9.9 ACPI 规范与高级中断控制

在早期个人计算机架构中，底层硬件的设备枚举、即插即用以及电源节能状态（如 APM 规范）主要受控于主板 BIOS 固件的黑盒逻辑，操作系统难以精确获知物理拓扑，更无法协同调度外设功耗。

高级配置与电源管理接口（Advanced Configuration and Power Interface，简称 ACPI） 的确立，标志着计算机系统步入“操作系统导向的电源管理”（OS-directed Configuration and Power Management，简称 OSPM）时代。在 ACPI 体系下，固件退居为硬件拓扑与电源能力的静态描述者，通过将主板硬件参数编排为结构化数据表提供给内核；而真正的能耗调整、设备启停与全局电源决策，则完全交由操作系统内核根据负载动态掌控。

ACPI 覆盖了系统运行期的多维硬件交互需求：

• 层次化电源状态控制：统一协调全局系统睡眠状态（S0～S5）、设备功耗状态（D0～D3）以及处理器休眠与性能状态（C 状态与 P 状态）；
• 动态热量与温控治理：监测处理器与主板温度传感器，按需阶梯式调节风扇转速或实行温度节流；
• 总线与即插即用枚举：标准化呈现嵌入式控制器（EC）、系统管理总线（SMBus）以及板载外设的资源占用；
• 平台拓扑与高级中断路由：在多核（SMP）环境下，ioapic 的开启以及 SMP 多处理器的开启也需要 ACPI 提供底层硬件描述。

1. ACPI 描述表体系结构

ACPI 的数据交换依托一套层次化的系统描述表（ACPI Tables）。固件在自举阶段完成硬件自检后，会将这些表格构建在物理内存中，供内核引导后查阅。

1.1 寻址根基：RSDP 结构指针

操作系统探查 ACPI 的起点是根系统描述指针（Root System Description Pointer，简称 RSDP）：

• 在传统 Legacy BIOS 机器上，内核通过在 0xE0000 至 0xFFFFF 物理内存区间内以 16 字节边界扫描包含 "RSD PTR " 签名的结构；
• 在 UEFI 环境下，固件则直接在系统配置表（System Table）中明确传递 RSDP 的物理地址。

RSDP 内部存储了 8 字节签名、单字节累加校验和，以及指向下级主目录表的物理基地址。

1.2 核心系统描述表分类

依据 RSDP 中的指针，系统可以顺藤摸瓜检索到 RSDT（32 位物理指针目录表） 或 XSDT（64 位物理指针目录表）。主目录表中的每个条目均指向一个具备统一 36 字节标准表头的特定描述表：

• FADT（Fixed ACPI Description Table）：固定 ACPI 描述表。记录了控制芯片的核心 I/O 端口与 MMIO 寄存器块（如系统控制中断 SCI 号、电源管理控制块 PM1a_CNT_BLK 等），并内嵌了指向 DSDT 的指针，是实现系统软关机与睡眠的核心表；
• MADT（Multiple APIC Description Table）：多 APIC 描述表（签名为 APIC）。该表是操作系统启动多核处理器（SMP）以及配置现代中断路由的唯一基准，记录了全机 Local APIC、I/O APIC 以及中断源覆盖（Interrupt Source Override）的物理配置；
• DSDT 与 SSDT（Differentiated / Secondary System Description Table）：差分与次级系统描述表。与前述静态纯数据表不同，DSDT 与 SSDT 内部存放着经过编译的 ACPI 机器语言（AML）字节码。内核若要实现完整的即插即用设备树管理与高级温控事件响应，需内嵌 AML 字节码解释器来执行这些设备方法；
• 其他专用辅助表：如描述开机图形资源的 BGRT、描述非易失性内存的 NFIT 以及描述局部距离与亲和性的 SLIT/SRAT 表等。

2. APIC 体系与多处理器中断拓扑

高级可编程中断控制器（Advanced Programmable Interrupt Controller，简称 APIC）是替代老旧 8259A PIC 芯片组的现代中断架构，广泛应用于 Intel/AMD 平台。

APIC 架构由两类协同运转的核心部件构成：

1. Local APIC（本地 APIC）：内置于每一个 CPU 核心内部。负责接收本核的硬件定时器中断、向其他 CPU 核心投递核间中断（IPI，常用于跨核任务调度、TLB 射落刷表及多核自举唤醒），并响应来自外部中断控制器的信号分发；
2. I/O APIC（输入输出 APIC）：部署于主板芯片组上。其拥有多条可编程中断引脚，能够通过总线消息将外设硬件中断以可配置的优先级和亲和性，均匀且并发地分发到指定 CPU 核心的 Local APIC 上。

在单核运行时代，系统往往可以仅依赖 8259A 芯片完成基础的 IRQ 响应；但在多核对称多处理（SMP）系统下，8259A 的串行瓶颈使其无法适应核间通信与动态负载均衡。正是借助 ACPI MADT 表提供的硬件映射，内核才能在自举时精确探测出当前物理机安装的核心总数、提取每个核心的 APIC ID，进而将传统的外部 IRQ 引脚重定向至 I/O APIC 的全局系统中断（GSI）线上，构筑起现代化的高性能多核中断网络。

3. 习题

这一页把 ACPI 说成了一个框架：一组描述表、一套电源状态、以及靠 MADT 才能开起来的多处理器。正文没有给出任何一段可运行的代码，因为真正的 ACPI 解析要在引导之后读物理内存。下面四道题把这块补上：前两道在主机上遍历固件给出的表结构，后两道把表里的字段接到实际动作（对 IO APIC 编程、通过 PM1 寄存器关机）。整套固定数据在 code/项目/mdrOS/exercises/9_9/acpi_fixture.h，所有题目都用它，不用真机。

3.1 巩固

#50950

⚡2⏳2

ACPI 的入口是 RSDP（Root System Description Pointer）。固件把它放在 0xE0000～0xFFFFF 之间的某处，每个 16 字节边界上都要查一遍。下面是从 0xE0000 起的 128 字节：

static const uint8_t rsdp_region[128] = {
    0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00,
    0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x52, 0x53, 0x44, 0x20, 0x50, 0x54, 0x52, 0x20,
    0xC3, 0x44, 0x45, 0x43, 0x4F, 0x59, 0x20, 0x00, 0xAD, 0xDE, 0x00, 0x00,
    0x00, 0x52, 0x53, 0x44, 0x20, 0x50, 0x54, 0x52, 0x20, 0x56, 0x4D, 0x44,
    0x52, 0x54, 0x53, 0x54, 0x00, 0xEF, 0xBE, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00,
    0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00,
    0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00,
    0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00,
    0x52, 0x53, 0x44, 0x20, 0x50, 0x54, 0x52, 0x20, 0x0E, 0x4D, 0x44, 0x52,
    0x54, 0x53, 0x54, 0x00, 0x00, 0xF4, 0x01, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00,
    0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00, 0x00,
};

(1) RSDP 的签名是 "RSD PTR "（末尾有一个空格，共 8 字节）。逐字节扫描这 128 个字节，哪几个偏移上出现了这个签名？把它们各自的 20 字节（从签名起）抄出来。

(2) RSDP 的第 8 字节是校验和：从签名开始的 20 个字节按 8 位相加必须为 0。对三个候选逐个算，哪几个通过、哪一个不通过？通过的两个里，RSDT 地址字段各是多少？

(3) 三个候选里有两个是故意放的干扰项。规范要求在 0xE0000～0xFFFFF 之间按 16 字节边界扫描，0x25 处的签名校验和是过的，却仍然不该被采用。说明扫描循环为什么要写 off += 16 而不是 off++。再指出下面三种实现各会选中哪个候选：只查签名、逐字节扫描；只查签名、按 16 字节步长；查签名与校验和、按 16 字节步长。

(4) 偏移 0x10 那个候选的 RSDT 地址字段是 0xDEAD，明显是无效值，但它的校验和也不对。如果只检查签名不检查校验和，会拿这个假地址去做什么？写出 32 位下这个地址落在哪一段物理内存（按 PC 的内存布局：低 640 KiB、0xA0000～0xFFFFF 是固件区、0xC0000000 起是 PCI 空间）。

验收：第 (2) 问的三个校验和依次是 0x01、0x00、0x00；第 (3) 问三种实现依次选中 0x10、0x10、0x60；第 (4) 问的 0xDEAD 落在低 640 KiB。

#50951

⚡3⏳3

RSDT 是一张「表目录」：它的表头之后是一串 4 字节物理地址，每个指向另一张表。给定 RSDT 在 0x1F400，内容如下：

static const uint8_t rsdt_table[56] = {
    0x52, 0x53, 0x44, 0x54, 0x38, 0x00, 0x00, 0x00, 0x01, 0x85, 0x4D, 0x44,
    0x52, 0x54, 0x53, 0x54, 0x52, 0x53, 0x44, 0x54, 0x44, 0x45, 0x4D, 0x4F,
    0x01, 0x00, 0x00, 0x00, 0x4D, 0x44, 0x52, 0x20, 0x01, 0x00, 0x00, 0x00,
    0x00, 0xF0, 0x01, 0x00, 0x00, 0xF1, 0x01, 0x00, 0x00, 0xF2, 0x01, 0x00,
    0x00, 0xF3, 0x01, 0x00, 0x00, 0xF5, 0x01, 0x00,
};

五张表分别放在 0x1F000（FADT，116 字节）、0x1F100（MADT，108 字节）、0x1F200（DSDT，42 字节）、0x1F300（SSDT，36 字节）与 0x1F500（不存在）。所有表的表头布局相同：

偏移	长度	字段
0	4	签名
4	4	表长（含表头）
8	1	修订号
9	1	校验和
10	6	OEM ID
16	8	OEM 表 ID
24	4	OEM 修订号
28	4	创建者 ID
32	4	创建者修订号

(1) RSDT 的表长字段是多少？表头占 36 字节，算出一共有几个表地址。把这五个地址写成十六进制。

(2) 打一份「表清单」：对每个地址读出 36 字节表头，打印签名、表长、修订号、OEM 表 ID 与校验和字段。0x1F500 应当报「未映射」，不要当成读到了 0。

(3) 校验一：把整张表（长度取自表长字段）的字节按 8 位求和，结果为 0 才有效。四张存在的表里哪一张通不过？它的校验和字段应改成多少才通过？

(4) 校验二：表长字段必须是 4 的倍数且不小于 36，否则后面按表长做的扫描会越界。写一个 table_check(addr, max_len)，把「未映射」「表长非法」「校验和错」三种情况分别返回不同的错误码，并在 main 里逐表打印结论。

(5) 为什么 RSDT 里能出现一个指向未映射地址的项？固件写这张表时不会犯这种错，那这一项在这个习题里代表了什么真实情况的简化？

验收：第 (2) 问五行的签名依次是 FACP、APIC、DSDT、SSDT 与「未映射」；第 (3) 问指出 SSDT 的校验和应改成 0x95；第 (4) 问的三种错误码各不相同。

3.2 编程

#50952

⚡4⏳4

解析 MADT，把它变成「这台机器有几个核、每个核的 APIC ID 是多少、中断怎么路由」。

MADT 在 0x1F100，108 字节。表头之后从偏移 44 开始是一串变长条目，每条的首字节是类型、次字节是长度（含这两字节）：

类型	名称	关键字段
0	Processor Local APIC	偏移 2：ACPI 处理器 ID；偏移 3：APIC ID；偏移 4：4 字节标志，bit 0 为 1 表示启用
1	I/O APIC	偏移 2：I/O APIC ID；偏移 4：4 字节 MMIO 基址；偏移 8：4 字节 GSI 基址
2	Interrupt Source Override	偏移 2：总线；偏移 3：源 IRQ；偏移 4：4 字节 GSI；偏移 8：2 字节标志（bit 1 极性 0 高有效 / 1 低有效，bit 3 触发方式 0 边沿 / 1 电平）

要求：

(1) 实现 madt_walk()：从偏移 44 开始按长度字段前进，遇到长度小于 2 或越过表长就停下并报错。逐条打印类型与长度，验证条目边界是 44, 52, 60, 68, 76, 88, 98（最后一个在 0x62，长度 10）。

(2) 打印每个处理器的 ACPI ID、APIC ID 与启用状态。统计总核数与启用核数，以及最大的 APIC ID。

(3) 打印 I/O APIC 的 MMIO 基址与 GSI 基址，再打印两条中断源覆盖：源 IRQ 0 覆盖到哪个 GSI，源 IRQ 9 覆盖到哪个 GSI，各自的极性与触发方式。两条记录的标志字分别是 0x0000 和 0x000F，按上表的位定义解出结论。

(4) 写 gsi_of(irq)：先查覆盖表，没有覆盖就返回 irq + gsi_base。对 IRQ 0、IRQ 2、IRQ 9、IRQ 11 各求一次，列出结果。

(5) 回答：为什么 ioapic 的开启以及 SMP 多处理器的开启也需要 ACPI（正文原话）？如果不用 MADT，内核能靠什么知道有几个核？从 cpuid、BIOS 数据区、写死的常量三条路里各举一个，并说明为什么 9.1 项目概述 的 7.3 节说不要用 cpuid 取多核代号。

验收：第 (1) 问的七个偏移与第 (2) 问的四个数字（4 核、2 启用、最大 APIC ID 5）全部吻合；第 (4) 问 IRQ 0 得到 GSI 2、IRQ 9 得到 GSI 9、IRQ 11 得到 GSI 11。

#50953

⚡5⏳4

把 FADT 与 APIC 接到实际动作上，做两个能跑的实验。

实验一：对 I/O APIC 编程，把一条 GSI 接到指定向量。

(1) 从 FADT 读出 SCI_INT、PM1a_EVT_BLK、PM1a_CNT_BLK、PM_TMR_BLK、GPE0_BLK 与各自的长度字段，打印成一张表。字段偏移：SCI_INT 在 0x2E（2 字节）、PM1a_EVT_BLK 在 0x38、PM1a_CNT_BLK 在 0x40、PM_TMR_BLK 在 0x4C、GPE0_BLK 在 0x50，长度在 0x58、0x59、0x5B、0x5C。

(2) I/O APIC 的寄存器通过两个 MMIO 双字访问：偏移 0x00 写寄存器号，偏移 0x10 读写数据。中断重定向表项（redirection table entry，RTE）的寄存器号是 0x10 + 2 * gsi，低 32 位在偶数号、高 32 位在奇数号。低 32 位的 bit 0～7 是向量，bit 13 是极性（1 为低有效），bit 15 是触发方式（1 为电平），bit 16 是屏蔽位。按 MADT 的覆盖表，写出两个 RTE 的低 32 位：

• 定时器走的是源 IRQ 0，经覆盖落到 GSI 2，向量取 0x20 + 0；
• 源 IRQ 9 经覆盖落到 GSI 9，向量取 0x20 + 9，极性与触发方式按覆盖表那条记录的标志字来。

实测两个值分别是 0x00000020 与 0x0000A029。再写出这两个 RTE 对应的寄存器号（各要写几个寄存器）。

(3) 说明为什么系统时钟的中断要经过 IRQ 0 → GSI 2 的覆盖，而内核代码里看到的却是「定时器接在 GSI 2 上、向量 0x20」。如果不做覆盖，直接按 GSI = IRQ 把定时器编到 GSI 0，会收到哪个中断？

实验二：用 PM1a_CNT 关机。

(4) 补全 code/项目/mdrOS/exercises/9_9/acpi_pm_starter.c 里的 acpi_enable()：向 SMI_CMD 写 ACPI_ENABLE，然后轮询 PM1a_CNT 的 bit 0（SCI_EN），最多 1000 次。模拟器要读三次才置位。跑出来的 polls 应当是 3。

(5) 补全 acpi_shutdown()：读 PM1a_CNT，保留低 13 位，把 SLP_TYP（bit 10～12）置 5、SLP_EN（bit 13）置 1，写回。模拟器把 PM1a_CNT 初值设为 0x0000，写完应当是 0x3401。说明为什么必须先置 SCI_EN 再写 SLP_EN，顺序反过来会怎样。

(6) PM1_CNT_LEN 在 FADT 里的作用是告诉内核这个寄存器有多宽（2 字节还是 4 字节）。如果按 4 字节去写而硬件只实现了 2 字节，读回来的高 16 位是什么？为什么内核要用 PM1_CNT_LEN 而不是写死 uint16_t？

验收：第 (2) 问两个 RTE 值与上面一致；第 (5) 问程序输出的 after shutdown: PM1a_CNT=0x3401 与 after enable 行的 polls=3 都要对上；第 (6) 问能说出读未实现位时的两种可能结果（全 0 或全 1，取决于芯片）。