按下电源键，转瞬之间字符瀑布奔涌或 Logo 悄然浮现，Linux 随之亮相。看似魔法，实则是一连串微小代码与CPU之间的精密握手。下文循着这场握手的轨迹，一路追踪到 Linux 内核首行 C 代码的登场。
电源稳定后，CPU 会把自己拉回一个迷你而古老的模式——实模式（real mode）。它源自最早的 8086 芯片，规则被故意设计得极其简单：内存地址由寄存器里的一对值拼成，即段（segment）与偏移（offset）：
physical_address = (segment << 4) + offset
你会看到类似 0xFFFFFFF0 的数字，这是十六进制（hex），以 0x 作为前缀。0x10 是 16（十进制），0x100000 是 1MB。十六进制与硬件的位存储非常契合，因此在底层代码中随处可见。
复位后，CPU 跳转到一个特殊地址——复位向量（reset vector）0xFFFFFFF0。你可以将其理解为一个永久书签：“从这里开始”。这个地址的空间极其有限，所以主板厂商通常在那里放一个“远跳转（far jump）”，把控制权交给主板上的固件。
小知识：寄存器（register）是 CPU 内部的一个小槽位，用来暂存当前正在使用的数值。诸如 CS 与 IP 就是寄存器名：CS 表示“代码段（code segment）”，标记当前指令的所在“邻域”；IP 表示“指令指针（instruction pointer）”，标记下一条指令的位置。
固件（firmware）是烧在主板上的一个小型引导程序。
0x55AA，就认定“这货能启动”。于是 BIOS 把这扇区搬到内存 0x7C00，然后跳过去继续执行。扇区容量极小，通常只够再拉一段更大的加载器进来。引导加载器是把操作系统“请进场”的门童。GRUB 是 PC 上的常见选择。它读取自身配置，显示菜单（如果你配置了），并将 Linux 内核加载到内存中。内核文件实际上包含两部分：
GRUB 还会往一个叫 setup header 的小结构里填好关键信息：内核被摆在哪、命令行丢在哪、有没有 initrd 等。填完便直接跳去 setup 程序继续干活。
在 Linux 做任何有趣的事前，setup 代码需要创建一个可预测的工作环境：
CS（代码段）、DS（数据段）与 SS（栈段）。同时清除一个叫“方向标志”的 CPU 位，让拷贝指令向前移动。SS 指定栈所用的段，SP 指向当前栈顶。earlyprintk，setup 代码还会编程串口以打印非常早期的消息——当图形尚未就绪时尤为有用。e820，它返回一份简单的可用与保留范围列表。内核会用这份列表来避免踩到固件的脚趾。完成这些后，setup 代码调用它的第一个 C 函数，名字就叫 main。此时我们仍在这个古老而小巧的实模式中……
现代 Linux 在 PC 上运行于 long mode（64 位，x86_64）。你无法从实模式(real mode) 直接跳到 long mode，路径是：real mode → protected mode → long mode。本部分解释这条路径与相关术语。
保护模式是为摆脱 1980 年代限制而引入的 32 位世界，它增加两件核心工具：
setup 代码先把“吵闹”部分关掉：用一条指令禁用可屏蔽中断（maskable interrupts），让老式 PIC 芯片安静，以确保硬件中断暂时完全被阻断；打开 A20 line（历史性开关），避免地址在 1MB 处环回；重置数学协处理器，让浮点状态干净。
随后加载一个仅含必需项的迷你 GDT 与迷你 IDT。最终在 CR0 中设置 PE 位（Protected Mode Enable），并执行一次 far jump。这个跳转会从 GDT 重新加载代码段，锁定进入 protected mode；同时重载数据段与栈段，并修正栈指针以匹配新的扁平世界。
我们现在处于 32 位的 protected mode。
小知识：控制寄存器（control registers）
Linux 想要的是 64 位，也就是 long mode。还需要两件事：
32 位序幕会建立一套小型页表，表达“在这片区域，虚拟地址等于物理地址”。这叫 identity map（同址映射），足以让分页安全地开启。
为此，代码在 CR4 中启用 PAE，使得使用更大的页表项；构建覆盖低端内存的最小页表，用 2MB 页快速铺设；将顶层页表地址写入 CR3，分页就绪。
最后在 EFER 中设置 LME 位，并通过一次 far return 跳入以 64 位语法编写的标签。long mode 现已激活。段仍旧“扁平”，但地址与寄存器都变为 64 位宽。
为什么要如此小心？在一个活着的系统里切换模式像是在行进中换轮胎。代码先屏蔽打断、准备最小所需的表、再翻转关键位，最后才重新允许中断。稳妥的顺序可以避免半切换的奇怪状态。
我们已有 64 位 CPU、Paging 已开启，内存中放着一个压缩的内核。现在由一个小小的 64 位 stub 来做实际工作：如有需要先挪开自己、解包内核、若内核不在默认位置则修正地址，最后跳转。
stub 首先搞清楚它到底运行在何处。早期代码在链接时好像自己位于地址 0，运行时再计算真实基址。如果解压后的内核计划目的地会与 stub 重叠，它会先把自己复制到安全位置。
它清零自己的 BSS，让全局状态从干净开始。
它加载一份极简 IDT，仅有两个处理程序：一个处理 page fault（页故障），一个处理 NMI（不可屏蔽中断）。页故障发生在 CPU 试图使用的虚拟地址没有对应映射时。在我们早期的 identity map 世界里，这个小小的页故障处理器可以即时补上缺失的映射并继续运行。NMI 处理器则确保在我们尚在“拉起系统”的阶段，突发的不可屏蔽中断不会让机器崩溃。
同时它还为接下来会触及的区域建立同址映射，包括内核的未来驻留区、由引导加载器填充的 boot parameters（启动参数）页，以及命令行缓冲区。
一个常被命名为 extract_kernel 的 C 函数接管。它先划出一小块堆作为临时缓冲；打印那句经典的提示；随后用内核构建时选择的算法进行解压。gzip、xz、zstd、lzo 等都通过同一个包装器接入。
字节解出后，解压器读取内核的 ELF（Executable and Linkable Format）头。ELF 既是文件格式也是地图：哪些是代码、哪些是数据、每块应该确切放到哪里。解压器按图将每个分块拷贝到其归属位置。
如果内核被加载到与其构建时不同的地址，解压器会应用 relocations（重定位）。重定位是对包含地址的指令或指针做的小修正。解压器遍历修正列表，把每个位置补丁到我们实际使用的地址空间中的正确指向。
当一切就绪，解压器返回“真正内核”的入口地址，并跳转过去，同时传入指向启动参数的指针。从那一刻起，你已经进入完整内核。遇到的第一个函数是 start_kernel，大型初始化随即开始。
你可能在内核日志中看到过 kASLR（Kernel Address Space Layout Randomization，内核地址空间布局随机化）。核心思想非常直接：如果攻击者不知道内核在内存中的确切位置，某些利用会变得更困难。
在启动早期，若启用了 kASLR，解压器会随机选择两个“基址”：
它如何在不“踩雷”的前提下做选择？
memmap= 选项，所保留的区间也会被纳入其中。如果没有合适的区域可用，代码会回退到默认地址并打印一个小警告；如果你在命令行传了 nokaslr，则会按设计跳过随机化步骤。
0x 作为前缀的 16 进制数。0x10 是 16，0x100000 是 1MB。十六进制与位存储对齐良好，因此底层代码常用。physical = segment * 16 + offset。SS 选择其段，SP 指向当前栈顶。https://www.0xkato.xyz/feed.xmlhttps://www.0xkato.xyz/https://www.0xkato.xyz/abouthttps://x.com/0xkato此内容由惯性聚合(RSS阅读器)自动聚合整理，仅供阅读参考。 原文来自 — 版权归原作者所有。