你好，我是闪客。

在上一讲中，我们讲到，time_init 方法通过与 CMOS 端口进行读写交互，获取到了年月日时分秒等数据，并通过这些计算出了开机时间 startup_time 变量，是从 1970 年 1 月 1 日 0 时起到开机当时经过的秒数。

我们继续往下看，大名鼎鼎的进程调度初始化，shed_init。

// init/main.c
void main(void) {
    ...
    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。

TSS和LDT

我们进入这个方法，一点点往后看。

// kernel/sched.c
void sched_init(void) {
    set_tss_desc(gdt+4, &(init_task.task.tss));
    set_ldt_desc(gdt+5, &(init_task.task.ldt));
    ...
}

两行代码初始化了下 TSS 和 LDT。

先别急问这俩结构是啥。还记得之前讲的全局描述符表 gdt 么？它在内存的这个位置，并且被设置成了这个样子。

忘了的看一下第8讲 重新设置 idt 和 gdt，这就说明之前看似没用的细节有多重要了，你一定要有耐心。

说回这两行代码，其实就是往后又加了两项，分别是 TSS 和 LDT。

等你回顾好之后，咱接着往下说。

TSS 叫任务状态段，就是保存和恢复进程的上下文的，所谓上下文，其实就是各个寄存器的信息而已，这样进程切换的时候，才能做到保存和恢复上下文，继续执行。

由它的数据结构你应该可以看出点意思，它里面存储的就是各种寄存器的信息，而各种寄存器的信息，就是所谓的上下文。

// include/linux/sched.h
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;
};

而 LDT 叫局部描述符表，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 里的数据段和代码段。

先不管它，我这里放一张超纲的图，你先找找感觉。

初始化task_struct数组

我们接着往下看。

// kernel/sched.c
struct desc_struct {
    unsigned long a,b;
}


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++;
    }
    ...
}

这段代码有个循环，干了两件事。

一个是给一个长度为 64，结构为 task_struct 的数组 task[64] 附上初始值。

这个 task_struct 结构就是代表每一个进程的信息，这可是个相当相当重要的结构了，把它放在心里。

// include/linux/sched.h
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];
  /* tss for this task */
    struct tss_struct tss;
};

这个循环做的另一件事，是给 gdt 剩下的位置填充上 0，也就是把剩下留给 TSS 和 LDT 的描述符都先附上空值。

结合刚刚的那副超纲图，就是以后每创建一个新进程，就会在后面添加一组 TSS 和 LDT ，表示这个进程的任务状态段以及局部描述符表信息。

那为什么一开始就先有了一组 TSS 和 LDT 呢？现在也没创建进程呀。错了，现在虽然我们还没有建立起进程调度的机制，但我们正在运行的代码就是会作为未来的一个进程的指令流。

也就是当未来进程调度机制一建立起来，正在执行的代码就会化身成为进程 0 的代码。所以我们需要提前把这些未来会作为进程 0 的信息写好。

如果你觉得很疑惑，别急，等后面整个进程调度机制建立起来，并且让你亲眼看到进程 0 以及进程 1 的创建，以及它们后面因为进程调度机制而切换，你就明白这一切的意义了。

好，收回来，初始化了一组 TSS 和 LDT 后，继续看后面的代码。

// kernel/sched.c
#define ltr(n) __asm__("ltr %%ax"::"a" (_TSS(n)))
#define lldt(n) __asm__("lldt %%ax"::"a" (_LDT(n)))


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

这又涉及到之前的知识咯。

还记得 lidt 和 lgdt 指令么？一个是给 idtr 寄存器赋值，以告诉 CPU 中断描述符表 idt 在内存的位置；一个是给 gdtr 寄存器赋值，以告诉 CPU 全局描述符表 gdt 在内存的位置。

那这两行和刚刚的类似，ltr 是给 tr 寄存器赋值，以告诉 CPU 任务状态段 TSS 在内存的位置；lldt 一个是给 ldt 寄存器赋值，以告诉 CPU 局部描述符 LDT 在内存的位置。

这样，CPU 之后就能通过 tr 寄存器找到当前进程的任务状态段信息，也就是上下文信息，以及通过 ldt 寄存器找到当前进程在用的局部描述符表信息。

中断设置

我们继续看。

// kernel/sched.c
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);
    outb(inb_p(0x21)&~0x01,0x21);
    set_system_gate(0x80,&system_call);
    ...
}

四行端口读写相关的代码，两行设置中断相关的代码。

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，之后这个定时器便会持续的、以一定频率的向 CPU 发出中断信号。

而这段代码中设置的两个中断，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，便会执行这个中断处理函数。

这个定时器的触发，以及时钟中断函数的设置，是操作系统主导进程调度的一个关键！没有他们这样的外部信号不断触发中断，操作系统就没有办法作为进程管理的主人，通过强制的手段收回进程的 CPU 执行权限。

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。

比如 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。

这个过程之后会重点讲述，现在只需要知道，在这个地方，偷偷把这个极为重要的中断，设置好了。

好了到目前为止，中断已经设置了不少了，我们现在看看已经设置好的中断有哪些。

其中 0-0x10 这 17 个中断是 trap_init 里初始化设置的，是一些基本的中断，比如除零异常等。这个在第13讲 中断初始化 trap_init：你的键盘是何时生效的？有讲到。

之后，在控制台初始化 con_init 里，我们又设置了 0x21 键盘中断，这样按下键盘就有反应了。这个在第15讲 控制台初始化 tty_init：字符是怎么显示在屏幕上的？有讲到。

现在，我们又设置了 0x20 时钟中断，并且开启定时器。最后又偷偷设置了一个极为重要的 0x80 系统调用中断。

现在你是否有一种感觉，操作系统实际上就是一个靠中断驱动的死循环，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，成为了一个不断等待或忙碌于各种中断的存在。

恭喜你，我们已经逐渐在接近操作系统的本质了，到后面讲解到 shell 进程的启动时，你会对此深有体会。

总结时刻

好了，最后我们来总结一下这一讲的内容。

不知道你有没有感觉到，我们的内容已经变得越来越硬核了，回顾一下我们今天的所讲的，其实简单来说就三件事。

第一，我们往全局描述符表写了两个结构，TSS 和 LDT，作为未来进程 0 的任务状态段和局部描述符表信息。

第二，我们初始化了一个结构为 task_struct 的数组，未来这里会存放所有进程的信息，并且我们给数组的第一个位置附上了 init_task.init 这个具体值，也是作为未来进程 0 的初始信息。

第三，设置了时钟中断 0x20 和系统调用 0x80，一个作为进程调度的起点，一个作为用户程序调用操作系统功能的桥梁，非常之重要。

后面，我们将会逐渐看到，这些重要的事情，是如何紧密且精妙地结合在一起，发挥出奇妙的作用。

欲知后事如何，且听下回分解。