从开始到保护--系统开机引导

------没有一个文档能写的通俗易懂，我希望写出来。

开机引导和实模式：

两个星期加上假期吐血整理，所述为计算机的开机引导，其中包括一系列计算机内存设置等等，由于没有老师教，本人理解可能还是有点错误，希望错误的地方看的博友们能帮忙指出来，共同学习，谢谢!

目前正在看linux0.11内核源代码，参考资料极其环境配置后面会说出来。

我们的操作系统从计算机加电开始就开始运行，那么，爱思考的同学们会问计算机的运行最起码都是从内存运行的，运行的是内存的代码，那么在开机启动的时候计算机内存里面是不会有东西的，那么，到底操作系统是怎么启动的呢？

其实从计算机加电开始，操作系统首先进行一系列自检，这个自检是通过计算机加电然后发送一个信号给BIOS，BIOS进行一部分代码复制来初始化计算机（这里的代码复制的是一个固定ROM区里面的？），初始化完毕后计算机就开始自动读取磁盘，磁盘读取一个扇区，512字节，当独到某个磁盘第0磁道第一个扇区的最后两个字节为55和aa的时候计算机就自动认为其为引导程序，就会把此512字节读入内存绝对地址0x07c00处。此时，计算机的操作就完全交给程序设计者了。

那么，也就是说引导系统必须具备如下因素：

1、加载到0x7c00处

2、大小为512字节

3、最后两个字节为55和aa

满足这三个条件的程序都可以作为引导，只要将其写入磁盘的第0磁道第一扇区处即可成为引导。

说到这里，有一件比较有意思的事情，去年一学弟说自己写了个病毒，破坏磁盘，当时就想想这个是个硬件问题，前几天突然想了想，不能启动系统不就是引导坏了吗？这个是可以修的，只要将程序写入磁盘，不就OK了吗，遂要那个代码，可惜代码没了，貌似在现在的windows系统里面直接写汇编读写磁盘就是不行，保护太强了，不知道他是怎么实现的破坏磁盘。

这里说一点常识：这里说的写入磁盘的代码是二进制的代码，就是纯二进制，也就是机器码，那么在windows里面（由于目前我是在windows里面开发的，windows的批处理很好用，而Linux的GNU make现在还不会用）是一种.com文件，用masm汇编的话可以这样将exe文件转换成com文件：

Exe2bin a.exe a.com

而如果使用nasm汇编的话直接编译成.bin文件就行了：

nasm -o boot.bin boot.asm

编译好后的com文件可以直接双击执行，而bin文件可以使用二进制查看，也可以自己写程序打开查看，都可以使用debug调试，这两种文件区别是com在内存定位为0x0100处，而bin文件不确定，由于windows的保护，也可能是一致的。

在这里不得不提到：在最初计算机自检完成后将磁盘内容读入内存的时候，dl寄存器中存的是本磁盘的磁盘号，所以可以直接保存（？？？）。

看了这个你可可以写个引导程序试试哦~~~

学过汇编和机组的同学知道，我们老师讲的计算机8086是20根地址线，那么我们的通用寄存器和段寄存器什么的都是16位的，关于如何寻址汇编书上讲了，我想说的是：20根地址线，寻址能力是2^20=1MB，也就是说，cpu最多只能访问1MB内存，那么现在我们的计算机有的都4GB内存该怎么办呢？

计算机加电的时候其实就是按照8086的寻址方式来寻址，只能访问1MB内存，这个能访问1MB内存的状态我们称为实模式，而把能寻址更多的内存的模式称为保护模式，先看看计算机加电后能访问的这1MB内存中内容分布（来自《操作系统引导探究》 谢煜波）：

很显然我们在实模式下有一部分内存是不可动的，我们能改变的只是自由内存区和引导程序加载区，比如你如果动了中断向量表区，那么调用BIOS中断将会出错。

关于中断向量表和显示内存曲读者可以参照齐志儒 高福祥《汇编语言程序设计》。

大家都知道，实模式下的内存寻址是直接在段寄存器里面设置段地址的高16位，即绝对内存的高16位，而后后面使用偏移地址定位内存，而在32位保护模式下则不行。

32位保护模式下的寻址：

在32位保护模式下cpu是通过内存分段来寻址的。首先我们来大体看一下分段的寻址：在分段机制中，将大内存分为很多个小的单位：段，段的首地址和长度是特定保存在一个索引中的，索引的首地址是特定保存的，当cpu想访问某一块内存的时候可以指明是哪个段比如说是第N个段，然后根据段的索引的首地址和N来确定是在索引中的哪个项，根据索引中的第N（这个权且当作第N项，其实是第N+1项，后面说明）保存的信息来找到特定的内存地址：

相信读者已经明白了分段了，就是用一块固定内存存储内存的段目录，将目录首地址保存，通过选择目录的第几项来选择段。那么这个在硬件是怎么实现的呢？

大体概括如下：

在Intel的计算机中是使用一个寄存器来保存段的目录的首地址：GDTR寄存器，称为全局描述符表寄存器，而那么段的目录（实际是一张表）称为全局描述符表，英文名叫GDT，用来描述全局的内存。

事实上，与全局描述符表寄存器对应的还有个局部描述符表寄存器。这里暂时不介绍。

另外，还有个寄存器用来选择使用目录里面的哪个段，这个寄存器我们称为“段选择子”。

那么先来看看第一个寄存器：GDTR，即全局描述符表寄存器：

GDTR是一个48位（6字节）寄存器，低16位用于存储段的索引长度，即全局描述符表长度，称为表限，以1字节为一单位（后面说到其实就是全局描述符的个数）。高32位用来存储描述符表的基址。具体如下（来自《操作系统引导探究》 谢煜波）：

这里比如我们想设置全局描述符表的基址为0x10000000（记住这里是32位），描述符表共有0x7fff个字节长，那么，就设置GDTR为0x100000007fff即可。

这里，首先告诉你目录（即全局描述符表寄存器）里面的每个项，即每个全局描述符长为8字节。

再介绍段选择子：

段选择子也是一个寄存器，共16位，用来存储使用第几个段和这个段的部分属性。如下（来自《操作系统引导探究》 谢煜波）：

这里的索引值就是指的第几个段，占这个16位寄存器的高13位，比如，我想使用第一个段，那么可以设置高13位为1，也是可以说，段的选择位只有13位，共可寻址2^13=8192个段，多了就寻址不到了，前面说过，每个描述符8个字节，那么可以知道，这个目录（全局描述符表）最大可以有8192*8=64KB。

TI是个标志，TI=0时表示此选择子是个全局描述符的选择子，为1时表示这是个局部描述符的选择子，此处可以知道，全局描述符的选择子和局部描述符的选择子其实是同一个寄存器。

RPL为特权级，共有四个特权级，最高特权级为00，表示最底层的操作。

最后来说说那个目录，即全局描述符表：

全局描述符表是由一个一个的全局描述符组成的，每个描述符8字节，共64位，这64位的作用和分布如下（来自《操作系统引导探究》 谢煜波）：

这里首先来看看段限部分，段限顾名思义就是段的长度限制，也就是本描述符所描述的段最大可以有多长，从图上可以看出来，段限分为两部分，共20位，而段的长度的单位是由G标志来控制的，G=0表示长度的单位为1字节，G=1表示长度的单位为4KB。比如G=0而段限为100，那么，此段的大小为1B*100=100B，而如果G=1而段限为100，那么此段大小为4KB*100+4KB=404KB（注意，这里的段限是指向头的，需要加4KB）。

这里还可以看出来，段基址也被分为两部分，共32位基址，段的基址就是这个段在内存中的开始地址，这里需要指出的是，段的基址为此段可访问的开始地址，加上段限就是此段可访问的地址，那么如果段限为0的话此段还是可以访问开始地址的，这里不深究。

其他的位作用如下（来自《操作系统引导探究》 谢煜波）：

TYPE：  表明此段的类型，4 位中的最高位被清 0 的时候表是它是数据段，相应的余下的三位，从左到右依次为 E、W、A，即数据段的 TYPE 为：0EWA。其中 E 表示向下增长位，置 1 时表示向下增长（这主要是在大小需要动态改变的堆栈段中使用，如果是向下增长的段，动态的改变段的大小限制，会让堆栈空间加到堆栈的底部。如果堆栈的大小不需要改变，那么这个段既可以是向下增长的段，也可以是非向下增长的段） ；W 表示可写位，置 1表示可写；A表示被访问位（如果 CPU访问了它，此位将会被置 1） 。

4 位中的最高位被置 1 时表示它是代码段，相应的余下的三位，从左到右依次为 C、Ｒ、Ａ，即代码段的 TYPE 为：1CRA。其中 C 是表明此代码段是否是一致代码段，如果 C 被置1，表明此是一致代码段。一致代码段主要是用于特权级访问控制，这在以后的实验报告中会详细论述；R 表明此段是否可读，置 1 表示可读；A表示被访问位，这与前述一样。

S：为 1 时表示这是一个代码段或数据段描述符，为 0 时表示这是一个系统段描述符。

系统段描述符又称为特殊段描述符， 包括： 局部描述符表 （LDT） 描述符， 任务状态段 （TSS）描述符，调用门描述符，中断门描述符，陷阱门及任务门描述符等。

DPL：表示特权级，从 00~11，共 0，1，2，3 四个特权级

P：为 0 是表示此描述符无效，不能被使用

AVL：留给程序员随便用的

D/B：为 0 的时候表示它是一个 16 位的段，为 1时表示它是一个 32 位的段

设置这些寄存器什么的在汇编里面都有特定的伪指令对应。

介绍完分段模式，不知道你是否已经了解了呢，如果还有疑问的话请直接留言或者发送邮件到qdtecwanli@sina.com，我们大家一起学习哦~

进入保护模式：

在由实模式到保护模式的最大的问题就是内存访问的问题了，现在内存访问问题解决了，那么怎么进入实模式呢？

很明显要设置GDTR，还有打开A20地址线，一般还要初始化8259A中断控制器，最后一步就是设置CR0控制寄存器，你可能不知道我在说什么，没关系，我一个个介绍。

进入保护模式下后，段寄存器内存的不是绝对地址，而是段选择子的值，例如，我的全局描述符表的第三项是数据段，那么我想将数据段装入DS寄存器，我只需要设置段选择子的高十三位为2（从0开始）即可，比如后三位为000，那么段选择子为0000 0000 0001 0000即0x0010。现在就是

Mov ax,0x0010

Mov ds,ax

即可设置数据段寄存器。

GDTR不介绍了。

A20地址线：

（来自http://hi.baidu.com/yvoilee/blog/item/901476ee40a7a12badafd5e3.html ）：

1981 年8 月，IBM 公司最初推出的个人计算机IBM PC 使用的CPU 是Intel 8088。在该微机中地址线只有20 根(A0 – A19)。在当时内存RAM 只有几百KB 或不到1MB 时，20 根地址线已足够用来寻址这些内存。所以寻址范围是2^20 = 1M，但8086/8088是16位的地址模式，即只能表示FFFFH（64K）的范围。为了能访问1M的内存采取了分段的模式。

16位段基址：16位偏移，0XFFFF:0XFFFF达到了0X10FFEF，因为8086/8088的内存不可能超过1MB，所以当时的程序超过1MB时会自动回卷至0X0FFEF。

但是到了80286地址线达到24跟。而386达到32根。芯片也达到32-bit。寻址能力达到4GB。但是为了向后兼容IBM采用了一个控制方法。使用一个开关来开启或禁止0x100000 地址比特位。由于在当时的8042键盘控制器上（注意是键盘控制器上的控制线，而不是地址线的第20根）恰好有空闲的端口引脚（输出端口P2，引脚P21），于是便使用了该引脚来作为与门控制这个地址比特位。该信号即被称为A20。如果它为零，则20-31的地址线全部被清除，从而实现了兼容性。操作系统从实模式进入保护模式之前要打开A20地址线。

所以，如果A20被禁止，可访问的内存只能是奇数段（2N+1）M，只有当A20被打开的时候才能访问连续的内存。

只有A20打开才能进入保护模式。
下面讨论一下如何打开A20地址线：
从理论上讲，打开A20 Gate的方法是通过设置8042芯片输出端口（64h）的2nd-bit，但事实上，当你向8042芯片输出端口进行写操作的时候，在键盘缓冲区中，或许还有别的数据尚未处理，因此你必须首先处理这些数据。
所以，激活A20地址线的流程为：
    1.关闭中断；
    2.等待8042 Input buffer为空；
    3.发送禁止键盘操作命令；
    4.等待8042 Input buffer为空；
    5.发送读取8042 Output Port命令；
    6.等待8042 Output buffer有数据；
    7.读取8042 Output buffer，并保存得到的字节；
    8.等待8042 Input buffer为空；
    9.发送Write 8042 Output Port命令到8042 Input buffer；
    10.等待8042 Input buffer为空；
    11.将从8042 Output Port得到的字节的第2位置1（或清0），然后写入8042 Input buffer；
    12.等待，直到8042 Input buffer为空为止；
    13.发送允许键盘操作命令到8042 Input buffer；
    14. 打开中断。

下面是完成打开A20 Gate的代码：

A20Enable:
                cli                     ;1.关闭中断
                call WaitInbufEmpty    ;2.等待8042 Input buffer为空；
                mov al, 0adh
                mov dx, 64h
                out dx, al              ;3.发送禁止键盘操作命令
                call WaitInbufEmpty    ;4.等待8042 Input buffer为空；
                mov al, 0d0h
                mov dx, 64h
                out dx, al              ;5.发送读取8042 Output Port命令；
                call WaitOutbufFull     ;6.等待8042 Output buffer有数据；
                mov dx, 60h
                in al, dx               ;7.读取8042 Output buffer
                push ax                 ;保存读取的数据
                call WaitInbufEmpty     ;8.等待8042 Input buffer为空；
                mov al, 0d1h
                mov dx, 64h
                out dx, al              ;9.发送写 8042 Output Port命令
                call WaitInbufEmpty     ;10.等待8042 Input buffer为空
                pop ax
                or al, 02h              ;11.将从8042 Output Port得到的字节的bit 1置1
                mov dx, 60h
                out dx, al              ;写入Output Port
                call WaitInbufEmpty    ;12.等待8042 Input buffer为空
                mov al, 0aeh
                mov dx, 64h
                out dx, al              ;13.发送允许键盘操作命令
                sti                     ;开中断
                ret    WaitInbufEmpty:
                mov dx, 64h
                in al, dx               ;读取Status Register
                test al, 02h
                jnz WaitInbufEmpty
                retWaitOutbufFull:
                mov dx, 64h
                in al, dx
                test al, 01             ;读取Status Register
                jz WaitOutbufFull
                ret

后来，由于感觉使用8042控制A20运行太慢了（确实，那么长的代码，中间还要若干次的wait），所以后来又出现了所谓的Fast A20，实际上，现在的大多数机器都是Fast A20，Fast A20使用92h端口控制A20，同时BIOS里提供了一个软中断来控制A20：

入口：ah=24h

al=0    关闭A20

1    打开A20

2    读取A20状态

int 15h

返回：如果BIOS支持此功能，CF=0，否则CF=1

CF=0时，AX返回当前A20状态，1=打开，0=关闭

像8042中的Output Port中的定义一样，92h端口的bit 1控制着A20，为1时打开，为0时关闭，从92h中读一个byte可以看a20的当前状态，所以对92h的操作如下：

读A20状态

mov dx, 92h

in al, dx

如果al的bit 1为1表示a20打开，否则为0

打开A20

mov dx, 92h

mov al, 02

out dx, al

关闭A20

mov dx, 92h

mov al, 0

out dx, al

8259A中断控制器：

有关8259A可以参看齐志儒、高福祥《汇编语言程序设计》第240页，特别是端口的设置，初始化等。

CR0控制寄存器：

关于控制寄存器，其实是有4个，分别为CR0~CR3，结构如下：

其中，要想开启保护模式，需要将CR0的PE位。当真正置位时，cpu才会真正运行在保护模式下。

为了配合实践，特意使用了下面引导程序来说明(语言：nasm)：

boot.asm:

org 0x7c00 ;;定位到0x7c00处

jmp start

SETUPSEG equ 0x9000 ;;将setup程序读到内存的绝对地址

DATASEG equ 0x8000 ;;一般数据的保存地址

ROOT_DEV db 0 ;;启动设备号

start:

mov ax,cs

mov ds,ax

mov es,ax

mov ss,ax

mov [ROOT_DEV],dl ;;保存启动设备号

call load_msg ;;显示启动信息

mov ax,DATASEG

mov ds,ax

mov [0],dl ;;将设备号保存至0x8000:0x0000处

mov ax,cs

mov ds,ax

load_setup: ;;从磁盘的第二扇区读取1KB至0x9000:0x0000处

mov ax,SETUPSEG

mov es,ax

xor bx,bx

mov ax,0x0202

mov dl,[ROOT_DEV]

mov dh,0

mov cx,0x0002

int 0x13 ;;磁盘读取

jnc ok_load_setup

mov ax,0

mov dx,0

int 0x13 ;;磁盘复位

jmp load_setup

ok_load_setup:

jmp SETUPSEG:0x0000

load_msg:

call load_curser

mov ax,loadmessage

mov cx,18

mov bp,ax

mov ax,0x1301

mov bx,0x000c

int 0x10

ret

load_curser:

mov ah,0x03

xor bh,bh

int 0x10

ret

loadmessage db "Booting diers..."

db 13,10

times 510-($-$$) db 0 ;;保证512字节

dw 0xaa55 ;;设置引导标志

set.asm:

org 0x0000

jmp start

SETUPSEG equ 0x9000

DATASEG equ 0x8000

SETSEG equ 0x0400 ;;set程序读入0x9000:0x0400处

gdtaddr: ;;GDTR寄存器的值

dw 0x7fff

dw gdt

dw 0x0009

gdt:

gdtnull:

dw 0,0,0,0 ;;第一个描述符没用，但是需要存在

gdtsyscode: ;;第一个代码段

dw 0x07ff

dw 0x0000

dw 0x9a00

dw 0x00c0

gdtsysdata: ;;第一个数据段

dw 0x07ff

dw 0x0000

dw 0x9200

dw 0x00c0

idtaddr: ;;IDTR的值，暂时设置为空

dw 0x000

dw 0x000

dw 0x000

start:

call load_msg ;;显示信息

mov ax,DATASEG

mov ds,ax

mov dl,[0]

mov bx,SETSEG

mov ax,0x0208

mov dh,0

mov cx,0x0004

int 0x13 ;;读取set程序员

jnc ok_load_set

mov ax,0

mov dx,0

int 0x13 ;;磁盘复位

jmp start

ok_load_set:

;;; ;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;

;;; 此处可以自由添加代码，硬件检测等

;;; ;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;

call open_a20 ;;打开A20地址线

cli ;;关闭全部中断

call move_set ;;将set程序移动到0x0000:0x0000处

lgdt [gdtaddr] ;;设置GDTR的值

lidt [idtaddr] ;;设置IDTR的值

call init_8259a ;;初始化8259A

call set_cr0 ;;设置CR0的值

jmp 0x8:0x0 ;;跳到第一个代码段

load_msg:

call load_curser

mov ax,cs

mov es,ax

mov ax,loadmessage

mov cx,16

mov bp,ax

mov ax,0x1301

mov bx,0x000c

int 0x10

ret

load_curser:

mov ah,0x03

xor bh,bh

int 0x10

ret

open_a20:

mov ah,0x24

mov al,1

int 0x15

ret

move_set:

cld

mov ax,SETUPSEG

mov ds,ax

mov si,SETSEG

mov ax,0x0000

mov es,ax

xor di,di

mov cx,2048

rep movsw

ret

init_8259a:

mov al,0x11

out 0x20,al

call io_delay

out 0xa0,al

call io_delay

mov al,0x20

out 0x21,al

call io_delay

mov al,0x28

out 0xa1,al

call io_delay

mov al,0x04

out 0x21,al

call io_delay

mov al,0x02

out 0xa1,al

call io_delay

mov al,0x01

out 0x21,al

call io_delay

out 0xa1,al

call io_delay

mov al,0xff

out 0x21,al

call io_delay

out 0xa1,al

call io_delay

ret

io_delay:

mov bx,bx

mov bx,bx

mov bx,bx

ret

set_cr0:

mov eax,cr0

or eax,1

mov cr0,eax

ret

loadmessage:

db "Setup diers..."

db 13,10

times 1024-($-$$) db 0

set.asm:

[BITS 32]

org 0x0

jmp start

start:

mov ax,0x10

mov ds,ax

xor esi,esi

mov cl,'a'

mov dl,0x04

show: ;;设置显存直接设置显示字符

mov [0xb8000+esi],cl

mov [0xb8001+esi],dl

inc  dl

inc esi

inc esi

inc cl

cmp si,10000

je end_show

jmp show

end_show:

jmp $

编译为：

nasm -o boot.bin boot.asm

nasm -o setup.bin setup.asm

nasm -o set.bin set.asm

运行的时候可以使用软盘映像，你可以使用C语言创建一个1.44MB的二进制文件，里面可以直接全部写0，然后下面程序可以写入：

write.c:

#include<stdio.h>

#include<stdlib.h>

int main()

{

FILE *fp=NULL;

FILE *fp1=NULL;

char s[100];

char s1[100];

char c;

int mark=0;

long pos;

printf("please enter the name of file:");

scanf("%s",s);

fp=fopen(s,"rb");

if(NULL==fp)

{

printf("Have no such file!\n");

return 0;

}

printf("please enter the image file name:");

scanf("%s",s1);

fp1=fopen(s1,"rb+");

if(NULL==fp1)

{

printf("Have no such file!\n");

return 0;

}

printf("please input the position of the file you want to write:");

scanf("%ld",&pos);

fseek(fp1,pos,0);

while(!feof(fp))

{

if(mark)

{

fputc(c,fp1);

// printf("%x  ",c);

}

c=fgetc(fp);

mark=1;

}

c=240;

fputc(c,fp1);

c=255;

fputc(c,fp1);

fputc(c,fp1);

fclose(fp);

fclose(fp1);

printf("write ok!\n");

system("pause");

return 0;

}

程序使用bochs调试，关于bochs可以直接去百度搜，也可以直接使用虚拟机运行img文件。

编译一下：gcc write.c（在windows下使用MinGW的gcc编译）

可以使用批处理来编译等。比如我的汇编源程序保存在F:\huibian\Diers里面，而write.c保存在桌面上OS test\imagewriter里面，里面还有Diers.img软盘映像文件，里面还有文件如下：

in1.txt:

boot.bin

Diers.img

0

in2.txt:

setup.bin

Diers.img

512

in3.txt:

set.bin

Diers.img

1536

我的bochs调试文件放在桌面上OS test\bochs里面，里面还放了一个set.bat批处理文件，内容如下：

F:

cd huibian\Diers

nasm -o boot.bin boot.asm

nasm -o setup.bin setup.asm

nasm -o set.bin set.asm

xcopy boot.bin C:\Users\Administrator\Desktop"OS test"\imagewriter\boot.bin /Y

xcopy setup.bin C:\Users\Administrator\Desktop"OS test"\imagewriter\setup.bin /Y

xcopy set.bin C:\Users\Administrator\Desktop"OS test"\imagewriter\set.bin /Y

C:

cd C:\Users\Administrator\Desktop"OS test"\imagewriter

a.exe <in1.txt

a.exe <in2.txt

a.exe <in3.txt

xcopy Diers.img C:\Users\Administrator\Desktop"OS test"\bochs\Diers.img /Y

Pause

需要调试运行的时候直接双击set.bat文件，会在bochs文件夹出现Diers.img文件，使用bochs运行或者使用虚拟机运行都可。

运行效果图：

参考文献：

《操作系统引导探究》(Version 0.02) 谢煜波

《Linux内核完全注释》修正版V1.9.5 赵炯

《Linux0.11源码分析》Version0.1 潘晓雷

《自己动手写操作系统》 于渊 编著， 尤晋元 审校

《微机原理与接口技术》第2版 周明德 主编，周明德、蒋本珊 著

《汇编语言程序设计》 齐志儒、高福祥 主编

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操作系统引导--从实模式到保护模式相关推荐

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  5. 【操作系统 3.了解实模式与保护模式的区别】

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  6. 操作系统：浅谈实模式，保护模式与长模式

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  7. 【OS修炼指南目录】----《X86汇编语言-从实模式到保护模式》读书笔记目录表

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  8. Linux文件解hgc,Linux从实模式到保护模式.pdf

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  9. 深入理解计算机系统-之-内存寻址（二）--存储保护机制（CPU实模式与保护模式）

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