Linux0.11中的head.s代码分析


head.s程序被编译后，会被连接成system模块的最前面位置，它被setup.s加载到内存绝对地址0处开始的地方，并执行。此时Linux内核已经完全在保护模式下运行。head.s的主要功能包括：

1. 设置内核堆栈；
2. 设置中断描述符表idt；
3. 设置全局描述符表gdt；
4. 设置页目录表和页表；
5. 将/init/main.c程序的入口地址预先压入堆栈中，并在随后利用返回指令弹出该地址，去执行main()程序。
在head.s执行结束之后，其中部分内存空间将被覆盖，而控制权转至system模块中紧接在head.s之后的main程序代码。
 
1. 设置内核堆栈
在head.s中，堆栈段被设置为内核数据段（0x10），堆栈指针ESP设置为kernel模块中定义的全局user_stack数据的顶端，有1页内存（4K）可作为堆栈。
相关代码如下：
movl $0x10, %eax
mov %ax, %ds
mov %ax, %es
mov %ax, %fs
mov %ax, %gs
lss _stack_stack, %esp
段选择符长度为16位，包括三个部分：
B15--B3，索引值，共13位，用于选择指定描述符表中8192个描述符中的一个。处理器将该索引值乘上8（描述符的字节长度），并加上描述符表的基地址即可访问表中指定的段描述符。
B2：表指示器（TI），指出选择符所引用的描述符表。值位0表示GDT表，1表示指定当前的LDT表。
B1--B0，请求者的特权级（RPL）：用于保护机制。
因此这里的0x10（0x0000000000010000），是一个描述符表项的选择符，含义是请求特权级0、选择全局描述符表、选择表中第2项，即偏移在字节16处的段描述符，它正好指向表中的数据段描述符项（实际上在setup.s中为0x00C09200000007FF，在head.s中为0x00C0920000000FFF）。
 
2. 设置中断描述符表（暂缺）
 
3. 设置全局描述符表
刚进入head.s时，使用的是在setup.s中设置的全局描述符表。head.s将重新设置全局描述符表，并在以后的代码中使用之。
全局描述符表长度为2KB，每项8个字节，共2048/8=256项。其中前4项分别为空项、代码段描述符、数据段描述符、系统段描述符，其中Linux没有使用系统段描述符。后面还预留了252项的空间，用于放置所创建任务的局部描述符（LDT）和对应的任务状态段TSS的描述符。
.quad 0x0000000000000000 空描述符
.quad 0x00C09A0000000FFF 16MB
.quad 0x00C0920000000FFF 16MB
.quad 0x0000000000000000 未使用
用于程序代码段和数据段的描述符格式如下：
B63--B56，基地址的B31--B24
B55：G，颗粒度（Granularity），指定限长字段值代表的单元含义。当为0时，限长单元值为1字节；当为1时，限长的单元值为4KB字节。
B54：X
B53：0
B52：AVL
B51--B48：段限长的B19--B16
B47：P，段存在位。如果该位为0，则描述符无效，不能用于地址变换过程。当指向该描述符的选择符被加载到段寄存器中时，处理器就会发出一个异常信号。
B46--B45：DPL，描述符特权级（Descriptor Priviledge Level），用于保护机制，共有4级。0为最高特权级，3为最低特权级。在Linux中只用到了两级：0和3。
B44：0
B43--B40：TYPE，用于区分各种不同类型的描述符。
B39--B32：基地址的B23--B16
B31--B16：段基址的B15--B0
B15--B0：段限长的B15--B0
由此我们来理解代码段描述符：
0x00C09A0000000FFF，即
0b00000000110000001001101000000000
0b00000000000000000000111111111111
段基址为0x00000000。
段限长为0x00FFF，即4K，由于颗粒度标志为1，即以4KB为单位，故最大为16MB。
同时P标志为1，DPL标志为00（特权级0），
数据段描述符类似，只不过是类型（TYPE）标志从A（1010）换成了2（0010）。
 
4. 设置页目录项和页表项
偏移0开始处存放页表目录；
偏移0x1000处存放第一个页表（物理内存4KB处）；
偏移0x2000处存放第二个页表（物理内存8KB处）；
偏移0x3000处存放第三个页表（物理内存12KB处）；
偏移0x4000处存放第三个页表（物理内存16KB处）；
每个页表长为4KB字节（1页内存页面），而每个页表项需要4个字节，因此一个页表共可以存放1024个表项。如果一个页表项寻址4KB的地址空间，则一个页表就可以寻址4MB的物理内存。（因此寻址16MB的物理内存共需要4个页表项）
页目录表项和页面表项的格式：
B31-B12：共20位，为物理页码。因为内存页是位于4K边界上的，所以只需20位作为物理页码，而低12位可用作属性。在一个页目录中，页表项的前20位是一个页表的起始地址；在第二级页表中，页表项的前20位包含期望内存操作的页框的地址。
B11-B9：共3位（AVL）
B8：0
B7：0
B6：D，是已修改（Dirty）标志；
B5：A，是已访问（Access）标志；
B4：0
B3：0
B2：U/S，是用户/系统属性位，指示该表项所指定的页是否是用户级页。若U/S为1，表项所指定的页是用户级页，可由任何特权级执行的程序访问；如果为0，表项所指定的页是系统级页，只能由系统特权级下执行的程序访问。
B1：R/W，读写属性位，指示该表项所指定的页是否可读、写或执行。R/W对页的写保护只在处理器处于用户特权级时发挥作用；在系统特权级下，该位被忽略。
B0：P，存在属性位，表示该表项是否有效。
在head.s中与页目录表和页表相关的操作包括：（1）在页目录表中设置页目录项指向对应的页表。（2）在页表中设置页表项指向对应的页表。
在页目录表中设置指向上述4个页表的目录项如下：
movl $pg0+7, _pg_dir 即将页目录表的第一项的内容设置为$pg0+7，即0x00001007。其中物理页码为前20位，即0x00001，表示第1个物理内存（注意到物理内存以4K为边界）。该页面对应的属性标志为后面12个字节，即0x007，表示该页存在、用户态可读写。
movl $pg1+7, _pg_dir+4 即将页目录表的第二项的内容设置为$pg1+7，因为每个页目录项占据4个字节，因此为_pg_dir+4。
movl $pg2+7, _pg_dir+8
movl $pg3+7, _pg_dir+12
在4个页表中设置页表项内容的方式如下：因为每个页表占据一个物理页面，为4KB，而每项需要4个字节，因此每个页表为1024项，4个页表共有4096项（0-0xFFF）。
每项的映射内容是当前项所映射的物理内存地址＋该页的标志（这里均为7）。填充的方式是从最后一个页表的最后一项开始按倒退顺序填写。一个页表的最后一项在页表中的位置是1023*4＝4092。因此最后一页的最后一项的位置就是$pg3+4092，它映射到的物理页面号为0xFFF，对应的代码如下：
movl $pg3+4092, %edi
movl $0xFFF07, %eax
之后，每填好一项，物理地址值减去0x1000，每项的值减4个字节，直至物理地址小于0。
在设置好页目录表和页表后，就可以设置页目录基址寄存器CR3的值，指向页目录表。
xor1 %eax, %eax
movl %eax, %cr3
并设置启动使用分页处理（CR0的PG标志，为31）
movl %CR0, %eax
orl $0x80000000, %eax
movl %eax, %cr0
 
5. 跳转到/init/main.c
至此，调用返回指令，将堆栈中的main程序的地址弹出，并开始运行/init/main.c程序。
与压栈相关的指令如下：
push1 $0
push1 $0
push1 $0
push1 $L6
push1 $_main
调用返回指令代码如下：
ret
 
在head.s程序执行结束后，已经正式完成了内存页目录和页表的设置，并重新设置了内核实际使用的中断描述符表和全局描述符表。此时system模块在内存中的详细映像如下：
0x0000--0x0FFF：内存页目录表（4KB）
0x1000--0x1FFF：内存页表PG0（4KB）
0x2000--0x2FFF：内存页表PG1（4KB）
0x3000--0x3FFF：内存页表PG2（4KB）
0x4000--0x4FFF：内存页表PG3（4KB）
0x5000--0x53FF：软盘缓冲区（1KB）
head.s部分代码
中断描述符表IDT（2KB）
全局描述符表GDT（2KB）
main.c程序代码
kernel模块代码
mm模块代码
fs模块代码
lib模块代码

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