段选择子：
先直观认识一下GDT和段选择子在逻辑地址转换为线性地址中的作用，例如：
给出逻辑地址：21h:12345678h，需要将其转换为线性地址
a. 选择子SEL=21h=0000000000100 0 01b，他代表的意思是：选择子的index=4即100b，选择GDT中的第4个描述符；TI=0代表选择子是在GDT选择；左后的01b代表特权级RPL=1（因此有SEL=n<<3，n是索引号）
b. OFFSET=12345678h，若此时GDT第四个描述符中描述的段基址（Base）为11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h
保护模式笔记九 中断门和IDT(中断描述符表)
https://www.52pojie.cn/thread-1455684-1-1.html
(出处: 吾爱破解论坛)
前言
所有保护模式索引链接：保护模式笔记一 保护模式介绍
前面学习了调用门之后继续学习中断门
中断门
中断门的作用
先前学习的调用门在实际的Windows中并没有被使用，只是操作系统提供了调用门描述符给开发人员使用。相比之下，Windows使用了中断门，用于：
系统调用（老的CPU通过中断门进入RING（内核）0层；新的CPU使用快速调用）
调试（常见的INT3 对应硬编码为0xCC）
中断门执行流程
根据INT XXX的值 查IDT（中断描述符表），找到对应的段描述符 这个描述符是一个中断门描述符
在中断门描述符中存储另一个代码段的选择子
选择子指向的段 段.Base + 偏移地址 就是真正要执行的地址
IDT
IDT全称Interrupt Descriptor Table（中断描述符表），和GDT相似，IDT也是由一系列描述符组成的。
IDT中存储的段描述符都是系统段描述符
IDT中的第一个元素不是NULL（不为空）
IDT可以包含三种门描述符：①任务门描述符；②中断门描述符；③陷阱门描述符
使用windbg查看IDT的地址和长度：
查看地址：
复制代码 隐藏代码
r idtr
查看长度：
复制代码 隐藏代码
r idtl
中断门描述符
对比调用门描述符
中断门描述符结构
当一个段描述符是一个调用门描述符时，有以下特征：
S位为0，表示该段描述符为系统段描述符（中断门描述符属于系统段描述符）
Type域为1110，表示该段描述符为32位中断门
低16位到31位存储一个段选择子，该段选择子才和代码真正要调用的地址相关
真正要调用的地址 = 段选择子所指向的段.Base + 32位的段中偏移 （段中偏移分为两部分：高位31-16位和低位15-0位）
段.Base默认为0，故真正要调用的地址 = 32位的段中偏移
给出调用门描述符和中断门描述符各部分的对比（上半部分为调用门描述符，下半部分为中断门描述符）：
可以发现中断门描述符和调用门描述符的结构基本一致，只在Type域和参数计数处不同（Type域是描述符的类型标识；中断门不允许传参）
构造中断门描述符
了解了中断门描述符的结构后，尝试自己构造一个无参的中断门描述符，如下：
得到调用门描述符为：0000EE00`00080000
段中偏移暂时不明确要调用的代码段，先置0
示例代码
接下来给出一段演示代码：
复制代码 隐藏代码
#include <Windows.h>
#include <stdio.h>
int value;
__declspec(naked) void INTGate(){
_asm{
pushad
pushfd
mov value,0x610
popfd
popad
iretd
}
}
int main(){
//使用 中断门
_asm{
int 0x20
}
printf("%X\n",value);
return 0;
}
代码说明
代码十分简单，主要分为两部分：
INTGate：中断门真正要调用的函数，给全局变量赋值，之后中断返回
main：通过中断进入中断门，最后输出全局变量观察是否通过中断门被修改
将门描述符写入IDT
中断索引和IDT地址的对应关系
在代码中，索引的值为0x20，其对应的IDT中的地址为：8003f500
关于索引值和IDT地址的对应关系为：
IDT地址 = 索引值 × 8 + IDT首地址
代入当前的值即为：IDT地址 = 0x20 × 8 + 0x8003f400 = 0x100 + 0x8003f400 = 0x8003f500
确定门描述符
在写入GDT前，还需要确定要写入的值，前面已经构造好了的门描述符为：0x0000EE00`00080000
但其段中偏移还未确定，于是使用VC++ 6.0查看要调用的代码的地址：
进入debug模式，中断后，选中INTGate函数，然后右键→Go to Disassembly（查看反汇编）
可以得到要调用的函数的地址为0x00401020
将得到的要调用的函数地址填入门描述符中对应的offset得到：
原：0000EE00`00080000
现：0040EE00`00081020
于是得到确定的门描述符为0040EE00`00081020
确定中断索引并写入门描述符
确定中断索引其实就是确定要写入中断描述符的地址，根据前面中断索引和IDT地址的对应关系，不难倒推出：
中断索引 = （要写入中断描述符的地址 - IDT首地址）÷ 8
因此问题又转换为了确定要写入的中断描述符地址
流程如下图所示：
用到的指令如下：
1.查看IDT首地址：
复制代码 隐藏代码
r idtr
2.使用指令查看IDT内容：
复制代码 隐藏代码
dq 8003f400 L30
这里的L30代表要查看的长度为 0x30 个qword长度的数据，即0x30个段描述符
3.找到要写入的地址后，将构造好的中断门描述符写入：
复制代码 隐藏代码
eq 8003f500 0040EE00`00081020
同时在确定了要写入的地址后，就可以根据计算出中断索引：
中断索引 = （要写入中断描述符的地址 - IDT首地址）÷ 8 = (8003f500 - 8003f400) ÷ 8 = 0x100 ÷ 8 = 0x20
4.最后再查看写入的地址，确保已正确写入：
dq 8003f500
执行代码
执行结果如下：
全局变量能够被修改，说明中断门能够正常执行
对比执行前后寄存器和堆栈
执行前寄存器情况
在使用中断门语句处下断点，断下后得到：
得到此时的寄存器情况：
寄存器 说明 值
有关段寄存器的详解可回顾：保护模式笔记二 段寄存器
关于标志寄存器的详解可回顾：逆向基础笔记五 标志寄存器
这里简单拆解一下标志寄存器：
先将值转换为二进制得到 0x202→ 0000 0000 0000 0000 0000 0010 0000 0010
按对应的结构填入得到：
此时IF标志位为1表示当前CPU允许响应INTR可屏蔽中断请求
若IF标志位为0则表示CPU不会响应可屏蔽中断请求
执行前堆栈情况
记录下此时的堆栈情况：
执行后寄存器情况
为了查看执行后寄存器的情况，在INTGate函数中加入了INT 3引发软中断，但在中断门调用的代码中再引发软中断会引发错误，这里仅作演示观察使用。修改后的INTGate函数如下：
__declspec(naked) void INTGate(){
_asm{
int 3 //中断
pushad
pushfd
mov value,0x610
popfd
popad
iretd
}
}
之后INT3中断后查看寄存器情况如下：
得到此时的寄存器情况：
执行后堆栈情况
通过内存窗口观察此时的堆栈情况：
得到此时的堆栈情况：
对比执行前后寄存器
执行前后寄存器情况如下：
主要关注到执行前后标志寄存器的变化：
将执行后的EFL按对应的结构拆解得到：
对比发现，中断门调用后将标志寄存器的IF标志位置为0，表明当前正在处理中断请求，不再响应其它可屏蔽中断
对比执行前后堆栈
执行前后堆栈情况如下：
不难发现中断门执行后，向堆栈中压入了5个值：SS、ESP、EFL、CS、返回地址
IRETD指令
为了研究IRETD指令干了什么，观察IRETD执行前后堆栈和寄存器的变化情况
IRETD执行前
通过内存窗口观察执行前的堆栈情况：
得到此时的堆栈情况：
再观察此时的寄存器情况：
IRETD执行后
通过内存窗口观察执行后的堆栈情况：
查看寄存器情况：
IRETD执行前后对比
堆栈对比
寄存器对比
IRETD返回的时候比RETF多了一个EFL的恢复，关于RETF的内容可回顾：保护模式笔记八 调用门提权（无参+有参）
中断门使用RETF返回
了解了IRETD的原理后，就可以尝试使用RETF来返回
示例代码
示例代码如下：
__declspec(naked) void INTGate(){
_asm{
pushad
pushfd //中断门会修改eflags的IF位为0 所以需要保存标志寄存器
mov eax,[esp+0x24] //ret
mov ebx,[esp+0x28] //cs
//中间少了个esp+0x2c 为EFL
mov ecx,[esp+0x30] //esp
mov edx,[esp+0x34] //ss
mov [esp+0x24+4],eax
mov [esp+0x28+4],ebx
mov [esp+0x2c+4],ecx
mov [esp+0x30+4],edx
mov value,0x610
popfd
popad
add esp,4
retf
}
}
执行结果
依旧可以正常返回，并且执行正常
代码说明
代码也比较简短简单，可以分为七个部分：
保护现场：pushad、pushfd
将堆栈中的数据取出存到寄存器
将取出来的数据覆盖到堆栈中
全局变量赋值
恢复现场：popfd、popad
堆栈平衡：add esp,4
返回：retf
要理解堆栈数据的覆盖和平衡首先要了解IRETD和RETF的区别
IRETD 中断返回需要堆栈中按顺序存储：返回地址、CS、EFL、ESP、SS 共5个数据
RETF返回需要堆栈中按顺序存储：返回地址、CS、ESP、SS 共4个数据
因此将堆栈中的数据由原本的5个数据替换成4个数据即可
因此通过对堆栈中数据进行覆盖，即可实现在中断门中使用RETF返回
总结
中断门执行后会将EFL（标志位寄存器）中的IF标志位 置0，使CPU不再响应可屏蔽中断
执行中断门时，分为两种情况：
在没有权限切换时，只向堆栈中压入3个值：①CS；②EFL；③返回地址
在涉及权限切换时，会向堆栈中压入5个值：①SS；②ESP；③EFL；④CS；⑤返回地址
中断门不允许传递参数，调用门允许传递参数
中断门通过INT N（索引）执行，调用门通过远调用 CALL FAR CS:EIP执行
中断门一般使用IRET（16位）/IRETD（32位）返回，调用门一般使用RETF返回
Windows并没有使用调用门，但有使用中断门
【构建操作系统】全局描述符表GDT
https://zhuanlan.zhihu.com/p/25867829
写在前面
添油加醋系列第二弹——剖析GDT
头文件：https://github.com/bajdcc/MiniOS/blob/master/include/gdt.h
实现：https://github.com/bajdcc/MiniOS/blob/master/src/kernel/gdt.c
话说C语言的话除了刷刷OJ外，就是用来实现操作系统这个大头了。C语言比C++少了很多很多臃肿的语法特性，写起来非常优美（至少写操作系统是这样的）。虽说C++有许多的奇技淫巧，一个算法有N种实现方法，但这会让选择恐惧症患者（比如我）难堪，比如说一个类要怎样写啊等等，，抛开其他不谈，假如一个语言的语法特性越少，学起来可能越简单（刚试过lua语法很简单）。OK废话不多说，进入本章主题（涉及OS的资料很杂很偏，如有错误望海涵）。
GDT的构成
这个网址不错（英文的）：Global Descriptor Table
首先，根据网上资料，GDT（全局描述符表）又叫段描述符表，暂且就这样认为吧，如有异议可以提出来。
一个GDT可能是这样的（GDT与LDT - Lan’Sir - 博客频道 - CSDN.NET）：
同样也是这样的（Global Descriptor Table）：
在代码中它又是这样：
// 全局描述符表结构 http://www.cnblogs.com/hicjiajia/archive/2012/05/25/2518684.html
// base: 基址（注意，base的byte是分散开的）
// limit: 寻址最大范围 tells the maximum addressable unit
// flags: 标志位 见上面的AC_AC等
// access: 访问权限
struct gdt_entry {
uint16_t limit_low;
uint16_t base_low;
uint8_t base_middle;
uint8_t access;
unsigned limit_high: 4;
unsigned flags: 4;
uint8_t base_high;
} __attribute__((packed));
这时你的内心OS：
答案是——它们都是GDT。。
关于C语言的问题：首先，可能有些童鞋不知道struct里那些冒号是神马意思。（C语言 struct结构体的变量声明加冒号）这里叫作“位域”，就是占几个二进制位。同时，它又涉及内存对齐的概念（C语言 结构体的内存对齐问题与位域）。涉及__attribute__((packed))的概念（attribute 你知多少？）它是手动设置对齐大小。
众所周知，一个字节byte是八个bit，那么结构体中有两个4bit的成员，不可能用16bit去容纳它们吧~让它们互相挤挤，节省空间，何乐而不为。
可能看到这里，已经花了好多时间了……没办法，OS的内容非常多，同时GCC的一些怪异偏僻用法又不得不去领会，所以只能一步步来，慢慢理解，急不得。
至于GDT为什么这样描述呢，我自创行不行？一个字——标准，你想改，可能你电脑里的硬件设施不答应……
GDT的存在意义
（GDT 与 LDT - hicjiajia - 博客园）描述得很清楚。
全局描述符表GDT（Global Descriptor Table）在整个系统中，全局描述符表GDT只有一张(一个处理器对应一个GDT)，GDT可以被放在内存的任何位置，但CPU必须知道GDT的入口，也就是基地址放在哪里，Intel的设计者门提供了一个寄存器GDTR用来存放GDT的入口地址，程序员将GDT设定在内存中某个位置之后，可以通过LGDT指令将GDT的入口地址装入此寄存器，从此以后，CPU就根据此寄存器中的内容作为GDT的入口来访问GDT了。GDTR中存放的是GDT在内存中的基地址和其表长界限。
也就是说，GDT是全局的，存放在内存中的某个位置，而这个位置是由你来指定给CPU的，换句话说，你来钦定！
设置GDT
现在知道了GDT的struct构成（就是一个个数组元素），那么我们要给CPU的就是一个gdt_entry数组地址啦~
那么设置gdt_entry的方法如下：
void gdt_install(uint8_t num, uint32_t base, uint32_t limit, uint8_t access, uint8_t flags) {
/* Setup the descriptor base address */
gdt[num].base_low = (base & 0xffff);
gdt[num].base_middle = (base >> 16) & 0xff;
gdt[num].base_high = (base >> 24) & 0xff;
/* Setup the descriptor limits */
gdt[num].limit_low = (limit & 0xffff);
gdt[num].limit_high = ((limit >> 16) & 0x0f);
/* Finally, set up the granularity and access flags */
gdt[num].flags = flags;
access |= AC_RE; // 设置保留位为1
gdt[num].access = access;
}
通过实例认识它：
// 宏定义
#define AC_AC 0x1 // 可访问 access
#define AC_RW 0x2 // [代码]可读；[数据]可写 readable for code selector & writeable for data selector
#define AC_DC 0x4 // 方向位 direction
#define AC_EX 0x8 // 可执行 executable, code segment
#define AC_RE 0x10 // 保留位 reserve
#define AC_PR 0x80 // 有效位 persent in memory
// 特权位： 01100000b
#define AC_DPL_KERN 0x0 // RING 0 kernel level
#define AC_DPL_USER 0x60 // RING 3 user level
#define GDT_GR 0x8 // 页面粒度 page granularity, limit in 4k blocks
#define GDT_SZ 0x4 // 大小位 size bt, 32 bit protect mode
// gdt selector 选择子
#define SEL_KCODE 0x1 // 内核代码段
#define SEL_KDATA 0x2 // 内核数据段
#define SEL_UCODE 0x3 // 用户代码段
#define SEL_UDATA 0x4 // 用户数据段
#define SEL_TSS 0x5 // 任务状态段 task state segment http://wiki.osdev.org/TSS
// RPL 请求特权等级 request privilege level
#define RPL_KERN 0x0
#define RPL_USER 0x3
// CPL 当前特权等级 current privilege level
#define CPL_KERN 0x0
#define CPL_USER 0x3
========================================================
/* Setup the GDT pointer and limit */
gp.limit = (sizeof(struct gdt_entry) * NGDT) - 1;
gp.base = (uint32_t)&gdt;
/* null descriptor */
gdt_install(0, 0, 0, 0, 0);
/* kernel code segment type: code addr: 0 limit: 4G gran: 4KB sz: 32bit */
gdt_install(SEL_KCODE, 0, 0xfffff, AC_RW|AC_EX|AC_DPL_KERN|AC_PR, GDT_GR|GDT_SZ);
/* kernel data segment type: data addr: 0 limit: 4G gran: 4KB sz: bit 32bit */
gdt_install(SEL_KDATA, 0, 0xfffff, AC_RW|AC_DPL_KERN|AC_PR, GDT_GR|GDT_SZ);
/* user code segment type: code addr: 0 limit: 4G gran: 4KB sz: 32bit */
gdt_install(SEL_UCODE, 0, 0xfffff, AC_RW|AC_EX|AC_DPL_USER|AC_PR, GDT_GR|GDT_SZ);
/* user code segment type: data addr: 0 limit: 4G gran: 4KB sz: 32bit */
gdt_install(SEL_UDATA, 0, 0xfffff, AC_RW|AC_DPL_USER|AC_PR, GDT_GR|GDT_SZ);
我的理解是，gdt_install的参数：（段选择子索引号/见题图，基址起始，长度，访问权限，GDT flags）。虽然上述例子中基址起始地址和长度都是一样的（原项目https://github.com/SilverRainZ/OS677是这样写的，可能有点问题），但是访问权限中有AC_EX和AC_DPL_KERN(ring0)/AC_DPL_USER(ring3)的变化，说明每个段的权限是不同的。这些段管理的是同一片内存，只是由于当前索引号的不同，访问/修改内存的权限也不同。
（GDT 与 LDT - hicjiajia - 博客园）讲述了分段管理和分页管理：
分段管理可以把虚拟地址转换成线性地址，而分页管理可以进一步将线性地址转换成物理地址。
（根据段选择子找到）段基指 + 偏移地址 => 线性地址
线性地址 （通过页表） => 物理地址
通过将GDT告诉给CPU后，CPU就知道了操作系统中段的设置，从而可以通过段选择子得到线性地址，在后面实现分页管理后，可进一步将线性地址转换为物理地址（不过当前连物理 址有多大都没法知道呢，在后面会解决）。
段选择子
（GDT 与 LDT - hicjiajia - 博客园）介绍：
段选择子包括三部分：描述符索引（index）、TI（指示从GDT还是LDT中找）、请求特权级（RPL）。
index部分表示所需要的段的描述符在描述符表的位置，由这个位置再根据在GDTR中存储的描述符表基址就可以找到相应的描述符gdt_entry。然后用描述符gdt_entry中的段基址SEL加上逻辑地址OFFSET就可以转换成线性地址SEL:OFFSET（看下面给的例子应该就是它们的和SEL+OFFSET）
段选择子中的TI值只有一位0或1，0代表选择子是在GDT选择，1代表选择子是在LDT选择。
请求特权级（RPL）则代表选择子的特权级，共有4个特权级（0级、1级、2级、3级），0级最高。关于特权级的说明：任务中的每一个段都有一个特定的级别。每当一个程序试图访问某一个段时，就将该程序所拥有的特权级与要访问的特权级进行比较，以决定能否访问该段。系统约定，CPU只能访问同一特权级或级别较低特权级的段。
例如：
给出逻辑地址：21h:12345678h，需要将其转换为线性地址
a. 选择子SEL=21h=0000000000100 0 01b，他代表的意思是：选择子的index=4即100b，选择GDT中的第4个描述符；TI=0代表选择子是在GDT选择；左后的01b代表特权级RPL=1（因此有SEL=n<<3，n是索引号）
b. OFFSET=12345678h，若此时GDT第四个描述符中描述的段基址（Base）为11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h
任务状态段TSS
任务寄存器（TR）用于寻址一个特殊的任务状态段（Task State Segment，TSS）。TSS中包含着当前执行任务的重要信息。
TR寄存器用于存放当前任务TSS段的16位段选择符、32位基地址、16位段长度和描述符属性值。它引用GDT表中的一个TSS类型的描述符。指令LTR和STR分别用于加载和保存TR寄存器的段选择符部分。当使用LTR指令把选择符加载进任务寄存器时，TSS描述符中的段基地址、段限长度以及描述符属性会被自动加载到任务寄存器中。当执行任务切换时，处理器会把新任务的TSS的段选择符和段描述符自动加载进任务寄存器TR中。
它的初始化和设置：
void tss_init() {
gdt_install(SEL_TSS, (uint32_t)&tss, sizeof(tss),AC_PR|AC_AC|AC_EX, GDT_GR);
/* for tss, access_reverse bit is 1 */
gdt[5].access &= ~AC_RE;
}
// 装载TSS
void tss_install() {
__asm__ volatile("ltr %%ax" : : "a"((SEL_TSS << 3)));
}
// 设置TSS
void tss_set(uint16_t ss0, uint32_t esp0) {
// 清空TSS
memset((void *)&tss, 0, sizeof(tss));
tss.ss0 = ss0;
tss.esp0 = esp0;
tss.iopb_off = sizeof(tss);
}
跟GDT也差不了多少，只是GDT_SZ没有了，也指定了tss的地址，并设置gdt_entry的保留位为1（至于为啥我没有仔细查）。至于__asm__ volatile的GCC在C语言中内嵌汇编 asm __volatile__我也没全部搞明白怎么用。SEL_TSS << 3的话要参考选择子的构成，它高13位是索引，所以要乘8。
关于ltr指令（设置TSS结构中堆栈信息的 ltr 指令）：
在任务内发生特权级变换时堆栈也随着自动切换，外层堆栈指针保存在内层堆栈中，而内层堆栈指针存放在当前任务的TSS中。所以，在从外层向内层变换时，要访问TSS(从内层向外层转移时不需要访问TSS，而只需访问内层栈中保存的栈指针)。
LTR指令是专门用于装载任务状态段寄存器TR的指令。该指令的操作数是对应TSS段描述符的选择子。LTR指令从GDT中取出相应的TSS段描述符，把TSS段描述符的基地址和界限等信息装入TR的高速缓冲寄存器中。
TSS的构成在https://github.com/bajdcc/MiniOS/blob/master/include/idt.h中（看下面的英文注释/Task State Segment，就是说SS0、ESP0比较重要）。
// 任务状态段 task state segment http://wiki.osdev.org/TSS
// The only interesting fields are SS0 and ESP0.
// SS0 gets the kernel datasegment descriptor (e.g. 0x10 if the third entry in your GDT describes your kernel’s data)
// ESP0 gets the value the stack-pointer shall get at a system call
// IOPB may get the value sizeof(TSS) (which is 104) if you don’t plan to use this io-bitmap further (according to mystran in http://forum.osdev.org/viewtopic.php?t=13678)
// http://blog.csdn.net/huybin_wang/article/details/2161886
// TSS的使用是为了解决调用门中特权级变换时堆栈发生的变化
// http://www.kancloud.cn/wizardforcel/intel-80386-ref-manual/123838
/*
TSS 状态段由两部分组成：
1、 动态部分（处理器在每次任务切换时会设置这些字段值）
通用寄存器（EAX, ECX, EDX, EBX, ESP, EBP, ESI, EDI）
段寄存器（ES，CS，SS，DS，FS，GS）
状态寄存器（EFLAGS）
指令指针（EIP）
前一个执行的任务的TSS段的选择子（只有当要返回时才更新）
2、 静态字段（处理器读取，但从不更改）
任务的LDT选择子
页目录基址寄存器（PDBR）（当启用分页时，只读）
内层堆栈指针，特权级0-2
T-位，指示了处理器在任务切换时是否引发一个调试异常
I/O 位图基址
*/
struct tss_entry {
uint32_t link;
uint32_t esp0;
uint32_t ss0;
uint32_t esp1;
uint32_t ss1;
uint32_t esp2;
uint32_t ss2;
uint32_t cr3;
uint32_t eip;
uint32_t eflags;
uint32_t eax;
uint32_t ecx;
uint32_t edx;
uint32_t ebx;
uint32_t esp;
uint32_t ebp;
uint32_t esi;
uint32_t edi;
uint32_t es;
uint32_t cs;
uint32_t ss;
uint32_t ds;
uint32_t fs;
uint32_t gs;
uint32_t ldtr;
uint16_t padding1;
uint16_t iopb_off;
} __attribute__ ((packed));
阶段性总结
涉及OS的内容真是庞大，单单一个GDT就涉及巨量的知识，包括结构体定义、汇编指令、GCC黑魔法、参数的使用等，还涉及了TSS，目标仅仅是实现分段管理。而后面还有中断管理、物理内存管理、虚拟内存管理等一系列内容，篇幅绝对不比本文少，真令人望洋兴叹。
原始项目OS67中也存在着一些错误，有些错误像是单词拼写等我已经纠正了，还有些如软盘访问我去参考了网上的资料，与OS67的不一致，但我没采用OS67的。毕竟OS67也是其作者自己摸索出来的，让我跳过了许多坑。。不过我想后面的进程管理还是得自己写才能体会更深。
既然OS的内容很杂很多，所以也只能挑一些重点的讲讲了，不可能面面俱到，在后面的编写/借鉴中，还是要以查资料为主，给源码附上参考文章的地址，方便阅读。
Linux中断一网打尽(2) - IDT及中断处理的实现
https://zhuanlan.zhihu.com/p/106318141
通过阅读本文您可以了解到：
- IDT是什么 ；
- IDT如何被初始化；
- 什么是门；
- 传统系统调用是如何实现的；
- 硬件中断的实现;
如何设置IDT
IDT 中断描述符表定义
中断描述符表简单来说说是定义了发生中断/异常时，CPU按这张表中定义的行为来处理对应的中断/异常。
#define IDT_ENTRIES 256
gate_desc idt_table[IDT_ENTRIES] __page_aligned_bss;
从上面我们可以知道，其包含了256项，它是一个gate_desc的数据，其下标0-256就表示中断向量，gate_desc我们在下面马上介绍。
中断描述符项定义
当中断发生，cpu获取到中断向量后，查找IDT中断描述符表得到相应的中断描述符，再根据中断描述符记录的信息来作权限判断，运行级别转换，最终调用相应的中断处理程序；
这里涉及到Linux kernel的分段式内存管理，我们这里不详细展开，有兴趣的同学可以自行学习。如下简述之：
我们知道CPU只认识逻辑地址，逻辑地址经分段处理转换成线性地址，线性地址经分页处理最终转换成物理地址，这样就可以从内存中读取了；
逻辑地址你可以简单认为就是CPU执行代码时从CS(代码段寄存器) ： IP （指令计数寄存器）中加载的代码，实际上通过CS可以得到逻辑地址的基地址，再加上IP这个相对于基地址的偏移量，就得到真正的逻辑地址；
CS寄存器16位，它不会包含真正的基地址，它一般被称为段选择子，包括一个index索引，指向GDT或 LDT的一项；一个指示位，指示index索引是属于GDT还是LDT; 还有CPL, 表明当前代码运行权限；
GDT: 全局描述符表，每一项记录着相应的段基址，段大小，段的访问权限DPL等，到这里终于可以获取到段基地址了，再加上之前IP寄存器里存放的偏移量，真正的逻辑地址就有了。
附上简图：
我们先看中断描述符的定义：
struct gate_struct {
u16 offset_low;
u16 segment;
struct idt_bits bits;
u16 offset_middle;
#ifdef CONFIG_X86_64
u32 offset_high;
u32 reserved;
#endif
} __attribute__((packed));
其中：
offset_high,offset_middle和offset_low合起来就是中断处理函数地址的偏移量；
segment就是相应的段选择子，根据它在GDT中查找可以最终获取到段基地址；
bits是该中断描述符的一些属性值：
struct idt_bits {
u16 ist : 3,
zero : 5,
type : 5,
dpl : 2,
p : 1;
} __attribute__((packed));
ist表示此中断处理函数是使用pre-cpu的中断栈，还是使用IST的中断栈;
type表示所中断是何种类型，目前有以下四种：
enum {
GATE_INTERRUPT = 0xE, //中断门
GATE_TRAP = 0xF, // 陷入门
GATE_CALL = 0xC, // 调用门
GATE_TASK = 0x5, // 任务门
};
门的概念这里主要用作权限控制，我们从一个区域进到另一个区域需要通过一扇门，有门禁权限才可以通过，因此 dpl就是这个权限，实际中我们一般称为RPL；
我们后面会通过一个例子来讲一下CPL,RPL和DPL三者之间的关系。
IDT 中断描述符表本身的存储
IDT 中断描述符表的物理地址存储在IDTR寄存器中，这个寄存器存储了IDT的基地址和长度。查询时，从 IDTR 拿到 base address ，加上向量号 * IDT entry size，即可以定位到对应的表项(gate)。
设置IDT
设置中断门类型的IDT描述符
static void set_intr_gate(unsigned int n, const void *addr)
{
struct idt_data data;
BUG_ON(n > 0xFF);
memset(&data, 0, sizeof(data));
data.vector = n; // 中断向量
data.addr = addr; // 中断处理函数的地址
data.segment = __KERNEL_CS; // 段选择子
data.bits.type = GATE_INTERRUPT; // 类型
data.bits.p = 1;
idt_setup_from_table(idt_table, &data, 1, false);
}
上面的函数主要是填充好idt_data，然后调用idt_setup_from_table;
idt_setup_from_table:
static void
idt_setup_from_table(gate_desc *idt, const struct idt_data *t, int size, bool sys)
{
gate_desc desc;
for (; size > 0; t++, size--) {
idt_init_desc(&desc, t);
write_idt_entry(idt, t->vector, &desc);
if (sys)
set_bit(t->vector, system_vectors);
}
}
首先使用 idt_data结构来填充中断描述符变量idt_init_desc, 然后将这个中断描述符变量copy进idt_table。
看，就是这么简单~~~
gate_desc的多种初始化方法
因为gate_desc是通过ida_dat填充的，所以这里关键是idt_data的初始化，我们详细看一下：
/* Interrupt gate
中断门，DPL = 0
只能从内核调用
*/
#define INTG(_vector, _addr) \
G(_vector, _addr, DEFAULT_STACK, GATE_INTERRUPT, DPL0, __KERNEL_CS)
/* System interrupt gate
系统中断门，DPL = 3
可以从用户态调用，比如系统调用
*/
#define SYSG(_vector, _addr) \
G(_vector, _addr, DEFAULT_STACK, GATE_INTERRUPT, DPL3, __KERNEL_CS)
/*
* Interrupt gate with interrupt stack. The _ist index is the index in
* the tss.ist[] array, but for the descriptor it needs to start at 1.
中断门, DPL = 0
只能从内核态调用，使用TSS.IST[]作为中断栈
*/
#define ISTG(_vector, _addr, _ist) \
G(_vector, _addr, _ist + 1, GATE_INTERRUPT, DPL0, __KERNEL_CS)
/* Task gate
任务门， DPL = 0
只能作内核态调用
*/
#define TSKG(_vector, _gdt) \
G(_vector, NULL, DEFAULT_STACK, GATE_TASK, DPL0, _gdt << 3)
我们再来看下G这个宏的实现：
#define G(_vector, _addr, _ist, _type, _dpl, _segment) \
{ \
.vector = _vector, \
.bits.ist = _ist, \
.bits.type = _type, \
.bits.dpl = _dpl, \
.bits.p = 1, \
.addr = _addr, \
.segment = _segment, \
}
实际上就是填充idt_data的各个字段。
传统系统调用的实现
这里所说的传统系统调用主要指旧的32位系统使用 int 0x80软件中断来进入内核态，实现的系统调用。因为这种传统系统调用方式需要进入内核后作权限验证，还要切换内核栈后作大量压栈方式，调用结束后清理栈作恢复，两个字太慢，后来CPU从硬件上支持快速系统调用sysenter/sysexit, 再后来又发展到syscall/sysret， 这两种都不需要通过中断方式进入内核态，而是直接转换到内核态，速度快了很多。
传统系统调用相关 IDT 的设置
Linux系统启动过程中内核压解后最终都调用到start_kernel, 在这里会调用trap_init, 然后又会调用idt_setup_traps:
void __init idt_setup_traps(void)
{
idt_setup_from_table(idt_table, def_idts, ARRAY_SIZE(def_idts), true);
}
我们来看这里的def_idts的定义：
static const __initconst struct idt_data def_idts[] = {
....
#if defined(CONFIG_IA32_EMULATION)
SYSG(IA32_SYSCALL_VECTOR, entry_INT80_compat),
#elif defined(CONFIG_X86_32)
SYSG(IA32_SYSCALL_VECTOR, entry_INT80_32),
#endif
};
上面的SYSG(IA32_SYSCALL_VECTOR, entry_INT80_32)就是设置系统调用的异常中断处理程序，其中 #define IA32_SYSCALL_VECTOR 0x80
再看一下SYSG的定义：
#define SYSG(_vector, _addr) \
G(_vector, _addr, DEFAULT_STACK, GATE_INTERRUPT, DPL3, __KERNEL_CS)
它初始化一个中断门，权限是DPL3, 因此从用户态是允许发起系统调用的。
我们调用系统调用，不大可能自已手写汇编代码，都是通过glibc来调用，基本流程是保存参数到寄存器，然后保存系统调用向量号到eax寄存器，然后调用int 0x80进入内核态，切换到内核栈，将用户态时的ss/sp/eflags/cs/ip/error code依次压入内核栈。
entry_INT80_32系统调用对应的中断处理程序
assembly ENTRY(entry_INT80_32) ASM_CLAC pushl %eax / pt_regs->orig_ax /
SAVE_ALL pt_regs_ax=$-ENOSYS switch_stacks=1 /* save rest */
TRACE_IRQS_OFF
movl %esp, %eax
call do_int80_syscall_32
.Lsyscall_32_done: ... .Lirq_return:
INTERRUPT_RETURN
... ENDPROC(entry_INT80_32) ```
我们略去了中间的一些细节部分，可以看到首先将中断向量号压栈，再保存所有当前的寄存器值到pt_regs, 保存当前栈指针到%eax寄存器，最后再调用 do_int80_syscall_32, 这个函数中就会执行具体的中断处理，然后INTERRUPT_RETURN恢复栈，作好返回用户态的准备。
do_int80_syscall_32调用 do_syscall_32_irqs_on,我们看一下其实现：
static __always_inline void do_syscall_32_irqs_on(struct pt_regs *regs)
{
struct thread_info *ti = current_thread_info();
unsigned int nr = (unsigned int)regs->orig_ax;
#ifdef CONFIG_IA32_EMULATION
ti->status |= TS_COMPAT;
#endif
if (READ_ONCE(ti->flags) & _TIF_WORK_SYSCALL_ENTRY) {
nr = syscall_trace_enter(regs);
}
if (likely(nr < IA32_NR_syscalls)) {
nr = array_index_nospec(nr, IA32_NR_syscalls);
#ifdef CONFIG_IA32_EMULATION
regs->ax = ia32_sys_call_table[nr](regs);
#else
regs->ax = ia32_sys_call_table[nr](
(unsigned int)regs->bx, (unsigned int)regs->cx,
(unsigned int)regs->dx, (unsigned int)regs->si,
(unsigned int)regs->di, (unsigned int)regs->bp);
#endif /* CONFIG_IA32_EMULATION */
}
syscall_return_slowpath(regs);
}
通过中断向量号nr从ia32_sys_call_table中断向量表中索引到具体的中断处理函数然后调用之，其结果最终合存入%eax寄存器。
一图以蔽之
硬件中断的实现
硬件中断的IDT初始化和调用流程
这里我们不讲解具体的代码细节，只关注流程 。
硬件中断相关IDT的初始化也是在Linux启动时完成，在start_kernel中通过调用init_IRQ完成，我们来看一下：
void __init init_IRQ(void)
{
int i;
for (i = 0; i < nr_legacy_irqs(); i++)
per_cpu(vector_irq, 0)[ISA_IRQ_VECTOR(i)] = irq_to_desc(i);
BUG_ON(irq_init_percpu_irqstack(smp_processor_id()));
x86_init.irqs.intr_init(); // 即调用 native_init_IRQ
}
void __init native_init_IRQ(void)
{
/* Execute any quirks before the call gates are initialised: */
x86_init.irqs.pre_vector_init();
idt_setup_apic_and_irq_gates();
lapic_assign_system_vectors();
if (!acpi_ioapic && !of_ioapic && nr_legacy_irqs())
setup_irq(2, &irq2);
}
重点在于idt_setup_apic_and_irq_gates:
```c
*/
void __init idt_setup_apic_and_irq_gates(void)
{
int i = FIRST_EXTERNAL_VECTOR;
void *entry;
idt_setup_from_table(idt_table, apic_idts, ARRAY_SIZE(apic_idts), true);
for_each_clear_bit_from(i, system_vectors, FIRST_SYSTEM_VECTOR) {
entry = irq_entries_start + 8 * (i - FIRST_EXTERNAL_VECTOR);
set_intr_gate(i, entry);
}
}
其中的set_intr_gate用来初始化硬件相关的调用门，其对应的中断门处理函数在irq_entries_start中定义，它位于arch/x86/entry/entry_64.S中：
.align 8
ENTRY(irq_entries_start)
vector=FIRST_EXTERNAL_VECTOR
.rept (FIRST_SYSTEM_VECTOR - FIRST_EXTERNAL_VECTOR)
UNWIND_HINT_IRET_REGS
pushq $(~vector+0x80) /* Note: always in signed byte range */
jmp common_interrupt
.align 8
vector=vector+1
.endr
END(irq_entries_start)
这段汇编实现对不大熟悉汇编的同学可能看起来有点晕，其实很简单它相当于填充一个中断处理函数的数组，填充多少次呢? (FIRST_SYSTEM_VECTOR - FIRST_EXTERNAL_VECTOR)这就是次数，数组的每一项都是一个函数：
UNWIND_HINT_IRET_REGS
pushq $(~vector+0x80) /* Note: always in signed byte range */
jmp common_interrupt
即先将中断号压栈，然后跳转到common_interrupt执行，可以看到这个common_interrupt是硬件中断的通用处理函数，它里面最主要的就是调用do_IRQ:
__visible unsigned int __irq_entry do_IRQ(struct pt_regs *regs)
{
struct pt_regs *old_regs = set_irq_regs(regs);
struct irq_desc * desc;
/* high bit used in ret_from_ code */
unsigned vector = ~regs->orig_ax;
entering_irq();
/* entering_irq() tells RCU that we're not quiescent. Check it. */
RCU_LOCKDEP_WARN(!rcu_is_watching(), "IRQ failed to wake up RCU");
desc = __this_cpu_read(vector_irq[vector]);
if (likely(!IS_ERR_OR_NULL(desc))) {
if (IS_ENABLED(CONFIG_X86_32))
handle_irq(desc, regs);
else
generic_handle_irq_desc(desc);
} else {
ack_APIC_irq();
if (desc == VECTOR_UNUSED) {
pr_emerg_ratelimited("%s: %d.%d No irq handler for vector\n",
__func__, smp_processor_id(),
vector);
} else {
__this_cpu_write(vector_irq[vector], VECTOR_UNUSED);
}
}
exiting_irq();
set_irq_regs(old_regs);
return 1;
}
首先根据中断向量号获取到对应的中断描述符irq_desc, 然后调用generic_handle_irq来处理：
static inline void generic_handle_irq_desc(struct irq_desc *desc)
{
desc->handle_irq(desc);
}
这里最终会调用到中断描述符的handle_irq，因此另一个重点就是这个中断描述符的设置了，它可以单开一篇文章来讲，我们暂不详述了。
