head.s 执行前的内存布局如下所示，此时 head.s 和操作系统剩余部分的代码被移动到物理地址 0 到 0x80000 处，0x90000 处存放着 setup.s 中获取的一些设备信息，过后要用到。0x90020 开始是 setup.s 的代码和数据，里面包括之前设置的临时 idt 和 gdt，此时 cpu 中的 idtr，gdtr 寄存器指向之前的临时 idt 和 gdt。
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22 +------------------+ | | | | +------------------+ +-----------+ | idt <--------------+ | | | setup | | | +-------+ | | gdt <----------+ +----+ idtr | | | | | | +-------+ | 0x90020 +------------------+ +--------+ gdtr | | | | | +-------+ | | | | | +------------------+ +-----------+ |临时存放的变量 | CPU 0x90000 +------------------+ | | 0x80000 +------------------+ | | |system(操作系统全 | |部代码) | | | 0 +------------------+
进入head.s
1 2 3 4 pg_dir: .globl startup_32 startup_32: movl $0x10,%eax
pg_dir是页目录，位于物理地址 0 处，后面的代码在之后会被页目录的内容覆盖，但是那时这段代码已经执行完毕，所以无所谓。首先把 0x10 赋值给 eax。0x10 对应的段选择符如下，TI = 0表示在 gdt 中，请求特权级为 0，gdt 中的第二个描述符对应的是之前 setup.s 中临时设置的数据段描述符。
1 2 3 4 描述符索引=2 TI RPL +-----------------------+ |0000 0000 0001 0 | 0 | 00 | +-----------------------+
之后使用 0x10 加载 ds, es, fs, gs 四个数据段寄存器，使用 stack_start 加载 ss 和 esp。
1 2 3 4 5 mov %ax,%ds mov %ax,%es mov %ax,%fs mov %ax,%gs lss stack_start,%esp
stack_start 定义在 sched.c 中，是一个48位的长指针。低4字节是 user_stack 的末端地址，高2字节 0x10 是数据段的段选择符。
1 2 3 4 5 6 long user_stack [ PAGE_SIZE>>2 ] ;struct { long * a; short b; } stack_start = { & user_stack [PAGE_SIZE>>2 ] , 0x10 };
LSS 指令的作用是从源操作数指定的内存中加载一个32位或48位的长指针到 ss:目的操作数指定的寄存器中，在这里就是 ss:esp 中。
Opcode
Instruction
Op/En
Description
0F B2 /r
LSS r16,m16:16
RM
Load SS:r16 with far pointer from memory.
0F B2 /r
LSS r32,m16:32
RM
Load SS:r32 with far pointer from memory.
REX + 0F B2 /r
LSS r64,m16:64
RM
Load SS:r64 with far pointer from memory.
所以 lss stack_start,%esp 的作用就是将 stack_start 处的低32位，也就是 user_stack 的末端地址赋值给 esp，并将 stack_start 的高16字节，也就是数据段的段选择符赋值给 ss 寄存器。从而将 user_stack 设置为当前使用的栈。
接下来重新设置 idt 和 gdt。因为原先在 setup.s 中的 idt 和 gdt 之后会被缓冲区覆盖掉，所以肯定要把 idt 和 gdt 挪到 system 部分。
1 2 call setup_idt call setup_gdt
先来看 setup_idt，ignore_int 是个只输出错误信息的哑中断子程序，setup_idt 让 idt 中的256个中断描述符都指向 ignore_int。其中 2~5 行是将要设置的中断门内容填充到 eax 和 ebx 中，其中 eax 存放着低4字节，ebx 存放着高4字节。
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 setup_idt: lea ignore_int,%edx movl $0x00080000,%eax movw %dx,%ax /* selector = 0x0008 = cs */ movw $0x8E00,%dx /* interrupt gate - dpl=0, present */ lea idt,%edi mov $256,%ecx rp_sidt: movl %eax,(%edi) movl %edx,4(%edi) addl $8,%edi dec %ecx jne rp_sidt lidt idt_descr ret
中断门格式如下：
1 2 3 4 5 6 7 8 9 31 15 14 13 12 5 4 0 +-----------------------------+--+-----+----------+--------+ | 过程入口点偏移 31. ..16 | P| DPL | 01110000 | | +-----------------------------+--+-----+----------+--------+ 31 16 15 0 +----------------------------+-----------------------------+ | 段选择符 | 过程入口点偏移 0. ..15 | +----------------------------+-----------------------------+
2~5 行执行完后 eax 和 ebx 的内容如下，可以和上面的中断门格式对应上
1 2 3 4 5 6 7 8 9 P DPL +----------------------+---------------------+ ebx: | ignore_int 地址高16 位 |1 | 00 |01110000 |00000 | +----------------------+---------------------+ 段选择符(代码段) +---------------------+----------------------+ eax: | 0x0008 | ignore_int 地址低16 位 | +---------------------+----------------------+
然后让 edi 指向 idt 表第一项，循环256次，依次填充 idt 表的每一项。因为一个中断门8个字节，所以每次循环 edi + 8，指向表中下一项。最后 lidt 指令加载 idtr 寄存器。
setup_gdt 非常简单，直接用 lgdt 指令加载 gdtr 寄存器，因为 gdt 的内容已经硬编码好了，第一项是空描述符，第二项是代码段描述符，第三项是数据段描述符，后面还预留了 252 个空项，用于之后的 LDT 和 TSS。
1 2 3 setup_gdt: lgdt gdt_descr ret
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 .align 2 .word 0 idt_descr: .word 256*8-1 # idt contains 256 entries .long idt .align 2 .word 0 gdt_descr: .word 256*8-1 # so does gdt (not that that's any .long gdt # magic number, but it works for me :^) .align 8 idt: .fill 256,8,0 # idt is uninitialized gdt: .quad 0x0000000000000000 /* NULL descriptor */ .quad 0x00c09a0000000fff /* 16Mb */ /* 00000000 11000000 10011010 00000000 00000000 00000000 00001111 11111111 */ .quad 0x00c0920000000fff /* 16Mb */ /* 00000000 11000000 10010010 00000000 00000000 00000000 00001111 11111111 */ .quad 0x0000000000000000 /* TEMPORARY - don't use */ .fill 252,8,0 /* space for LDT's and TSS's etc */
在重新设置 gdt 后要重新加载各个段寄存器：
1 2 3 4 5 6 movl $0x10,%eax # reload all the segment registers mov %ax,%ds # after changing gdt. CS was already mov %ax,%es # reloaded in 'setup_gdt' mov %ax,%fs mov %ax,%gs lss stack_start,%esp
后面的代码检测了 A20 是否开启，检测数学协处理器，这些历史包袱问题不重要所以没有细看，重要的是后面的 after_page_tables。
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 xorl %eax,%eax 1: incl %eax # check that A20 really IS enabled movl %eax,0x000000 # loop forever if it isn't cmpl %eax,0x100000 je 1b /* * NOTE! 486 should set bit 16, to check for write-protect in supervisor * mode. Then it would be unnecessary with the "verify_area()"-calls. * 486 users probably want to set the NE (#5) bit also, so as to use * int 16 for math errors. */ movl %cr0,%eax # check math chip andl $0x80000011,%eax # Save PG,PE,ET /* "orl $0x10020,%eax" here for 486 might be good */ orl $2,%eax # set MP movl %eax,%cr0 call check_x87 jmp after_page_tables
在 after_page_tables 中，先把 main 函数参数压栈，然后是 main 的返回地址 L6，理论上 main 不应该返回，如果main 函数执行 ret 返回，会弹出并跳转到 L6 执行，这是个死循环。随后将 main 函数地址入栈，当 setup_paging 返回时，会弹出并跳转到 main 执行。
这4张页表是内核专用页表，它们将映射线性地址空间的前 16MB 一一映射到 16MB 的物理空间。需要4张页表是因为页大小是 4KB，一个页表项是4字节，一张页表有 4KB / 4 = 1024 项，四张页表有4096项，能映射 4096 * 4KB = 16MB 的物理内存。页目录项/页表项格式如下：
1 2 3 4 5 31 12 11 10 9 87 6 5 43 2 1 0 +-------------+---------------------------+ | 页帧地址 | AVL |00 |D|A|00 |U/S|R/W|P| +-------------+---------------------------+
P ：存在位，表示页面是否在内存中，还是已被换出
R/W ：读写位，1表示可读/写/执行，0表示可读/执行
U/S：超级用户标志，为1时任何特权级都可访问，为0时只有特权级0，1，2可访问
A：访问位
D：脏位
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 /* * I put the kernel page tables right after the page directory, * using 4 of them to span 16 Mb of physical memory. People with * more than 16MB will have to expand this. */ .org 0x1000 pg0: .org 0x2000 pg1: .org 0x3000 pg2: .org 0x4000 pg3:
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 after_page_tables: pushl $0 # These are the parameters to main :-) pushl $0 pushl $0 pushl $L6 # return address for main, if it decides to. pushl $main jmp setup_paging L6: jmp L6 # main should never return here, but # just in case, we know what happens.
接下来是最重要的初始化页目录和内核页表的代码。2~5 行代码将页目录和4张页表所在内存清零。这里使用带 rep 前缀的 stosl 字符串操作指令。首先将循环次数存入 ecx，将 eax, edi 置零。cld 指令作用是将 EFLAGS 寄存器的 DF 标志清零。当 DF 标志位为0时，在字符串操作指令中 esi, edi 变址寄存器是自增方向，否则是自减方向。stosl 指令单独使用的话是将 eax 的值存入 es:edi 指向的内存地址中，当结合 rep 前缀使用时，重复次数由 ecx 的值指定。(比较奇怪的是我在 Intel 手册中没有找到 stosl 指令，只有 stos, stosb, stosw, stosd, stosq)。这里重复次数之所以是 1024 * 5 是因为一个页表项/页目录项是4字节，stosl 操作数也是4字节，而页目录/页表大小都是 4KB，包含 4KB / 4 = 1024 个页目录项/页表项，所以清零一个页目录/页表需要循环1024次，这里有一个页目录 + 4张页表，需要 1024 * 5 次循环。
第 6~9 行设置页目录。每个页目录项初始化为 ADDR(pgn) + 7，也就是存在位为1，可读/写/执行，任何特权级可访问。(暂时不明白这里为什么设置成允许任何特权级访问)。
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 setup_paging: movl $1024*5,%ecx /* 5 pages - pg_dir+4 page tables */ xorl %eax,%eax xorl %edi,%edi /* pg_dir is at 0x000 */ cld;rep;stosl movl $pg0+7,pg_dir /* set present bit/user r/w */ movl $pg1+7,pg_dir+4 /* --------- " " --------- */ movl $pg2+7,pg_dir+8 /* --------- " " --------- */ movl $pg3+7,pg_dir+12 /* --------- " " --------- */ movl $pg3+4092,%edi movl $0xfff007,%eax /* 16Mb - 4096 + 7 (r/w user,p) */ std 1: stosl /* fill pages backwards - more efficient :-) */ subl $0x1000,%eax jge 1b xorl %eax,%eax /* pg_dir is at 0x0000 */ movl %eax,%cr3 /* cr3 - page directory start */ movl %cr0,%eax orl $0x80000000,%eax movl %eax,%cr0 /* set paging (PG) bit */ ret /* this also flushes prefetch-queue */
未完待续……