大战前的初始化工作[linux源码趣读]

GPT摘要

这篇文章详细介绍了操作系统启动过程中 main.c 中的 main 方法的执行流程。主要内容如下： 1. 内存边界设置：根据内存大小设置 memory_end 和 buffer_memory_end，标记内存使用的范围。 2. 内存管理初始化：mem_init 初始化内存分页管理，使用 mem_map 表记录内存页使用状态，方便后续的内存申请与释放。 3. 中断初始化：trap_init 设置了各类中断处理函数，包括时钟中断（timer_interrupt）和键盘中断（keyboard_interrupt），并通过 sti() 开启中断响应。 4. 进程调度初始化：sched_init 设置任务状态段（TSS）和局部描述符表（LDT），初始化 task_struct 数组，并为时钟中断和系统调用（0x80 中断）配置处理函数，为多进程调度奠定基础。 5. 字符设备与块设备初始化：tty_init 负责控制台初始化（显存映射、光标设置），blk_dev_init 初始化块设备请求队列，hd_init 配置硬盘读写相关中断与请求处理函数。 6. 缓冲管理：buffer_init 建立缓冲区与哈希表，作为用户进程与硬盘间的桥梁，优化数据读取效率。 7. 切换到用户态：move_to_user_mode 创建第一个进程（init），最终进入 shell 等待用户输入。 文章通过源码逐层解析，展示了操作系统如何通过中断驱动、内存管理和进程调度等核心机制逐步启动，并最终为用户提供交互环境。

引入

在上一回中，跳转到操作系统的骨架代码main.c中的main方法了, 数一数看，总共也就 20 几行代码。但这的确是操作系统启动流程的全部秘密了

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void main(void) {
    // 一些参数的取值和计算。包括根设备 ROOT_DEV，之前在汇编语言中获取的各个设备的参数信息 drive_info，以及通过计算得到的内存边界  在上一回中setup.s调用BIOS中断获取并放到约定好的0x90000 
    ROOT_DEV = ORIG_ROOT_DEV;
    drive_info = DRIVE_INFO;
    memory_end = (1<<20) + (EXT_MEM_K<<10);
    memory_end &= 0xfffff000;
    if (memory_end > 16*1024*1024)
        memory_end = 16*1024*1024;
    if (memory_end > 12*1024*1024) 
        buffer_memory_end = 4*1024*1024;
    else if (memory_end > 6*1024*1024)
        buffer_memory_end = 2*1024*1024;
    else
        buffer_memory_end = 1*1024*1024;
    main_memory_start = buffer_memory_end;
    
	// 内存初始化 mem_init，中断初始化 trap_init、进程调度初始化 sched_init 等等。我们知道学操作系统知识的时候，其实就分成这么几块来学的，看来在操作系统源码上看，也确实是这么划分的，那我们之后照着源码慢慢品，就好了。
    mem_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();
    
	// 切换到用户态模式 这个 init 函数里会创建出一个进程，设置终端的标准 IO，并且再创建出一个执行 shell 程序的进程用来接受用户的命令，到这里其实就出现了我们熟悉的shell画面
    sti();
    move_to_user_mode();
    if (!fork()) {
        init();
    }
    
	// 死循环，如果没有任何任务可以运行，操作系统会一直陷入这个死循环无法自拔。
    for(;;) pause();
}

主内存初始化mem_init

首先设置了内存的边界，包含memory和buffer，边界的设置是根据不同的内存大小设置的

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#define LOW_MEM 0x100000
#define PAGING_MEMORY (15*1024*1024)
#define PAGING_PAGES (PAGING_MEMORY>>12)
#define MAP_NR(addr) (((addr)-LOW_MEM)>>12)
#define USED 100

static long HIGH_MEMORY = 0;
static unsigned char mem_map[PAGING_PAGES] = { 0, };

// start_mem = 2 * 1024 * 1024
// end_mem = 8 * 1024 * 1024
void mem_init(long start_mem, long end_mem)
{
    int i;
    HIGH_MEMORY = end_mem;
    for (i=0 ; i<PAGING_PAGES ; i++)
        mem_map[i] = USED;
    i = MAP_NR(start_mem);
    end_mem -= start_mem;
    end_mem >>= 12;
    while (end_mem-->0)
        mem_map[i++]=0;
}

如何管理内存？

  • 分页管理，一个页4k，页号就是 MAP_NR(addr) (((addr)-LOW_MEM)>>12)

  • mem_map 记录下是否使用

    • 1M一下无管理权限
    • 1M到2M为Buffer，标记为已经使用
    • 2M以上标记未使用

  • 之后的内存申请与释放等骚操作，统统是跟着张大表 mem_map 打交道而已

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举个例子

比如我们在 fork 子进程的时候，会调用 copy_process 函数来复制进程的结构信息，其中有一个步骤就是要申请一页内存，用于存放进程结构信息 task_struct。该内存的申请就是选择 mem_map 中首个空闲页面，并标记为已使用。

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int copy_process(...) {
    struct task_struct *p;
    ...
    p = (struct task_struct *) get_free_page();
    ...
}

中断初始化trap_init

当你的计算机刚刚启动时，你按下键盘是不生效的，但是过了一段时间后，再按下键盘就有效果了。如何首先的呢，多久会生效呢？

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void trap_init(void) {
    int i;
   	// set 了一堆 trap_gate

    set_trap_gate(0,&divide_error);
    set_trap_gate(1,&debug);
    set_trap_gate(2,&nmi);
    // 又 set 了一堆 system_gate
    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);
    // 又又批量 set 了一堆 trap_gate  暂时的，后面各个硬件初始化时要重新设置好这些中断，把暂时的这个给覆盖掉  例如键盘中断0x21会在tty_init设置
    for (i=17;i<48;i++)
        set_trap_gate(i,&reserved);
    set_trap_gate(45,&irq13);
    set_trap_gate(39,&parallel_interrupt);
}

TIPS：set_trap_gate和set_system_gate什么关系？

这个 trap 与 system 的区别仅仅在于，设置的中断描述符的特权级不同，前者是 0（内核态），后者是 3（用户态），这块展开将会是非常严谨的、绕口的、复杂的特权级相关的知识，不明白的话先不用管，就理解为都是设置一个中断号和中断处理程序的对应关系就好了。

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

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

_set_gate就是设置一些列的硬中断处理函数，执行过后，IDT指向的结构变成了：

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什么时候开始中断呢？sti(); 也就是这时候开始，按下键盘可以有反应了。

块设备请求项初始化 blk_dev_init

用于让我们能够从硬盘读取数据到磁盘，读取块设备与内存缓冲区之间的桥梁

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void blk_dev_init(void) {
    int i;
    for (i=0; i<32; i++) {
        request[i].dev = -1;
        request[i].next = NULL;
    }
}

其中request请求，代表着一次读盘请求

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struct request {
    int dev;        // 表示设备号，-1 就表示空闲。
    int cmd;        /* READ or WRITE */
    int errors;		// 表示操作时产生的错误次数。
    unsigned long sector;	// 表示起始扇区。
    unsigned long nr_sectors; // 表示扇区数。
    char * buffer;			// 表示数据缓冲区，也就是读盘之后的数据放在内存中的什么位置。
    struct task_struct * waiting; // 是个 task_struct 结构，这可以表示一个进程，也就表示是哪个进程发起了这个请求。
    struct buffer_head * bh; // 是缓冲区头指针，这个后面讲完缓冲区就懂了，因为这个 request 是需要与缓冲区挂钩的
    struct request * next;  // 指向了下一个请求项
};

这个 request 结构可以完整描述一个读盘操作。然后那个 request 数组就是把它们都放在一起，并且它们又通过 next 指针串成链表。

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如何添加到request链

sys_read核心代码

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// 读哪个fd(可以找到inode，进而找到磁盘位置)下多少数据count，buf:读到哪里
int sys_read(unsigned int fd,char * buf,int count) {
    struct file * file = current->filp[fd];
    struct m_inode * inode = file->f_inode;
    // 校验 buf 区域的内存限制
    verify_area(buf,count);
    // 仅关注目录文件或普通文件
    return file_read(inode,file,buf,count);
}

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int file_read(struct m_inode * inode, struct file * filp, char * buf, int count) {
    int left,chars,nr;
    struct buffer_head * bh;
    left = count;
    while (left) {
        if (nr = bmap(inode,(filp->f_pos)/BLOCK_SIZE)) {
            if (!(bh=bread(inode->i_dev,nr)))
                break;
        } else
            bh = NULL;
        nr = filp->f_pos % BLOCK_SIZE;
        chars = MIN( BLOCK_SIZE-nr , left );
        filp->f_pos += chars;
        left -= chars;
        if (bh) {
            char * p = nr + bh->b_data;
            while (chars-->0)
                put_fs_byte(*(p++),buf++);
            brelse(bh);
        } else {
            while (chars-->0)
                put_fs_byte(0,buf++);
        }
    }
    inode->i_atime = CURRENT_TIME;
    return (count-left)?(count-left):-ERROR;
}

接着就是不断的读取数据到我们的buf中，从代码中可以看到是从buffer_head * bh中读的，这是什么？

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struct buffer_head * bread(int dev,int block) { // block read
    struct buffer_head * bh = getblk(dev,block);// 申请了一个内存中的缓冲块
    if (bh->b_uptodate)
        return bh;
    ll_rw_block(READ,bh); // 读取数据到内存： 创建一个request，添加到queue
    wait_on_buffer(bh); // 阻塞到一直读取完成
    if (bh->b_uptodate)
        return bh;
    brelse(bh);
    return NULL;
}

其中 getblk 先申请了一个内存中的缓冲块，然后 ll_rw_block 负责把数据读入这个缓冲块，进去继续看。

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void ll_rw_block(int rw, struct buffer_head * bh) {
    ...
    make_request(major,rw,bh);
}

static void make_request(int major,int rw, struct buffer_head * bh) {
    ...
if (rw == READ)
        req = request+NR_REQUEST;
    else
        req = request+((NR_REQUEST*2)/3);
/* find an empty request */
    while (--req >= request)
        if (req->dev<0)
            break;
    ...
    // 创建一个读请求，我要读哪个磁盘哪个扇区 读到哪
/* fill up the request-info, and add it to the queue */
    req->dev = bh->b_dev;
    req->cmd = rw;
    req->errors=0;
    // 块是逻辑概念  扇区是最小物理存储单位 假设每个块占用2个扇区
    req->sector = bh->b_blocknr<<1;  
    req->nr_sectors = 2;
    req->buffer = bh->b_data;
    req->waiting = NULL;
    req->bh = bh;
    req->next = NULL;
    add_request(major+blk_dev,req);
}
  • ll_rw_block会往刚刚的设备的请求项链表 request[32] 中添加一个请求项,作为访问块设备和内存缓冲区之间的桥梁
  • 请求队列中的请求由I/O调度器进行管理。I/O调度器负责确定请求的执行顺序，优化整体的磁盘性能和响应时间。Linux提供了多种I/O调度器，如CFQ（完全公平队列）、Deadline、NOOP等，不同的调度器适用于不同类型的工作负载和硬件配置。

控制台初始化 tty_init

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void tty_init(void)
{
    rs_init(); // 串口中断的开启，以及设置对应的中断处理程序，串口在我们现在的 PC机上很少用到
    con_init();
}
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void con_init(void) {
    ...
    if (ORIG_VIDEO_MODE == 7) {
        ...
        if ((ORIG_VIDEO_EGA_BX & 0xff) != 0x10) {...}
        else {...}
    } else {
        ...
        if ((ORIG_VIDEO_EGA_BX & 0xff) != 0x10) {...}
        else {...}
    }
    ...
}

非常多的 if else。为了应对不同的显示模式，来分配不同的变量值，那如果我们仅仅找出一个显示模式，这些分支就可以只看一个了。

如何显示一个字符

啥是显示模式呢？那我们得简单说说显示，一个字符是如何显示在屏幕上的呢？换句话说，如果你可以随意操作内存和 CPU 等设备，你如何操作才能使得你的显示器上，显示一个字符‘a’呢？

Image

内存中有这样一部分区域，是和显存映射的。啥意思，就是你往上图的这些内存区域中写数据，相当于写在了显存中。而往显存中写数据，就相当于在屏幕上输出文本了。mov [0xB8000],'h'

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代码

假设显示模式是我们现在的这种文本模式:

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#define ORIG_X          (*(unsigned char *)0x90000)
#define ORIG_Y          (*(unsigned char *)0x90001)
void con_init(void) {
    register unsigned char a;
    // 第一部分 获取显示模式相关信息 之前BIOS中断获取了放到0x90000
    video_num_columns = (((*(unsigned short *)0x90006) & 0xff00) >> 8); 
    video_size_row = video_num_columns * 2;
    video_num_lines = 25;
    video_page = (*(unsigned short *)0x90004);
    video_erase_char = 0x0720;
    // 第二部分 显存映射的内存区域 
    video_mem_start = 0xb8000;
    video_port_reg  = 0x3d4;
    video_port_val  = 0x3d5;
    video_mem_end = 0xba000;
    // 第三部分 滚动屏幕操作时的信息
    origin  = video_mem_start;
    scr_end = video_mem_start + video_num_lines * video_size_row;
    top = 0;
    bottom  = video_num_lines;
    // 第四部分 定位光标（同样是0x90000）并开启键盘中断
    gotoxy(ORIG_X, ORIG_Y);
    set_trap_gate(0x21,&keyboard_interrupt); // 键盘中断函数
    outb_p(inb_p(0x21)&0xfd,0x21);
    a=inb_p(0x61);
    outb_p(a|0x80,0x61);
    outb(a,0x61);
}
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static inline void gotoxy(unsigned int new_x,unsigned int new_y) {
   ...
   x = new_x;
   y = new_y;
   pos = origin + y*video_size_row + (x<<1);
}

x 表示光标在哪一列，y 表示光标在哪一行，pos 表示根据列号和行号计算出来的内存指针，也就是往这个 pos 指向的地址处写数据，就相当于往控制台的 x 列 y 行处写入字符了

键盘中断

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_keyboard_interrupt:
    ...
    call _do_tty_interrupt
    ...
    
void do_tty_interrupt(int tty) {
   copy_to_cooked(tty_table+tty);
}

void copy_to_cooked(struct tty_struct * tty) {
    ...
    tty->write(tty);
    ...
}

// 控制台时 tty 的 write 为 con_write 函数  就是往pos写值
void con_write(struct tty_struct * tty) {
    ...
    __asm__("movb _attr,%%ah\n\t"
      "movw %%ax,%1\n\t"
      ::"a" (c),"m" (*(short *)pos)
      :"ax");
     pos += 2;
     x++; // 当然这里后面还需要判断x是否到达video_num_columns进行其他处理
    ...
}

至此我们可以实现显示功能了，本质就是往内存中pos位置写值，那回车、换行、删除、滚屏、清屏等操作，其实底层都操作x y pos，然后修改内存就行，并对外暴露小功能函数

在此之后，内核代码就可以用它来方便地在控制台输出字符啦！这在之后内核想要在启动过程中告诉用户一些信息，以及后面内核完全建立起来之后，由用户用 shell 进行操作时手动输入命令，都是可以用到这里的代码的！

printf 这样的库函数，在屏幕上输出信息，同时支持换行和滚屏等友好设计，这些都是 tty_init 初始化，以及其对外封装的小功能函数，来实现的。

时间初始化 time_init

  • 直接联网
  • 如果没有网呢？
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#define CMOS_READ(addr) ({ \
    outb_p(0x80|addr,0x70); \
    inb_p(0x71); \
})

#define BCD_TO_BIN(val) ((val)=((val)&15) + ((val)>>4)*10)

static void time_init(void) {
    struct tm time;
    do {
        time.tm_sec = CMOS_READ(0);
        time.tm_min = CMOS_READ(2);
        time.tm_hour = CMOS_READ(4);
        time.tm_mday = CMOS_READ(7);
        time.tm_mon = CMOS_READ(8);
        time.tm_year = CMOS_READ(9);
    } while (time.tm_sec != CMOS_READ(0));
    BCD_TO_BIN(time.tm_sec); // BCD编码转二进制编码
    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);  // 计算从1970年1月1日到现在的秒数 作为开机时间
}
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// 对一个端口先 out 写一下，再 in 读一下。
#define CMOS_READ(addr) ({ \
    outb_p(0x80|addr,0x70); \
    inb_p(0x71); \
})

这是 CPU 与外设交互的一个基本玩法，CPU 与外设打交道基本是通过端口，往某些端口写值来表示要这个外设干嘛，然后从另一些端口读值来接受外设的反馈。

以磁盘为例：读硬盘就是，往除了第一个以外的后面几个端口写数据，告诉要读硬盘的哪个扇区，读多少。然后再从 0x1F0 端口一个字节一个字节的读数据。这就完成了一次硬盘读操作。

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  1. 在 0x1F2 写入要读取的扇区数
  2. 在 0x1F3 ~ 0x1F6 这四个端口写入计算好的起始 LBA 地址
  3. 在 0x1F7 处写入读命令的指令号
  4. 不断检测 0x1F7 （此时已成为状态寄存器的含义）的忙位
  5. 如果第四步骤为不忙，则开始不断从 0x1F0 处读取数据到内存指定位置，直到读完

当然，读取硬盘的这个无脑循环，可以 CPU 直接读取并做写入内存的操作，这样就会占用 CPU 的计算资源。

也可以交给 DMA 设备去读，解放 CPU，但和硬盘的交互，通通都是按照硬件手册上的端口说明，来操作的，实际上也是做了一层封装。

而在时间读取中，就是和CMOS（主板上的一个可读写的 RAM）这个外设打交道，让他告诉我们时间

CMOS:计算机主板上的一小块芯片，这块芯片使用CMOS技术来存储BIOS（基本输入输出系统）设置等基础系统信息。这些信息包括系统时间、硬件配置设置等，这部分内存被称为CMOS RAM或非易失性BIOS内存。由于CMOS技术的低功耗特点，即使在计算机断电后，CMOS内存也能通过一个小电池供电维持数据存储。这使得计算机在下一次开机时可以记住之前的配置设置。

进程调度初始化 sched_init

这方法可了不起，因为它就是多进程的基石！

终于来到了兴奋的时刻，是不是很激动？不过先别激动，这里只是进程调度的初始化，也就是为进程调度所需要用到的数据结构做个准备，真正的进程调度还需要调度算法、时钟中断等机制的配合。

当然，对于理解操作系统，流程和数据结构最为重要了，而这一段作为整个流程的起点，以及建立数据结构的地方，就显得格外重要了。

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void sched_init(void) {
    set_tss_desc(gdt+4, &(init_task.task.tss));
    set_ldt_desc(gdt+5, &(init_task.task.ldt));
    ...
}
往后加了两项：TSS和LDT 这是代表一个线程0，如果由其他线程还要继续加

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TSS

TSS 在计算机中代表任务状态段 (Task State Segment)。它是一种数据结构，用于存储处理器在任务切换时必须保存的特定任务的状态信息（寄存器的值）。每个任务都有一个对应的 TSS。当操作系统执行任务切换时，它会使用 TSS 来保存当前任务的状态，并加载新任务的状态。

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struct tss_struct{
    long back_link;
    long esp0;
    long ss0;
    long esp1;
    long ss1;
    long esp2;
    long ss2;
    long cr3;
    long eip;
    long eflags;
    long eax, ecx, edx, ebx;
    long esp;
    long ebp;
    long esi;
    long edi;
    long es;
    long cs;
    long ss;
    long ds;
    long fs;
    long gs;
    long ldt;
    long trace_bitmap;
    struct i387_struct i387;
};

LDT

LDT 叫局部描述符表（Local Descriptor Table），是与 GDT 全局描述符表相对应的，内核态的代码用 GDT 里的数据段和代码段，而用户进程的代码用每个用户进程自己的 LDT 里得数据段和代码段。

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task[]

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struct desc_struct {
    unsigned long a,b; // 段的基址、段的界限（大小）、类型（如代码段、数据段）、特权级（DPL）、存在位（P）、以及其他一些硬件和操作系统使用的标志。
}

struct task_struct * task[64] = {&(init_task.task), };

void sched_init(void) {
    ...
    int i;
    struct desc_struct * p;
        p = gdt+6;
    for(i=1;i<64;i++) {
        task[i] = NULL;
        p->a=p->b=0;
        p++;
        p->a=p->b=0;
        p++;
    }
    ...
}

这个 task_struct 结构就是代表每一个进程的信息

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struct task_struct {
/* these are hardcoded - don't touch */
    long state; /* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */
    long counter;
    long priority;
    long signal;
    struct sigaction sigaction[32];
    long blocked; /* bitmap of masked signals */
  /* various fields */
    int exit_code;
    unsigned long start_code,end_code,end_data,brk,start_stack;
    long pid,father,pgrp,session,leader;
    unsigned short uid,euid,suid;
    unsigned short gid,egid,sgid;
    long alarm;
    long utime,stime,cutime,cstime,start_time;
    unsigned short used_math;
  /* file system info */
    int tty;  /* -1 if no tty, so it must be signed */
    unsigned short umask;
    struct m_inode * pwd;
    struct m_inode * root;
    struct m_inode * executable;
    unsigned long close_on_exec;
    struct file * filp[NR_OPEN];
  /* ldt for this task 0 - zero 1 - cs 2 - ds&ss */
    struct desc_struct ldt[3];  // 上面的LDT指向这里
  /* tss for this task */
    struct tss_struct tss;      // 上面的LDT指向这里
};

接下来告诉通过寄存器告诉系统当前任务的LDT，TSS的位置（内存里每个线程都有LDT，TSS，当前线程的是哪一个），初始指向了第0个

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void sched_init(void) {
    ...
    ltr(0);
    lldt(0);
    ...
}

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最后

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void sched_init(void) {
    ...
    outb_p(0x36,0x43);      /* binary, mode 3, LSB/MSB, ch 0 */
    outb_p(LATCH & 0xff , 0x40);    /* LSB */
    outb(LATCH >> 8 , 0x40);    /* MSB */
    set_intr_gate(0x20,&timer_interrupt);  // 时钟中断
	    

    outb(inb_p(0x21)&~0x01,0x21);
    set_system_gate(0x80,&system_call); // 系统调用
    ...
}

四行端口读写代码，两行设置中断代码。

端口读写我们已经很熟悉了，就是 CPU 与外设交互的一种方式，之前讲硬盘读写以及 CMOS 读写时，已经接触过了。

而这次交互的外设是一个可编程定时器的芯片，这四行代码就开启了这个定时器，之后这个定时器变会持续的、以一定频率的向 CPU 发出中断信号。

  1. 第一个就是时钟中断，中断号为 0x20，中断处理程序为 timer_interrupt。那么每次定时器向 CPU 发出中断后，便会执行这个函数。

    • 更新系统时间或运行时间计数器。
    • 检查和执行定时任务或超时事件(网络通信和用户交互)。
    • 对当前运行的进程或线程的运行时间进行计量，以便进行任务调度。

    是操作系统主导进程调度的一个关键！

  2. 第二个设置的中断叫系统调用 system_call，中断号是 0x80，这个中断又是个非常非常非常非常非常非常非常重要的中断，所有用户态程序想要调用内核提供的方法，都需要基于这个系统调用来进行。

    Java 程序员写一个 read，底层会执行汇编指令 int 0x80，这就会触发系统调用这个中断，最终调用到 Linux 里的 sys_read 方法。

中断号 中断处理函数
0 ~ 0x10 (trap_init) trap_init 里设置的一堆
0x20 timer_interrupt
0x21 (tty_init) keyboard_interrupt
0x80 system_call

找到些感觉没，有没有越来越发现，操作系统有点靠中断驱动的意思，各个模块不断初始化各种中断处理函数，并且开启指定的外设开关，让操作系统自己慢慢“活”了起来，逐渐通过中断忙碌于各种事情中，无法自拔。

小结

  1. 我们往GDT中写入了TSS和LDT，作为每一个线程的任务状态和局部描述符表 初始： init_task.task.tss init_task.task.ldt
  2. 初始化了task_struct [] ，并且第一个位置init_task.task
  3. 设置了时钟中断0x20和系统调用0x80

缓冲区初始化 buffer_init

在讲通过文件系统来读取硬盘文件时，都需要使用和弃用这个缓冲区里的内容，缓冲区即是用户进程的内存和硬盘之间的桥梁。

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extern int end; // 内核的结束 缓冲区的开始
struct buffer_head * start_buffer = (struct buffer_head *) &end;
struct buffer_head {
    // 缓冲区的状态
    unsigned long b_state;
    // 缓冲区的数据指针
    char *b_data;
    // 块设备指针 + 块号是hash的key
    // 块设备指针
    struct block_device *b_dev;    
    // 块号
    unsigned long b_blocknr;       
    // 用于连接缓冲区链表的指针
    struct buffer_head *b_this_page;
    // 用于连接空闲缓冲区链表的指针
    struct buffer_head *b_this_free;
    // 用于连接 hash 链表的指针
    struct buffer_head *b_next;
    // 缓冲区的引用计数
    atomic_t b_count;
};

void buffer_init(long buffer_end) {
    struct buffer_head * h = start_buffer;
    void * b = (void *) buffer_end;
    while ( (b -= 1024) >= ((void *) (h+1)) ) {
        h->b_dev = 0;
        h->b_dirt = 0;
        h->b_count = 0;
        h->b_lock = 0;
        h->b_uptodate = 0;
        h->b_wait = NULL;
        h->b_next = NULL;
        h->b_prev = NULL;
        h->b_data = (char *) b;
        h->b_prev_free = h-1;
        h->b_next_free = h+1;
        h++;
    }
    h--;
    free_list = start_buffer;
    free_list->b_prev_free = h;
    h->b_next_free = free_list;
    for (int i=0;i<307;i++)
        hash_table[i]=NULL;
}
  • 缓冲头记录下头信息，并通过pre next串联起来
  • b_data指向真正的数据区

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  • 读取块设备的数据（硬盘中的数据），需要先读到缓冲区中，如果缓冲区已有了，就不用从块设备读取了，直接取走
  • 怎么知道缓冲区已经有了要读取的块设备中的数据呢？ 遍历效率太低，直接hash
  • key是什么？ (设备号^逻辑块号) Mod 307 冲突用链表解决
  • 如何实现淘汰呢？哈希表 + 双向链表实现LRU

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硬盘初始化 hd_init

  • hd_init 是硬盘初始化，我们不得不看
  • floppy_init 是软盘初始化，现在软盘几乎都被淘汰了，计算机中也没有软盘驱动器了，所以这个我们完全可以不看
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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 */
};

void hd_init(void) {
    //每个块设备执行读写请求都有自己的函数实现，在上层看来都是一个统一函数 request_fn 即可，具体实现各有不同，对于硬盘来说，这个实现就是 do_hd_request 函数
    blk_dev[3].request_fn = do_hd_request; 
    set_intr_gate(0x2E,&hd_interrupt); // 硬盘中断的处理函数  
    
    // 允许硬盘控制器发送中断请求信号 
    // 我们向来是不深入硬件细节，知道往这个端口里写上这些数据，导致硬盘开启了中断，即可
    outb_p(inb_p(0x21)&0xfb,0x21);
    outb(inb_p(0xA1)&0xbf,0xA1); 
}
  1. 往某些 IO 端口上读写一些数据，表示开启它；
  2. 然后再向中断向量表中添加一个中断，使得 CPU 能够响应这个硬件设备的动作；
  3. 最后再初始化一些数据结构来管理。不过像是内存管理可能结构复杂些，外设的管理，相对就简单很多了。

操作系统就是一个靠中断驱动的死循环而已，如果不发生任何中断，操作系统会一直在一个死循环里等待。换句话说，让操作系统工作的唯一方式，就是触发中断。

硬盘端口

端口对应硬盘控制器上的寄存器

端口 读 写
0x1F0 数据寄存器 数据寄存器
0x1F1 错误寄存器 特征寄存器
0x1F2 扇区计数寄存器 扇区计数寄存器
0x1F3 扇区号寄存器或 LBA 块地址 0~7 扇区号或 LBA 块地址 0~7
0x1F4 磁道数低 8 位或 LBA 块地址 8~15 磁道数低 8 位或 LBA 块地址 8~15
0x1F5 磁道数高 8 位或 LBA 块地址 16~23 磁道数高 8 位或 LBA 块地址 16~23
0x1F6 驱动器/磁头或 LBA 块地址 24~27 驱动器/磁头或 LBA 块地址 24~27
0x1F7 命令寄存器或状态寄存器 命令寄存器

那读硬盘就是，往除了第一个以外的后面几个端口写数据，告诉要读硬盘的哪个扇区，读多少。然后再从 0x1F0 端口一个字节一个字节的读数据。这就完成了一次硬盘读操作。

如果觉得不够具体，那来个具体的版本。

  • 1. 在 0x1F2 写入要读取的扇区数

  • 2. 在 0x1F3 ~ 0x1F6 这四个端口写入计算好的起始 LBA 地址

  • 3. 在 0x1F7 处写入读命令的指令号

  • 4. 不断检测 0x1F7 （此时已成为状态寄存器的含义）的忙位

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    static void hd_out(unsigned int drive,unsigned int nsect,unsigned int sect,
            unsigned int head,unsigned int cyl,unsigned int cmd,
            void (*intr_addr)(void)) {
        ...
        do_hd = intr_addr;
        outb_p(hd_info[drive].ctl,HD_CMD);
        port = 0x1f0;
        outb_p(hd_info[drive].wpcom>>2,++port);
        outb_p(nsect,++port);
        outb_p(sect,++port);
        outb_p(cyl,++port);
        outb_p(cyl>>8,++port);
        outb_p(0xA0|(drive<<4)|head,++port);
        outb(cmd,++port);
    }