从按下电源到内核的第一次呼吸
你按下电源键。片刻之后，一墙的文本滚过，或一个 logo 淡入，最终 Linux 启动。中间并非魔法，而是微型程序与一本正经的 CPU 之间的一次谨慎握手。本文沿着这次握手，一直走到 Linux 内核里第一行 C 代码开始运行的那一刻。
第一条指令
当电源稳定后，CPU 会复位到一种古老而简洁的“实模式”（real mode），它可追溯到 8086。规则被刻意简化：内存地址由两部分组成，CPU 在寄存器里分别保存“段”（segment）与“偏移”（offset），组合方式是：
physical_address = (segment << 4) + offset
看到 0xFFFFFFF0 这样的数字就是十六进制。十六进制以 16 为底，前缀 0x 用来标示：0x10 等于 16，0x100000 等于 1 MB。十六进制与硬件按位存储天然契合，所以底层代码里很常见。
复位后，CPU 会跳到名为“复位向量”（reset vector）的特殊地址 0xFFFFFFF0。可以把它当作一枚永久书签——“从这里开始”。这个地址空间几乎为零，因此厂商会在那放一个“远跳转”（far jump），把控制权交给主板上的固件。
小科普：寄存器 寄存器是 CPU 内部的一格超高速存储，用来保存此刻正在使用的数值。CS 表示“代码段”，标记当前指令所在的区域；IP 表示“指令指针”，指向下一条将执行的指令。
BIOS 与 UEFI
固件是焊在主板上的小型“引导程序”。
BIOS（Basic Input Output System）是较旧的一种。它会做一次快速自检（POST），查看启动顺序并逐个尝试设备。如果发现某个磁盘的第一个 512 字节扇区以 0x55 和 0xAA 结尾，就认定该设备可启动。随后把这个扇区拷贝到 0x7C00 并跳转过去。这个扇区非常小，通常只负责加载下一个更大的部分。
UEFI 是现代替代者。它同样负责开机，但能直接理解文件系统，加载更大的引导程序，无需旧式“首扇区”流程；同时还会把更丰富的系统信息传给操作系统。路径不同，目的相同：把控制权交给能加载 Linux 的引导程序。
认识引导加载器
引导加载器是把操作系统“领进来”的司仪。PC 上常用的是 GRUB。它读取配置，若安装了菜单会显示菜单，然后把 Linux 内核加载进内存。内核文件实际包含两部分：
-
仍在实模式下运行的小型 setup 程序
-
稍后将解压的较大“压缩内核”
GRUB 还会填充一个名为 setup header 的小结构，记录关键信息：内核放在哪里、命令行和 initrd 在哪里等。然后它跳入 setup 程序。
setup 程序搭建“安全工作间”
在 Linux 做任何事之前，setup 代码会先把现场收拾得可预测且一致。
它对齐段寄存器，使内存拷贝每次都按同一规则工作。这里会看到 CS（代码段）、DS（数据段）、SS（栈段）。它还清除一个名为“方向标志”的 CPU 位，让拷贝指令向前推进内存。
它创建栈。栈是函数用来存放临时值的后进先出（LIFO）工作台。SS 指定栈使用的段，SP 指向当前栈顶。
它清零 BSS 区域。BSS 存放“必须从零开始”的全局变量。C 代码默认它为零，setup 程序会把这段内存写成全零以兑现承诺。
如果命令行传了 earlyprintk，setup 还会初始化串口，以便在图形未就绪时输出最早期日志。
最后，setup 向固件询问“到底有多少可用内存、哪里是保留区”。在旧式 BIOS 上，这个调用常被称作 e820，返回“可用/保留”范围列表。内核会用它避开固件占用的区域。
完成之后，setup 代码调用它的第一个 C 函数，名字就叫 main。我们仍处在那个小而古老的实模式里，下一步是离开它。
小科普：中断 中断是来自硬件或软件的“打断一下”：CPU 暂停当前工作，运行一个小处理程序后再恢复。可屏蔽中断可以暂时关闭以避开关键时刻；不可屏蔽中断（NMI）总会插入，因为它通常是严重硬件问题的信号。切换模式过程中，我们会控制两者，防止半途出状况。
离开实模式、走过 32 位、抵达 64 位长模式
现代 PC 上的 Linux 运行在“长模式”（long mode，即 x86_64 的 64 位模式）。无法从实模式直接跳过去，必须先到保护模式（protected mode），再从保护模式进入长模式。下面解释这条路径和相关术语。
去除术语迷雾的保护模式
保护模式是为突破 80 年代硬件限制而引入的 32 位世界，核心是两件事：
全局描述符表（GDT）是一份“段描述”的短列表。描述说明“段从哪里开始、大小有多大、允许做什么”。Linux 采用“扁平模型”：基址为 0，大小覆盖整个 32 位空间。这样地址又像普通数字。
中断描述符表（IDT）是紧急呼叫的“号码簿”。中断到来时，CPU 在 IDT 中查找条目并跳到对应的处理程序。切换期间我们会加载一个占位用的最小 IDT，因为马上就要屏蔽中断；完整 IDT 由后续真正的内核安装。
小心完成切换
setup 先“降噪”。它用一条指令关闭可屏蔽中断，让老式 PIC 芯片安静片刻，完全阻断硬件中断。它打开 A20 线——这是历史遗留：早期 PC 会在 1 MB 处让地址回绕；打开 A20 后，高地址才能如预期工作。它还重置数学协处理器，清理浮点状态。
接着加载只含必需内容的最小 GDT 与最小 IDT。最后，在控制寄存器 CR0 里设置名为 PE 的位，并执行一次远跳转。该跳转会用 GDT 重载代码段，锁定保护模式；随后重载数据段和栈段，并修正栈指针以匹配“扁平内存”。
至此，我们进入 32 位保护模式。
小科普：控制寄存器 CPU 里有几个专用于开关的寄存器。CR0 用来开启保护模式；CR3 保存页表顶层地址；CR4 启用扩展功能，例如更大的页表项。
为什么还没完
Linux 目标是 64 位的长模式，需要两件事：
必须开启分页。分页是“虚拟地址”和“物理内存”之间的翻译器。程序使用虚拟地址，硬件读写物理内存。页表把两者按固定大小的“页”映射起来。PC 上普通页是 4 KB，也有更大的页。启动早期内核常用 2 MB 大页快速覆盖低端内存。
必须在名为 EFER 的寄存器里置位一个叫 LME 的位，才能允许长模式。EFER 是“型号特定寄存器”（MSR），用来控制某些 CPU 特性。
构建“恰到好处”的分页
32 位序幕会先搭一套最小页表，表达“这片区域里虚拟地址等于物理地址”，称为同址映射（identity map），足以安全地打开分页。
为此，代码在 CR4 中启用 PAE，以使用更大的页表项；建立一套用 2 MB 大页覆盖低端内存的最小表；把顶层表地址写入 CR3。分页到位。
最后在 EFER 中置位 LME，并执行一次“远返回”（far return）到一个用 64 位语义写成的标签。长模式启用。段依然“扁平”，但地址与寄存器都已变为 64 位宽。
为什么要如此谨慎 在运行中的系统里切换模式，像在行进中换轮胎。先屏蔽打断，准备好最低限度的表结构，再翻动开关，最后才恢复中断。慢而稳，避免半切换的怪异状态。
解包真正的内核、修正地址、为何内核有时主动挪位
此时我们拥有开启分页的 64 位 CPU，以及一份压缩内核驻留内存。一个小型 64 位“存根”（stub）开始做务实工作：必要时先把自己挪开，解压内核，若内核不在默认位置则修正地址，最后跳转。
清出路径与设好安全网
存根先确定自己的实际运行基址。早期代码按地址 0 进行链接，运行时再计算真实基址。如果解压后的内核目标地址与存根重叠，它会先把自己拷到安全处。
它清理自己的 BSS，保证全局状态从零开始。
它加载一个最小 IDT，只有两个处理程序：页错误（page fault）与 NMI。页错误发生在 CPU 刚访问某个虚拟地址却找不到映射的时候；在同址映射的早期世界里，这个微型处理程序可以现场补齐映射继续运行。NMI 处理程序确保在尚未完全起来的阶段不会被不可屏蔽中断直接打崩。
它还为稍后要触碰的内存区域建立同址映射，包括内核的未来驻地、由引导加载器填充的引导参数页，以及命令行缓冲区。
解压 Linux…
一个通常叫 extract_kernel 的 C 函数接手。它划出一小块堆作临时缓冲，打印那句经典提示，然后用内核构建时所选算法进行解压。gzip、xz、zstd、lzo 等都可插拔到同一套封装里。
字节释放出来后，解压器读取内核的 ELF 头。ELF（Executable and Linkable Format）既是文件格式，也是地图：标注哪些块是代码、哪些是数据、每块期望放在哪里。解压器会把每块拷到它应在的位置。
若内核被加载到与构建时不同的地址，解压器会应用重定位（relocation）。这是一种对包含地址的指令或指针进行小型修补的过程。解压器遍历重定位列表，逐一打补丁，让它们指向我们当前地址空间里的正确位置。
当一切就位，解压器返回“真内核”的入口地址并跳转过去，同时传递引导参数指针。从此刻起你进入完整内核，遇到的第一个函数是 start_kernel，大型初始化随即展开。
为什么内核有时会故意挪动自己
你可能在内核日志里见到 kASLR（Kernel Address Space Layout Randomization）。思想很直白：如果攻击者不知道内核在内存中的确切位置，某些攻击就难以施展。
在启动早期，如果启用了 kASLR，解压器会随机选择两个“基址”：
-
物理基址：字节在 RAM 中的实际落点
-
虚拟基址：当完整分页建立后，内核将使用的虚拟地址起点
如何随机而不破坏现场？
它先列一份“勿动清单”，包括解压器自身、压缩镜像、初始 ramdisk、引导参数页、命令行缓冲区；还可以包含你通过 memmap= 命令行选项保留的范围。
随后扫描固件给出的内存映射，寻找足够大的空闲区域；对每个空闲区域，计算可容纳多少对齐且大小合适的“槽位”。用最好的早期熵源抽一个随机数——在现代 CPU 上可能是硬件随机指令——再把它约束到槽位总数范围，选中对应槽位作为物理基址。虚拟基址的选取方法类似，但限定在内核的虚拟地址窗口内。
如果没有合适位置，代码会退回默认地址并打印一则简短警告；若命令行传入 nokaslr，则按设计跳过随机化。
速查词汇表
十六进制。 以 0x 为前缀的 16 进制数；0x10 是 16，0x100000 是 1 MB。因与位表示高度契合，底层代码常用。
寄存器。 CPU 内的高速小存储，保存当前使用的值。示例：CS、DS、SS、IP、SP。
段与偏移。 实模式地址的两部分。物理地址等于段乘以 16 再加偏移。
BIOS 。 较旧的固件，负责开机自检、读启动顺序，并把首个可引导扇区载入内存。
UEFI. 现代固件，理解文件系统，能直接加载更大的引导程序，并传递更丰富的系统信息。
引导加载器。 把内核载入内存并传递系统信息的“司仪”。GRUB 是常见选择。
栈。 函数的后进先出工作台。SS 指定栈段，SP 指向栈顶。
BSS 。 存放需从零开始的全局变量。setup 在 C 运行前清零它。
中断。 来自硬件或软件的快速插入。可屏蔽中断可暂时关闭；NMI 不可屏蔽。
GDT 。 全局描述符表。段描述的短列表。Linux 采用扁平模型。
IDT 。 中断描述符表。中断处理程序的目录。早期用最小版本，完整内核后再安装正式版本。
A20 线。 历史开关。必须打开，地址才能正确越过 1 MB（老式 PC）。
保护模式。 引入 GDT/IDT 并允许分页的 32 位模式。
长模式。 x86_64 的 64 位模式。需开启分页并在 EFER 中置位 LME。
分页。 把虚拟地址翻译为物理内存的机制，靠页表实现。
页表。 映射虚拟页到物理页的数据结构。早期用同址映射。普通页 4 KB，常用 2 MB 大页快速覆盖低内存。
CR0 、 CR3 、 CR4 。 控制寄存器。CR0 开保护模式；CR3 指向页表顶层；CR4 开诸如 PAE 的扩展。
EFER 。 型号特定寄存器，包含 Long Mode Enable 等位。
ELF 。 内核的磁盘格式，内含“各部分应放何处”的地图。
重定位。 当加载基址不同于构建基址时，对地址做修补的过程。
kASLR 。 启动时随机化内核基址，使利用更困难。
