键盘接入后，内核需要同时处理两种节奏：设备产生扫描码时必须及时接收，字符转换、退格和整行输出则可以留在前台执行。把打印放进 IRQ1 会延长关中断时间，也会让输入设备直接依赖控制台。

本篇在已有异常入口和 PIC 重映射上接入 PS/2 键盘。IRQ1 只接收原始字节并放进队列；主循环负责 US set 1 解析与简单行编辑。输入回车后显示 LINE: ...，尚未执行命令，也没有 shell。

IRQ1 接到已有中断入口

第 08 篇把主 PIC 的向量起点设为 0x20。键盘接主片 IRQ1，因此向量为 0x21，即十进制 33。

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PS/2 键盘扫描码
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i8042 输出缓冲区 → IRQ1
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主 PIC → IDT[33] → 公共汇编入口
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trap_dispatch → keyboard_irq
    ↓ 原始字节入队，主 PIC EOI
iret 恢复前台 → 出队 → 解析 → 行编辑

kernel/exceptions.c 现在初始化前 34 个 IDT 表项，0—31 为异常，32 为时钟，33 为键盘。其余表项仍不在场，不能因为增加一个设备就把未知向量全部指向一个空处理函数。

分发入口新增的分支很短：

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if (frame->vector == 33) { keyboard_irq(); return; }
if (frame->vector == 32) { timer_irq(); return; }

IRQ1 继续使用前文的 68 字节同特权级 frame。汇编补入零错误码、保存寄存器并清 DF，C 处理完成后沿原路径恢复现场。

真实设备中断探针记录了 vector=33、error=0、CS=8。保存现场的 IF 为 1，进入 C 处理函数后 IF 和 DF 都为 0：前者说明中断打断了允许外部中断的前台，后者符合中断门和 C 入口约定。

正常启动仍先执行时钟演示；演示结束后 IRQ0 被屏蔽。键盘初始化最终写主 PIC 的 IMR 为 0xfd，只开放 IRQ1，从片继续全部屏蔽。因此本篇空闲唤醒不依赖周期 tick。

先确定设备输出哪一种扫描码

字符 a 不会直接从端口读成 ASCII 0x61。当前解析器按 US set 1 解释数据，普通 A 键按下是 0x1e，释放是 0x9e；字符大小写还要结合修饰键状态。

键盘扫描码集合与控制器 translation 是两个独立设置。若键盘输出 set 2，控制器可能把它转换成 set 1；也可以关闭转换，直接要求键盘输出 set 1。初始化必须明确选择一条路径，否则正确性会依赖 BIOS 留下的状态。

本篇关闭 translation，并显式设置键盘为 set 1。QEMU 官方固定版本中的 i8042 控制器实现 与 PS/2 键盘实现 分别保存和处理这两个设置。这里引用 v7.2.0 源码；实验实际运行的是 QEMU 7.2.22，两者不混作同一个版本。

初始化全过程 IF=0，PIC 的 IRQ1 也保持屏蔽。控制器和键盘命令的顺序如下：

阶段 操作 用途
隔离设备 0xad、0xa7 关闭键盘、鼠标接口
清理输出 最多读取 256 个旧字节 避免把残留输入误认作应答
设置控制器 读模式字，清 translation 和设备 IRQ 位 确定原始扫描码路径
设置键盘 开接口，发送 F5 F0 01 F4 停扫描、选择 set 1、开扫描
开放中断 开控制器 IRQ1，写 PIC 0xfd 开始运行期接收

F5、F0、参数 01 和 F4 每一步都要求返回 0xfa ACK。每次读写等待最多轮询 100000 次；超时或未知回复会返回失败，输出 KEYBOARD INIT FAIL，不会无限等待或无限重发。

这是一种有界的启动初始化，未实现运行期命令队列。Caps Lock 只改变软件大小写状态，不发送 LED 命令，因此 ACK 不会与日常扫描码混在 IRQ 消费路径里。

端口 0x64 用来读取状态或写控制器命令，0x60 用来读数据或写设备数据。读取数据前检查输出缓冲区非空；状态中的 AUX、超时或校验错误使当前字节不能作为普通键盘输入。

64 个槽为什么只存 63 个字节

kernel/keyboard.c 用固定数组保存扫描码，不在中断中分配内存：

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#define QUEUE_SIZE 64
static volatile uint8_t raw[QUEUE_SIZE];
static volatile unsigned head, tail;

head 指向生产者下次写入的位置，tail 指向消费者下次读取的位置。两者相等表示空；若推进后的 head 等于 tail，表示满。

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unsigned next = (head + 1) % QUEUE_SIZE;
if (next == tail) ++keyboard_dropped;
else { raw[head] = byte; head = next; }

保留一个空槽可以用两个索引区分空和满，所以 64 个物理槽的可用容量为 63 字节。一次普通按键通常有按下、释放两个字节，容量不能直接说成“63 次敲键”。

队列满时丢弃新字节，保留已排队的顺序，并递增 keyboard_dropped。当前实现没有覆盖最旧字节，也没有从 IRQ 中等待前台腾出空间。

IRQ 接收函数的完整工作如下：

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void keyboard_irq(void)
{
    ++keyboard_irqs;
    uint8_t status = inb(0x64);
    if (status & 1) {
        uint8_t byte = inb(0x60);
        if (!(status & 0xe0)) {
            unsigned next = (head + 1) % QUEUE_SIZE;
            if (next == tail) ++keyboard_dropped;
            else { raw[head] = byte; head = next; }
        } else ++keyboard_dropped;
    }
    outb(0x20, 0x20);
}

每次最多读一个字节。无数据、异常字节和队列满路径也都会到达主 PIC EOI；它们不能因提前返回而留下未完成的 IRQ 服务状态。

这里没有解析扫描码，没有调用 kprintf，也没有修改当前编辑行。设备接收和用户可见输出之间的依赖被限制在原始字节队列上。

该队列的并发条件是单 CPU、一个 IRQ 生产者、一个前台消费者。前台通过短 CLI 临界区访问队列，IRQ 入口本身保持 IF=0；不能把这些 volatile 声明单独搬到多核程序中，当作通用无锁队列。

从检查空队列到 HLT

前台取出一个字节后立即开中断，再做解析和输出。空队列时执行紧邻的 sti; hlt：

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__asm__ volatile("cli" ::: "memory");
if (keyboard_consumer_paused || tail == head) {
    __asm__ volatile("sti; hlt" ::: "memory");
    continue;
}
uint8_t byte = raw[tail];
tail = (tail + 1) % QUEUE_SIZE;
__asm__ volatile("sti" ::: "memory");
int c = keyboard_parse(&parser, byte);

检查空队列与准备睡眠在 IF=0 下衔接，sti; hlt 放在同一段汇编中。若检查后已经出现待处理 IRQ，它能唤醒这次休眠，不会形成“字节已入队，CPU 却睡到下一次事件”的空隙。

keyboard_consumer_paused 是 GDB 诊断开关。置 1 后前台暂停消费，但 IRQ1 继续接收；它为满队列测试提供可重复的入口，正常使用时保持零。

GDB 断点本身会停止 CPU，因此判断实际空闲状态使用 HMP info registers。本次空闲记录为 EFL=00000246、HLT=1，IF 位已设置，CPU 确实处于休眠状态。

扫描码解析保存哪些状态

解析器只接受一个原始字节并返回一个字符或零，既不操作端口，也不访问队列：

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struct key_parser {
    uint8_t left, right, caps, caps_down, extended, pause;
};
int keyboard_parse(struct key_parser *p, uint8_t byte);

这样的函数可以直接编译进宿主检查程序，复用内核实际解析代码。宿主检查只证明给定字节序列的结果；设备初始化、IRQ 入口和队列还需要 QEMU 运行检查。

普通 set 1 字节的高位表示释放。释放事件通常不输出字符，却必须更新 Shift 和 Caps Lock 的按键状态；忽略所有 break code 会造成修饰键一直保持按下。

左 Shift 的 code 为 42，右 Shift 为 54，两者分别保存。同时按住两侧 Shift 后释放左侧，右侧仍应让字母大写，因此不能用一个布尔值在任意 Shift 释放时直接清零。

Caps Lock 在从释放到按下时翻转一次。caps_down 使重复 make code 不会连续切换 Caps；释放事件再清除按下标记。

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unsigned shift = p->left || p->right;
if (c >= 'a' && c <= 'z') {
    if (shift ^ p->caps) c -= 'a' - 'A';
} else if (shift && shifted[code]) {
    c = shifted[code];
}

字母使用 Shift 与 Caps 的异或结果。标点只查 Shift 映射表，因此 Caps 不会把 1 改成 !；Shift 会。

映射表限制为 US 布局，零表项被忽略。这里没有键盘布局切换、Unicode 输入法或扩展方向键动作。

E0 与 Pause 需要明确消费边界

多字节序列不能逐个当普通键处理。QEMU v7.2.0 的 set 1 按键编码 中，普通 PrintScreen 使用带 E0 前缀的序列，其中含有形似 Shift 的字节：

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PrintScreen 按下：E0 2A E0 37
PrintScreen 释放：E0 B7 E0 AA
Pause：          E1 1D 45 E1 9D C5

当前策略是忽略所有 E0 扩展键：遇到 E0 设置标记，下一个非前缀字节消费后返回零。这样 E0 2A 和 E0 AA 不会写入普通左 Shift 状态。

Pause 使用精确尾序列匹配。E1 开始后依次期望 1D 45 E1 9D C5；全部匹配则恢复普通状态，整个按键不输出字符。

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if (p->pause) {
    if (byte == pause_tail[p->pause - 1]) {
        if (++p->pause == 6) p->pause = 0;
        return 0;
    }
    p->pause = 0;
}

尾序列失配时，已匹配部分被丢弃，当前字节再按普通解析流程处理一次。这是有限的失配处理规则，不需要递归，也不会无限跳过输入。

这些规则不能恢复任意损坏的数据流。孤立 E0 后若接普通 A 键，该字节仍会被当成扩展序列的一部分而吞掉；丢失 Shift 的释放码也不能靠观察下一个字母推断出正确状态。

宿主检查专门覆盖完整 Pause、PrintScreen、部分 Pause 失配、截断 E0，以及特殊序列后的普通字符。通过这些检查只能说明声明支持的边界成立。

溢出后丢弃当前行并重置状态

原始字节丢失可能破坏前缀和修饰键状态，因此前台不能在 keyboard_dropped 变化后继续提交旧行。主循环在关中断的短临界区执行：

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seen_dropped = keyboard_dropped;
tail = head;
parser = (struct key_parser){0};
keyboard_line_length = 0;
keyboard_line[0] = 0;
++keyboard_resets;

清队列防止残余字节继续参与解析，清 parser 同时清理前缀、左右 Shift 与 Caps 状态，清当前行避免把不完整输入当作一条正常提交。随后开中断，打印溢出计数和重试提示。

提示要求释放全部按键再重试。软件清零无法知道哪些键仍被物理按住，也不恢复设备 LED；若仍按着 Shift，清零后的软件状态可能与实际按键状态不同。

这里还有另一种容量限制：keyboard_line[64] 最多保存 63 个字符，最后一格放 \0。行满后忽略新字符，但仍处理退格和回车；它不会触发原始队列溢出复位。

退格删除行末字符并调用 console_putc('\b')。VGA 路径擦除一个单元格，UART 只发出 BS 字节；串口终端是否视觉擦除由终端决定，不能把 BS 本身当成“退格、空格、退格”完整擦除序列。

回车输出 LINE: 当前内容 并清空编辑行。前台没有命令解析或命令执行入口，输入 help 也只会回显 LINE: help。

用真实 IRQ 检查字符与溢出

HMP 正常序列为 a b backspace shift-c caps_lock d caps_lock pause print e ret。它同时经过设备编码、控制器、IRQ1、队列、解析器和行编辑，预期是：

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LINE: aCDe

b 被退格删除，Shift 使 c 大写，Caps 使 d 大写，第二次 Caps 恢复小写；Pause 与 PrintScreen 不产生字符，之后的 e 也没有被伪 Shift 污染。

满队列实验暂停前台消费，再发送 45 次 a 的按下和释放。90 个普通扫描码超过 63 字节容量，本次暂停时记录 dropped=27、尚未 reset。

恢复消费标记后，用 Enter 唤醒空闲 CPU。此次唤醒又造成一个丢弃，截图计数为 28；前台清状态后重试 o k ret，得到 LINE: ok，最终 keyboard_resets=1。

检查程序要求丢弃计数大于零，不固定为 27 或 28，因为唤醒事件与消费恢复的调度会影响最终计数。恢复后 PIC 记录为 imr=fd isr=00。

真实键盘 IRQ 输入、溢出提示与重新输入结果

实际 make run 的 curses 窗口还输入了 a b Backspace c Enter，屏幕显示 LINE: ac。随后切换到 QEMU monitor 执行 quit，退出码为 0。这条路径不直接调用宿主解析函数。

下载与重跑

本篇完整源码提交为 9b3952af499ed77e5b87af950d408448d4c92e48，提供源码附件。解压目录前缀为 os-day-09/，使用第 01 篇已有工具链容器运行：

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unzip os-day-09-source.zip
cd os-day-09/examples/build-an-os
podman run --rm -v "$PWD:/work" -w /work localhost/build-an-os:day01 make check-keyboard
podman run --rm -v "$PWD:/work" -w /work localhost/build-an-os:day01 make check

需要交互输入时执行：

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podman run --rm -it -v "$PWD:/work" -w /work localhost/build-an-os:day01 make run

退出 curses 窗口时，按 Esc 后按 2 切换到 QEMU monitor，再输入 quit 并回车。

两条检查串行执行，避免占用同一 GDB 端口。固定实验配置为 QEMU 7.2.22、pc-i440fx-7.2、qemu32、TCG、单 CPU、64 MiB 与 SeaBIOS。

check-keyboard.sh 先用已有 C 编译器运行解析器断言，再通过 GDB 内嵌 Python 执行 tools/check-keyboard.py。该容器没有独立 python3，因此不能把脚本入口随意换成 python3 tools/check-keyboard.py。

build/keyboard-frame.txt 保存中断现场检查，keyboard-overflow.txt 保存满队列记录，keyboard-idle.txt 保存实际休眠状态。串口日志为 build/keyboard-serial.txt，截图由键盘检查生成在 build/day09-screen.png。

源码附件独立解压后的累计 make check 已通过，继续覆盖启动装载、E820、A20、保护模式、C 运行库、控制台、异常与时钟诊断。正常内核现在进入持久键盘循环，旧控制台检查停在本篇新增的 console_demo_done 检查点；原 VGA、串口、IF 和 PIC 断言保留。

固定 QEMU 环境中的运行结果不等同于物理键盘兼容性测试。USB 键盘、运行期命令应答、多核队列和扩展键动作均不在本篇实现范围内。

练习

  1. 手工追踪“左右 Shift 同时按下、释放左 Shift、按 A、释放右 Shift”的 parser 字段变化，解释单个 Shift 布尔值会在哪一步出错。
  2. 分别输入完整 Pause、E1 1D 1E 和 E0 1E 1E，对照宿主检查说明消费边界；不要把后两组结果解释为任意丢码恢复能力。
  3. 在实验副本中比较行满与原始队列满：前者为何仍可退格提交，后者为何必须废弃当前行并要求释放全部按键？

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