epub 深入linux内核架构_深入分析Linux内核源代码-中断基本知识（中）

以你之姓@ 2023-01-04 14:53 204阅读 0赞

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# 中断描述符表的初始化 #

通过上面的介绍，我们知道了 Intel 微处理器对中断和异常所做的工作。下面，我们从

操作系统的角度来对中断描述符表的初始化给予描述。

Linux 内核在系统的初始化阶段要进行大量的初始化工作，其与中断相关的工作有：初

始化可编程控制器 8259A；将中断向量 IDT 表的起始地址装入 IDTR 寄存器，并初始化表中的

每一项。这些操作的完成将在本节进行具体描述。

用户进程可以通过 INT 指令发出一个中断请求，其中断请求向量在 0～255 之间。为了

防止用户使用 INT 指令模拟非法的中断和异常，必须对 IDT 表进行谨慎的初始化。其措施之

一就是将中断门或陷阱门中的 DPL 域置为 0。如果用户进程确实发出了这样一个中断请求，

CPU 会检查出其 CPL(3)与 DPL(0)有冲突，因此产生一个“通用保护”异常。

但是，有时候必须让用户进程能够使用内核所提供的功能(比如系统调用)，也就是说

从用户空间进入内核空间，这可以通过把中断门或陷阱门的 DPL 域置为 3 来达到。

**1 外部中断向量的设置**

前面我们已经提到，Linux 把向量 0～31 分配给异常和非屏蔽中断，而把 32～47 之间的

向量分配给可屏蔽中断，可屏蔽中断的向量是通过对中断控制器的编程来设置的。前面介绍

了 8259A 中断控制器，下面我们通过对其初始化的介绍，来了解如何设置中断向量。

8259A 通过两个端口来进行数据传送，对于单块的 8259A 或者是级连中的 8259A\_1 来说，

这两个端口是 0x20 和 0x21。对于 8259A\_2 来说，这两个端口是 0xA0 和 0xA1。8259A 有两种

编程方式，一是初始化方式，二是工作方式。在操作系统启动时，需要对 8959A 做一些初始

化工作，这就是初始化方式编程。

先简单介绍一下 8259A 内部的 4 个中断命令字(ICW)寄存器的功能，它们都是用来启

动初始化编程的。

• ICW1：初始化命令字。

• ICW2：中断向量寄存器，初始化时写入高 5 位作为中断向量的高五位，然后在中断

响应时由 8259 根据中断源(哪个管脚)自动填入形成完整的 8 位中断向量(或叫中断

类型号)。

• ICW3：8259 的级连命令字，用来区分主片和从片。

• ICW4：指定中断嵌套方式、数据缓冲选择、中断结束方式和 CPU 类型。

8259A 初始化的目的是写入有关命令字，8259A 内部有相应的寄存器来锁存这些命令字，

以控制 8259A 工作。有关的硬件知识笔者就不详细描述了，请读者查阅有关可编程中断控制

器 的 资 料 ， 我 们 只 具 体 把 Linux 对 8259A 的 初 始 化 讲 解 一 下 , 代 码 在

/arch/i386/kernel/i8259.c 的函数 init\_8259A()中:

outb(0xff, 0x21)； /\* 送数据到工作寄存器 OCW1(又称中断屏蔽字),

屏蔽所有外部中断, 因为此时系统尚未初始化完毕,

outb(0xff, 0xA1)； 不能接收任何外部中断请求 \*/

outb\_p(0x11, 0x20); ／\*送 0x11 到 ICW1(通过端口 0x20)，启动初始化编

程。0x11 表示外部中断请求信号为上升沿有效，系统中有多片 8295A 级连，还表示要向 ICW4

送数据 \*／

outb\_p(0x20 + 0, 0x21); /\* 送 0x20 到 ICW2，写入高 5 位作为中断向量的

高 5 位，低 3 位根据中断源(管脚)填入中断号 0～7，因此把 IRQ0-7 映射到向量 0x20-0x27

\*/

outb\_p(0x04, 0x21); /\* 送 0x04 到 ICW3，ICW3 是 8259 的级连命令字， 0x04

表示 8259A-1 是主片 \*/

outb\_p(0x11, 0xA0); /\* 用 ICW1 初始化 8259A-2 \*/

outb\_p(0x20 + 8, 0xA1); /\* 用 ICW2 把 8259A-2 的 IRQ0-7 映射到 0x28-0x2f

\*/

outb\_p(0x02, 0xA1); /\* 送 0x04 到 ICW3。表示 8259A-2 是从片，并连接在 8259A\_1

的 2 号管脚上\*/

outb\_p(0x01, 0xA1); /\* 把 0x01 送到 ICW4 \*/

最后一句有 4 方面含义：①中断嵌套方式为一般嵌套方式。当某个中断正在服务时，本

级中断及更低级的中断都被屏蔽，只有更高级的中断才能响应。注意，这对于多片 8259A 级

连的中断系统来说，当某从片中一个中断正在服务时，主片即将这个从片的所有中断屏蔽，

所以此时即使本片有比正在服务的中断级别更高的中断源发出请求，也不能得到响应，即不

能中断嵌套。②8259A 数据线和系统总线之间不加三态缓冲器。一般来说，只有级连片数很

多时才用到三态缓冲器；③中断结束方式为正常方式(非自动结束方式)。即在中断服务结

束时(中断服务程序末尾)，要向 8259A 芯片发送结束命令字 EOI(送到工作寄存器 OCW2 中)，

于是中断服务寄存器 ISR 中的当前服务位被清 0，EOI 命令字的格式有多种，在此不详述；④

CPU 类型为 x86 系列。

outb\_p()函数就是把第一个操作数拷贝到由第二个操作数指定的 I/O 端口，并通过一个

空操作来产生一个暂停。

这里介绍了 8259A 初始化的主要工作。最后要说明的是：IBM PC 机的 BIOS 中固化有对

中断控制器的初始化程序段，在计算机加电时，这段程序自动执行，读者感兴趣可以查阅资

料看看它的源代码。典型的 PC 机将外部中断的中断向量分配为：08H~0FH，70H~77H。但是

Linux 对 8259A 作了重新初始化，修改了外部中断的中断向量的分配(20H~2FH)，使中断向

量的分配更加合理。

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# 当中断描述符表 IDT 的预初始化 #

计算机运行在实模式时，IDT 被初始化并由 BIOS 使用。然而，一旦真正进入了 Linux

内核，IDT 就被移到内存的另一个区域，并进行进入实模式的初步初始化。

**1．中断描述表寄存器 IDTR 的初始化**

用汇编指令 LIDT 对中断向量表寄存器 IDTR 进行初始化，其代码在

arch/i386/boot/setup.S 中：

lidt idt\_48 \# load idt with 0,0

…

idt\_48:

.word 0 \# idt limit = 0

.word 0, 0 \# idt base = 0L

**2．把 IDT 表的起始地址装入 IDTR**

用汇编指令 LIDT 装入 IDT 的大小和它的地址(在 arch/i386/kernel/head.S 中)：

\#define IDT\_ENTRIES 256

.globl SYMBOL\_NAME(idt)

lidt idt\_descr

…

idt\_descr:

.word IDT\_ENTRIES\*8-1 \# idt contains 256 entries

SYMBOL\_NAME(idt):

.long SYMBOL\_NAME(idt\_table)

其中 idt 为一个全局变量，内核对这个变量的引用就可以获得 IDT 表的地址。表的长度

为 256×8＝2048 字节。

**3．用 setup\_idt()函数填充 idt\_table 表中的 256 个表项**

我们首先要看一下 idt\_table 的定义(在 arch/i386/kernel/traps.c 中)：

struct desc\_struct idt\_table\[256\] \_\_attribute\_\_((\_\_section\_\_(".data.idt"))) = \{ \{0,

0\}, \};

desc\_struct 结构定义为：

struct desc\_struct ｛

unsigned long a,b \}

对 idt\_table 变量还定义了其属性(\_\_attribute\_\_)，\_\_section\_\_是汇编中的“节”，

指定了 idt\_table 的起始地址存放在数据节的 idt 变量中，如上面第“2.把 IDT 表的起始地

址装入 IDTR”所述。

在对 idt\_table 表进行填充时，使用了一个空的中断处理程序 ignore\_int()。因为现在

处于初始化阶段，还没有任何中断处理程序，因此用这个空的中断处理程序填充每个表项。

ignore\_int()是一段汇编程序(在 head.S 中)：

ignore\_int:

cld ＃方向标志清 0，表示串指令自动增长它们的索引寄存器(esi 和

edi)

pushl %eax

pushl %ecx

pushl %edx

pushl %es

pushl %ds

movl $(\_\_KERNEL\_DS),%eax

movl %eax,%ds

movl %eax,%es

pushl $int\_msg

call SYMBOL\_NAME(printk)

popl %eax

popl %ds

popl %es

popl %edx

popl %ecx

popl %eax

iret

int\_msg:

.asciz "Unknown interrupt"

ALIGN

该中断处理程序模仿一般的中断处理程序，执行如下操作：

• 在栈中保存一些寄存器的值；

• 调用 printk()函数打印“Unknown interrupt”系统信息；

![779d0556497724266c2dc5a7a8f1ed99.png][]

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# 中断向量表的最终初始化 #

在对中断描述符表进行预初始化后, 内核将在启用分页功能后对 IDT 进行第二遍初始化,

也就是说，用实际的陷阱和中断处理程序替换这个空的处理程序。一旦这个过程完成，对于

每个异常，IDT 都由一个专门的陷阱门或系统门，而对每个外部中断，IDT 都包含专门的中断

门。

**1．IDT 表项的设置**

IDT 表项的设置是通过\_set\_gaet()函数实现的，这与 IDT 表的预初始化比较相似，但这

里使用的是嵌入式汇编，因此，理解起来比较困难。在此，我们给出函数源码(在 traps.c

中)及其解释：

\#define \_set\_gate(gate\_addr,type,dpl,addr)

do \{

int \_\_d0, \_\_d1;

\_\_asm\_\_ \_\_volatile\_\_ ("movw %%dx,%%ax"

"movw %4,%%dx"

"movl %%eax,%0"

"movl %%edx,%1"

:"=m" (\*((long \*) (gate\_addr))),

"=m" (\*(1+(long \*) (gate\_addr))), "=&a" (\_\_d0), "=&d" (\_\_d1)

:"i" ((short) (0x8000+(dpl<<13)+(type<<8))),

"3" ((char \*) (addr)),"2" (\_\_KERNEL\_CS << 16));

\} while (0)

这是一个带参数的宏定义，其中，gate\_addr 是门的地址，type 为门类型，dpl 为请求

特权级，addr 为中断处理程序的地址。对这段嵌入式汇编代码的说明如下：

• 输出部分有 4 个变量，分别与％1、％2、％3 及％4 相结合，其中，％0 与 gate\_addr

结合，1％与(gate\_aggr＋1)结合，这两个变量都存放在内存；2％与局部变量\_\_d0 结合，

存放在 eax 寄存器中；3％与\_\_d1 结合，存放在 edx 寄存器中。

• 输入部分有 3 个变量。由于输出部分已定义了 0%～3％，因此，输入部分的第一个变

量为 4％，其值为“0x8000+(dpl<<13)+(type<<8”，而后面两个变量分别等价于输出部分

的％3(edx)和 2％(eax)，其值分别为“addr”和“\_\_KERNEL\_CS << 16”

• 有了参数的这种对照关系，再参考前面的 set\_idt()函数，就不难理解那 4 条 mov 语句

了。

下面我们来看如何调用\_set\_get()函数来给 IDT 插入门:

void set\_intr\_gate(unsigned int n, void \*addr)

\_set\_gate(idt\_table+n,14,0,addr);

在第 n 个表项中插入一个中断门。这个门的段选择符设置成代码段的选择符

(\_\_KERNEL\_CS)，DPL 域设置成 0，14 表示 D 标志位为 1 而类型码为 110，所以 set\_intr\_gate()

设置的是中断门，偏移域设置成中断处理程序的地址 addr。

static void \_\_init set\_trap\_gate(unsigned int n, void \*addr)

\_set\_gate(idt\_table+n,15,0,addr);

在第 n 个表项中插入一个陷阱门。这个门的段选择符设置成代码段的选择符，DPL 域设

置成 0，15 表示 D 标志位为 1 而类型码为 111，所以 set\_trap\_gate()设置的是陷阱门，偏移

域设置成异常处理程序的地址 addr。

static void \_\_init set\_system\_gate(unsigned int n, void \*addr)

\_set\_gate(idt\_table+n,15,3,addr);

在第 n 个表项中插入一个系统门。这个门的段选择符设置成代码段的选择符，DPL 域设

置成 3，15 表示 D 标志位为 1 而类型码为 111，所以 set\_system\_gate()设置的也是陷阱门，

但因为 DPL 为 3，因此，系统调用在用户空间可以通过“INT0X80”顺利穿过系统门，从而进

入内核空间。

**2．对陷阱门和系统门的初始化**

trap\_init()函数就是设置中断描述符表开头的 19 个陷阱门，如前所说，这些中断向量

都是 CPU 保留用于异常处理的：

set\_trap\_gate(0,÷\_error);

set\_trap\_gate(1,&debug);

set\_intr\_gate(2,&nmi);

set\_system\_gate(3,&int3); /\* int3-5 can be called from all \*/

set\_system\_gate(4,&overflow);

set\_system\_gate(5,&bounds);

set\_trap\_gate(6,&invalid\_op);

set\_trap\_gate(7,&device\_not\_available);

set\_trap\_gate(8,&double\_fault);

set\_trap\_gate(9,&coprocessor\_segment\_overrun);

set\_trap\_gate(10,&invalid\_TSS);

set\_trap\_gate(11,&segment\_not\_present);

set\_trap\_gate(12,&stack\_segment);

set\_trap\_gate(13,&general\_protection);

set\_intr\_gate(14,&page\_fault);

set\_trap\_gate(15,&spurious\_interrupt\_bug);

set\_trap\_gate(16,&coprocessor\_error);

set\_trap\_gate(17,&alignment\_check);

set\_trap\_gate(18,&machine\_check);

set\_trap\_gate(19,&simd\_coprocessor\_error);

set\_system\_gate(SYSCALL\_VECTOR,&system\_call);

在对陷阱门及系统门设置以后，我们来看一下中断门的设置。

**3．中断门的设置**

下面介绍的相关代码均在 arch/I386/kernel/i8259.c 文件中，其中中断门的设置是由

init\_IRQ( )函数中的一段代码完成的：

for (i = 0; i< NR\_IRQS; i++) \{

int vector = FIRST\_EXTERNAL\_VECTOR + i;

if (vector != SYSCALL\_VECTOR)

set\_intr\_gate(vector, interrupt\[i\]);

其含义比较明显：从 FIRST\_EXTERNAL\_VECTOR 开始，设置 NR\_IRQS 个 IDT 表项。常数

FIRST\_EXTERNAL\_VECTOR 定义为 0x20，而 NR\_IRQS 则为 224，即中断门的个数。注意，必须

跳过用于系统调用的向量 0x80，因为这在前面已经设置好了。

这里，中断处理程序的入口地址是一个数组 interrupt\[\]，数组中的每个元素是指向中

断处理函数的指针。我们来看一下编码的作者如何巧妙地避开了繁琐的文字录入，而采用统

一的方式处理多个函数名。

\#define IRQ(x,y)

IRQ\#\#x\#\#y\#\#\_interrupt

\#define IRQLIST\_16(x)

IRQ(x,0), IRQ(x,1), IRQ(x,2), IRQ(x,3),

IRQ(x,4), IRQ(x,5), IRQ(x,6), IRQ(x,7),

IRQ(x,8), IRQ(x,9), IRQ(x,a), IRQ(x,b),

IRQ(x,c), IRQ(x,d), IRQ(x,e), IRQ(x,f)

void (\*interrupt\[NR\_IRQS\])(void) = IRQLIST\_16(0x0)

其中，“＃＃”的作用是把字符串连接在一起。经过 gcc 预处理，IRQLIST\_16(0x0)被

替换为 IRQ0x00\_interrupt，IRQ0x01\_interrupt，IRQ0x02\_interrupt…IRQ0x0f\_interrupt。

到此为止，我们已经介绍了 15 个陷阱门、4 个系统门和 16 个中断门的设置。内核代码

中还有对其他中断门的设置，在此就不一一介绍。

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