第03章引导启动程序（0）：从按下电源键到保护模式——揭秘BIOS、实模式与保护模式

青草地溪水旁

21人浏览 · 2026-07-06 22:53:25

青草地溪水旁 · 2026-07-06 22:53:25 发布

引言：一段不到一秒的史诗

你按下电脑的电源按钮，听到风扇开始转动，看到屏幕上闪过一些白色的文字，然后操作系统缓缓升起。这一切发生在几秒之内，平淡无奇。但在这几秒里，你的计算机完成了一次从“混沌”到“有序”的奇迹般的蜕变。

如果我们把这短短几秒的时间拉长、放慢，你会看到这样一幅画面：

第一毫秒：CPU从某个固定的内存地址醒来，它不知道自己是谁，也不知道该做什么。它像个初生的婴儿，只记得一个指令——“去那里”。
第二毫秒：BIOS接管了控制，它开始四处巡视，检查内存、键盘、显卡……像一个严谨的管家，确认一切就绪。
第三毫秒：BIOS找到了你的硬盘或软盘，翻出第一个扇区里的“咒语”——一段只有512字节的代码。它把这段代码小心翼翼地放到内存的一个角落，然后拍了拍它的肩膀：“去吧，接下来的路，你自己走。”
第四毫秒：那段代码开始执行，它先把自己搬到更安全的地方，又召唤了两个同伴，最后三人联手，把CPU从古老的“实模式”带进了现代的“保护模式”。从此，计算机才能真正运行像Linux这样复杂的操作系统。

这就是引导启动程序的故事。而我们要讲的第一部分，就是故事发生之前的世界——那个计算机刚通电时的“原始状态”，以及为什么我们必须从“实模式”跳到“保护模式”。

为了让你能真正理解后续的汇编代码，我们这一章先不急着敲代码，而是把舞台的背景、规矩和角色全盘托出。相信我，当你理解了BIOS、实模式和保护模式，后面的bootsect.s、setup.s和head.s对你来说就不再是天书，而是一部你已经读过剧本的精彩戏剧。

上图的含义：整个启动过程就像一场精心编排的接力赛，从电源键按下到内核开始执行，每一步都环环相扣，缺一不可。

3.1 概述：引导过程的“接力赛”

3.1.1 从电源键到内核——宏观全景

我们先从宏观上看一下整个引导流程，把每一步的角色都认清楚。

第一步：CPU硬复位

当电源稳定供电后，主板上的复位电路会将CPU的RESET引脚拉低一段时间，然后释放。这个复位信号会让CPU内部的所有寄存器回到默认值。其中最关键的，是指令指针（EIP）被设置为0xFFFFFFF0（对于80386及以后的32位CPU）。

这个地址非常特殊。0xFFFFFFF0距离4GB地址空间的顶端只有16个字节。在大多数PC系统中，这个地址被映射到主板上的BIOS ROM芯片——一块即使断电也不会丢失内容的“固件存储器”。CPU从BIOS ROM中取出第一条指令，开始执行。

为什么不是0x00000000？ 因为物理内存（RAM）在刚上电时内容是不确定的（随机值），无法存放可执行的代码。而BIOS ROM是事先烧录好的，内容确定且可靠。所以CPU必须从ROM开始执行。

第二步：BIOS的“管家工作”

BIOS（基本输入输出系统）是一段固化的程序。在1991年的PC中，BIOS通常存储在主板上的EPROM或Flash芯片中。它负责在操作系统接管之前，完成所有硬件的初始化和基本检测。BIOS的主要工作包括：

上电自检（POST，Power-On Self-Test）：检查CPU、内存、键盘、显卡等关键硬件是否存在并正常工作。如果内存有坏块，屏幕会显示错误码或通过蜂鸣器发出特定的报警音（例如，连续短声可能表示内存故障）。这个过程在早期的286/386机器上可能需要十几秒。
初始化硬件：为每个检测到的硬件分配基本的I/O端口、中断号、DMA通道等资源。例如，它会检测显卡类型并初始化显示模式，检测磁盘控制器并配置其I/O地址。
建立中断向量表：在实模式下，BIOS会在物理内存0x0000到0x03FF处建立一个中断向量表（IVT）。这张表共有256个条目，每个条目占4个字节（2字节段地址+2字节偏移量），对应一个中断号。例如：
- int 0x10（向量地址0x0040）：视频服务
- int 0x13（向量地址0x004C）：磁盘服务
- int 0x15（向量地址0x0054）：系统服务（获取内存大小等）
这些中断是引导程序在实模式下与硬件交互的唯一途径——bootsect.s使用int 0x13读取磁盘，int 0x10显示字符串；setup.s使用int 0x15获取内存大小，int 0x10获取光标位置。
扫描扩展ROM：BIOS还会扫描0xC0000到0xDFFFF的地址范围，寻找显卡、网卡等扩展卡的ROM，并执行其中的初始化代码。
寻找启动设备：BIOS按照CMOS中设置的启动顺序（在1991年通常是先A驱后C驱），依次尝试读取每个设备的第一个扇区（512字节）。如果某个扇区的最后两个字节是0xAA55（小端序，内存中为55 AA），BIOS就认为这个设备是可启动的。

第三步：加载引导扇区

找到可启动设备后，BIOS将该设备的第一个扇区（即引导扇区，Master Boot Record或Volume Boot Record）读取到物理内存地址0x7C00（段地址0x07C0，偏移0x0000）。然后，BIOS执行一条跳转指令，把CPU的控制权交给0x7C00处的代码。

为什么是0x7C00？ 这个地址并非随意选择。最早的IBM PC（1981年）只有64KB内存，DOS的引导扇区需要加载到32KB处（0x7C00 = 31,744，正好在32KB以下512字节）。这个传统一直延续下来，即使后来的PC拥有数MB内存，BIOS仍然将引导扇区加载到0x7C00。Linux 0.11遵循了这个约定。

至此，BIOS的使命完成，引导程序开始接管。BIOS提供的中断服务仍然可用，但CPU的控制流已经转移到了引导扇区的代码。

上图说明：BIOS将引导扇区精确地加载到0x7C00这个位置，这是IBM PC历史上的一个约定。它位于内存低端的32KB范围内，既足够低，又不会与中断向量表（0x0000_{0x03FF）和BIOS数据区（0x0400}0x04FF）冲突。这个古老的决定，一直沿用到今天。

第四步：引导程序的三阶段

在Linux 0.11中，引导程序由三个汇编源文件组成，它们分工明确：

文件	大小	加载地址	运行模式	主要任务
`bootsect.s`	512字节	`0x7C00` → `0x90000`	实模式	自我搬迁，加载`setup.s`和`system`模块
`setup.s`	约2KB	`0x90200`	实模式 → 保护模式	收集硬件参数，开启A20，建立GDT/IDT，进入保护模式
`head.s`	约6KB	`0x00000`	保护模式	重建GDT/IDT，检测FPU，开启分页，跳入`main()`

这三个程序就像接力赛的三棒选手：

第一棒（bootsect.s）：从BIOS手中接过“火种”，但它知道自己只有512字节，无法完成所有工作。于是它先把自己搬到更安全的位置（0x90000），然后加载第二棒和第三棒到预定位置。
第二棒（setup.s）：在实模式下完成最后的硬件侦察，然后执行一系列精密操作，将CPU从16位实模式切换到32位保护模式，把接力棒交给第三棒。
第三棒（head.s）：在32位世界中建立分页机制、重建系统表，最终通过一个精巧的栈技巧，跳入C语言世界。

上图说明：引导程序三阶段中，各模块在内存中的位置不断变化。bootsect.s从0x7C00搬到0x90000，为加载setup.s腾出空间；system模块从0x10000搬移到0x00000，为内核在保护模式下运行做好准备。

形象比喻：把整个计算机启动比作一个电影的拍摄过程。

BIOS：制片人，负责搭建场地、准备器材、选角（找到可启动设备）。

bootsect.s：场务，负责把主要演员（setup.s和system模块）请到片场，并把自己挪到后台。

setup.s：导演，负责把场景从“黑白默片”升级到“彩色宽银幕”（从实模式切换到保护模式），并架好所有摄像机（GDT、IDT）。

head.s：摄影指导，负责调整最后的光圈和焦距（分页机制），然后喊“Action！”——把指挥棒交给main()函数，也就是主演。

3.1.2 为什么需要这么复杂的流程？

你可能想问：为什么不能直接把内核加载到内存，然后直接跳转执行？

答案是多重约束下的必然选择。

约束一：8086/80286兼容性

Linux 0.11设计于1991年，目标平台是Intel 80386处理器。但IBM PC/AT体系结构有严格的上电兼容要求：CPU上电时自动进入实模式，以兼容古老的8086/8088程序。BIOS本身也是16位实模式程序，依赖实模式下的中断向量表和1MB地址空间。如果CPU一启动就进入保护模式，BIOS根本无法运行。

所以，任何操作系统都必须从实模式开始，然后自行切换到保护模式。这就是“必须有人在实模式下完成模式切换”的根本原因。

约束二：引导扇区只有512字节

BIOS只读取引导设备的第一个扇区（512字节）。这512字节必须包含引导代码、磁盘参数、可能的错误信息字符串、分区表（如果是硬盘MBR）、以及结尾的引导签名0xAA55。512字节完全不足以容纳一个完整的内核（Linux 0.11编译后约120KB）。因此，引导扇区的代码必须极其精简，只负责加载更大的后续模块。

约束三：中断向量表占用低端内存

在实模式下，物理地址0x00000到0x003FF被中断向量表占用，0x00400到0x005FF被BIOS数据区占用。因此，bootsect.s不能把system模块直接加载到0x00000，只能先放到0x10000（64KB处）。等BIOS不再需要中断向量表之后（即进入保护模式之前），再由setup.s把system从0x10000搬到最终的家0x00000。

约束四：1MB地址空间的限制

实模式下只有20根地址线（A0~A19），最大寻址1MB。但80386有32根地址线，可寻址4GB。为了兼容古老的8086程序（它们依赖地址回绕——访问1MB以上时自动回到0），IBM在主板上设计了一个逻辑门，可以屏蔽第21根地址线（A20）。上电时A20是关闭的，操作系统必须显式开启A20才能访问1MB以上的内存。这就是setup.s中那段向8042键盘控制器发送0xDF命令的由来。

这些约束叠加在一起，决定了引导过程不能是“一步到位”的，而必须是“分段接力”的。每一段代码都有明确的任务，完成后将控制权交给下一段，直到内核完全就绪。

上图说明：四大约束共同决定了引导流程必须是三段式的。每个约束都是一道“关卡”，引导程序必须逐一解决，才能让内核顺利启动。

3.2 实模式与保护模式：两座“城市”的对比

在深入代码之前，我们必须先理解CPU的两种运行模式。它们就像两座完全不同的城市：一座是古老、简单、但缺乏管制的“实模式城”，另一座是现代、复杂、但秩序井然的“保护模式城”。

上图说明：实模式和保护模式的核心区别一目了然。从1MB到4GB，从无保护到有保护，从基址直接寻址到通过描述符表间接寻址——这是计算机体系结构的一次质的飞跃。

3.2.1 实模式：一座“违章建筑”横行的城市

3.2.1.1 实模式的起源与设计

实模式是Intel 8086/8088处理器（1978年发布）引入的一种运行模式。8086有20根地址线，理论上可以寻址2^20 = 1,048,576字节，即1MB的内存空间。在那个年代，1MB已经大得令人惊叹——当时许多计算机只有64KB甚至16KB内存。

寻址方式：段基址:偏移量

在实模式下，内存地址由两部分组成：

段基址（Segment Base）：存储在16位段寄存器中（CS、DS、SS、ES，386以后增加了FS和GS）。
偏移量（Offset）：存储在16位通用寄存器中（IP、SP、SI、DI、BX等）。

物理地址的计算公式是：

物理地址 = (段基址 << 4) + 偏移量

这里的“<< 4”表示左移4位，等价于乘以16。为什么是16？因为8086有20根地址线，但寄存器只有16位。将16位的段基址乘以16后，得到20位的段起始地址，再加上16位的偏移量，最终形成20位的物理地址。

例如：CS = 0x1234，IP = 0x5678，则执行的物理地址为：

0x1234 × 16 + 0x5678 = 0x12340 + 0x5678 = 0x179B8

上图说明：实模式下的地址转换非常直接——段基址左移4位后加上偏移量。这种“段基址:偏移量”的形式，在汇编代码中经常看到，例如mov ax, [0x1234]。

段重叠：由于段基址左移4位，两个相邻的段基址之间相差16字节（而不是64KB）。因此，同一个物理地址可以由多个不同的“段基址:偏移量”组合来表示。例如，0x0000:0x7C00和0x07C0:0x0000都指向物理地址0x7C00。这种“段重叠”是实模式下特有的现象，也是许多底层编程技巧的源头。

3.2.1.2 实模式的“致命缺陷”：没有保护

在实模式下，所有程序都运行在同一个地址空间，没有任何内存保护机制。任何程序都可以：

随意读写任何内存位置（包括BIOS数据区、中断向量表）
执行任何CPU指令（包括特权指令）
访问任何I/O端口

这意味着一个程序的bug（甚至恶意代码）可以轻易地覆盖中断向量表，导致整个系统崩溃。在现代操作系统中，这种“自由”是灾难性的。

但为什么我们还要用实模式？

因为兼容性。1978年到1990年代初，无数DOS程序在实模式下编写。这些程序假设了平坦的内存模型，假设可以随意访问任何内存位置。如果Intel让80386一启动就进入保护模式，所有这些老程序将无法运行。所以，Intel选择了上电时默认进入实模式，让操作系统或引导程序自行决定何时切换到保护模式。

3.2.1.3 实模式下的“中断向量表”

在实模式下，物理内存的0x0000到0x03FF（共1024字节）被BIOS用作中断向量表（IVT）。每个中断号占用4个字节（高2字节是段地址，低2字节是偏移量），总共支持256个中断（从int 0x00到int 0xFF）。

当CPU执行int N指令（或硬件触发中断N）时：

将标志寄存器FLAGS压栈
清除IF（中断使能）和TF（陷阱）标志
将当前CS和IP压栈
从中断向量表读取第N个条目（地址 = N × 4）
将读取到的段地址和偏移量分别加载到CS和IP
从新的CS:IP处继续执行

BIOS在上电时会填充许多中断向量，为操作系统提供基本的硬件访问接口。引导程序正是通过调用这些BIOS中断来完成磁盘读取、屏幕显示、内存查询等操作的。

重要提示：进入保护模式后，中断向量表不再有效。保护模式下使用中断描述符表（IDT），它的格式完全不同。这就是为什么setup.s在进入保护模式前必须用cli关闭中断——在IDT建立之前，任何中断都会导致CPU崩溃。

3.2.2 保护模式：一座秩序井然的现代化都市

3.2.2.1 保护模式的设计目标

保护模式随Intel 80286（1982年）首次引入，在80386（1985年）中得到了极大的完善。80386的保护模式是一个32位的运行环境，其核心设计目标包括：

更大的寻址空间：32根地址线，理论上最大可寻址4GB物理内存。对于1991年的PC来说，这简直是天文数字——当时主流配置是2~4MB。
内存保护：每个内存段都有独立的访问权限（读、写、执行），并且分为4个特权级（Ring 0~3）。操作系统运行在最高特权级（Ring 0），用户程序运行在最低特权级（Ring 3）。任何越权访问都会触发CPU异常，由操作系统处理。
虚拟内存支持：通过可选的分页机制，允许每个进程拥有独立的地址空间。配合“缺页异常”处理，可以实现比物理内存更大的虚拟地址空间（交换到磁盘）。
多任务硬件支持：通过任务状态段（TSS），CPU可以在硬件层面保存和恢复任务的执行状态，实现快速任务切换。

3.2.2.2 寻址方式的根本变革：段选择子与描述符表

在保护模式下，段寄存器里存放的不再是段基址，而是一个段选择子（Segment Selector）。它像一个图书馆里的索引卡片，指向**描述符表（Descriptor Table）**中的某个条目。描述符表可以是全局的（GDT，Global Descriptor Table）或局部的（LDT，Local Descriptor Table）。

上图说明：段选择子是一个16位的“钥匙”，它告诉CPU去哪个描述符表（GDT或LDT）的哪个位置（Index）查找段信息，同时携带了请求者的特权级（RPL）。

段选择子的格式：

位	名称	含义
15~3	Index（13位）	描述符表中的索引，最多8192项
2	TI（1位）	0=使用GDT，1=使用LDT
1~0	RPL（2位）	请求特权级0~3

段描述符的格式（8字节）：

一个描述符定义了段的基址（32位）、限长（20位）、访问权限（类型、特权级等）。这个8字节结构包含了段的所有属性：

字节偏移	字段	含义
0~1	限长[15:0]	段限长低16位
2~3	基址[15:0]	段基址低16位
4	基址[23:16]	段基址中8位
5	访问权限字节	P、DPL、S、TYPE
6	标志位	G、D/B、AVL、限长[19:16]
7	基址[31:24]	段基址高8位

各关键位含义：

基址（Base，32位）：段在4GB线性地址空间中的起始位置。
限长（Limit，20位）：段的大小。配合G位，单位可以是1字节（最大1MB）或4KB（最大4GB）。
G（Granularity）：0=限长以字节为单位，1=以4KB页为单位。
D/B：0=16位代码/数据，1=32位代码/数据。
P（Present）：1=段存在于内存中。
**DPL（Descriptor Privilege Level，位13_{14）**：描述符特权级（0}3）。
TYPE（位8~11）：段的类型——代码/数据、可读/可写、可执行等。

上图说明：段描述符的8个字节中，基址分散在三个位置（字节2_{3、字节4、字节7），限长分散在两个位置（字节0}1、字节6的高4位）。这种分散布局是历史原因造成的（为了兼容80286），在代码中通常使用宏或结构体来组装。

地址转换流程：

上图说明：保护模式下的寻址不再直接使用段基址，而是通过“选择子→描述符表→描述符→基址”的间接路径。这虽然增加了复杂度，但换来了内存保护和更大的寻址空间。如果启用了分页（CR0.PG=1），线性地址还需要经过页表转换才能得到物理地址。

3.2.2.3 特权级与保护机制

保护模式引入了4个特权级（Ring 0~3），从高到低依次为：

特权级	名称	典型用途
Ring 0	最高权限	操作系统内核
Ring 1	高权限	通常未使用（预留给设备驱动）
Ring 2	中权限	通常未使用
Ring 3	最低权限	用户应用程序

Linux 0.11只使用了Ring 0和Ring 3。内核代码和数据运行在Ring 0，用户程序运行在Ring 3。这种隔离保证了用户程序的崩溃不会影响内核，恶意程序也无法直接访问内核内存。

特权级检查涉及三个关键值：

CPL（Current Privilege Level）：当前正在执行的代码的特权级，存储在CS和SS段寄存器的低2位中。
DPL（Descriptor Privilege Level）：描述符中指定的特权级，表示访问该段所需的最低权限。
RPL（Requested Privilege Level）：段选择子中携带的请求特权级。

访问一个段时，CPU会检查：CPL ≤ DPL 且 RPL ≤ DPL（数值越小，权限越高）。如果条件不满足，会触发“一般保护异常”（#GP，中断13）。

上图说明：CPU在访问一个段时，会检查当前特权级（CPL）和请求特权级（RPL）是否都不高于描述符特权级（DPL）。只有两个条件都满足时，访问才被允许。这种双重检查机制为操作系统提供了强大的保护能力。

3.2.2.4 分页机制：虚拟内存的基石

分页机制是80386保护模式的一个可选但极其重要的扩展。Linux 0.11在head.s中开启了分页，因为它需要：

进程隔离：每个进程拥有独立的4GB虚拟地址空间。
按需分配：只有在进程真正访问某个地址时，才为之分配物理页框。
写时复制：fork()系统调用时，父子进程共享同一个物理页，直到某方写入时才复制。

两级页表结构：

80386使用二级页表。32位线性地址被分为三部分：

31              22  21              12  11               0
+------------------+------------------+------------------+
|   页目录索引(10位) |    页表索引(10位)  |    页内偏移(12位) |
+------------------+------------------+------------------+

页目录（Page Directory）：一张4KB的表，包含1024个页目录项（PDE），每个指向一个页表。页目录的物理地址存储在CR3寄存器中。
页表（Page Table）：同样4KB，包含1024个页表项（PTE），每个指向一个4KB的物理页框。
页内偏移：12位，在4KB页内定位具体字节。

上图说明：线性地址通过两级查表（页目录+页表）最终映射到物理地址。页目录表和页表都存放在内存中，CR3寄存器保存页目录表的物理地址，每次进程切换时CR3会被更新。页目录和页表项的低12位用于存储标志位（如存在位P、读写位R/W、用户/超级位U/S等）。

恒等映射（Identity Mapping）：

Linux 0.11在head.s中建立的是恒等映射——即线性地址X被映射到物理地址X。这大大简化了初始化过程：开启分页后，内核代码的地址没有发生任何变化，所有指针依然有效。后续的内存管理代码会在此基础上建立更复杂的映射关系。

3.2.3 为什么必须从实模式切换到保护模式？

3.2.3.1 兼容性的“原罪”

如前所述，CPU上电时默认进入实模式，这是为了兼容古老的BIOS和DOS程序。BIOS代码是16位的，运行在实模式下，依赖中断向量表和1MB地址空间。如果CPU一启动就进入保护模式，BIOS根本无法运行，计算机也就无法完成最基本的硬件初始化。

这就是“原罪”——为了兼容过去，我们必须在起步时选择落后的方式，然后自行切换到先进的方式。

3.2.3.2 保护模式带来的“超能力”

切换到保护模式后，Linux才能发挥它的全部潜力：

4GB寻址：突破1MB限制，可以管理多达4GB的物理内存（实际受限于386的地址线数量——当时大部分386主板只支持16MB或更少，但理论上限是4GB）。
内存保护：用户程序的崩溃不会拖垮内核。内存越界访问会触发异常，由内核捕获处理。
多任务：硬件支持的进程隔离和快速切换。每个进程运行在自己独立的地址空间中。
虚拟内存：每个进程看到的是连续的4GB虚拟地址空间，而物理内存可以是不连续的碎片。结合交换机制，程序可以使用比物理内存更大的地址空间。

3.2.3.3 模式切换的“前置条件”

要进入保护模式，必须完成以下准备：

上图说明：进入保护模式并非一步到位，必须按顺序完成这8个步骤。每一步都有其必要性：关闭中断是为了防止切换过程中被干扰；开启A20是为了访问1MB以上内存；GDT和IDT是保护模式下寻址和中断处理的基础；最后设置CR0.PE并执行段间跳转，CPU才正式切换模式。

关闭中断（cli）：在切换过程中，任何中断都可能导致不可预知的结果——因为中断向量表在保护模式下不再有效。
开启A20地址线：通过键盘控制器（8042）的P21引脚开启A20，让第21根地址线正常工作。
建立GDT：至少需要定义代码段和数据段的描述符。
建立IDT：至少需要加载一个空表，防止意外中断导致崩溃。
加载GDTR和IDTR：使用lgdt和lidt指令。
设置CR0.PE = 1：mov eax, cr0; or eax, 1; mov cr0, eax（或等价的lmsw ax）。
执行段间跳转（jmpi 0, 8）：清空指令预取队列，用保护模式规则重新取指。

3.3 结合实例：用Bochs观察启动过程

理论说完了，我们来看一个真实的实验。你可以用Bochs模拟器（一个开源的x86 PC模拟器）来观察整个引导过程，就像在显微镜下观察细胞分裂一样。

3.3.1 实验环境准备

Bochs是一款老牌的x86模拟器，它能够模拟从8086到Pentium的各种CPU，并且提供了强大的调试功能——单步执行、断点、内存查看、寄存器查看等。Linux 0.11的开发社区通常提供一个配置好的Bochs实验环境。

3.3.2 观察点1：CPU的初始状态

在Bochs调试器中，使用info cpu或r命令可以查看CPU寄存器的初始状态。你会看到：

eip = 0xFFFFFFF0
cs = 0xF000
其他寄存器大多为0

这是因为CPU复位后，CS被设置为0xF000，EIP被设置为0xFFFFFFF0，组合起来正好指向BIOS ROM的入口。

3.3.3 观察点2：BIOS加载引导扇区

在0x7C00处设置断点：pb 0x7c00（物理地址断点）。然后执行c（continue）。当CPU执行到0x7C00时，断点触发。此时可以：

用u 0x7c00反汇编引导扇区的代码。
用x /256bx 0x7c00查看引导扇区的十六进制内容。
确认最后两个字节是0x55 0xAA。

3.3.4 观察点3：模式切换的关键时刻

在setup.s中，执行lmsw ax指令前，用info cpu查看CR0的值，PE位应为0。执行后（step或next），再次查看，PE位变为1。

然后观察jmpi 0, 8执行前后CS寄存器的变化——执行前CS可能还是实模式下的值（如0x9020），执行后CS变为0x0008（选择子），其隐藏部分的基址变为0。

3.3.5 实验小结

通过Bochs的单步调试，你能亲眼目睹从实模式到保护模式的每一步变化。这比任何教科书都来得直观。如果你有兴趣，甚至可以修改bootsect.s中的消息字符串，重新编译并生成新的镜像，观察Bochs启动时显示你修改的内容——这会让你对引导过程有更深的掌控感。

3.4 小结：从“混沌”到“秩序”的第一课

我们这一章虽然没有写一行内核代码，但我们已经为后续的代码解析打下了坚实的基础。你现在应该清楚：

BIOS扮演了“启动总管”的角色。它负责上电自检（POST）、初始化硬件、建立中断向量表、扫描扩展ROM、寻找可启动设备，最后将引导扇区加载到0x7C00并跳转执行。
实模式是CPU的“初始模式”。它只有1MB寻址空间，采用“段基址:偏移量”的寻址方式（物理地址 = 段基址 × 16 + 偏移量），没有任何内存保护。但它能运行BIOS和老DOS程序，是兼容性的基石。
保护模式是操作系统所需的“现代模式”。它提供4GB寻址空间、通过GDT/LDT实现的段级保护、4个特权级的隔离机制、以及可选的分页机制（虚拟内存）。进入保护模式需要一系列准备：开启A20、建立GDT/IDT、设置CR0.PE=1、执行段间跳转。
从实模式到保护模式的切换是Linux 0.11引导过程中最关键的环节之一，由setup.s负责完成。它必须在BIOS中断还可用的时候收集硬件参数，然后在精确的时序下完成模式切换。
分页机制（恒等映射）是Linux 0.11内存管理的基石。head.s在物理内存0x0000到0x4FFF处建立页目录和四个页表，将前16MB线性地址一对一映射到物理地址，然后通过设置CR0.PG位开启分页。

上图说明：整个引导流程清晰明了——从BIOS到bootsect.s，再到setup.s，最后到head.s，每一棒都完整地传递给下一棒。每一棒的代码都是为特定的运行模式（实模式或保护模式）而设计的，模式切换是其中最惊险的环节。

现在，让我们按下那个电源键……故事刚刚开始。

openEuler 社区

openEuler 是由开放原子开源基金会孵化的全场景开源操作系统项目，面向数字基础设施四大核心场景（服务器、云计算、边缘计算、嵌入式），全面支持 ARM、x86、RISC-V、loongArch、PowerPC、SW-64 等多样性计算架构

更多推荐

Linux（CentOS）系统管理入门笔记（第一期）——从 Multics 到主流发行版

openEuler 社区

内存泄漏会导致操作系统永久丢失内存吗？它会导致应用程序崩溃吗？

and。

openEuler 社区

高斯整数变种 RSA n=p²q² 完整解题实录

本次 CTF 密码题为自定义高斯整数 RSA，区别于常规整数域 RSA，本题将明文封装为复数 a+bi，在高斯整数环 Z [i]下完成模幂加密；模数构造特殊 n=(p**2)*(q**2)，题目直接给出素因子私钥 (p,q)，无需大数分解，核心考察复数乘法、高斯整数欧拉函数、自定义填充还原。高斯整数 RSA 变种：加密单元为复数 \(a+bi\)，必须自定义复数模乘、二分模幂；特殊模数欧拉函数。