1.setup.s
setup中，操作系统接手硬件，初始化
开机做两件事：bootsect读入系统，setup初始化
!
! setup.s (C) 1991 Linus Torvalds
!
! setup.s is responsible for getting the system data from the BIOS,
! and putting them into the appropriate places in system memory.
! both setup.s and system has been loaded by the bootblock.
!
! This code asks the bios for memory/disk/other parameters, and
! puts them in a "safe" place: 0x90000-0x901FF, ie where the
! boot-block used to be. It is then up to the protected mode
! system to read them from there before the area is overwritten
! for buffer-blocks.
!
! setup.s 负责从BIOS 中获取系统数据，并将这些数据放到系统内存的适当地方。
! 此时setup.s 和system 已经由bootsect 引导块加载到内存中。
!
! 这段代码询问bios 有关内存/磁盘/其它参数，并将这些参数放到一个
! “安全的”地方：0x90000-0x901FF，也即原来bootsect 代码块曾经在
! 的地方，然后在被缓冲块覆盖掉之前由保护模式的system 读取。
!
entry start
start:
! ok, the read went well so we get current cursor position and save it for
! posterity.
! ok，整个读磁盘过程都正常，现在将光标位置保存以备今后使用。
mov ax,#INITSEG ! this is done in bootsect already, but...
mov ds,ax !将ds 置成#INITSEG(0x9000)。
!这已经在bootsect 程序中设置过，但是现在是setup 程序，Linus 觉得需要再重新设置一下。
mov ah,#0x03 ! read cursor pos
! BIOS 中断0x10 的读光标功能号 ah = 0x03,输入：bh = 页号,返回：ch = 扫描开始线，cl = 扫描结束线，
! dh = 行号(0x00 是顶端)，dl = 列号(0x00 是左边)。
xor bh,bh
int 0x10 ! save it in known place, con_init fetches
mov [0],dx ! it from 0x90000.dx是0x90000
! 上两句是说将光标位置信息存放在0x90000 处，控制台初始化时会来取。
! Get memory size (extended mem, kB) ! 下面3 句取扩展内存的大小值（KB）。
! 是调用中断0x15，功能号ah = 0x88
! 返回：ax = 从0x100000（1M）处开始的扩展内存大小(KB)。
! 若出错则CF 置位，ax = 出错码。
mov ah,#0x88
int 0x15 ! BIOS中断int 0x15，用于获得物理内存的大小，放到ax中
mov [2],ax ! 将扩展内存数值存在0x90002 处（1 个字）。
! ax赋值给[2]，[2]是间接寻址，[2]前有默认的段寄存器，存的是0x9000
! [2]是将0x9000左移4位加2，即0x90002，存的数值用于扩展内存的大小
! 操作系统要管理内存，要知道内存有多大
……
! now we want to move to protected mode ... ! 从这里开始我们要保护模式方面的工作了。
cli ! no interrupts allowed ! ! 此时不允许中断。
! first we move the system to it's rightful place
! 首先我们将system 模块移到正确的位置。
! bootsect 引导程序是将system 模块读入到从0x10000（64k，SYSSEG=0x1000）开始的位置。由于当时假设
! system 模块最大长度不会超过0x80000（512k），也即其末端不会超过内存地址0x90000，
! 所以bootsect 会将自己移动到0x90000 开始的地方，并把setup 加载到它的后面。
! 下面这段程序的用途是再把整个system 模块移动到0x00000 位置，即把从0x10000 到0x8ffff
! 的内存数据块(512k)，整块地向内存低端移动了0x10000（64k）的位置。
mov ax,#0x0000
cld ! 'direction'=0, movs moves forward
! 移动
do_move:
mov es,ax ! destination segment ! es:di 目的地址(初始为0x0000:0x0)
add ax,#0x1000
cmp ax,#0x9000 ! 已经把从0x8000 段开始的64k 代码移动完
jz end_move
mov ds,ax ! source segment
sub di,di ! di 减为0，ds:si 源地址(初始为0x1000:0x0)
sub si,si ! si 减为0
mov cx,#0x8000 ! 移动0x8000 字（64k 字节）。
rep
movsw
jmp do_move
! 将操作系统移动到0x0000（es:di）处，地址0x0000-0x80000用于放操作系统
! 之前的0x7c00要腾出空间给操作系统
内存地址：0x90000，长度：2，名称：光标位置
内存地址：0x90002，长度：2，名称：扩展内存数
内存地址：0x9000C，长度2，名称：显卡参数
内存地址：0x901FC，长度：2，名称：根设备号
下边要进入保护模式了
! then we load the segment descriptors
! 此后，我们加载段描述符。
! 从这里开始会遇到32 位保护模式的操作，因此需要Intel 32 位保护模式编程方面的知识了,
! 有关这方面的信息请查阅列表后的简单介绍或附录中的详细说明。这里仅作概要说明。
!
! lidt 指令用于加载中断描述符表(idt)寄存器，它的操作数是6 个字节，0-1 字节是描述符表的
! 长度值(字节)；2-5 字节是描述符表的32 位线性基地址（首地址），其形式参见下面
! 219-220 行和223-224 行的说明。中断描述符表中的每一个表项（8 字节）指出发生中断时
! 需要调用的代码的信息，与中断向量有些相似，但要包含更多的信息。
!
! lgdt 指令用于加载全局描述符表(gdt)寄存器，其操作数格式与lidt 指令的相同。全局描述符
! 表中的每个描述符项(8 字节)描述了保护模式下数据和代码段（块）的信息。其中包括段的
! 最大长度限制(16 位)、段的线性基址（32 位）、段的特权级、段是否在内存、读写许可以及
! 其它一些保护模式运行的标志。参见后面205-216 行。
!
end_move:
mov ax,#SETUPSEG ! right, forgot this at first. didn't work :-)
mov ds,ax ! ds 指向本程序(setup)段。
lidt idt_48 ! load idt with 0,0，IDT 是保护模式下的中断函数表
! 加载中断描述符表(idt)寄存器，idt_48 是6 字节操作数的位置
! 前2 字节表示idt 表的限长，后4 字节表示idt 表所处的基地址。
lgdt gdt_48 ! load gdt with whatever appropriate，GDT是保护模式下的寻址表
! 初始化表，加载全局描述符表(gdt)寄存器，gdt_48 是6 字节操作数的位置
! that was painless, now we enable A20
! 以上的操作很简单，现在我们开启A20 地址线。参见程序列表后有关A20 信号线的说明。
! 8042是键盘控制器，其输出端口P2用来控制A20地址线
call empty_8042 ! 等待输入缓冲器空。只有当输入缓冲器为空时才可以对其进行写命令。
mov al,#0xD1 ! command write ! 0xD1 命令码-表示要写数据到8042 的P2 端口
out #0x64,al ! P2 端口的位1 用于A20 线的选通。
call empty_8042 ! 等待输入缓冲器空，看命令是否被接受。
mov al,#0xDF ! A20 on ! 选通A20 地址线的参数。
out #0x60,al ! 数据要写到0x60 口。
call empty_8042 ! 输入缓冲器为空，则表示A20 线已经选通。
! well, that went ok, I hope. Now we have to reprogram the interrupts :-(
! we put them right after the intel-reserved hardware interrupts, at
! int 0x20-0x2F. There they won't mess up anything. Sadly IBM really
! messed this up with the original PC, and they haven't been able to
! rectify it afterwards. Thus the bios puts interrupts at 0x08-0x0f,
! which is used for the internal hardware interrupts as well. We just
! have to reprogram the 8259's, and it isn't fun.
!! 希望以上一切正常。现在我们必须重新对中断进行编程??
!! 我们将它们放在正好处于intel 保留的硬件中断后面，在int 0x20-0x2F。
!! 在那里它们不会引起冲突。不幸的是IBM 在原PC 机中搞糟了，以后也没有纠正过来。
!! PC 机的bios 将中断放在了0x08-0x0f，这些中断也被用于内部硬件中断。
!! 所以我们就必须重新对8259 中断控制器进行编程，这一点都没劲。
……
! well, that certainly wasn't fun :-(. Hopefully it works, and we don't
! need no steenking BIOS anyway (except for the initial loading :-).
! The BIOS-routine wants lots of unnecessary data, and it's less
! "interesting" anyway. This is how REAL programmers do it.
!
! Well, now's the time to actually move into protected mode. To make
! things as simple as possible, we do no register set-up or anything,
! we let the gnu-compiled 32-bit programs do that. We just jump to
! absolute address 0x00000, in 32-bit protected mode.
!! 哼，上面这段当然没劲，希望这样能工作，而且我们也不再需要乏味的BIOS 了（除了
!! 初始的加载。BIOS 子程序要求很多不必要的数据，而且它一点都没趣。那是“真正”的
!! 程序员所做的事。
! 这里设置进入32 位保护模式运行。首先加载机器状态字(lmsw - Load Machine Status Word)，也称
! 控制寄存器CR0，其比特位0 置1 将导致CPU 工作在保护模式。
mov ax,#0x0001 ! protected mode (PE) bit ! 保护模式比特位(PE)。
lmsw ax ! This is it! ! 就这样加载机器状态字!
jmpi 0,8 ! jmp offset 0 of segment 8 (cs) ! 跳转至cs 段8，偏移0 处。
! 跳转至0处，即跳转到system
! jmpi 0,8 将0 赋给IP，将8赋给CS，cs=8用来插gdt，按照之前的寻址方式，段寄存器=CS<<4+IP=0x80,
! 这种寻址方式，CS和IP都是16位寄存器，CS<<4+IP，最多是20位地址，最大值的1M，
! 也就是说 计算机的寻址空间是1M
! 现在的操作系统是4G的，16位->32位，1M->4G,32位也叫保护模式
! 16位与32位的本质区别是CPU的解释程序不一样
! 我们已经将system 模块移动到0x00000 开始的地方，所以这里的偏移地址是0。这里的段
! 值的8 已经是保护模式下的段选择符了，用于选择描述符表和描述符表项以及所要求的特权级。
! 段选择符长度为16 位（2 字节）；位0-1 表示请求的特权级0-3，linux 操作系统只
! 用到两级：0 级（系统级）和3 级（用户级）；位2 用于选择全局描述符表(0)还是局部描
! 述符表(1)；位3-15 是描述符表项的索引，指出选择第几项描述符。所以段选择符
! 8(0b0000,0000,0000,1000)表示请求特权级0、使用全局描述符表中的第1 项，该项指出
! 代码的基地址是0，因此这里的跳转指令就会去执行system 中的代码。
! This routine checks that the keyboard command queue is empty
! No timeout is used - if this hangs there is something wrong with
! the machine, and we probably couldn't proceed anyway.
! 下面这个子程序检查键盘命令队列是否为空。这里不使用超时方法 - 如果这里死机，
! 则说明PC 机有问题，我们就没有办法再处理下去了。
! 只有当输入缓冲器为空时（状态寄存器位2 = 0）才可以对其进行写命令。
empty_8042:
.word 0x00eb,0x00eb ! 这是两个跳转指令的机器码(跳转到下一句)，相当于延时空操作。
in al,#0x64 ! 8042 status port ! 读AT 键盘控制器状态寄存器。
test al,#2 ! is input buffer full? ! 测试位2，输入缓冲器满？
jnz empty_8042 ! yes - loop
ret
gdt: ! 全局描述符表开始处。描述符表由多个8 字节长的描述符项组成。
! 这里给出了3 个描述符项。第1 项无用（206 行），但须存在。第2 项是系统代码段
! 描述符（208-211 行），第3 项是系统数据段描述符(213-216 行)。每个描述符的具体
! 含义参见列表后说明。
.word 0,0,0,0 ! dummy ! 第0个表项，从0开始寻址。第1 个描述符，不用。
! 这里在gdt 表中的偏移量为0x08，当加载代码段寄存器(段选择符)时，使用的是这个偏移值。以8个字节为单位寻址
! 第一个表项，一个word是16位，共4个，表一个项是16*4位
.word 0x07FF ! 8Mb - limit=2047 (2048*4096=8Mb)
.word 0x0000 ! base address=0
.word 0x9A00 ! code read/exec
.word 0x00C0 ! granularity=4096, 386
! 这里在gdt 表中的偏移量是0x10，当加载数据段寄存器(如ds 等)时，使用的是这个偏移值。
.word 0x07FF ! 8Mb - limit=2047 (2048*4096=8Mb)
.word 0x0000 ! base address=0
.word 0x9200 ! data read/write
.word 0x00C0 ! granularity=4096, 386
cr0的最后一位：
置0是16位模式，即 实模式
置1是32位模式，即保护模式
保护模式和实模式下的地址翻译与中断处理
- 实模式下，地址是 CS<<4+IP
- 保护模式下，地址是 根据CS查GDT，查到的值+IP，中断处理的int n，中断函数是查IDT表的n对应的数据
GDT：Global Descriptor Table 全局描述符表，由硬件实现，快。GDT的内容存放，由硬件决定
CS 是selector 选择子，存放的是索引，GDT的index（描述符索引）是 段的描述符 在描述符表的位置，该位置的值 与 IP一起，组成了32位的地址
2.进入system
system模块的第一部分是 head.s
2.1 为什么system模块的第一部分是head.s
这是由Makefile决定的，Makefile:
disk: Image # 表示disk 这个目标要由Image 产生。
dd bs=8192 if=Image of=/dev/PS0 # dd 为UNIX 标准命令：复制一个文件，根据选项进行转换和格式化
# bs=表示一次读/写的字节数。
# if=表示输入的文件，of=表示输出到的文件。
# 这里/dev/PS0 是指第一个软盘驱动器(设备文件)。
Image: boot/bootsect boot/setup tools/system tools/build # 说明目标（Image 文件）是由
# 冒号后面的4 个元素产生，分别是boot/bootsect 和setup 文件、tools/system 和build 文件。
# boot/bootsect依赖的是bootsect.s
# boot/setup依赖的是setup.s
……
# 表示tools/system 文件要由分号右边所列的元素生成。
# 其中 boot/head.o 依赖于head.s
# init/main.o依赖于 main.c
# DRIVERS置驱动
tools/system: boot/head.o init/main.o \
$(ARCHIVES) $(DRIVERS) $(MATH) $(LIBS)
$(LD) $(LDFLAGS) boot/head.o init/main.o \
# $(LD) 是链接，将 boot/head.o init/main.o …… 连接到一起，就有了system
……
-o tools/system > System.map # 生成system 的命令。
# 最后的 > System.map 表示gld 需要将连接映象重定向存放在System.map 文件中。
2.2 head.s
setup是进入保护模式，head是进入之后的初始化
movl $0x10,%eax # 将0x10的值赋给eax，这里是32位汇编，与之前的16位汇编不同
/*
* linux/boot/head.s
*
* (C) 1991 Linus Torvalds
*/
/*
* head.s contains the 32-bit startup code.
*
* NOTE!!! Startup happens at absolute address 0x00000000, which is also where
* the page directory will exist. The startup code will be overwritten by
* the page directory.
*/
/*
* head.s 含有32 位启动代码。
* 注意!!! 32 位启动代码是从绝对地址0x00000000 开始的，这里也同样是页目录将存在的地方，
* 因此这里的启动代码将被页目录覆盖掉。
*/
.text
.globl _idt,_gdt,_pg_dir,_tmp_floppy_area
_pg_dir: # 页目录将会存放在这里。
startup_32: # 18-22 行设置各个数据段寄存器。
movl $0x10,%eax # 对于GNU 汇编来说，每个直接数要以'$'开始，否则是表示地址。
# 每个寄存器名都要以'%'开头，eax 表示是32 位的ax 寄存器。
# 再次注意!!! 这里已经处于32 位运行模式，因此这里的$0x10 并不是把地址0x10 装入各个
# 段寄存器，它现在其实是全局段描述符表中的偏移值，或者更正确地说是一个描述符表项
# 的选择符。这里$0x10 的含义是请求特权级0(位0-1=0)、选择全局描述符表(位2=0)、
# 选择表中第2 项(位3-15=2)。它正好指在当前的Linux 操作系统中，gas 和gld 已经分别更名为as 和ld。
# 向表中的数据段描述符项。
# 下面代码的含义是：置ds,es,fs,gs 中的选择符为setup.s 中构造的数据段（全局段描述符表
# 的第2 项）=0x10，并将堆栈放置在数据段中的_stack_start 数组内，然后使用新的中断描述
# 符表和全局段描述表.新的全局段描述表中初始内容与setup.s 中的完全一样。
# 指向gdt的0x10项（数据段）
mov %ax,%ds
mov %ax,%es
mov %ax,%fs
mov %ax,%gs
lss _stack_start,%esp # 表示_stack_start??ss:esp，设置系统堆栈。
# stack_start 定义在kernel/sched.c，69 行。
call setup_idt # 调用设置中断描述符表子程序。
call setup_gdt # 调用设置全局描述符表子程序。
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 # 因为修改了gdt，所以需要重新装载所有的段寄存器。
mov %ax,%gs # CS 代码段寄存器已经在setup_gdt 中重新加载过了。
lss _stack_start,%esp
# 32-36 行用于测试A20 地址线是否已经开启。采用的方法是向内存地址0x000000 处写入任意
# 一个数值，然后看内存地址0x100000(1M)处是否也是这个数值。如果一直相同的话，就一直
# 比较下去，也即死循环、死机。表示地址A20 线没有选通，结果内核就不能使用1M 以上内存。
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 # '1b'表示向后(backward)跳转到标号1 去（33 行）。若是'5f'则表示向前(forward)跳转到标号5 去。
# 0地址处和1M地址处相同（A20没开启），就死循环
/*
* 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.
*/
/*
* 注意! 在下面这段程序中，486 应该将位16 置位，以检查在超级用户模式下的写保护,
* 此后"verify_area()"调用中就不需要了。486 的用户通常也会想将NE(#5)置位，以便
* 对数学协处理器的出错使用int 16。
*/
# 下面这段程序（43-65）用于检查数学协处理器芯片是否存在。方法是修改控制寄存器CR0，在
# 假设存在协处理器的情况下执行一个协处理器指令，如果出错的话则说明协处理器芯片不存在，
# 需要设置CR0 中的协处理器仿真位EM（位2），并复位协处理器存在标志MP（位1）。
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 # 页表
……
/*
* setup_idt
*
* sets up a idt with 256 entries pointing to
* ignore_int, interrupt gates. It then loads
* idt. Everything that wants to install itself
* in the idt-table may do so themselves. Interrupts
* are enabled elsewhere, when we can be relatively
* sure everything is ok. This routine will be over-
* written by the page tables.
*/
/*
* 下面这段是设置中断描述符表子程序 setup_idt
*
* 将中断描述符表idt 设置成具有256 个项，并都指向ignore_int 中断门。然后加载中断
* 描述符表寄存器(用lidt 指令)。真正实用的中断门以后再安装。当我们在其它地方认为一切
* 都正常时再开启中断。该子程序将会被页表覆盖掉。
*/
# 中断描述符表中的项虽然也是8 字节组成，但其格式与全局表中的不同，被称为门描述符
# (Gate Descriptor)。它的0-1,6-7 字节是偏移量，2-3 字节是选择符，4-5 字节是一些标志。
setup_idt:
lea ignore_int,%edx # 将ignore_int 的有效地址（偏移值）值??edx 寄存器
movl $0x00080000,%eax # 将选择符0x0008 置入eax 的高16 位中。
movw %dx,%ax /* selector = 0x0008 = cs */
# 偏移值的低16 位置入eax 的低16 位中。此时eax 含有
#门描述符低4 字节的值。
movw $0x8E00,%dx /* interrupt gate - dpl=0, present */
# 此时edx 含有门描述符高4 字节的值。
lea _idt,%edi # _idt 是中断描述符表的地址。
mov $256,%ecx
rp_sidt:
movl %eax,(%edi) # 将哑中断门描述符存入表中。
movl %edx,4(%edi)
addl $8,%edi # edi 指向表中下一项。
dec %ecx
jne rp_sidt
lidt idt_descr # 加载中断描述符表寄存器值。
ret
……
# 下面这几个入栈操作(pushl)用于为调用/init/main.c 程序和返回作准备。
# 前面3 个入栈指令不知道作什么用的，也许是Linus 用于在调试时能看清机器码用的?。
# 139 行的入栈操作是模拟调用main.c 程序时首先将返回地址入栈的操作，所以如果
# main.c 程序真的退出时，就会返回到这里的标号L6 处继续执行下去，也即死循环。
# 140 行将main.c 的地址压入堆栈，这样，在设置分页处理（setup_paging）结束后
# 执行'ret'返回指令时就会将main.c 程序的地址弹出堆栈，并去执行main.c 程序去了。
after_page_tables:
pushl $0 # These are the parameters to main :-)
pushl $0 # 这些是调用main 程序的参数（指init/main.c）。
pushl $0
pushl $L6 # return address for main, if it decides to.
pushl $_main # '_main'是编译程序对main 的内部表示方法。
jmp setup_paging # 跳转到 设置页表
L6:
jmp L6 # main should never return here, but
# just in case, we know what happens.
……
setup_paging执行ret后，会执行main函数
进入main后的栈位 0,0,0，L6
main函数的三个参数是0,0,0
main函数返回时进入L6，死循环
head.s 到main.c，从汇编跳到c语言。C语言执行时，最终也转换为汇编执行，所以 C语言的 函数间跳转，也是通过汇编实现的，与汇编跳转到C语言 没有本质区别。
C语言执行函数func时（假设func有3个参数 p1，p2，p3）
执行时，将 返回地址，参数压栈。然后 跳转到该函数处，执行该函数，
当函数执行完，遇到 结束的 } 汇编将其转为ret，从栈中弹出该 返回地址
after_page_tables中，pushl 压栈，栈如下：0 0 0 L6 _main
jmp setup_paging 跳转到 setup_paging，执行setup_paging 函数，执行完遇到ret 跳出该函数，将栈中的 _main 返回，0 0 0 是main函数的参数，返回到 L6，main函数是一个死循环
3. main
3.1 init/main.c
void main (void) /* This really IS void, no error here. */
{ /* The startup routine assumes (well, ...) this */
/* 这里确实是void，并没错。在startup 程序(head.s)中就是这样假设的。 */
……
// 以下是内核进行所有方面的初始化工作。阅读时最好跟着调用的程序深入进去看，实在看
// 不下去了，就先放一放，看下一个初始化调用 -- 这是经验之谈?。
mem_init (main_memory_start, memory_end);
trap_init (); // 陷阱门（硬件中断向量）初始化。（kernel/traps.c，181 行）
blk_dev_init (); // 块设备初始化。 （kernel/blk_dev/ll_rw_blk.c，157 行）
chr_dev_init (); // 字符设备初始化。 （kernel/chr_dev/tty_io.c，347 行）
tty_init (); // tty 初始化。 （kernel/chr_dev/tty_io.c，105 行）
time_init (); // 设置开机启动时间??startup_time（见76 行）。
sched_init (); // 调度程序初始化(加载了任务0 的tr, ldtr) （kernel/sched.c，385）
buffer_init (buffer_memory_end); // 缓冲管理初始化，建内存链表等。（fs/buffer.c，348）
hd_init (); // 硬盘初始化。 （kernel/blk_dev/hd.c，343 行）
floppy_init (); // 软驱初始化。 （kernel/blk_dev/floppy.c，457 行）
sti (); // 所有初始化工作都做完了，开启中断。
// 下面过程通过在堆栈中设置的参数，利用中断返回指令切换到任务0。
move_to_user_mode (); // 移到用户模式。 （include/asm/system.h，第1 行）
if (!fork ())
{ /* we count on this going ok 保证main一直不会退出*/
init ();
}
/*
* NOTE!! For any other task 'pause()' would mean we have to get a
* signal to awaken, but task0 is the sole exception (see 'schedule()')
* as task 0 gets activated at every idle moment (when no other tasks
* can run). For task0 'pause()' just means we go check if some other
* task can run, and if not we return here.
*/
/* 注意!! 对于任何其它的任务，'pause()'将意味着我们必须等待收到一个信号才会返
* 回就绪运行态，但任务0（task0）是唯一的意外情况（参见'schedule()'），因为任务0 在
* 任何空闲时间里都会被激活（当没有其它任务在运行时），因此对于任务0'pause()'仅意味着
* 我们返回来查看是否有其它任务可以运行，如果没有的话我们就回到这里，一直循环执行'pause()'。
*/
for (;;)
pause ();
}main的工作就是 xx_init：内存、中断、设备、时钟、CPU等的初始化
3.2 mm/memory.c
用数据结构+算法 管理硬件
初始化了mem_map数组
//// 物理内存初始化。
// 参数：start_mem - 可用作分页处理的物理内存起始位置（已去除RAMDISK 所占内存空间等）。
// end_mem - 实际物理内存最大地址，决定了mem_map多长，有多大内存。
// 在该版的linux 内核中，最多能使用16Mb 的内存，大于16Mb 的内存将不于考虑，弃置不用。
// 0 - 1Mb 内存空间用于内核系统（其实是0-640Kb）。
void mem_init (long start_mem, long end_mem)
{
int i;
HIGH_MEMORY = end_mem; // 设置内存最高端。
for (i = 0; i < PAGING_PAGES; i++) // 首先置所有页面为已占用(USED=100)状态，
mem_map[i] = USED; // 初始化mem_map数组，即将页面映射数组全置成USED。
i = MAP_NR (start_mem); // 然后计算可使用起始内存的页面号。
end_mem -= start_mem; // 再计算可分页处理的内存块大小。
end_mem >>= 12; // 右移12位，即减掉4k，是一页。从而计算出可用于分页处理的页面数。
while (end_mem-- > 0) // 最后将这些可用页面对应的页面映射数组清零。
mem_map[i++] = 0; // 将 mem_map 数组元素值 置0，1 吊事该内存使用了，0表示没用
}4.操作系统的启动过程
- boot：将操作系统从磁盘读入
- setup：获得一些参数，启动保护模式
- head：初始化GDT表，页表，跳到main
- main：执行好多init，进行初始化，比如 mem_init：内存初始化
操作系统开机：读入曹组哦系统，完成初始化