更一般地说，在x86手册中，这些被称为陷阱并包含其他一些指令（主要用于调试器）。）
3. 执行异常操作的指令（非法指令，保护错误，0分频，页面错误......）。 （不同的作者称这些例外，错误或陷阱 .x86手册称这些错误。）

每个中断，陷阱或故障都有不同的编号。

在所有情况下：

1. 处理器进入特权模式。
2. 用户模式寄存器保存在某处。
3. 处理器找到中断向量表的基址，并使用中断/陷阱/故障编号作为表中的偏移量。这给出了指向该中断/陷阱/故障的服务例程的指针。
4. 处理器跳转到服务例程。现在我们处于保护模式，用户级状态全部保存在我们可以获得的位置，并且我们在操作系统内部使用正确的代码。
5. 当服务例程完成时，它会调用中断返回指令（x86上的iret。）（这是x86上故障和陷阱之间的细微区别：故障返回到导致故障的指令，陷阱在陷阱后返回指令。）

请注意混淆名称“中断向量表”。即使它被称为中断表，它也用于故障和陷阱。 （这导致一些作者将所有称为中断。）

popf问题相当微妙。这本质上是x86架构中的一个错误。当popf从用户模式执行时，不会导致陷阱或错误（或异常或中断或您想要调用它的任何内容。）它只是充当noop。

这有关系吗？那么，对于正常的操作系统来说，这并不重要。另一方面，如果您正在实施虚拟机监视器（如VMWare或Xen或Hyper-V），则VMM正在受保护模式下运行，并且您希望以用户模式运行客户机操作系统 并有效模拟任何受保护的模式代码。当客户机操作系统使用{<1}}指令时，您希望它生成一般保护错误，但事实并非如此。 （如果从用户模式调用，popf和cli指令会产生一般保护错误。这就是你想要的。）

Answer 2

我不是计算机架构方面的专家。但我有几点意见供你考虑：

1. CPU有两种指令
   • 正常说明，例如add，sub等。
   • 特权说明，例如，从受保护的内存中启动I / O，load/store等。
2. 机器（CPU）有两种模式（由受保护寄存器中的状态位设置）：
   • 用户模式：处理器在用户程序中执行普通指令
   • 内核模式：处理器执行普通和特权指令（OS ==内核）
3. 操作系统将特权指令隐藏为system calls。如果用户程序调用它们，它将导致异常（抛出软件中断），这就是 向内核处理程序，trap到内核模式和切换上下文的向量。
4. 在用户模式中遇到特权指令，处理器trap到内核模式。根据发生的情况，它将是几个陷阱中的一个，例如内存访问冲突，非法指令违规或寄存器访问冲突。陷阱将处理器的执行切换到内核模式，并将控制权切换到操作系统，然后操作系统决定操作过程。该地址由trap vector定义，{{3}}是在操作系统启动时设置的。