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————零声学院
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。
o ICW1：初始化命令字。
o 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）。
o ICW3：8259 的级连命令字，用来区分主片和从片。
o 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。
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\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：
o 在栈中保存一些寄存器的值；
o 调用 printk()函数打印“Unknown interrupt”系统信息；
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：
o 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。
o 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”
o 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。