英特尔和AMD考虑了X86中断处理的不同替代品

在某些时候，卡的房子开始倒下。 X86处理器架构几乎足够老化，无法秘密收集养老金。这是，不要太精细的一点，一个吱吱作响的喘息的熨斗，让微处理器建筑的神越来越慷慨，很久以前就会被吹入遗忘。

英特尔和AMD做了一个惊人的工作，让老女孩在这几十年里奔跑，但是这种紧张开始讲述。编程x86芯片很难，这是令人沮丧的，因为新功能在旧的功能永远不会消失时保持打击。这就像使用耕地，帆和豪塞尔经营火箭船一样。这是一个奇迹，它完全适用。

所以，英特尔和AMD毫不奇怪 - 在世界各地的数千名X86程序员中毫不犹豫地说 - 可能会渴望抛弃一些光栅机械，并用更少的东西更换它......古雅。

案例在点：中断处理。自从'286（CIRCA MCMLXXXII）的日子以来，世界X86处理器都使用了拜占庭系统来管理组合查找表，特权检查，界限，上下文保存和内存管理的中断，故障和例外，以便混淆许多程序员 - 但以某种方式工作。大多数时候。

毫不奇怪，中断描述符表（IDT）系统中存在一些错误，他们往往是微妙的微妙。种族条件，锁定，无限循环和特权违规通常是罕见的，但不可避免的。不是每个操作系统都有蓝屏死亡，但他们会有类似的东西。操作系统程序员已经花了很多时间阐明和修补arthane和x86中断处理的奥秘细节。

重新启动的时间？也许。 Intel和AMD独立地提出了方案，以简化X86处理器处理故障，陷阱和中断的方式。当然，这两种方法彼此不同，不相容。英特尔更雄心勃勃，但它还代表了更多的工作人员希望利用新机制。 AMD的方法更简单;它更像是一种修补程序而不是大修。

在很长一段时间内，英特尔实际上想要抛弃，而不仅仅是调整它的主要功能之一。建议的FRED（灵活返回和事件交付）系统将完全替换IDT，以及其中断描述符。它还有效地减少了从四到两个的特权级别的数量。最后，呼叫门成为过去的事情。作为回报（所以说话），中断处理将更快，更简单，更完整，更容易发生角色案例错误。对于我们许多人来说，它将是我们生命中的第一个返工X86中断处理。

FRED将是可选的，因此怀旧仍然可以使用当前的IDT方法，有或没有呼叫门。您将能够在启动时切换Fred和Off，所以更旧的操作系统可以在同一芯片上共存。使用FRED启用，处理器完全忽略并绕过IDT。或者更准确地，您不必创建一个idt或中断描述符以开始。

中断，陷阱和例外集体称为“事件”，并将这些事件路由到其适当的处理程序成为“事件传递”。所有事件处理程序（即中断处理程序，故障处理程序，异常处理程序等）在特权级别0中运行，是四个特权的最特权和最内最内心的“环”。而不是使用IDT来定位每个处理程序的入口点，因此处理器硬件将简单地计算来自固定基地址的偏移量。它不如IDT系统的灵活性，但它更简单地设置和更快地实现硬件实现。

每个处理程序都将自动没有，但两个，入口点恰好接触到64字节。第一个（最低偏移地址）是用于从非特权代码调用处理程序时的。另一个是从特权CPL0代码调用处理程序时。拆分允许您编写两个退出例程，具体取决于您是否返回特权或非特权代码。简单，但有效。

为什么只有两个特权水平？ FRED将X86家族的四个特权折叠倒入两个：用户和主管。这是从20世纪80年代推出的四级方案何时引入的一大步，但干预数十年表明，很少有程序员使用了所有四个层面。大多数刚刚从非普剧中分开的特权，所以英特尔趁机弗雷德来确定每个人都在做的事情。

用户/主管区别很重要，因为它决定了你是否改变堆栈。这始终是X86中断处理的弱点，它甚至具有64位扩展和操作系统的奇迹。处理器名义上维护了四个单独的堆栈（每个特权级别一个），以及用于操作系统或管理程序的可能的“阴影堆栈”。它很棘手要知道要使用的堆栈，它要保存，它永远不会触摸。

按照惯例，64位操作系统还使用GS段寄存器来维护线程完整性，但这不是由硬件管理的。中断处理程序必须跳动GS选择器和内存段，希望保留传入的上下文，并且没有原子操作来执行此操作。

Fred将自动完成所有这些。它将40个字节推到事件处理程序的特权堆栈上，以及其他64个字节的事件信息（基本上是一个迷你核心转储）。当它调用时，事件处理程序应该具有它需要直接工作的所有上下文。

英特尔的文档说：“FRED事件传递的主要功能是建立一个新的上下文，导致戒指0中的事件处理程序，同时保存后续返回的旧上下文。新上下文的某些部分具有固定值，而其他部分则依赖于旧的上下文，所传送的事件的性质和软件配置。“

从事件处理程序返回将使用两个新的指令，ERETU和ERET（事件返回用户/主管）。用户模式版本还原所有非普遍上下文，包括堆栈，指令指针，寄存器等。 Supervisor版本更简单，因此更快，因为它不会交叉特权级边界。

同样，SYSCALL和SYSENTER指令改变行为。它们仍然能够启用系统级功能调用，但不再通过（不存在）IDT。

另一个巨大的变化是打电话给盖茨。忘了他们。可以使用呼叫门填充IDT，这两个都定义了中断处理程序的入口点及其特权级别。现在，所有事件处理程序都有预定义的入口点，它们都以最高权限级别运行。 ERGO，不需要IDT中的呼叫门。

在其他地方的电话盖茨怎么样，就像在GDT或LDT？仍然没有。 Intel说：“启用FRED转换时，引用呼叫门的任何执行呼叫或远的JMP会导致普通保护异常（#gp）。”换句话说，您仍然可以在其他段中调用/跳转到代码，但它必须处于相同的权限级别。

呼叫盖茨曾经是一个共同和官方接受的方式来提升特权，但不再是。 FRED不允许特权更改（“环线交叉”）除了通过自己的机制，这意味着刻意中断或异常。

这提出了一个有趣的副作用，我肯定是故意的。如果所有权限更改都必须走得更好，并且如果FRED仅识别两个权限级别，则不再达到特权级别1或2的任何方法。这两个中间权限级别有效地解除了并呈现了不可用的。即使您以某种方式进出CPL1或CPL2，即使是第一个中断或异常也会踢到CPL0事件处理程序，然后将您返回到CPL3退出时。 Yup，我会说这两个额外的特权级别是ProcessOra非Grata。

与英特尔的中断大修相比，AMD的方法只是轻微的唾液和抛光。该公司的拟议主管入境扩展（见）保留熟悉的IDT，呼叫门和四个特权环。它调整了现有的SYSCALL指令，将状态位添加到将中断处理程序标记为重圈，并使不可掩除中断可屏蔽（！）。

请参阅Seepely仅修补多年软件开发中未发现的一些漏洞“以正确处理在实践中的情况很少，但不能被忽视。”一个是重圈故障处理程序的问题：它们不是。这太容易获得了故障或异常，跳转到相关的故障处理程序（通过IDT）并在从第一个上保存足够的上下文之前快速获得第二个相同的故障。只需有点运气，可以丢失上下文，或者如果您在设置堆栈指针的中间，则可以创建无限循环。

通过在每个中断描述符中分配一点来说明，请参阅解决方法，“此处理程序不重新入住。”设置后，随时调用此处理程序，处理器硬件将设置另一个“忙”位，并且它不会将处理器第二次调用，直到它清除。退出处理程序后，忙碌的位会自动清除，或者如果您是勇敢的话，您可以在软件中提前清除它。

这也适用于不可掩除的中断（NMI），这似乎令人难以肆无忌惮地危险，更不用说奥克朗。如果NMI处理程序处于活动状态，则处理器将推迟，但不会忽略，进一步的NMI中断，直到处理程序准备好，处理它们。

这两个建议都是全新的，两者都相对没有被忽视，直到某种Linus Torvalds以特征性地称重的意见。他的观点？他们都是好的想法。为什么不实现它们？虽然英特尔和AMD采取了完全分开的方法，但这两者不互相排斥。在最坏的情况下，您可以想象实现它们，然后在启动时启用一个或另一个（或两者）。什么是一个配置选项？

我们不经常看到X86处理器家庭的重大变化。也许它姗姗来迟。但是在云灯中改变翅膀上的翅膀（借用旧的类比）是棘手的业务。由于其向后兼容性，X86家族在很大程度上幸存下来。两家公司都意识到这一点;这些提案是选项，而不是强制替代品。他们应该只影响OS内核代码，而不是应用程序或驱动程序，所以他们几乎所有人都会看不见。我们可能会看到任何一个。或者我们可能期待略低于略低的越野中断处理。