？21，
# head.s contains the 32-bit startup code.
# head.s 是32位的启动代码
# Two L3 task multitasking. The code of tasks are in kernel area,
# 有两个L3（Level 3，即第三特权级，IA32提供给用户0-3，四个特权级，但是Linux0.11只使用了
# 0和3这两个特权级，表示用户态程序和内核态程序，内核-kernel）的多任务
# just like the Linux. The kernel code is located at 0x10000.
# ……内核代码在0x10000，在boot.s中已经确定了呦~
#大家可能发现boot.s和head.s的代码有一点点不一样，这是因为boot.s使用的是as86汇编器
#而head.s使用的是GNU as汇编器，具体表现在
# 1~movl等操作的出现：当然还是mov的意思，l表示双字，w表示单字，b表示字节
# 2~movl等操作的源操作数和目的操作数位置，源在前而目的在后，与boot.s中的mov操作是相反的
# 3~立即数前必须加$,寄存器前必须加%
# 4~待续
.code32
# CODE32伪指令通知编译器，其后的指令序列为 32 位的 ARM 指令
SCRN_SEL = 0x18
TSS0_SEL = 0x20
LDT0_SEL = 0x28
TSS1_SEL = 0X30
LDT1_SEL = 0x38
.global startup_32
.text
#.text表示文本段，通常包含可执行代码
startup_32:
movl $0x10,%eax
mov %ax,%ds
# 将0x0010赋给ds
# mov %ax,%es
# 将0x0010赋给es，可是为啥被注释掉了呢……
lss init_stack,%esp
# lss mem,reg（ mem低字->reg，mem高字->ss），这句的意思就是指让ss:esp指向init_stack
# 我们不妨去看看init_stack到底存了一些什么东西：
# .long init_stack 表示了init_stack这个数据的地址
# .word 0x10 给ss赋值了
# 那么现在问题来了0x10是什么，是段选择符：0x10000，右移三位后正好选定gdt中的第2项。内核数据段。
# setup base fields of descriptors.
# 装载基本的域和描述符
call setup_idt
# 跳转到setup_idt去执行，请直接去setup_idt那里看后续注释
# 普及一下call 和 jmp 两条指令的差别吧，call相当于这三条指令的连续作用“push cs”，“push eip” 和“jmp XXX”
# 所以由call跳转过去执行的代码最后一定要用ret的方式回来
call setup_gdt
# 好的，我们回到这里了！
# idt设置完了，我们去设置gdt，显然我们也要类比一下idt的设置方法来讨论gdt的设置方法
# 我们猜测gdt需要做这几件事：1~ 填满gdt，2~ 构建gdtr应该有的值，然后一个lgdt指令，完事儿！
# 好，我们进入setup_idt看看
movl $0x10,%eax # reload all the segment registers
# 在改变gdt后，重新设置全部的段寄存器
mov %ax,%ds # after changing gdt.
mov %ax,%es
mov %ax,%fs
mov %ax,%gs
lss init_stack,%esp
# 把初始栈地址放给 ss:esp
# setup up timer 8253 chip.
# 设置8253芯片，这个芯片具体的工作原理请看这里：http://baike.baidu.com/view/1684875.htm
# 这个芯片就像我们小学期设计的CPU里的那个节拍发生器
# 这一段的作用是让8253芯片每隔10ms就向CPU发送一个时钟中断请求
movb $0x36, %al
movl $0x43, %edx
outb %al, %dx
# 向%dx所示端口输出一个字节（b），值为%al中数据
movl $11930, %eax # timer frequency 100 HZ
movl $0x40, %edx
outb %al, %dx
movb %ah, %al
outb %al, %dx
# setup timer & system call interrupt descriptors.
movl $0x00080000, %eax
movw $timer_interrupt, %ax
# 这两条指令就把 %eax设置成了 0x0008~timer_interrupt（请把“~”看成是地址的链接符……）的地址，
# 还是代码段中偏移为timer_interrupt的地方
# 但是究竟0x0008和0x0010有什么区别呢？
# 显然我们知道0x0008和0x0010分别是代码段和数据段的段选择符，可是代码段和数据段分别在哪里？
# 去gdt看看，跳到gdt去~
# ok可以回来了！现在我们继续，去看看timer_interrupt是干什么的？
movw $0x8E00, %dx
# 将%dx置为0x8E00
movl $0x08, %ecx # The PC default timer int.
# 将%ecx置为0x08，Linus注释说是PC的默认时钟中断
# 还不清楚是啥意思……等一会再看……
lea idt(,%ecx,8), %esi
# 这条指令是什么意思呢，是将%ecx*8+idt的地址放入%esi中去
movl %eax,(%esi)
# 再把%eax的值放入%esi所指的内存区域
# %eax里面是什么呢？是0x0008~timer_interrupt的地址
movl %edx,4(%esi)
# 把%edx放在这个中断描述符的高八位
movw $system_interrupt, %ax
# 设置完了时钟中断之后，我们再去设置系统中断
movw $0xef00, %dx
movl $0x80, %ecx
# 0x80是什么！？系统调用的中断号……
lea idt(,%ecx,8), %esi
movl %eax,(%esi)
movl %edx,4(%esi)
# 上面的几个步骤跟设置时钟中断的方式是一样的
# unmask the timer interrupt.
# movl $0x21, %edx
# inb %dx, %al
# andb $0xfe, %al
# outb %al, %dx
# Move to user mode (task 0)
# 然后就要跳转到用户态去执行了
pushfl
# pushfl是push flags long的简写，将标志寄存器压栈，双字四字节
andl $0xffffbfff, (%esp)
# 1111111111111111 1011 1111 1111 1111
# andl指令专门用来清零特定的位
# 这里它的用处我猜不透啊……在完全剖析那本书上也没写……
popfl
# 然后又pop了标志位，难道andl操作会改变标志位？
movl $TSS0_SEL, %eax
# $TSS0_SEL是在一开始就设定好的，它的值是0x20
ltr %ax
# ltr--load task register，装载任务寄存器
# 那么现在是装载了任务0的，段选择符0x20，右移三位变成二进制的100，表示gdt表的第4项
movl $LDT0_SEL, %eax
# 想执行任务0，除了要设置tr以外还要设置ldt
lldt %ax
# 好的，这里就设置完成了。
movl $0, current
# 把一个叫做current的变量设置成0
sti
# 在head.s中关闭的中断终于可以打开了
# 现在栈里有什么？什么都没有。
pushl $0x17
pushl $init_stack
pushfl
pushl $0x0f
pushl $task0
# 好，这里我们在栈中push了很多东西，分别来看一看
# 栈顶项 $task0的地址
# 第二项 0x0f（这是什么？）
# 第三项 全部标志寄存器
# 第四项 初始栈的地址
# 第五项 0x17（这又是什么？）
iret
# 借鉴一个网上的博客对这个指令的解释，他先引用了IA32手册上对IRET指令的解释:
# the IRET instruction pops the return instruction pointer, return code segment selector,
# 译：IRET指令一一对应地弹出IP指令指针和CS代码段选择符
# and EFLAGS image from the stack to the EIP, CS, and EFLAGS registers, respectively,
# 译：以及EFLAGS的值到EIP，CS和EFLAGS寄存器中
# and then resumes execution of the interrupted program or procedure.
# 译：然后继续执行中断的程序
# If the return is to another privilege level, the IRET instruction also pops the stack pointer and SS from the stack,
# 译：如果返回到另一个特权级，那么这个指令再继续执行前还要弹出栈指针和SS寄存器
# before resuming program execution.
# 显然，这里要转换特权级，就要弹出五项，一一对应
# EIP -> $task0的地址
# CS -> 0x0f (00001111)，特权级3的ldt的第一项，任务0
# EFLAGS -> EFLAGS 这个不用变
# ESP -> $init_stack的地址
# SS -> 0x17 (00010111)，特权级3的ldt的第二项，数据段，也做堆栈段的选择符
# 到这里，就跳到任务0去执行了……我们直接去任务0！
/****************************************/
setup_gdt:
# 惊呆了有木有，好短啊……然后我们看看这个lgdt_opcode可能会提供给我们什么信息！
# 我们刚刚的猜测第二步已经有了，lgdt指令就在这里。我们还是先猜测lgdt_opcode里有啥？
# 无非就是长度，基址呗~ 去看看。
lgdt lgdt_opcode
ret
setup_idt:
lea ignore_int,%edx
# lea：load effective address，将变量的地址从内存中取出并放入寄存器
movl $0x00080000,%eax
movw %dx,%ax /* selector = 0x0008 = cs */
#将%eax设置为0x0008-ignore_int地址
movw $0x8E00,%dx /* interrupt gate - dpl=0, present */
#中断门类型，dpl设置为0
lea idt,%edi
# 将idt的地址存入%edi中去
mov $256,%ecx
# %ecx通常在程序中充当循环语句执行次数计数器的角色，
# 比如 loop指令和rep指令每次执行时都要%ecx减一，%ecx为零时停止循环
# 所以当遇到%ecx时，可以考虑它是不是又来当循环计数器了，结果在dec那一句可以看到
rp_sidt:
movl %eax,(%edi)
# 将%edi地址中的数据改为%eax中的数据，就是这个ignore_int代码标记的地址，
# 也就是每一个idt项的低四位
movl %edx,4(%edi)
# 首先说一下4(%edi)的意思是[%edi+4]这个内存地址里的数据，
# 其次，这表示与上面同一个idt描述项的高四位。
# 这一通循环的目的是把256个idt描述项都设置成一样的，即都是由ignore_int来处理。
# 剧透，怎么处理？看名字可以知道：ignore_int——通过ignore的方式来处理……
addl $8,%edi
# 然后%edi加8，进入下一个idt描述符表去修改
dec %ecx
# 每执行一次都要修改%ecx，dec的意思是%ecx减一
jne rp_sidt
# %ecx 若不为零，则跳回rp_sidt继续执行，rp_sidt（repeat setup idt）
lidt lidt_opcode
# 当256项都执行完了，所有中断处理程序全部指向ignore_int了之后，高高兴兴地把lidt_opcode置成idtr
# lidt_opcode把长度啊，基地址啥的都设好了
ret
# 执行完了这一通，可以回去了到call setup_idt这条之后的那一条去执行了
# 那么回去之前，我们考虑一下究竟这个setup_idt都做了些什么呢？
# 1~ 256个entries的表统统都填写上了这个ignore_int的处理函数
# 2~ 把lidt_opcode置给了idtr，然后高高兴兴地ret了……
# -----------------------------------
write_char:
push %gs
pushl %ebx
# pushl %eax
mov $SCRN_SEL, %ebx
mov %bx, %gs
movl scr_loc, %ebx
shl $1, %ebx
movb %al, %gs:(%ebx)
shr $1, %ebx
incl %ebx
cmpl $2000, %ebx
jb 1f
movl $0, %ebx
1: movl %ebx, scr_loc
# popl %eax
popl %ebx
pop %gs
ret
/***********************************************/
/* This is the default interrupt "handler" :-) */
.align 2
ignore_int:
push %ds
pushl %eax
movl $0x10, %eax
mov %ax, %ds
movl $67, %eax /* print ‘C‘ */
call write_char
popl %eax
pop %ds
iret
/* Timer interrupt handler */
.align 2
timer_interrupt:
push %ds
pushl %eax
movl $0x10, %eax
mov %ax, %ds
# 将%ds设置为0x10
movb $0x20, %al
# 将%al设置为0x20
outb %al, $0x20
movl $1, %eax
# 将%eax置为1
cmpl %eax, current
# 将current与%eax进行比较，如果相等则跳转到1去执行
je 1f
movl %eax, current
# 若不相等，证明目前current为0，那么就去跳转到TSS0那里去执行
ljmp $TSS1_SEL, $0
jmp 2f
1: movl $0, current
#在这里将current设置为0
ljmp $TSS0_SEL, $0
# ljmp的意思是跳转到段选择子，段内偏移
# jmpi的意思是跳转到段内偏移，段选择子
# 这里的意思是跳转到TSS0那里去执行
2: popl %eax
pop %ds
# 最后无论如何都会pop，完事儿~
iret
# 这里才是真的完事儿了~
# 用一个最可爱的IRET指令标志注释的结束，再见观众朋友们~
/* system call handler */
.align 2
system_interrupt:
# 系统中断
push %ds
pushl %edx
pushl %ecx
pushl %ebx
pushl %eax
# 保存寄存器
movl $0x10, %edx
mov %dx, %ds
# 将%ds置0x10
call write_char
# 调用这个write_char函数，我们不去分析write_char是干啥的了，
# 根据名称可知，是写一个字符
popl %eax
popl %ebx
popl %ecx
popl %edx
pop %ds
# 弹出各个寄存器
iret
# 中断返回
# 可见，这个系统中断做的事情就是把当前任务对应的字符打印出来，
# task0打印“A”，task1打印“B”
# 但是一开始我们看到的是task0是一个死循环，task1还没有执行过？
# 似乎……只有时钟中断可以让task1得到执行了！
/*********************************************/
current:.long 0
scr_loc:.long 0
.align 2
lidt_opcode:
.word 256*8-1 # idt contains 256 entries
.long idt # This will be rewrite by code.
lgdt_opcode:
# 长度16位，在这里，end_gdt标签位置减去gdt标签位置再加1。
.word (end_gdt-gdt)-1 # so does gdt
# 基址32位，gdt的基址就叫gdt。好，我们去看看写了什么……
.long gdt # This will be rewrite by code.
.align 8
# 这个指令我们汇编课上学过，忘记的去百度一下哦~
idt: .fill 256,8,0 # idt is uninitialized
# fill伪指令：.fill repeat,size,value 本命令生成size个字节的repeat个副本。
# 各个副本中的内容取自一个8字节长的数。最高4个字节为零，最低的4个字节是value，
# 那么这个指令的意思就是复制256个8字节大小的量，每项都填充成为0
# 看完后面那通代码可知，这里的fill指令纯粹就是为了占位置的，嗯对一定是这样。
gdt: .quad 0x0000000000000000 /* NULL descriptor */
# 出现了一个我们没有见过的伪指令，但是它的意思跟 .word是一类的，表示定义一个多长的空间
# quad是多长呢？联想“quadra kill”……肯定跟四什么什么有关，
# 再看后面串的长度，可见这个四是四个字的意思。.quad就是规定了后面的八个字节（四个字）的数据的伪指令
.quad 0x00c09a00000007ff /* 8Mb 0x08, base = 0x00000 */
# 这个0x00c09a00000007ff是怎么组成的呢？
# 显然从左到右是从高到低，我们按照每二位16进制数一拆分
# 0x 00 c09a 00
# 基地址的31-24位 一些状态标识位 基地址的23-16位
# 0000 07ff
# 基地址的15-0位 段限长，2047个字节
# 可见这个基地址是0x00000000，与下面这个表项所示一样，说明代码段和数据段是重叠的~
.quad 0x00c09200000007ff /* 8Mb 0x10 */
.quad 0x00c0920b80000002 /* screen 0x18 - for display */
# 上面一共有四项，gdt第一项还是照例空缺
# 第四项是显示内存段的描述符，段选择符是0x18……怎么算的就不讲了~
.word 0x0068, tss0, 0xe900, 0x0 # TSS0 descr 0x20
# 任务0的TSS段，段选择符0x20
.word 0x0040, ldt0, 0xe200, 0x0 # LDT0 descr 0x28
# 任务0的LDT段，段选择符0x28
.word 0x0068, tss1, 0xe900, 0x0 # TSS1 descr 0x30
# 任务1的TSS段，段选择符0x30
.word 0x0040, ldt1, 0xe200, 0x0 # LDT1 descr 0x38
# 任务1的LDT段，段选择符0x38
end_gdt:
.fill 128,4,0
# 哦最后这个是做啥的？
# 猜~
# 好的看到这里我们可以回去了，回到call setup_gdt那里！
init_stack: # Will be used as user stack for task0.
.long init_stack
.word 0x10
/*************************************/
.align 8
ldt0: .quad 0x0000000000000000
.quad 0x00c0fa00000003ff # 0x0f, base = 0x00000
.quad 0x00c0f200000003ff # 0x17
tss0: .long 0 /* back link */
.long krn_stk0, 0x10 /* esp0, ss0 */
.long 0, 0, 0, 0, 0 /* esp1, ss1, esp2, ss2, cr3 */
.long 0, 0, 0, 0, 0 /* eip, eflags, eax, ecx, edx */
.long 0, 0, 0, 0, 0 /* ebx esp, ebp, esi, edi */
.long 0, 0, 0, 0, 0, 0 /* es, cs, ss, ds, fs, gs */
.long LDT0_SEL, 0x8000000 /* ldt, trace bitmap */
.fill 128,4,0
krn_stk0:
# .long 0
/************************************/
.align 8
ldt1: .quad 0x0000000000000000
.quad 0x00c0fa00000003ff # 0x0f, base = 0x00000
.quad 0x00c0f200000003ff # 0x17
tss1: .long 0 /* back link */
.long krn_stk1, 0x10 /* esp0, ss0 */
.long 0, 0, 0, 0, 0 /* esp1, ss1, esp2, ss2, cr3 */
.long task1, 0x200 /* eip, eflags */
.long 0, 0, 0, 0 /* eax, ecx, edx, ebx */
.long usr_stk1, 0, 0, 0 /* esp, ebp, esi, edi */
.long 0x17,0x0f,0x17,0x17,0x17,0x17 /* es, cs, ss, ds, fs, gs */
.long LDT1_SEL, 0x8000000 /* ldt, trace bitmap */
.fill 128,4,0
krn_stk1:
/************************************/
task0:
movl $0x17, %eax
movw %ax, %ds
# %ds置为0x17,
movb $65, %al /* print ‘A‘ */
# %al置为ASCII码的65号，“A”
int $0x80
# 调用int $0x80，这个中断在之前就已经写好了，
# 我们可以去看看system_interrupt，这个就是0x80中断的处理程序，
# 为什么？在上面写了，请好好的找一找~
# 然后我们就去这个处理程序看看去，我们目前知道的是，ds为0x17，al为65
#？？？
movl $0xfff, %ecx
# 将%ecx改为0xfff，意思是一直执行这个task0，因为loop没执行一次会减ecx的值
1: loop 1b
# b和f的意思分别是向前跳转和向后跳转的意思
jmp task0
# 先在我们只看到task0的工作，那么task1何时工作呢？
# 在前面我们记得时钟中断在每10ms时8253芯片会发送一个时钟中断，
# 我们还没有分析这个时钟中断是做什么的。
task1:
movl $0x17, %eax
movw %ax, %ds
movb $66, %al /* print ‘B‘ */
int $0x80
movl $0xfff, %ecx
1: loop 1b
jmp task1
# 不解释……跟task0差不多……
.fill 128,4,0
usr_stk1:
[Operating System Labs] 我对Linux0.00中 head.s 的理解和注释
原文：http://www.cnblogs.com/SuperBlee/p/4095124.html