本系列文章主要针对《Linux内核程序设计的艺术》一书进行归纳总结，包括一些个人理解。
从开机加电到执行main函数之前的过程
一、启动BIOS，准备16位实模式下的中断向量表和中断服务程序
计算机加电的时候，操作系统程序并没有加载到计算机内存中，因此必须先把操作系统从磁盘加载到内存中。在使用操作系统时，打开文件、加载到内存、加载到什么位置这些动作通常是通过操作系统执行，程序员只需调用响应的API即可。但是开机的时候操作系统不在内存中，所以必须有可以控制加载操作系统的一套“东西”才行，那套东西就是BIOS。
1.1 加电后执行BIOS程序
BIOS是一套固化在主板ROM芯片的程序。不同的主板有不同的BIOS程序，不过基本大同小异。我们选用的BIOS程序大小为8K，处于0xFE000~0xFFFFF的地址段上。
BIOS对操作系统的加载可以说是一个基本是纯硬件的过程。BIOS加电后把CS寄存器赋值为0xFFFF，IP寄存器赋值为0x0000，因此CS:IP指向0xFFFF0，也就是指向BIOS地址段中。如果此地址没有任何可执行的程序，那么计算机会就此死机，永远停留在这这个位置。
1.2 建立中断向量表和中断服务程序
BIOS启动后会做检查内存、显卡等操作。之后BIOS会在内存0x00000的位置建立大小为1K的中断向量表，在紧挨着的0x00400~0x004FF大小为256个字节的位置建立BIOS的数据段，在0x0E2CE的位置建立大小为56K的中断服务程序，中断服务程序与前面建立的中断向量表相对应。
注：在16位实模式下，中断向量表的一个表项占4个字节，前两字节作为CS寄存器的值，后两个字节作为IP寄存器的值，CS与IP合起来组成CS:IP指向对应地址处的中断服务程序。本文中建立了1K大小的中断向量表，因此最多可以有256个中断向量表项。
二、加载bootsect、setup、system模块
2.1 加载bootsect
之后BIOS程序执行int0x19中断，该中断执行一个固定的程序：把0号磁头对应磁盘0号盘面0号磁道1号扇区，把第一扇区共512个字节的内容复制到内存0x07C00的位置。第一扇区被称为启动扇区（bootsector）。至此把操作系统的第一部分加载到内存中，计算机可以执行操作系统写好的指令。
2.2 加载setup
2.2.1 复制bootsect
bootsect程序自身将自己复制到0x90000的位置，然后通过段间跳转指令跳转到复制后的位置继续执行。0x07C00这个位置属于固定的加载位置，所有操作系统都要先加在这个位置。而linux为了自身的需要，会把程序复制到linux所希望的地方中。至此，操作系统不再需要依赖BIOS，可以按照操作系统自身的需要安排代码的位置。
之后bootsect程序改变DS、ES、SS寄存器，与CS一样指向0x90000的位置，并把SP寄存器设为0xFF00，即栈顶为0x9FF00，之后的程序代码便具备执行push、pop的基础。
2.2.2 加载setup到内存中
借助BIOS的int0x13中断，可以将磁盘中指定位置的内容加载到内存中，与int0x19中断不同，int0x19是加载磁盘固定位置的内容到固定内存位置，int0x13则是用户传递参数指定需要加载的扇区和内容；另外int0x19中断是BIOS自身调用中断服务程序，而int0x13则是bootsect调用中断服务程序。执行int0x13中断后，计算机加载磁盘第2个扇区开始的4个扇区的内容到0x90200的位置（与0x90000相距512个字节的位置），该位置紧挨着bootsect。
2.3 加载system模块
加载system模块与加载setup模块基本相同，只不过是system模块的大小有240个扇区，最终system模块会加载到0x10000开始的120KB的范围。
三、向32位模式转变，为main函数的调用做准备
3.1 执行setup
执行
bootsect代码加载完
setup、system模块后，程序跳转到setup模块继续执行。setup会光标位置、显示页面数据、硬盘参数表等数据放在0x90000~0x901FC的位置，这会覆盖掉部分bootsect的程序。因此bootsect已经没有什么作用，不会影响后面的程序执行。在linux启动阶段，存在很多这样的情况：新的程序覆盖内存中不会再用到的程序位置，把内存的使用发挥到极致。
3.2 移动system模块到0x00000
在后面执行main函数时，操作系统将调用32位保护模式下的中断服务程序，因此需要替换掉系统加载时的中断向量表，重建新的中断服务体系。首先要做的是把CPU的标志寄存器（EFLAGS）的IF位置0，那么就实现了关中断。关中断的原因在于复制system到0x00000位置的过程中，会覆盖原来的中断向量表，如果此时产生中断，那么很可能无法找到中断服务程序的正确位置，从而导致系统崩溃。
为何system模块不直接加载到0x00000的位置，而要先放在0x10000呢？因为加载
system模块过后，还有一些操作需要用到中断服务，因此不能这么快覆盖掉。
3.3 设置中断描述符表和全局描述符表
全局描述附表（GDT）是系统中唯一存放段寄存器内容的数组。在保护模式下的段寻址通过在该表中进行寻找。表中存放了每个任务的局部描述符表（LDT）的地址和任务状态段（TSS）地址，用于完成进程中各段的寻址、现场保护与现场恢复。
GDT基地址寄存器（GDTR）是用于指向GDT用的，因为GDT可以存放在内存中的任何位置，因此需要标识GDT的入口位置。
中断描述符表（IDT）是保存保护模式下所有中断服务程序的入口地址，类似实模式下的中断向量表。
IDT基地址寄存器（IDTR）作用与GDTR类似。
setup程序会设置GDTR和IDTR，并建立GDT。
3.4 打开A20，实现32位寻址
16位模式时，只使用A0~A19地址线，在32位模式下，使用A0~A31地址线
3.5 setup程序对可编程中断控制器8259A进行重新编程，为执行head.s做准备
在保护模式下，int0x00~int0x1F保留作为内部中断和异常中断，所以需要对8259A进行重新编程，把原来对应的中断号重新分布。在保护模式下，IRQ0x00~IRQ0x0F的中断号对应int0x20~int0x2F。之后setup程序将CR0寄存器的第0位（PE）置1，设定处理器工作方式为保护模式。
之后执行jmpl 0,8这条指令，跳转到head.s的位置执行。jmpl是无条件段间跳转指令，“0”表示段内偏移，“8”在32位保护模式下表示段选择符位置。"8"写成二进制表示为"1000"，其中后两位表示特权级；从后数起第三位为0表示GDT，为1表示LDT；“1”表示所选表项，即选择第一项，即选择GDT的第一项。根据开始setup的初始化，GDT第二项段基址为0x00000000，最终组成的段基址和段内偏移组成地址
3.6 执行head.s
3.6.1 设置各段寄存器
head.s是由汇编代码编写而成，与以c语言编写的内核代码链接成为system模块，其中head.s在system模块的头部，即0x00000的位置。head.s为系统转为保护模式工作作准备。CS寄存器在实模式下为代码段基址，而在保护模式下为代码段选择符。通过前面的命令jmpi 0, 8可以把CS与GDT的第一项关联起来。之后为DS、ES、FS、GS寄存器赋值为0x10，与前面的"8"意义相同，实际等于上述4个寄存器指向GDT的第二项。同时设置好内核栈，然后设置好中断描述符表。
3.6.2 重建新的GDT
现在需要废除原GDT建立新的GDT，因为原GDT在setup上面，以后setup代码区域会被覆盖，因此需要head.s新建一个GDT。
3.6.3 建立内存分页机制
到了进入main函数的最后阶段，此时开始创建分页机制。首先将页目录表和4个页表放在物理内存的起始位置，从内存其实位置开始的5个页空间全部清零，为初始化页目录和页表做准备，这5个页空间将覆盖原来head自身所占的内存。然后设置页目录前四项分别指向前四个页表。在第4张页表的最后一项设置为指向寻址空间的最后一项。页表设置完毕后，设置页目录机制寄存器CR3，使之指向页目录表，再将CR0最高位置1，即打开分页机制控制位。
建立分页机制之后，跳转到操作系统的main函数继续执行。
附录：
CR0寄存器：0号32位控制寄存器，存放系统控制标志。第0位为PE标志，置1时CPU工作在保护模式，置0时为实模式。第32位为PG位，当置1时打开分页机制控制位。
CR3寄存器：3号32位控制寄存器，高20位存放页目录的基地址。当CR0中的PG位置1时，CPU使用CR3指向的页目录和页表进行虚拟地址到物理地址的映射。
