文章目錄

• 1. 宏定義`_syscall0`
• 2. `setup.s`讀取的參數
• 3. 讀取CMOS實時時鐘信息
• • 3.1 `outb_p(value,port)`
  • 3.2 `inb_p(port)`
  • 3.3 `outb(value,port)`和`inb(port)`
  • 3.4 CMOS與RTC
  • 3.5 time_init函數
• 4. main函數
• • 4.1 根設備號
  • 4.2 復制硬盤參數表
  • 4.3 計算主內存起始位置
  • 4.4 虛擬盤
  • 4.5 `mem_init`函數
  • 4.6 `trap_init`函數
  • • 4.6.1 `set_trap_gate(n,addr) `
    • 4.6.2 `idt`數組
    • 4.6.3 `set_system_gate(n,addr)`

說明：本文由舊文 main()函數解析（一） 修改而來，略有改動。

經過了前面的各種鋪墊，終于來到了main函數。

1. 宏定義_syscall0

先說這幾個內聯函數

static inline _syscall0(int,fork) static inline _syscall0(int,pause) static inline _syscall1(int,setup,void *,BIOS) static inline _syscall0(int,sync)

比如

static inline _syscall0(int,fork)

_syscall0()是在文件unistd.h中定義，它以內嵌匯編的形式調用 Linux 的系統調用中斷 int 0x80。

系統調用（通常稱為syscalls）是 Linux內核與上層應用程序進行交互通信的唯一接口。用戶程序通過直接或間接（通過庫函數）調用中斷int 0x80（在eax寄存器中指定系統調用功能號），即可使用內核資源，包括系統硬件資源。

_syscall0()其實是一個宏，這個宏定義在include/unistd.h 文件第 133 行：

#define _syscall0(type,name) \ type name(void) \ { \ long __res; \ __asm__ volatile ("int $0x80" \ : "=a" (__res) \: "0" (__NR_##name)); \ if (__res >= 0) \return (type) __res; \ errno = -__res; \ return -1; \ }

第 5 行：匯編語句，表示系統調用，產生軟中斷，0x80 號中斷；

第 6 行：輸出部分，"=a" 表示用寄存器 eax，當匯編語句執行后，把 eax 的值傳給變量__res，作為返回值；

第 7 行：輸入部分，“0” 表示和第 0 個輸出變量有相同的約束，即使用寄存器 eax，把__NR_name的值賦給 eax，指明系統調用功能號；

第 8~9 行： 如果返回值 >=0，則直接返回該值；

第10~11行： 否則置出錯號（errno 是全局變量)，并返回-1。

內嵌匯編語法如下。對此不熟悉的朋友可以專門找資料學習，可以參考我的博文：

C 語言內聯匯編介紹

__asm__(匯編語句模板: 輸出部分: 輸入部分: 破壞描述部分)

根據_syscall0()的宏定義，我們把static inline _syscall0(int,fork)展開，得到：

static inline int fork(void) { long __res; __asm__ volatile ("int $0x80" : "=a" (__res) : "0" (2)); if (__res >= 0) return (int) __res; errno = -__res; return -1; }

實際上展開結果就是上面一行。

可以手工展開，也可以用命令展開。用命令展開的方法是：

首先進入到 Linux-0.11 源碼路徑下，比如~/oslab/linux-0.11，然后輸入命令：

gcc -E init/main.c -o main.i -I./include

如果你還沒有實驗環境，那趕緊弄一個吧，方法是 Linux 0.11 實驗環境搭建或者Linux 0.11 實驗環境搭建與調試

以上的展開結果實在是太長了，分行寫如下：

static inline int fork(void) {long __res;__asm__ volatile ("int $0x80" : "=a" (__res) : "0" (2)); if (__res >= 0)return (int) __res; errno = -__res;return -1; }

第6行：括號里的“2”是因為在文件unistd.h中有#define __NR_fork 2，表示系統中斷調用號。

gcc會把上述“函數”體中的語句直接插入到調用fork()語句的代碼處，因此執行fork()不會引起函數調用。另外，宏名稱字符串syscall0中最后的0 表示無參數，1表示帶1個參數。如果系統調用帶有1個參數，那么就應該使用宏_syscall1()。

2. setup.s讀取的參數

/** This is set up by the setup-routine at boot-time*/ #define EXT_MEM_K (*(unsigned short *)0x90002) #define DRIVE_INFO (*(struct drive_info *)0x90080) #define ORIG_ROOT_DEV (*(unsigned short *)0x901FC)

以上三行，右側的地址其實是setup.s運行時，讀取了一些參數，并保存到了相應位置。忘了的同學可以參考我的博文 bootsect.s 分析—— Linux-0.11 學習筆記（一）

EXT_MEM_K (0x9002)：系統從 1MB 開始的擴展內存大小，以KB為單位；

DRIVE_INFO (0x90080) ：硬盤參數表，包括第1個和第2個硬盤，共32字節；

ORIG_ROOT_DEV ：根文件系統所在的設備號3.

3. 讀取CMOS實時時鐘信息

#define CMOS_READ(addr) ({ \ outb_p(0x80|addr,0x70); \ // 把 (0x80|addr) 寫入端口0x70 inb_p(0x71); \ // 讀端口0x71 })

要想搞清楚上面的代碼，就先要弄清楚outb_p和inb_p。outb_p和inb_p都是宏，在文件\include\asm\io.h中定義。

3.1 outb_p(value,port)

#define outb_p(value,port) \__asm__ ("outb %%al,%%dx\n" \"\tjmp 1f\n" \"1:\tjmp 1f\n" \"1:"::"a" (value),"d" (port))

功能：向端口 port 寫值 value

注意：第4行和第5行開頭的 “1:” 是標號。

第2行：把 al 的值寫入端口 dx；

第3行：跳轉到1處，即下一句；這樣寫是為了延時；

第4行：同第3行；

第5行：內聯匯編的輸入部分，port作為端口號，傳給 edx； value作為要寫入的值，傳給 eax；

所以， outb_p(value,port)表示把value寫入端口port.

3.2 inb_p(port)

#define inb_p(port) ({ \unsigned char _v; \__asm__ volatile ("inb %%dx,%%al\n" \"\tjmp 1f\n" \"1:\tjmp 1f\n" \"1:":"=a" (_v):"d" (port)); \_v; \})

第3行：讀端口 dx 到 al；

第4~5行：跳轉到1處，即下一句；為了延時；

第 6 行分為兩部分，輸入部分是"d" (port)，表示把端口號port傳給edx；輸出部分是"=a" (_v)，表示把 eax 的值傳給_v

第7行：_v 的值作為整個表達式的返回值。

所以， inb_p(port)表示讀取端口port的值。

對于第 7 行，要說明一下，這種用法是可以的。

比如

int main(void) {int x = 10;int y = 1;int c = ({x;y;});printf("c = %d\n",c); }

第 5 行，這樣寫合法，結果輸出 1

可以參考我的博文：C語言的復合語句表達式

3.3 outb(value,port)和inb(port)

#define outb(value,port) \ __asm__ ("outb %%al,%%dx"::"a" (value),"d" (port))#define inb(port) ({ \ unsigned char _v; \ __asm__ volatile ("inb %%dx,%%al":"=a" (_v):"d" (port)); \ _v; \ })

既然都分析到這里了，那就把這兩個宏也說了吧。這兩個宏和上面的差不多，只不過不帶延遲。

3.4 CMOS與RTC

PC 機的 CMOS 內存是由電池供電的 64 或 128 字節內存塊，通常是系統實時鐘芯片RTC (Real Time Chip) 的一部分。有些機器還有更大的內存容量。該 64 字節的CMOS原先在IBM PC-XT機器上用于保存時鐘和日期信息，存放的格式是BCD碼。由于這些信息僅用去 14 字節，因此剩余的字節就可用來存放一些系統配置數據。

CMOS的地址空間在基本地址空間之外。**要訪問它需要通過端口 0x70、 0x71 進行。0x70 是地址端口，0x71 是數據端口。**為了讀取指定偏移位置的字節，必須首先使用out指令向地址端口 0x70 發送指定字節的偏移位置值，然后使用in指令從數據端口 0x71 讀取指定的字節信息。同樣，對于寫操作也需要首先向地址端口 0x70 發送指定字節的偏移值，然后把數據寫到數據端口 0x71 中去。

outb_p(0x80|addr,0x70);把欲讀取的字節地址(addr)與0x80進行或操作是沒有必要的。因為那時的CMOS內存容量還沒有超過128(=111_1111b)字節，因此不需要把b7設為1。之所以會有這樣的操作是因為當時Linus手頭缺乏有關CMOS方面的資料，CMOS中時鐘和日期的偏移地址都是他逐步實驗出來的，也許在他的實驗中將偏移地址與0x80進行或操作（并且還修改了其他地方）后正好取得了所有正確的結果，因此他的代碼中也就有了這步不必要的操作。不過從1.0版本之后，該操作就被去除了。

下表是 CMOS 內存信息的一張簡表。

CMOS 64 字節信息簡表

3.5 time_init函數

static void time_init(void){struct tm time;do {time.tm_sec = CMOS_READ(0); // 秒time.tm_min = CMOS_READ(2); // 分time.tm_hour = CMOS_READ(4); // 時time.tm_mday = CMOS_READ(7); // 日time.tm_mon = CMOS_READ(8); // 月time.tm_year = CMOS_READ(9); // 年（since 1900）} while (time.tm_sec != CMOS_READ(0));BCD_TO_BIN(time.tm_sec);BCD_TO_BIN(time.tm_min);BCD_TO_BIN(time.tm_hour);BCD_TO_BIN(time.tm_mday);BCD_TO_BIN(time.tm_mon);BCD_TO_BIN(time.tm_year);time.tm_mon--;startup_time = kernel_mktime(&time);}

結合上面的表格，6~11行非常好懂。

第12行：while (time.tm_sec != CMOS_READ(0));為什么有這個do-while循環呢？

CMOS的訪問速度很慢。為了減小時間誤差，在讀取了所有數值后，若此時CMOS中秒值發生了變化，那么就重新讀取所有值。這樣內核就能把與CMOS時間誤差控制在1秒之內。

注意，讀取的值是BCD（Binary Coded Decimal）碼格式。

BCD碼：是一種十進制數字編碼的形式。在這種編碼下，每個十進制數字用一串單獨的二進制比特來存儲與表示。常見的有以4位表示1個十進制數字，稱為壓縮的BCD碼（compressed or packed）；或者以8位表示1個十進制數字，稱為未壓縮的BCD碼（uncompressed or zoned）。

比如當前時間是10:35:20，那么讀出的二進制數是：

0001_0000b：0011_0101b：0010_0000b

#define BCD_TO_BIN(val) ((val)=((val)&15) + ((val)>>4)*10)// (val)&15 即 (val)&0xF, 得到個位數;// (val)>>4)*10 把十位上的數字乘以10;

這個宏的作用是把BCD格式的值轉換成二進制（或者說十進制，總之存到PC里都是二進制）

time.tm_mon--;startup_time = kernel_mktime(&time);

第2行：調用函數kernel_mktime()，計算從 1970 年 1 月 1 日 0 時起到現在經過的秒數，作為開機時間，保存到全局變量startup_time 中。更具體的分析可以參考我的博文 kernel_mktime() 詳解

4. main函數

void main(void) /* This really IS void, no error here. */ { /* The startup routine assumes (well, ...) this */ /** Interrupts are still disabled. Do necessary setups, then* enable them*/ROOT_DEV = ORIG_ROOT_DEV; //0x21Cdrive_info = DRIVE_INFO;memory_end = (1<<20) + (EXT_MEM_K<<10); //EXT_MEM_K = 0x3c00, memory_end = 0x100_0000memory_end &= 0xfffff000; //0x100_0000 = 16Mif (memory_end > 16*1024*1024)memory_end = 16*1024*1024;if (memory_end > 12*1024*1024) buffer_memory_end = 4*1024*1024; //buffer_memory_end = 4M else if (memory_end > 6*1024*1024)buffer_memory_end = 2*1024*1024;elsebuffer_memory_end = 1*1024*1024;main_memory_start = buffer_memory_end; //4M #ifdef RAMDISK_SIZE //=1025main_memory_start += rd_init(main_memory_start, RAMDISK_SIZE*1024); #endifmem_init(main_memory_start,memory_end);trap_init();blk_dev_init();chr_dev_init();tty_init();time_init();sched_init();buffer_init(buffer_memory_end);hd_init();floppy_init();sti();move_to_user_mode();if (!fork()) { /* we count on this going ok */init();} /** NOTE!! For any other task 'pause()' would mean we have to get a* signal to awaken, but task0 is the sole exception (see 'schedule()')* as task 0 gets activated at every idle moment (when no other tasks* can run). For task0 'pause()' just means we go check if some other* task can run, and if not we return here.*/for(;;) pause(); }

4.1 根設備號

ROOT_DEV = ORIG_ROOT_DEV;

ROOT_DEV 是什么？ 在 fs/super.c 中，定義了 int ROOT_DEV = 0;

ORIG_ROOT_DEV 是什么？本文件內有宏定義

#define ORIG_ROOT_DEV (*(unsigned short *)0x901FC)

ROOT_DEV = ORIG_ROOT_DEV;這條語句執行后（依據我的實驗環境），ROOT_DEV = 0x21C

在bootsect.s中，有

mov %cs:root_dev+0, %axcmp $0, %axjne root_definedmov %cs:sectors+0, %bxmov $0x0208, %ax # /dev/ps0 - 1.2Mbcmp $15, %bxje root_definedmov $0x021c, %ax # /dev/PS0 - 1.44Mb, excute here when debugcmp $18, %bxje root_defined undef_root:jmp undef_root root_defined:mov %ax, %cs:root_dev+0....org 508 root_dev:.word ROOT_DEV ！這里存放根文件系統所在設備號（init/main.c中會用）

這段代碼的意思，可以參考我的博文 bootsect.s 解讀——Linux-0.11 剖析筆記（二）

“確認根文件系統設備號” 這節

設備號 = 主設備號*256 + 次設備號（即 dev_no = (major << 8) + minor )

在 Linux 中軟驅的主設備號是 2，次設備號 = type*4 + nr，其中 nr 為 0-3 分別對應軟驅 A、B、C 或 D； type 是軟驅的類型（2 表示1.2 MB 或 7 表示 1.44 MB 等）。

0x21C = 2<<8 + (7*4+0)，所以根設備是 1.44M 的 A 驅動器。

4.2 復制硬盤參數表

第 9 行，drive_info = DRIVE_INFO;

本文件內有代碼

#define DRIVE_INFO (*(struct drive_info *)0x90080) ... struct drive_info { char dummy[32]; } drive_info;

用意是復制 0x90080 處的硬盤參數表

[外鏈圖片轉存失敗,源站可能有防盜鏈機制,建議將圖片保存下來直接上傳(img-tt1JtmY9-1596350698833)(pics/image-20200801084436199.png)]

4.3 計算主內存起始位置

本文件中有

#define EXT_MEM_K (*(unsigned short *)0x90002)

EXT_MEM_K 表示系統從 1MB 開始的擴展內存值，單位是 KB，所以要左移 10 位

memory_end = (1<<20) + (EXT_MEM_K<<10); memory_end &= 0xfffff000; // 忽略不到 4KB（1頁）的內存數if (memory_end > 16*1024*1024) //如果內存超過16M，則按16M計memory_end = 16*1024*1024;if (memory_end > 12*1024*1024) //如果內存超過12M，則設置緩沖區末端=4Mbuffer_memory_end = 4*1024*1024; else if (memory_end > 6*1024*1024)//如果內存超過6M，則設置緩沖區末端=2Mbuffer_memory_end = 2*1024*1024;elsebuffer_memory_end = 1*1024*1024;//否則設置緩沖區末端=1Mmain_memory_start = buffer_memory_end; //主內存起始位置=緩沖區末端

注意，代碼注釋部分的值是我通過實驗測試出來的，你的實驗環境不一定是這個值。

第1行：計算出內存大小

第2行：忽略不到4KB的內存數

這里的緩沖區需要解釋一下。

為了提高系統訪問塊設備的速度，內核在內存中開辟了一塊高速緩沖區，將其劃分為一個個與磁盤塊大小相等的緩沖塊來暫存與塊設備之間的交換數據，以減少I/O操作的次數，提高系統的性能。緩沖塊中保存著最近訪問磁盤的數據，內核在讀塊設備之前先搜索緩沖區，如果數據在緩沖區中就不需要再從磁盤中讀，否則向塊設備發出讀的指令。當內核寫塊設備時，先將數據寫入緩沖區，什么時候將數據同步到塊設備視具體情況而定，這樣做是為了盡可能久地將數據停留在內存以減少對塊設備的操作。

在我的環境中，通過單步調試，代碼執行第6行，也就是說緩沖區末端（buffer_memory_end）在4M處，也就是主內存的起始位置（main_memory_start）。

4.4 虛擬盤

#ifdef RAMDISKmain_memory_start += rd_init(main_memory_start, RAMDISK*1024); #endif

當 linux/Makefile文件中設置的RAMDISK值不為零時，表示系統會創建 RAM 虛擬盤設備。 在這種情況下，就會執行第2行，即主內存區的起始地址后移，也就是說主內存區頭部還要劃去一部分，供虛擬盤存放數據。

對于我的實驗環境，Makefile 文件中有

RAMDISK = #-DRAMDISK=512

所以，虛擬盤的大小是0.5 * 1K * 1K = 0.5 M

如圖所示，內核程序占據在物理內存的開始部分，接下來是供硬盤或軟盤等塊設備使用的高速緩沖區部分（其中要扣除顯卡內存和 ROM BIOS 所占用的內存，它們的地址范圍是 640KB~1MB)。

關于高速緩沖區：如前文所述，當一個進程需要讀取塊設備中的數據時，系統會首先把數據讀到高速緩沖區中；當有數據需要寫到塊設備上時，系統也是先將數據放到高速緩沖區中，然后由塊設備驅動程序寫到相應的設備上。

內存的最后部分是供所有程序可以隨時申請和使用的主內存區。內核程序在使用主內存區時，也同樣先要向內核內存管理模塊提出申請，在申請成功后方能使用。

對于含有 RAM 虛擬盤的系統，主內存區頭部還要劃去一部分，供虛擬盤存放數據。

long rd_init(long mem_start, int length) {int i;char *cp;blk_dev[MAJOR_NR].request_fn = DEVICE_REQUEST;rd_start = (char *) mem_start;rd_length = length;cp = rd_start;for (i=0; i < length; i++)*cp++ = '\0';return(length); }

第6行：MAJOR_NR 的值是1。因為在這個函數所在文件里，有 #define MAJOR_NR 1

blk_dev是一個數組，其成員類型是struct blk_dev_struct

struct blk_dev_struct blk_dev[NR_BLK_DEV] = {{ NULL, NULL }, /* no_dev */{ NULL, NULL }, /* dev mem */{ NULL, NULL }, /* dev fd */{ NULL, NULL }, /* dev hd */{ NULL, NULL }, /* dev ttyx */{ NULL, NULL }, /* dev tty */{ NULL, NULL } /* dev lp */ };

struct blk_dev_struct的定義是

struct blk_dev_struct {void (*request_fn)(void);struct request * current_request; };

可以看出，2個成員都是指針，request_fn指向函數，current_request指向struct request.

回到函數rd_init:

blk_dev[MAJOR_NR].request_fn = DEVICE_REQUEST;

DEVICE_REQUEST實際上是設備請求函數do_rd_request

因為#define DEVICE_REQUEST do_rd_request

void do_rd_request(void) {int len;char *addr;INIT_REQUEST;addr = rd_start + (CURRENT->sector << 9);len = CURRENT->nr_sectors << 9;if ((MINOR(CURRENT->dev) != 1) || (addr+len > rd_start+rd_length)) {end_request(0);goto repeat;}if (CURRENT-> cmd == WRITE) {(void) memcpy(addr,CURRENT->buffer,len);} else if (CURRENT->cmd == READ) {(void) memcpy(CURRENT->buffer, addr,len);} elsepanic("unknown ramdisk-command");end_request(1);goto repeat; }

此函數的代碼，我們先不深入，以后用到再說。我們關注的是rd_init函數的以下幾行：

rd_start = (char *) mem_start;rd_length = length;cp = rd_start; // cp是 char * 類型for (i=0; i < length; i++)*cp++ = '\0'; //以上3行， 盤區清零return(length);

rd_start和rd_length都是全局變量，定義在文件kernel\blk_drv\ramdisk.c中：

char *rd_start; //虛擬盤的起始地址 int rd_length = 0; //虛擬盤空間大小，以B為單位

4.5 mem_init函數

該函數對 1MB 以上內存區域以頁面為單位進行管理前的初始化設置工作。

一個頁面長度為4KB字節。該函數把1MB以上所有物理內存劃分成一個個頁面，并使用一個頁面映射字節數組mem_map[] 來管理這些頁面。對于具有 16MB 內存容量的機器，該數組共有3840( (16M-1M)/4K=3840 )項 ，即可管理3840個物理頁面。

每當一個物理內存頁面被占用時就把 mem_map[]中對應的的字節值增1 ；若釋放一個物理頁面，就把對應字節值減 1。 若字節值為0 , 則表示對應頁面空閑； 若字節值 >=1，則表示對應頁面被占用或被不同程序共享占用。

在該版本內核中，最多能管理16MB的物理內存，大于16MB的內存將棄掉不用。對于具有16MB內存的PC機系統，在沒有設置虛擬盤 RAMDISK 的情況下start_mem通常是4MB，end_mem是 16MB。因此主內存區范圍是4MB~16MB，共有3072（=12M/4K）個物理頁面可供分配。如果設置了 RAMDISK，那么start_mem會大于4MB.

void mem_init(long start_mem, long end_mem) {int i;HIGH_MEMORY = end_mem;// 參數start_mem是可用作頁面分配的主內存區起始地址//（已去除RAMDISK所占內存空間）。 // end_mem是實際物理內存最大地址。//地址范圍start_mem到end_mem是主內存區。 for (i=0 ; i<PAGING_PAGES ; i++) //PAGING_PAGES = 3840mem_map[i] = USED; // 表示不可用？i = MAP_NR(start_mem); // i=主內存區起始位置處頁面號end_mem -= start_mem; // 首尾相減，算出主內存區的大小end_mem >>= 12; // 主內存區的總頁面數while (end_mem-->0)mem_map[i++]=0; // 以上2行， 主內存區頁面對應字節值清零 }

第11~12行： 首先將 1MB 到 16MB 范圍內所有內存頁面設置為已占用狀態，即各項字節值全部設置成 USED（100）

PAGING_PAGES 被定義為(PAGING_MEM0RY>>12)，即(15*1024*1024)>>12=3840

#define LOW_MEM 0x100000 #define PAGING_MEMORY (15*1024*1024) // 從 1M 到 16M #define PAGING_PAGES (PAGING_MEMORY>>12) // 除以 4K #define MAP_NR(addr) (((addr)-LOW_MEM)>>12) #define USED 100

第13行：MAP_NR(start_mem) 即是(start_mem-0x100000)>>12，計算出主內存區起始位置處頁面號。

4.6 trap_init函數

void trap_init(void) {int i;set_trap_gate(0,&divide_error);set_trap_gate(1,&debug);set_trap_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);......}

以上代碼主要是安裝陷阱門。我們拿第5行作為例子，具體分析一下。

4.6.1 set_trap_gate(n,addr)

因為

#define set_trap_gate(n,addr) \ _set_gate(&idt[n],15,0,addr)

所以，set_trap_gate(n,addr)其實是_set_gate(&idt[n],15,0,addr)，也就是下面7~15行的內嵌匯編代碼。

#define set_trap_gate(n,addr) \_set_gate(&idt[n],15,0,addr)...#define _set_gate(gate_addr,type,dpl,addr) \ __asm__ ("movw %%dx,%%ax\n\t" \"movw %0,%%dx\n\t" \"movl %%eax,%1\n\t" \"movl %%edx,%2" \: \: "i" ((short) (0x8000+(dpl<<13)+(type<<8))), \ "o" (*((char *) (gate_addr))), \"o" (*(4+(char *) (gate_addr))), \"d" ((char *) (addr)),"a" (0x00080000))

d: 表示 edx

a: 表示 eax

i: 允許一個立即整形操作數，包括其值僅在匯編時確定的符號常量。

o: 允許一個內存操作數，但只有當地址是可偏移的。即該地址加上一個小的偏移量，結果是一個有效的內存地址。

第 8-10 行，分別有 %0， %1，2%，這分別代表 12-14 行的表達式。

以上內嵌匯編代碼沒有輸出部分，僅有輸入部分。

上圖是陷阱門的格式，上面是高4字節（代碼中用 edx 表示），下面是低4字節（代碼中用 eax 表示）。注意：過程入口點偏移值不是物理地址，而是線性地址。

第15行：

"d" ((char *) (addr))表示用 addr 加載 edx；此時，偏移值的[31:16]就位。

addr 是異常處理函數入口點的地址。因為內核代碼段的線性基址是0，所以偏移值等于函數的線性地址，又因為內核在之前的分頁中采用了恒等映射機制——線性地址等于物理地址，所以偏移值等于函數的物理地址。

"a" (0x00080000) ：表示用 0x0008_0000 加載 eax；此時，段選擇符就位。

段選擇子（符）的值是0x08，為什么是這個值呢？因為在進入main函數之前，已經設置好了GDT，0x08是代碼段的選擇子。忘了的話可以參考我的博文 head.s 分析 第三節。

第7行的"movw %%dx,%%ax\n\t"表示用 dx 加載 ax；此時，偏移值的[15:0]就位，eax也就位。

第8行的"movw %0,%%dx\n\t"，表示用(0x8000+(dpl<<13)+(type<<8))加載 dx,

這里的 8 表示 P=1； 此時，edx 就位。

根據_set_gate(&idt[n],15,0,addr)的參數可知type=15（表示陷阱門）, dpl=0。(0x8000+(dpl<<13)+(type<<8))拼出了陷阱門的第4~5字節（edx的低字）。

第9行"movl %%eax,%1\n\t"表示把 eax 的值賦給*((char *) (gate_addr))，就是賦給idt[n]的前4字節。

第10行"movl %%edx,%2" 表示把 edx 的值賦給*(4+(char *)(gate_addr))，就是賦給idt[n]的后4字節。這8字節拼起來就是完整的idt[n].

4.6.2 idt數組

idt是中斷描述符表（其實是數組），一共有 256 個表項，一個表項占8字節。

%1對應第13行的(*((char *) (gate_addr)))

gate_addr就是第2行的&idt[n]，那么idt是什么呢？在文件include\linux\head.h中有：

typedef struct desc_struct {unsigned long a,b; } desc_table[256];extern desc_table idt,gdt;

1~3行：為struct desc_struct [256]取了一個別名——desc_table，也就是說desc_table的類型是“struct desc_struct類型的數組”。

第6行，注意extern關鍵字，聲明（而不是定義）了 idt 和 gdt，它們的類型都是desc_table，即“struct desc_struct類型的數組”。所以，&idt[n]是數組idt第n個元素的地址。

可能有人要問， idt 和 gdt的定義在哪里呢？
它們是在匯編代碼boot/head.s中定義的。
在本文件末尾有：

idt: .fill 256,8,0 # idt is uninitializedgdt: .quad 0x0000000000000000 /* NULL descriptor */.quad 0x00c09a0000000fff /* 16Mb */.quad 0x00c0920000000fff /* 16Mb */.quad 0x0000000000000000 /* TEMPORARY - don't use */.fill 252,8,0 /* space for LDT's and TSS's etc */

另外本文件開頭有

.globl idt,gdt,pg_dir,tmp_floppy_area

.globl xxx表示把符號xxx聲明為全局變量/標號，以供其他源文件訪問。

好了，我們總結一下 _set_gate(gate_addr,type,dpl,addr) 這個宏

#define _set_gate(gate_addr,type,dpl,addr) \ __asm__ ("movw %%dx,%%ax\n\t" \ //將偏移地址低字與選擇符組合成描述符低4字節(eax)"movw %0,%%dx\n\t" \ //將類型標志與偏移地址高字組合成描述符高4字節(edx)"movl %%eax,%1\n\t" \ //分別設置門描述符的低4字節和高4字節"movl %%edx,%2" \ : \: "i" ((short) (0x8000+(dpl<<13)+(type<<8))), \"o" (*((char *) (gate_addr))), \"o" (*(4+(char *) (gate_addr))), \"d" ((char *) (addr)),"a" (0x00080000))

_set_gate(gate_addr,type,dpl,addr)此宏用于設置門描述符，即填寫 IDT 中的某一項

根據參數中的中斷或異常處理過程地址 addr 、門描述符類型 type 和特權級信息 dpl ，設置位于地址 gate_addr 處的門描述符。（注意：下面的“偏移”是相對于內核代碼或數據段來說的。）

gate_addr：描述符存儲地址；
type：描述符類型；
dpl：描述符特權級；
addr：偏移地址。

%0：由dpl，type組合成的類型值；
%1：描述符低 4 字節的存儲地址；
%2：描述符高 4 字節的存儲地址；
%3：即 (char *) (addr)，edx（程序偏移地址addr）；
%4：即 0x00080000，eax（高字中含有段選擇符0x8） 。

4.6.3 set_system_gate(n,addr)

#define set_system_gate(n,addr) \_set_gate(&idt[n],15,3,addr)

這個宏和set_trap_gate(n,addr)的區別僅有一點：前者的dpl=3，后者的dpl=0;

分析到這里， trap_init函數的大意已經明了。

void trap_init(void) {int i;set_trap_gate(0,&divide_error);set_trap_gate(1,&debug);set_trap_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_trap_gate(14,&page_fault);set_trap_gate(15,&reserved);set_trap_gate(16,&coprocessor_error);for (i=17;i<48;i++)set_trap_gate(i,&reserved);set_trap_gate(45,&irq13); // 設置協處理器中斷0x2d(=45)的陷阱門描述符outb_p(inb_p(0x21)&0xfb,0x21); // 允許8259A主芯片的IRQ2中斷請求outb(inb_p(0xA1)&0xdf,0xA1);set_trap_gate(39,&parallel_interrupt); //設置并行口1的中斷0x27(=39)陷阱門描述符 }

5~21 行：設置IDT的描述符。其中斷點陷阱中斷int3、溢出中斷overflow、邊界出錯中斷bounds可以由任何程序產生，所以 DPL = 3

22~23行：把int 17 ~ int 48的陷阱門先設置為reserved，以后各個硬件初始化時會重新設置自己的陷阱門。

注意：set_trap_gate的第二個參數是中斷處理函數的入口點，它們的代碼在文件linux/kernel/asm.s或者linux/kernel/system_call.s中。

第25行：outb_p(inb_p(0x21)&0xfb,0x21);

0x21是 8259A 主片命令字OCW1的端口地址，用于對其中斷屏蔽寄存器 IMR 進行讀/寫操作。

inb_p(0x21)&0xfb讀出 IMR 的值，然后與0xfb(=1111_1011b)，即清零D2位，也就是允許主片的 IRQ2 中斷請求。

注意：Linux-0.11 系統把主片的 ICW2 設置為 0x20，表示主片中斷請求0~7級對應的中斷號是 0x20~0x27；把從片的 ICW2 設置成 0x28，表示從片中斷請求8~15級對應的中斷號是 0x28~0x2f。

第26行：outb(inb_p(0xA1)&0xdf,0xA1);

0xA1是 8259A 從片命令字OCW1的端口地址。原理同上，inb_p(0xA1)&0xdf讀出從片 IMR 的值，然后與0xdf(=1101_1111)，即清零D5位，由上圖可知，允許從片 IRQ13 協處理器中斷。

關于8259A的編程，可以參考我的博文： 詳解8259A

囿于篇幅，對main()函數的分析先到這里。

—【未完待續】—

參考資料

《Linux內核完全剖析》（趙炯，機械工業出版社，2006）

與50位技術專家面對面20年技術見證，附贈技術全景圖

總結

以上是生活随笔為你收集整理的main() 函数解析（一）——Linux-0.11 剖析笔记（六）的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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