从网上搜罗一个很详细注释的boot.s版本,加了小小一点点自己的理解,不太多.
用 as86, ld86 可以编译, ubuntu下可以通过 apt install bin86 来安装好像.
; 程序描述:
; boot.s程序编译出的代码共512字节，将被存放在软盘映像文件的第一个扇区中。PC在加电启动时，
; BIOS程序会把启动盘上第一个扇区加载到物理内存0x7c00位置开始处，
; 然后跳转到0x7c00处开始执行boot.s程序代码。
; 本程序(boot.s程序)将内核代码(head.s代码)加载到0x10000处，然后再移动到0x0处0，
; 注意;加载到0x0处是为了设置GDT表时可以简单一些，因而也可以让head.s程序尽量短一些，
; 但不能一开始就加载到0x0处是因为加载操作需要使用BIOS提供的中断过程，而BIOS使用的
; 中断向量表正处于内存0开始的地方，并且在内存1KB开始处是BIOS程序使用的数据区，所以
; 若直接将head代码加载于此将导致BIOS中断过程不能正常运行。
; 最后进入保护模式，并转到0x0处继续运行。
; 其实跟 http://oldlinux.org/Linux.old/bochs/ 里面的那个 linux-0.00-050613.zip ->里的 linux-0.00-rh9.tar.gz
; 里的boot.s小有区别,不过只是写法上的不同, 逻辑上没有差异
; ###############################################################################; BOOTSEG = 0x07c0 ; 前面讲到PC加电启动时会加载本程序到0x7c00处，那为什么这里却是0x7c0,而不
; 是0x7c00呢，因为8086CPU刚启动时是处在实地址模式，实模式下最多寻址1M，
; 并将1MB存储空间分成许多逻辑段，每个段的长度被固定为64K。这样每个存储
; 单元就可以用“段基地址+段内偏移地址”表示。段基地址由16位段寄存器
; 值左移4位表达，段内偏移表示相对于某个段起始位置的偏移量。所以这里的
; 0x07c0实际上是段基地址。
; 所以,是BOOT SEGMENT 启动 段 SYSSEG = 0x1000 ; 将head.s加载于此（这里为什么是0x1000而不是0x10000原因同上） , 系统 段 地址 SYSLEN = ; 内核占用的最大磁盘扇区数，为了简化程序，这里只能加载长度不超过16个扇区
; 的内核，这个作为BIOS的读扇区功能的参数。问：既然仅限制16个扇区，为何以
; 17作为读入扇区数？ 其实这里设置成16系统也能照常运行，多拷贝一个扇区可
; 能出于安全考虑。 只要你的head.s 编译链接后, 不要超过定义的 [扇区数] * 512 个字节就没什么问题 entry start ; 这个的作用是什么？汇编器汇编时必须有一个start指明入口地址，否则出现汇编错误 as86 用的, Gnu as 又是别的伪指令了
start:
jmpi go, #BOOTSEG ; jmpi是段间跳转指令，执行的结果是CS寄存器值变为0x7c0，接下来执
; 行“BOOTSEG:go”处的指令。 为什么需要这句话呢？不写不也是从下
; 面顺序执行吗？ 答：刚开机时所有段寄存器(包括CS)的值为0，数据传
; 送指令是不能把数据传送给CS的，因为CS是代码段寄存器，CS如果被修
; 改程序就无法执行。所以必须用jmpi把cs改为0x7c0。
; 这里要特别注意的是, 加电后, Bios最后一步,只是把 磁盘第一扇区为
; AA55 那512字节的内容,加载到 7c00处而已,CS段,依然是 0,所以才需要这里的jmpi 来这只CS go: mov ax, cs ; ax是属于通用寄存器之一的累加寄存器
mov ds, ax
mov ss, ax ; 让两个段寄存器ds和ss指向0x7c0段，问：1.为何需要让这两个段寄存
; 器指向这里？ 2.为何要通过ax间接传递数据而不能直接赋值呢？答：
; 1.这里是为了让DS和SS指向和代码段一致的段，ss里面存放堆栈段的
; 段地址，sp存放偏移地址，物理地址=ss* 10H+ sp。这样结合下面一
; 句，堆栈从物理地址0x7c00+0x400开始，留1K的代码空间
; 2. 80x86 中规定不能对段寄存器(CS,DS等)直接给立即数
; 说明: ebp 栈底指针, esp-栈顶指针,ebp不知道啥时候用, 但是esp是从高-低发展的, push ax;入栈操作 ,会导致 esp-2. mov sp, #0x400 ; 设置临时栈指针。其值大于程序末端并有一定空间即可。问：1.为何需要
; 一个临时栈指针？ 2.这个值怎么定，程序末端在哪里如何计算？1.中断
; 需要使用到堆栈 2.8086堆栈的生长方向为向下增长。boot.s占用512字节
; ，这里设置成远大于512的任意值就可以。
; 至于中断如何使用堆栈, 可以看看head.s. 0x400 = 1024 , 这里 boot.o 占用了512个字节,所以,这里 从 1024 -> 513 ,就留给了栈空间.
; head.s被加载到了 0x10000 ,所以,更加不会影响到这个区域,再加上,是临时用的话,只要 head.s没有被拷贝到0位置,就不碍事 ; 现在加载内核代码(head.s程序)至0x10000开始处
load_system: ; 问：标号有没有实际作用？标号指明其所在位置的地址
; 首先介绍一下BIOS的0x13的0x02号功能
; BIOS INT 0x13的0x02号功能 - 读扇区 ; INT 0x13/AH=0x02 - 将磁盘上的扇区读入内存
; AH = 0x02
; AL = 要读入的扇区数
; CH = 柱面(磁道)号的低8位
; CL = 位7、6是柱面(磁道号)高2位，位5-0是读入的起始扇区号(从1计，
; 第一扇区存放的是boot.s，第二扇区开始放的是head.s，这里要
; 读的是head.s所以从第二个扇区开始读)
; DH = 磁头号
; DL = 驱动器号
; ES：BX = 缓冲区(用于保存读入扇区)的位置
; 返回值：
; AH = 状态码
; AL = 读到的扇区数
; CF = 失败为1，成功为0
; 这里只是操作硬盘IO的功能函数,了解一下即可.不会对系统的理解造成影响
mov ch, #0x00 ; 磁道号的 低八位
mov cl, #0x02 ; 问：为什么是加载2号扇区？答：因为磁盘的第一扇区放置的即是本程序
; (引导启动程序boot.s)，而紧邻的第二扇区开始则放置内核代码head.s
; 。扇区号从1开始计算。
; 这里,是通过Makefile 的 dd 命令把 boot 和 head放到一起的,并不是一起编译的, as86 ld86 编译链接 boot , Gnu as ,Gnu ld 编译链接的 head --> system,
; 从Makefile 很容易就能看出来
mov dh, #0x00 ; 磁头号
mov dl, #0x00 ; 问：驱动器是指什么？这里的驱动器号是0，表示floppya,即第一个软盘驱动器。
mov ax, #SYSSEG ; 不能直接执行mov es, #SYSSEG,编译时会出现illegal immediate mode
mov es, ax ; 错误,因为80x86中规定不能对段寄存器(CS,DS等)直接给值/立即数
; 上面介绍了 es:bx 指定了数据到从磁盘中读取到内存的哪儿, 所以 es = 0x1000, bx = 0,就是我们想要的 0x10000 处了.
xor bx, bx ; 将内核放置于1000:0000位置处 , xor 异或, 只是为了复位为0
mov ah, #0x02
mov al, #SYSLEN
int 0x13 ; 设置好各项参数后即可调用BIOS的0x13功能 , 如果出错 CF会被置位 1
jnc ok_load ; jnc(jump not c)是一跳转指令，当进位标记C为0时跳转，为1时执行后面的指令
die: jmp die ; 这里其实可以打印出错结果的 Todo: ?????? ; 到目前为止我们已将内核代码从磁盘读入到内存中指定位置了，下面就开始将内核
; 代码转移到0x0这个内存开始位置。共移动8K字节((16个扇区*512B/每扇区)/1024=8KB)。
;
ok_load:
cli ; 关中断 问：为何在开始移动时要关中断，是为了防止什么事件的发生吗？
; 若不关会怎样？
; 在搬移之前先介绍一下REP指令及MOVW指令
; REP：重复前缀，字符串操作本身每次只处理一个内存值，但如果使用重复前
; 缀的话，该指令就会使用ECX作为计数器进行重复。换句话说，就是可以用一
; 条指令处理整个数组。
; MOVW：将DS：SI（源变址寄存器）的内容送至ES（附加段数据寄存器）：DI
; （目的变址寄存器），是复制过去，原来的代码还在。
; 附：ES和DS的功能相同，程序中设有多个数据段时，可以选用ES寄存器。一般
; 在串处理时用得比较多。比如将一段内存空间存储的数据复制到另一段空间，可
; 以分别设置DS：SI指向源存储数据的地址，ES：DI指向目的存储数据的地址
#
mov ax, #SYSSEG ; 移动开始位置：DS:SI=0x1000:0；目的位置：ES:DI=0:0
mov ds, ax ; DS = 0x1000
xor ax, ax ; 清零
mov es, ax ; 目标 0
mov cx, #0x1000 ; 设置共移动4K次，每次1个字（即移动16个扇区的代码）。 cx 计数寄存器, 0x1000 = 4096
sub si, si ; si 清零
sub di, di ; di 清零
rep
movw ; 执行重复移动指令 , 貌似as86 需要换行,才会编译通过
; ##################################################################################; ; 加载IDT和GDT基地址寄存器IDTR和GDTR
mov ax, #BOOTSEG
mov ds, ax ; 让DS重新指向0x7c0段（问：1.不一定要让数据段指向这个位置吧？ 答：这里必
; 须让ds重新指向0x07c0段，因为lidt和lgdt隐含的完整格式上是ds:idt_operand和
; ds:gdt_operand，会在ds:operand这个位置去寻找它们的六字节操作数。2.这时
; 的情况是不是：0x0-0x2000：简单内核的代码区；0x7c00：数据段起始地址； lidt idt_48 ; 加载IDTR。6字节操作数：2字节表长度，4字节线性基地址
lgdt gdt_48 ; 加载GDTR。6字节操作数：2字节表长度，4字节线性基地址 ; 设置好了中断描述符表IDT和全局描述符表GDT，并且加载好IDTR和GDTR后，准备进入保护模式
; 设置控制寄存器CR0(即机器状态字)，进入保护模式。段选择符值8对应GDT表中第2个段描述符
; 控制寄存器(CR0、CR1、CR2和CR3)用于控制和确定处理器的操作模式以及当前执行任务的特性
; CR0中含有控制处理器操作模式和状态的系统控制标志
; CR1保留不用
; CR2含有导致页错误的线性地址
; CR3含有页目录表物理内存基地址（因此该寄存器也被称为页目录基地址寄存器PDBR） mov ax, #0x0001 ; (操作数的第四位是0x1=0001，将传给CR0)
; 先介绍一下LMSW指令：LMSW: Load Machine Status Word(置处理器状态字) 只有操作数的低4
; 位被存入CR0，只有PE(位0)，MP(位1)和EM(位2)和TS(位3)被改写，CR0其他位不受影响。
lmsw ax ; 设置CR0，进入保护模式。
; 先介绍下JMPI指令（段间跳转指令），在实模式下JMPI B, A 是跳到以A为段基地址，以B为偏
; 移地址处执行，在保护式下JMPI B,A是跳转到以A为段选择符，偏移为B处执行。JMP是段内的跳转
jmpi , ; 然后跳转至段选择符指定的段中，偏移0处 jmpi: 偏移, 段,其实就是设置了 cs= 0x8, ip = 0x0
; 注意此时段值已是段选择符。该段的线性基地址是0。
; 这个8是怎么来的？这个8(实际是 0x0008 ，二进制：0000000000001 0 00)是段选择符，由
; 段选择符的定义可知，该选择符选择的是RPL为0，TI=0,表示索引GDT,描述符索引=0x1, 索引为1的GDT描述符，前面的lgdt指令已
; 经在GDTR寄存器中存放了GDT表的位置跟长度，每个段描述符固定占用8字节，所以根据索引
; 值就可以找到GDT表中的段描述1，可以看到该段基地址是0x0000000，加上偏移值0，上面只是置位了PE为1, PG没动, 所以只开启了保护,没有开启分页.
; 这里没有开启分页保护，所以是跳到物理地址0处执行。 ;下面是全局描述符表GDT的内容。其中包含3个段描述符。第1个不用，另2个是代码和数据段描述符
gdt: .word ,,, ; 段描述符0，不用。每个描述符项占8字节。 .word 0x07FF ; 段描述符1，7ff是段限长的0-15位, =8M，（2048*4096 = 8M）
.word 0x0000 ; 段基地址是0x00000000
.word 0x9A00 ;9A= 1001 1010 基地址16-23=0, type=1010, P/DPL/S = 1 00 1, s=1 代码/数据段, TYPE=1010 = 可读可执行的代码段
.word 0x00C0 ; C0 = 1100 0000 颗粒度：4K 0000段限长的一部分, =0,不用在意 1100 G/DB/0/AVL, G 粒度,1=4K,DB=1 ,32位段
; 所以,当jmpi 0,8 执行后, 通过cs,会找到gdt的这个段选择符, 段基址是 0x0,段长度8M,然后执行(因为ok_load,已经把 0x10000出的head.s代码,都拷贝到了0x0出, 所以,可以顺利执行head.s代码了)
.word 0x07FF ; 段描述符2
.word 0x0000 ; 同上
.word 0x9200 ; 92 1001 0010, 还是 P存在, S=1,代码/数据段 TYPE=0010 , 可读写数据段
.word 0x00C0 ;同上 ; 下面分别是LIDT和LGDT指令的6字节操作数
idt_48: .word ; idt 段限长 0
.word , ; 基地址 0x0
gdt_48: .word 0x7ff ; gdt 段限长 2047, 一个描述符8个字节, 大约存 256个描述符, 实际上面就存了 3个, 第一个CPU规定,必须默认是 null
.word 0x7c00+gdt, ; 基地址 这里gdt的偏移不会太大,所以,可以理解成, 高四位全是0, 低四位 0x7c00 +gdt,说白了, 就是相对于启动地址7c00再偏移到 gdt标签定义的那里
; 这里的段限长,其实主要是用来检查的, 如果非要读取gdt的 第3项之后的东西, 肯定是有问题的,毕竟就定义了3个项,但是有限制长度是256,不出错才有鬼 .org ; 问：这是什么？
; 答：.org指令表示以后的内容从510字节开始存放，下面的AA55是引导
; 扇区的结束标志，占二字节，这就是为什么boot.s刚好占512字节的原因，
; 如果该标志错误系统就不能启动。 .word 0xAA55 ; 启动扇区标识, 第一扇区512的最后两个字节是AA55即可