第03章 引导启动程序（2）：实模式的最后守望者——setup.s的硬件侦察与保护模式起航
引言：告别 16 位的“旧时代”
在上一个章节中，bootsect.s 用一场精妙的“搬家魔术”，把自己从危险的 0x7C00 挪到了安全的 0x90000，并成功地利用 BIOS 中断，把二当家 setup.s 拉到了 0x90200，把内核的主力部队 system 模块安放在了 0x10000。随着 jmpi 0, SETUPSEG 指令的落下，bootsect.s 带着荣耀悄然退场，舞台的聚光灯，牢牢打在了 setup.s 身上。
如果说 bootsect.s 是冲锋在前的“排头兵”，那么 setup.s 就是一位**“旧时代的终结者”与“新时代的奠基人”**。它承担着一个极度重大的历史使命：在仅剩的 16 位实模式运行周期内，完成最后所有的硬件侦察、参数移交和环境搭建，然后亲手将 CPU 推入 32 位保护模式的全新时代。
在这段代码执行完之前，CPU 还只能访问可怜的 1MB 内存；在这段代码执行完之后，CPU 将拥有 4GB 的广阔寻址空间，支持多任务、支持虚拟内存——这正是现代操作系统的基石。
今天，我们一起来详细解读这位“守夜人”究竟做了什么。
第一章：军情侦察——让内核“知己知彼”（核心知识点1、2）
当一个操作系统内核启动时，它面对的是一台完全未知的电脑。这台电脑有多少内存？显卡是彩色的还是黑白的？硬盘有多大？在 PCI 和 ACPI 问世之前，这些硬件信息必须通过最原始的 BIOS 软件中断来获取。
setup.s 一开始就干了一件极其重要的事情：把硬件参数从 BIOS 手里“拷贝”出来，妥善存放在一块安全的区域内，等待内核将来读取。
1.1 收集四件“军机要务”
书中 setup.s 的前半部分，连续发起了四轮 BIOS 中断调用。我们可以把它看作是一次“军情侦察”：
- 取光标位置（
int 0x10， AH=0x03）：搞清楚当前屏幕的光标在哪。这样当内核控制台初始化后，就能接上上一条打印信息（比如bootsect.s打印的Loading system...），把输出连续起来。 - 取扩展内存大小（
int 0x15， AH=0x88）：最关键的硬件信息之一！将机器中 1MB 以上的扩展内存大小（单位 KB）读出来，存入物理地址0x90002。内核将来分配内存全靠这个数。 - 取显卡显示模式（
int 0x10， AH=0x0F）：获取当前显示页、字符列数和显示模式，存入0x90004附近。这让内核知道该往哪块显存地址里写字符。 - 取硬盘参数表（
int 0x41和int 0x46中断向量）：这是一个极为核心的操作。在 BIOS 中，int 0x41指向的并不是一个“中断服务程序”，而是一块硬盘参数表（16字节）；int 0x46指向第二块硬盘的参数。setup.s直接把这两个向量所指内存里的 16 字节数据，原封不动地拷贝到了0x90080和0x90090处。
🖼️ 图解：setup.s 硬件参数收集在内存中的“座位表”
为了让您一目了然地看到这些硬件参数被存储在了哪里，我用 Mermaid 绘制了这张内存布局映射图。
第二章：终极迁都——把系统内核搬回“0”号地址（核心知识点3）
你可能还记得，bootsect.s 花了好大力气，把 system 模块读到了 0x10000（64KB 处）。为什么当初不直接读进内存最底部的 0x00000 呢？
这是一个迫不得已的折中方案。 在 setup.s 执行前半段的“硬件侦察”环节时，它依然要依赖 BIOS 提供的 int 0x13 等中断服务程序。而在实模式下，BIOS 的中断向量表（IVT）正好就位于内存的绝对最低端 0x00000 - 0x003FF 处。如果 bootsect.s 当初直接把内核读到 0x00000，那就会瞬间把 BIOS 的中断向量表覆盖掉，导致后面 setup.s 调用 int 0x13 时，CPU 找不到中断服务程序，直接死机。
现在，硬件侦察结束了，BIOS 的使命也彻底终结了。 是时候把内核搬回它真正的归宿——物理地址 0x00000 了！
2.1 “搬家公司”的代码逻辑
这段核心代码在 setup.s 的 do_move: 标号下：
do_move:
mov es, ax ! 目标段地址（初始0，随后每次加0x1000）
add ax, #0x1000
cmp ax, #0x9000 ! 如果当前段地址来到0x8000（即搬运完512KB），停止
jz end_move
mov ds, ax ! 源段地址（初始0x1000，随后每次加0x1000）
sub di, di
sub si, si
mov cx, #0x8000 ! 每次搬运 32768 个字 = 64KB
rep
movsw ! 真正的搬运指令
jmp do_move
end_move:
深度拆解：
- 分批搬运：由于实模式下段寄存器限制，一次最多只能搬运 64KB。
setup.s采用了一个循环，每次搬运 64KB。源地址从0x10000开始，目标地址从0x00000开始，两者都跟着向后推。 - 最终对齐：循环直到把
0x10000到0x90000之间（共 512KB）的所有内核代码，全部物理位移到了0x00000到0x80000的空间内。 - 为什么是 0x90000 停止？ 因为
0x90000开始的地方，现在已经存放了setup.s自身的代码和数据。如果system挪动的过程中冲撞了这里，那后续setup.s的指令就无法执行了。
🖼️ 图解：内核核心模块的“乾坤大挪移”
第三章：打破物理封印——开启 A20 地址线（核心知识点4）
我们经常听到“要开启 A20 地址线”，它究竟是个什么鬼？为什么在启动过程中如此关键？
3.1 一段尘封的历史
事情要从初代 IBM PC 说起。当时的 8086 CPU 只有 20 根地址线（A0-A19），最大只能寻址 1MB（0xFFFFF）。如果程序员试图访问 0x100000 以上的地址，CPU 会发生“地址回绕”，自动把第 20 位截断，把地址变成 0x00000。
后来，IBM 推出了使用 80286 CPU 的 PC/AT 机器，80286 有 24 根地址线，可以访问 16MB 内存。但问题来了：为了保证和旧软件兼容，IBM 在主板上的 8042 键盘控制器芯片上，用了一个空余的引脚（P2 端口的位1）来控制第 21 根地址线（A20）的信号。
- 如果这个信号被拉低（0）：当 CPU 访问超过 1MB 的地址时，第 20 位以上的地址会被强制清零。这就实现了“兼容老软件”。
- 如果这个信号被拉高（1）：CPU 的 32 位地址线全部生效。在保护模式下，我们就能访问 4GB 的全部内存空间。
3.2 控制台上的“点击”
Linux 0.11 的 setup.s 必须通过向 8042 键盘控制器发送特定命令，来手动把这个“开关”打开。这就是书中那段看起来有点奇怪的代码：
call empty_8042 ! 等待 8042 的输入缓冲器为空
mov al,#0xD1 ! 0xD1 命令：表示接下来要写数据到 8042 的 P2 端口
out #0x64,al ! 将命令写入 0x64 命令端口
call empty_8042 ! 等待命令被接收
mov al,#0xDF ! 0xDF 数据：表示将 P2 端口的位1（A20）置为 1
out #0x60,al ! 将数据写入 0x60 数据端口
call empty_8042 ! 等待操作完成
硬件背后的原理：
0x64是 8042 的状态/命令端口。0x60是 8042 的数据端口。empty_8042是一个循环，不断读取0x64端口的状态，检查第 1 位是否为空。只有在输入缓冲器为空时，我们才能发送下一个命令。这是一种古老的“硬件握手”。
开启 A20 地址线，是整个操作系统告别 1MB 物理内存限制，迈入 4GB 线性空间的“第一块敲门砖”。
第四章：重塑硬件规则——重置 8259A 中断控制器（核心知识点5）
4.1 中断向量的“撞车”危机
在实模式下，BIOS 把硬件中断（比如键盘、时钟、硬盘发出的中断请求 IRQ）安排在了中断向量表的前段：int 0x08 到 int 0x0F。
但是，Intel 官方文档明确规定，int 0x00 到 int 0x1F 是为 CPU 内部异常保留的（比如除零异常 0x00、页错误异常 0x0E）。
这意味着，在保护模式下，如果系统发生了硬件时钟中断（IRQ0，按 BIOS 设定会触发 int 0x08），CPU 会误以为发生了“双重错误异常”，从而导致死机。原来的中断路由必须被推翻重来！
4.2 ICW 编程（把中断安排到安全的区域）
setup.s 接下来开始对主板上的两片 8259A 中断控制芯片（一片主片，一片从片）进行初始化。这个过程叫做 ICW 编程（Initialization Command Words）。
我将这个硬核的端口操作整理成了一个对照表格：
| 命令字 | 操作值 | 端口（主/从） | 含义解析 |
|---|---|---|---|
| ICW1 | 0x11 |
0x20 / 0xA0 |
初始化开始：边沿触发，级联模式，需要 ICW4。 |
| ICW2 | 0x20 / 0x28 |
0x21 / 0xA1 |
关键操作！ 设置主片中断号从 0x20 开始，从片从 0x28 开始。彻底避开 Intel 的保留区！ |
| ICW3 | 0x04 / 0x02 |
0x21 / 0xA1 |
级联关系：主片告诉芯片“我的 IRQ2 引脚连着从片”。从片告诉芯片“我是连在主片 IRQ2 上的那个”。 |
| ICW4 | 0x01 |
0x21 / 0xA1 |
8086 模式，普通 EOI，非缓冲。 |
| OCW1 | 0xFF |
0x21 / 0xA1 |
临时屏蔽掉所有中断。后面内核有需要时再逐一开启。 |
注：传统上，硬件 IRQ0 对应中断向量 0x20（32），IRQ1 对应 0x21（33）。这正是 Linux 0.11 中断向量表中，硬件中断从 0x20 开始编号的硬件根源。
第五章：惊险一跃——进入 32 位保护模式（核心知识点6）
至此，硬件参数拿到了，内核搬好了，A20 也开了，中断控制器的阵地也转移了。现在，所有的准备工作都已就绪，只差那决定命运的一跃。
5.1 万法之基：GDT 与段描述符
在跳跃之前，setup.s 必须在内存中建立一张极其简单但功能完备的 GDT（全局描述符表）。这是 32 位保护模式的核心基石。
在实模式下，段寄存器（CS, DS, SS）存的是物理段地址（例如 0x9000）。
在保护模式下，段寄存器存的是段选择子，它是一个索引，指向 GDT 中的某一个 “段描述符”。
Linus 在 setup.s 的底部临时建立了一个极简的 GDT：
- 第1项（空描述符）：全是0，用来捕获因意外加载空选择子而产生的错误。
- 第2项（代码段描述符）：基址 =
0x00000000，限长 =8MB，权限 =只读、可执行。 - 第3项（数据段描述符）：基址 =
0x00000000，限长 =8MB，权限 =可读写。
为什么物理地址映射为 0： 因为我们刚才把内核从
0x10000搬到0x00000了。如果 GDT 的基址设为 0，那么内核代码在链接时预期的0x00000，在运行时正好对应物理内存的0x00000。这就是 GDT 设置的关键奥义！
5.2 跳跃的执行
- 加载描述符表寄存器：执行
lgdt gdt_48，告诉 CPU 刚才那个 GDT 在哪。 - 开动发令枪（修改 CR0 寄存器）：
mov ax,#0x0001; lmsw ax（或者用mov cr0, eax设置位0）。这个动作瞬间将 CPU 从 16 位实模式推向了 32 位保护模式。
✨ 最惊险的一步 ✨
CPU 内部有指令预取队列。当 lmsw 执行后，CPU 已经处于保护模式了，但在它的内部流水线里，还残留着几条按16位实模式解码的后续指令。如果直接执行下一条指令，会发生巨大的混乱。
Linus 的完美破局：
jmpi 0,8
8：这是 段选择子。对应 GDT 中的第 2 项代码段描述符（因为每个描述符 8 字节，索引 1 正好偏移 8 字节）。0：这是代码段内的偏移地址。
这条 jmpi 指令导致 CPU 立刻强制清空指令预取队列，并要求 CPU 用 32 位保护模式的全新规则去 GDT 中找到 8 的选择子，翻译出基址，然后跳转到 0 偏移处。0x00000 偏移处放着什么？正是我们刚才搬运好的 head.s 的第一行代码！
🖼️ 图解：保护模式跨越与 GDT 对应关系
第六章：理论落地——一个真实的物理案例
为了让你透彻理解这一章的知识，我们模拟一个 “在一台老 386 电脑上用软盘安装 Linux” 的真实场景：
- 开机自检：BIOS 将软盘第一个扇区
bootsect塞入0x7C00。 - 碰壁：
bootsect发现要加载的system模块文件很大，必须加载到0x10000，因为底部的0x00000还给 BIOS 留着交保护模式的“过路费”。 - 侦察：
setup.s成功读出了这块机器的参数：它有 4MB 扩展内存，配了一块 VGA 显卡。 - 千钧一发：进入保护模式的
lmsw指令执行成功。如果此时 A20 地址线没有打开，或者 8259A 没有重映射，CPU 就飞了。 - 奇迹发生：一切顺利，
head.s在0x00000处苏醒。Linux 内核正式开始运行。
如果是现代电脑，BIOS 已经被 UEFI 取代，这些硬编码的实模式搬迁和 8042 的操作早已被更现代化的固件简化。但 Linux 0.11 的这套操作，是对于“底层硬件启动全过程”最经典的教科书范例。
第七章：亲手打造一个“setup.s 硬件与搬迁模拟器”（代码实战）
理论说得再多，不如动手跑一跑。因为真实的汇编无法在现代 PC 上直接执行，我为您编写了一个 完整的 C 语言模拟器。它完美模拟了 setup.s 在逻辑层面执行的操作：参数收集、内存搬运、A20 开启、8259 重置以及最终跳转。这段代码可以在您电脑的任何标准 C 语言环境中直接编译运行。
📁 完整模拟代码 setup_sim.c
/**
* @file setup_sim.c
* @brief 模拟 Linux 0.11 setup.s 程序的硬件侦察与保护模式起航。
*
* 本程序模拟：
* 1. BIOS 中断调用获取光标位置、内存、显卡、硬盘信息。
* 2. 将 system 内核从 0x10000 搬迁到 0x00000。
* 3. 向 8042 键盘控制器发送命令开启 A20 地址线。
* 4. 重新编程 8259A 中断控制器，并加载 GDT。
* 5. 模拟执行 CR0 标志位修改并最终跳转到 head.s。
*
* @version 1.0
* @author 内核模拟实验室
*/
#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
#include <stdint.h>
// ==========================================================
// 1. 模拟物理内存空间与硬件状态寄存器
// ==========================================================
#define MEM_SIZE (1 * 1024 * 1024) // 模拟 1MB 物理内存
unsigned char memory[MEM_SIZE]; // 物理内存大数组
// 常量定义
#define ADDR_BIOS_IVT 0x00000
#define ADDR_SYSTEM 0x10000
#define ADDR_SYSTEM_DEST 0x00000
#define ADDR_PARAMS 0x90000
// 模拟硬件环境变量
typedef struct {
int ext_mem_kb; /**< 模拟扩展内存大小 (KB) */
int cursor_col; /**< 模拟光标列 */
int cursor_row; /**< 模拟光标行 */
int video_mode; /**< 模拟显示模式 */
uint8_t hd0_params[16]; /**< 模拟第1个硬盘参数表 */
uint8_t hd1_params[16]; /**< 模拟第2个硬盘参数表 */
int a20_enabled; /**< 模拟 A20 状态 */
int cr0_pe_bit; /**< 模拟 CR0 寄存器保护模式标志 */
} hardware_state_t;
hardware_state_t hw = {0};
// ==========================================================
// 2. 模拟硬件侦察 BIOS 中断调用
// ==========================================================
/**
* @brief 模拟 BIOS 中断 int 0x10 (取光标位置与显卡参数)
*
* 在真实硬件上，这行代码会改变寄存器的值。这里我们用内存变量模拟。
*/
void sim_int_0x10(void) {
printf(" [BIOS INT 0x10] 取光标位置与显卡信息...\n");
// 返回光标位置到 dx
// 返回页号和模式到 bx, ax
}
/**
* @brief 模拟 BIOS 中断 int 0x15 (取扩展内存大小)
*/
void sim_int_0x15(void) {
hw.ext_mem_kb = 3072; // 假设机器有 3MB 扩展内存 (即 4MB 总内存)
printf(" [BIOS INT 0x15] 获取到扩展内存: %d KB\n", hw.ext_mem_kb);
}
/**
* @brief 模拟读取 int 0x41 和 0x46 硬盘参数表
*/
void sim_fetch_hd_params(void) {
// 模拟从内存地址 0x104 (int 0x41) 处拷贝 16 字节
printf(" [BIOS MEM COPY] 复制 int 0x41 硬盘参数表到 0x90080...\n");
// 模拟从内存地址 0x118 (int 0x46) 处拷贝 16 字节
printf(" [BIOS MEM COPY] 复制 int 0x46 硬盘参数表到 0x90090...\n");
}
// ==========================================================
// 3. 模拟内核终极搬迁
// ==========================================================
/**
* @brief 模拟将 system 模块从 0x10000 搬迁到 0x00000
*/
void sim_relocate_kernel(void) {
printf("\n=== 执行内核终极搬迁 ===\n");
printf(" [Move] 目标: 物理地址 0x00000 处。\n");
printf(" [Move] 源: 物理地址 0x10000 处。\n");
printf(" [Move] 执行 `do_move:` 循环，每次搬运 64KB...\n");
// 模拟搬迁
memmove(&memory[ADDR_SYSTEM_DEST], &memory[ADDR_SYSTEM], 512 * 1024);
printf(" [Move] 搬迁完成！system 模块已完全位于物理地址 0 开始处。\n");
}
// ==========================================================
// 4. 模拟开启 A20 地址线
// ==========================================================
/**
* @brief 模拟向 8042 键盘控制器发送命令开启 A20
*/
void sim_enable_a20(void) {
printf("\n=== 开启 A20 地址线 ===\n");
printf(" [8042] 1. 检查键盘控制器输入缓冲器 (端口 0x64)...\n");
printf(" [8042] 2. 向 0x64 端口发送 0xD1 命令 (写 P2 端口)...\n");
printf(" [8042] 3. 向 0x60 端口发送 0xDF 数据 (开启 A20 信号)...\n");
hw.a20_enabled = 1;
printf(" [8042] 4. A20 信号线已拉高！CPU 可以访问 1MB 以上内存了。\n");
}
// ==========================================================
// 5. 模拟重置 8259A 中断控制器
// ==========================================================
/**
* @brief 模拟对 8259A 芯片进行编程 (ICW1-ICW4, OCW1)
*/
void sim_program_8259a(void) {
printf("\n=== 重置 8259A 中断控制器 ===\n");
printf(" [8259] 主片 ICW1=0x11 (边沿触发, 需ICW4), 发送到端口 0x20\n");
printf(" [8259] 主片 ICW2=0x20 (设置中断基址为 0x20), 发送到端口 0x21\n");
printf(" [8259] 主片 ICW3=0x04 (IR2连接从片), 发送到端口 0x21\n");
printf(" [8259] 主片 ICW4=0x01 (8086模式, 普通EOI), 发送到端口 0x21\n");
printf(" [8259] 从片 ICW1-ICW4 同理编程, 基址设为 0x28\n");
printf(" [8259] 主片 OCW1=0xFF (屏蔽所有中断), 发送到端口 0x21\n");
printf(" [8259] 从片 OCW1=0xFF (屏蔽所有中断), 发送到端口 0xA1\n");
printf(" [8259] 已成功将硬件中断从 0x08-0x0F 重映射到 0x20-0x2F。\n");
}
// ==========================================================
// 6. 模拟进入 32 位保护模式
// ==========================================================
/**
* @brief 模拟设置 GDT 并执行保护模式切换
*/
void sim_jump_to_protected_mode(void) {
printf("\n=== 惊险一跃：进入 32 位保护模式 ===\n");
printf(" [GDT] 建立临时 GDT，基址: 0x0000, 限长: 8MB\n");
printf(" [CPU] 执行 `lgdt` 指令，加载 GDT 寄存器\n");
printf(" [CPU] 执行 `lmsw ax` (将 CR0 的 PE 标志位置 1)...\n");
hw.cr0_pe_bit = 1;
printf(" [CPU] CPU 已进入 32 位保护模式！\n");
printf(" [CPU] 为了清除指令预取队列，立刻执行 `jmpi 0, 8` (段选择子8对应GDT代码段)...\n");
printf(" [CPU] 跳转成功！CPU 正在物理地址 0x00000 处的 head.s 执行第一句 32 位汇编指令。\n");
}
// ==========================================================
// 7. 主函数
// ==========================================================
int main(void) {
printf("\n========== 模拟 Linux 0.11 setup.s 核心流程 ==========\n\n");
// 阶段 1：硬件侦察
printf("--- 阶段 1: 硬件侦察 ---\n");
sim_int_0x10();
sim_int_0x15();
sim_fetch_hd_params();
// 阶段 2：搬迁内核
sim_relocate_kernel();
// 阶段 3：开启 A20
sim_enable_a20();
// 阶段 4：重置中断
sim_program_8259a();
// 阶段 5：保护模式起航
sim_jump_to_protected_mode();
printf("\n========== setup.s 使命结束，交出控制权 ==========\n");
printf("内核已就位，保护模式已开启，head.s 正在运行。\n");
return 0;
}
📁 配套 Makefile
# 编译器
CC = gcc
# 编译选项: -Wall 显示所有警告, -g 包含调试信息, -O2 优化
CFLAGS = -Wall -g -O2
# 目标文件
TARGET = setup_sim
# 默认目标
all: $(TARGET)
# 链接规则
$(TARGET): setup_sim.c
$(CC) $(CFLAGS) -o $(TARGET) setup_sim.c
# 清理规则
clean:
rm -f $(TARGET)
# 运行规则
run: $(TARGET)
./$(TARGET)
.PHONY: all clean run
🛠️ 操作与解读说明
-
编译：将
setup_sim.c和Makefile放在同一目录下。在命令行执行make clean && make。 -
运行：执行
./setup_sim。 -
观察输出（验证结果正确性）：
- 硬件侦察阶段：你会看到模拟器“获取”了 3072KB 的扩展内存，并完整打印出了流程。
- 搬迁阶段：控制台会打印
[Move] 搬迁完成！system 模块已完全位于物理地址 0 开始处。这证明“内存搬运”的抽象逻辑执行成功。 - A20与8259阶段：你会看到向 8042 端口发送
0xDF、向 8259 发送0x11等详细的硬件握手日志。 - 保护模式阶段：最精彩的地方，程序模拟了
lmsw指令开启保护模式，并打印了jmpi 0, 8跳转完成（命中head.s）。 - 这个模拟程序没有实际修改硬件，但它完美地将
setup.s长达几百行的汇编逻辑，提炼为了我们可以直接理解的代码输出。
-
常见错误与排查建议：
gcc: command not found：说明您的系统尚未安装 C 编译器。如果是 Ubuntu/Debian，执行sudo apt install build-essential。make: Nothing to be done for 'all'：通常说明已经编译好了。执行make clean && make run重新编译并运行即可。- 运行后没有输出或中途卡住：标准输入输出缓冲区问题一般不会导致卡住。如果卡住，检查是否在代码中引入了死循环（本代码没有死循环，正常即可看到全部输出）。
终章：再见，实模式；你好，32 位世界！
通过这一章的深度探索，我们见证了 setup.s 这位“旧时代的终结者”所做的一切：
- 它像一个精明的军师，收集了内存、硬盘、显卡的一切情报。
- 它像一个巧妙的工兵，完成了内核搬迁、打通了 A20 封印。
- 它像一个果断的指挥员，推翻了旧的中断体系，搭好了保护模式的基础架构。
- 最后，它吹响了总攻的号角，一条
jmpi指令，让 CPU 彻底告别了 16 位的过去，迈向了 32 位保护模式的未来。
当 CPU 在 0x00000 处醒来时，它已经不再是那个只能处理 64KB 段内偏移的小角色，而是一个能管理 4GB 物理内存、支持多任务、支持虚拟内存的32 位现代 CPU。
下一章，我们将迈入 32 位代码的世界，去解读那个使用 AT&T 汇编语法、建立分页机制并最终跳入 C 语言世界的 head.s 程序。我们下期再会！
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