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重新设置idt和gdt
正式进入 c 语言写的 main.c 之前的 head.s 究竟写了点啥？head.s 文件很短：
_pg_dir:
_startup_32:
mov eax,0x10
mov ds,ax
mov es,ax
mov fs,ax
mov gs,ax
lss esp,_stack_start
注意到开头有个标号 _pg_dir。先留个心眼，这个表示页目录，之后在设置分页机制时，页目录会存放在这里，也会覆盖这里的代码。
再往下连续五个 mov 操作，分别给 ds、es、fs、gs 这几个段寄存器赋值为 0x10，根据段描述符结构解析，表示这几个段寄存器的值为指向全局描述符表中的第二个段描述符，也就是数据段描述符。
最后 lss 指令相当于让 ss:esp 这个栈顶指针指向了 _stack_start 这个标号的位置。还记得图里的那个原来的栈顶指针在哪里吧？往上翻一下，0x9FF00，现在要变咯。
这个 stack_start 标号定义在了很久之后才会讲到的 sched.c 里，我们这里拿出来分析一波。
long user_stack[4096 >> 2];
struct
{
long *a;
short b;
}
stack_start = {&user_stack[4096 >> 2], 0x10};
这啥意思呢？首先，stack_start 结构中的高位 8 字节是 0x10，将会赋值给 ss 栈段寄存器，低位 16 字节是 user_stack 这个数组的最后一个元素的地址值，将其赋值给 esp 寄存器。
赋值给 ss 的 0x10 仍然按照保护模式下的段选择子去解读，其指向的是全局描述符表中的第二个段描述符（数据段描述符），段基址是 0。
赋值给 esp 寄存器的就是 user_stack 数组的最后一个元素的内存地址值，那最终的栈顶地址，也指向了这里（user_stack + 0），后面的压栈操作，就是往这个新的栈顶地址处压咯。
继续往下看:
call setup_idt ;设置中断描述符表
call setup_gdt ;设置全局描述符表
mov eax,10h
mov ds,ax
mov es,ax
mov fs,ax
mov gs,ax
lss esp,_stack_start
先设置了 idt 和 gdt，然后又重新执行了一遍刚刚执行过的代码。
为什么要重新设置这些段寄存器呢？因为上面修改了 gdt，所以要重新设置一遍以刷新才能生效。那我们接下来就把目光放到设置 idt 和 gdt 上。
中断描述符表 idt 我们之前没设置过，所以这里设置具体的值，理所应当。
setup_idt:
lea edx,ignore_int
mov eax,00080000h
mov ax,dx
mov dx,8E00h
lea edi,_idt
mov ecx,256
rp_sidt:
mov [edi],eax
mov [edi+4],edx
add edi,8
dec ecx
jne rp_sidt
lidt fword ptr idt_descr
ret
idt_descr:
dw 256*8-1
dd _idt
_idt:
DQ 256 dup(0)
最终效果：中断描述符表 idt 里面存储着一个个中断描述符，每一个中断号就对应着一个中断描述符，而中断描述符里面存储着主要是中断程序的地址，这样一个中断号过来后，CPU 就会自动寻找相应的中断程序，然后去执行它。
那这段程序的作用就是，设置了 256 个中断描述符，并且让每一个中断描述符中的中断程序例程都指向一个 ignore_int 的函数地址，这个是个默认的中断处理程序，之后会逐渐被各个具体的中断程序所覆盖。比如之后键盘模块会将自己的键盘中断处理程序，覆盖过去。
那现在，产生任何中断都会指向这个默认的函数 ignore_int，也就是说现在这个阶段你按键盘还不好使。
设置中断描述符表 setup_idt 说完了，那接下来 setup_gdt 就同理了。我们就直接看设置好后的新的全局描述符表长什么样吧？
_gdt:
DQ 0000000000000000h ;/* NULL descriptor */
DQ 00c09a0000000fffh ;/* 16Mb */
DQ 00c0920000000fffh ;/* 16Mb */
DQ 0000000000000000h ;/* TEMPORARY - don't use */
DQ 252 dup(0)
其实和我们原先设置好的 gdt 一模一样。
也是有代码段描述符和数据段描述符，然后第四项系统段描述符并没有用到，不用管。最后还留了 252 项的空间，这些空间后面会用来放置任务状态段描述符 TSS 和局部描述符 LDT，这个后面再说。
为什么原来已经设置过一遍了，这里又要重新设置一遍，你可千万别想有什么复杂的原因，就是因为原来设置的 gdt 是在 setup 程序中，之后这个地方要被缓冲区覆盖掉，所以这里重新设置在 head 程序中，这块内存区域之后就不会被其他程序用到并且覆盖了，就这么个事。
说的口干舌燥，还是来张图吧:
如果你本节的内容完全不能理解，那就记住最后这张图就好了，本节代码就是完成了这个图中所示的一个指向转换而已，并且给所有中断设置了一个默认的中断处理程序 ignore_int，然后全局描述符表仍然只有代码段描述符和数据段描述符。
好了，本节就是两个描述符表位置的变化以及重新设置，再后面一行代码就是又一个令人兴奋的功能了！
jmp after_page_tables
...
after_page_tables:
push 0
push 0
push 0
push L6
push _main
jmp setup_paging
L6:
jmp L6
那就是开启分页机制，并且跳转到 main 函数!
这可太令人兴奋了！开启分页后，配合着之前讲的分段，就构成了内存管理的最最底层的机制。而跳转到 main 函数，标志着我们正式进入 c 语言写的操作系统核心代码！
Intel内存管理：分段与分页
先瞧瞧这分页机制是如何开启的，也就是 setup_paging 这个标签处的代码：
setup_paging:
mov ecx,1024*5
xor eax,eax
xor edi,edi
pushf
cld
rep stosd
mov eax,_pg_dir
mov [eax],pg0+7
mov [eax+4],pg1+7
mov [eax+8],pg2+7
mov [eax+12],pg3+7
mov edi,pg3+4092
mov eax,00fff007h
std
L3: stosd
sub eax,00001000h
jge L3
popf
xor eax,eax
mov cr3,eax
mov eax,cr0
or eax,80000000h
mov cr0,eax
ret
首先要了解的就是，啥是分页机制？
还记不记得之前我们在代码中给出一个内存地址，在保护模式下要先经过分段机制的转换，才能最终变成物理地址，就是这样:
这是在没有开启分页机制的时候，只需要经过这一步转换即可得到最终的物理地址了，但是在开启了分页机制后，又会多一步转换。
也就是说，在没有开启分页机制时，由程序员给出的逻辑地址，需要先通过分段机制转换成物理地址。但在开启分页机制后，逻辑地址仍然要先通过分段机制进行转换，只不过转换后不再是最终的物理地址，而是线性地址，然后再通过一次分页机制转换，得到最终的物理地址。
分段机制我们已经清楚如何对地址进行变换了，那分页机制又是如何变换的呢？我们直接以一个例子来学习过程。
比如我们的线性地址（已经经过了分段机制的转换）是
15M
二进制表示就是
0000000011_0100000000_000000000000
我们看一下它的转换过程:
也就是说，CPU 在看到我们给出的内存地址后，首先把线性地址被拆分成
高 10 位：中间 10 位：后 12 位
高 10 位负责在页目录表中找到一个页目录项，这个页目录项的值加上中间 10 位拼接后的地址去页表中去寻找一个页表项，这个页表项的值，再加上后 12 位偏移地址，就是最终的物理地址。
而这一切的操作，都由计算机的一个硬件叫 MMU，中文名字叫内存管理单元，有时也叫 PMMU，分页内存管理单元。由这个部件来负责将虚拟地址转换为物理地址。
所以整个过程我们不用操心，作为操作系统这个软件层，只需要提供好页目录表和页表即可，这种页表方案叫做二级页表，第一级叫页目录表 PDE，第二级叫页表 PTE。他们的结构如下:
之后再开启分页机制的开关。其实就是更改 cr0 寄存器中的一位即可（31 位），还记得我们开启保护模式么，也是改这个寄存器中的一位的值。
然后，MMU 就可以帮我们进行分页的转换了。此后指令中的内存地址（就是程序员提供的逻辑地址），就统统要先经过分段机制的转换，再通过分页机制的转换，才能最终变成物理地址。
所以这段代码，就是帮我们把页表和页目录表在内存中写好，之后开启 cr0 寄存器的分页开关，仅此而已，我们再把代码贴上来。
setup_paging:
mov ecx,1024*5
xor eax,eax
xor edi,edi
pushf
cld
rep stosd
mov eax,_pg_dir
mov [eax],pg0+7
mov [eax+4],pg1+7
mov [eax+8],pg2+7
mov [eax+12],pg3+7
mov edi,pg3+4092
mov eax,00fff007h
std
L3: stosd
sub eax,00001000h
jge L3
popf
xor eax,eax
mov cr3,eax
mov eax,cr0
or eax,80000000h
mov cr0,eax
ret
我们先说这段代码最终产生的效果吧。
当时 linux-0.11 认为，总共可以使用的内存不会超过 16M，也即最大地址空间为 0xFFFFFF。
而按照当前的页目录表和页表这种机制，1 个页目录表最多包含 1024 个页目录项（也就是 1024 个页表），1 个页表最多包含 1024 个页表项（也就是 1024 个页），1 页为 4KB（因为有 12 位偏移地址），因此，16M 的地址空间可以用 1 个页目录表 + 4 个页表搞定。
4（页表数）* 1024（页表项数） * 4KB（一页大小）= 16MB
所以，上面这段代码就是，将页目录表放在内存地址的最开头，还记得上一讲开头让你留意的 _pg_dir 这个标签吧？
_pg_dir:
_startup_32:
mov eax,0x10
mov ds,ax
...
之后紧挨着这个页目录表，放置 4 个页表，代码里也有这四个页表的标签项。
.org 0x1000 pg0:
.org 0x2000 pg1:
.org 0x3000 pg2:
.org 0x4000 pg3:
.org 0x5000
最终将页目录表和页表填写好数值，来覆盖整个 16MB 的内存。随后，开启分页机制。此时内存中的页表相关的布局如下。
这些页目录表和页表放到了整个内存布局中最开头的位置，就是覆盖了开头的 system 代码了，不过被覆盖的 system 代码已经执行过了，所以无所谓。
同时，如 idt 和 gdt 一样，我们也需要通过一个寄存器告诉 CPU 我们把这些页表放在了哪里，就是这段代码。
xor eax,eax
mov cr3,eax
你看，我们相当于告诉 cr3 寄存器，0 地址处就是页目录表，再通过页目录表可以找到所有的页表，也就相当于 CPU 知道了分页机制的全貌了。
至此后，整个内存布局如下:
那么具体页表设置好后，映射的内存是怎样的情况呢？那就要看页表的具体数据了，就是这一坨代码:
setup_paging:
...
mov eax,_pg_dir
mov [eax],pg0+7
mov [eax+4],pg1+7
mov [eax+8],pg2+7
mov [eax+12],pg3+7
mov edi,pg3+4092
mov eax,00fff007h
std
L3: stosd
sub eax, 1000h
jpe L3
...
很简单，对照刚刚的页目录表与页表结构看：
前五行表示，页目录表的前 4 个页目录项，分别指向 4 个页表。比如页目录项中的第一项 [eax] 被赋值为 pg0+7，也就是 0x00001007，根据页目录项的格式，表示页表地址为 0x1000，页属性为 0x07 表示改页存在、用户可读写。
后面几行表示，填充 4 个页表的每一项，一共 4*1024=4096 项，依次映射到内存的前 16MB 空间。
画出图就是这个样子，其实刚刚的图就是：
看，最终的效果就是，经过这套分页机制，线性地址将恰好和最终转换的物理地址一样。
现在只有四个页目录项，也就是将前 16M 的线性地址空间，与 16M 的物理地址空间一一对应起来了：
好了，我知道你目前可能有点晕头转向，关于地址，我们已经出现了好多词了，包括逻辑地址、线性地址、物理地址，以及本文中没出现的，你可能在很多地方看到过的虚拟地址。
而这些地址后面加上空间两个字，似乎又成为了一个新词，比如线性地址空间、物理地址空间、虚拟地址空间等。
那就是时候展开一波讨论，将这块的内容梳理一番了。
Intel 体系结构的内存管理可以分成两大部分，也就是标题中的分段和分页。
分段机制在之前几节已经讨论过多次了，其目的是为了为每个程序或任务提供单独的代码段（cs）、数据段（ds）、栈段（ss），使其不会相互干扰。
分页机制是本节讲的内容，开机后分页机制默认是关闭状态，需要我们手动开启，并且设置好页目录表（PDE）和页表（PTE）。其目的在于可以按需使用物理内存，同时也可以在多任务时起到隔离的作用，这个在后面将多任务时将会有所体会。
在 Intel 的保护模式下，分段机制是没有开启和关闭一说的，它必须存在，而分页机制是可以选择开启或关闭的。所以如果有人和你说，它实现了一个没有分段机制的操作系统，那一定是个外行。
再说说那些地址：
逻辑地址：我们程序员写代码时给出的地址叫逻辑地址，其中包含段选择子和偏移地址两部分。
线性地址：通过分段机制，将逻辑地址转换后的地址，叫做线性地址。而这个线性地址是有个范围的，这个范围就叫做线性地址空间，32 位模式下，线性地址空间就是 4G。
物理地址：就是真正在内存中的地址，它也是有范围的，叫做物理地址空间。那这个范围的大小，就取决于你的内存有多大了。
虚拟地址：如果没有开启分页机制，那么线性地址就和物理地址是一一对应的，可以理解为相等。如果开启了分页机制，那么线性地址将被视为虚拟地址，这个虚拟地址将会通过分页机制的转换，最终转换成物理地址。
但实际上，我是不喜欢虚拟地址这个叫法的，因为它在 Intel 标准手册上出现的次数很少，我觉得知道逻辑地址、线性地址、物理地址这三个概念就够了，逻辑地址是程序员给出的，经过分段机制转换后变成线性地址，然后再经过分页机制转换后变成物理地址，就这么简单。
好了，我们终于把这些杂七杂八的，idt、gdt、页表都设置好了，并且也开启了保护模式，之后我们就要做好进入main.c 的准备了，那里是个新世界！
不过进入 main.c 之前还差最后一哆嗦，就是 head.s 最后的代码，也就是上节最后的那段代码。
有个 push _main，把 main 函数的地址压栈了，那最终跳转到这个 main.c 里的 main 函数，一定和这个压栈有关。压栈为什么和跳转到这里还能联系上呢？下一篇将揭秘这个过程，你会发现仍然简单得要死。
进入main前的最后一跃
上节我们跳转到设置分页代码的那个地方（head.s 里），这里有个骚操作帮我们跳转到 main.c：
after_page_tables:
push 0
push 0
push 0
push L6
push _main
jmp setup_paging
...
setup_paging:
...
ret
push 指令就是压栈，五个 push 指令过去后，栈会变成这个样子。
然后注意，setup_paging 最后一个指令是 ret，也就是我们上一回讲的设置分页的代码的最后一个指令，形象地说它叫返回指令，但 CPU 可没有那么聪明，它并不知道该返回到哪里执行，只是很机械地把栈顶的元素值当做返回地址，跳转去那里执行。
再具体说是，把 esp 寄存器（栈顶地址）所指向的内存处的值，赋值给 eip 寄存器，而 cs:eip 就是 CPU 要执行的下一条指令的地址。而此时栈顶刚好是 main.c 里写的 main 函数的内存地址，是我们刚刚特意压入栈的，所以 CPU 就理所应当跳过来了。
当然 Intel CPU 是设计了 call 和 ret 这一配对儿的指令，意为调用函数和返回，具体可以看后面扩展资料里的内容。
至于其他压入栈的 L6 是用作当 main 函数返回时的跳转地址，但由于在操作系统层面的设计上，main 是绝对不会返回的，所以也就没用了。而其他的三个压栈的 0，本意是作为 main 函数的参数，但实际上似乎也没有用到，所以也不必关心。
总之，经过这一个小小的骚操作，程序终于跳转到 main.c 这个由 c 语言写的主函数 main 里了！至此，整个第一部分就圆满结束了，为了跳进 main 函数的准备工作，我称之为进入内核前的苦力活，就完成了！我们看看我们做了什么:
我把这些称为进入内核前的苦力活，经过这样的流程，内存被搞成了这个样子。
之后，main 方法就开始执行了，靠着我们辛辛苦苦建立起来的内存布局，向崭新的未来前进！
资料
[1] 关于逻辑地址-线性地址-物理地址的转换，可以参考 Intel 手册：Intel 3A Chapter 3 Protected-Mode Memory Management
而有关这些地址的定义和说明，在本小节中也做了详细的说明，看这里的介绍是最权威也是最透彻的:
[2] 页目录表和页表的具体结构，可以看 Intel 3A Chapter 4.3 32-bit paging
[3] 关于 ret 指令，其实 Intel CPU 是配合 call 设计的，有关 call 和 ret 指令，即调用和返回指令，可以参考 Intel 手册：Intel 1 Chapter 6.4 CALLING PROCEDURES USING CALL AND RET
可以看到还分为不改变段基址的 near call 和 near ret
以及改变段基址的 far call 和 far ret
压栈和出栈的具体过程，上面文字写的清清楚楚，下面 Intel 手册还非常友好地放了张图
可以看到，我们本文就是左边的那一套，把 main 函数地址值当做 Calling EIP 压入栈，仿佛是执行了 call 指令调用了一个函数一样，但实际上这是我们通过骚操作代码伪造的假象，骗了 CPU。
然后 ret 的时候就把栈顶的那个 Calling EIP 也就是 main 函数地址弹出栈，存入 EIP 寄存器，这样 CPU 就相当于“返回”到了 main 函数开始执行