3.2. 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内部的四个中断命令字（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，初始化时写入高五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，写入高五位作为中断向量的高五 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 */ |
最后一句有四方面含义：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。② 8259A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，并通过一个空操作而产生一个暂停。
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。
3.2.2中断描述符表IDT的预初始化
当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条所述。
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\n" 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
· 从栈中恢复寄存器的内容
· 执行iret指令以恢复被中断的程序。
实际上，ignore_int（）处理程序应该从不执行。如果在控制台或日志文件中出现了 “Unknown interrupt”消息，说明要么是出现了一个硬件问题（一个I/O设备正在产生没有预料到的中断），要么就是出现了一个内核问题（一个中断或异常未被恰当地处理）。
最后，我们来看setup_idt()函数如何对IDT表进行填充:
| /* * setup_idt * * sets up a idt with 256 entries pointing to * ignore_int, interrupt gates. It doesn't actually load * idt - that can be done only after paging has been enabled * and the kernel moved to PAGE_OFFSET. Interrupts * are enabled elsewhere, when we can be relatively * sure everything is ok. */ setup_idt: lea ignore_int,%edx /*计算ignore_int地址的偏移量,并将其装入%edx*/ movl $(__KERNEL_CS << 16),%eax /* selector = 0x0010 = cs */ movw %dx,%ax movw $0x8E00,%dx /* interrupt gate - dpl=0, present */ lea SYMBOL_NAME(idt_table),%edi mov $256,%ecx rp_sidt: movl %eax,(%edi) movl %edx,4(%edi) addl $8,%edi dec %ecx jne rp_sidt ret |
这段程序的理解要对照门描述符的格式。8个字节的门描述符放在两个32位寄存器eax和edx，如图3.5所示，从rp_sidt开始的那段程序是循环填充256个表项。
图3.4 门描述符存放在两个32位的寄存器
3.2.3 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\n\t" \ "movw %4,%%dx\n\t" \ "movl %%eax,%0\n\t" \ "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它中断门的设置，在此就不一一介绍。
