Linux 2.6.39：从 16 位实模式到 32 位保护模式

Linux 2.6.39：从 16 位实模式到 32 位保护模式1. 本文要解决的问题2. 为什么 Linux 不能一直运行在实模式3. 为什么叫“保护模式”4. 保护模式中的寻址方式4.1 实模式：段值直接参与地址计算4.2 保护模式：段寄存器变为选择子5. GDT 是什么6. 16 位实模式中有 GDT 吗7. Linux 2.6.39 如何完成切换7.1 关闭中断并屏蔽 PIC7.2 打开 A207.3 创建并装载 GDT7.4 装载空 IDT7.5 设置 CR0.PE7.6 远跳转：让 CPU 真正加载 32 位代码段8. in_pm32：保护模式中的第一个稳定入口9. 本阶段结束时的系统状态总结

1. 本文要解决的问题

x86 CPU 上电后默认运行在 16 位实模式。Linux 2.6.39 的 x86 启动代码必须先在实模式中完成 BIOS 交互和启动信息收集，再切换到 32 位保护模式，进入 32 位内核启动代码。

核心路径如下：

0x90200：16 位 setup 入口
    ↓
收集启动参数、硬件信息
    ↓
准备 A20、中断状态、GDT、IDT
    ↓
CR0.PE = 1
    ↓
远跳转，加载 32 位代码段
    ↓
in_pm32
    ↓
0x100000：32 位内核入口

本文只讨论：

16 位实模式 → 32 位保护模式

不讨论后续分页、虚拟内存、64 位长模式和 start_kernel()。

2. 为什么 Linux 不能一直运行在实模式

实模式是 8086 时代的运行方式，寻址规则是：

物理地址 = 段寄存器 × 16 + 偏移

例如：

CS = 0x9000
IP = 0x0200

物理地址 = 0x9000 × 16 + 0x0200
         = 0x90200

Linux 的 setup 代码通常正是从 0x90200 开始运行。

实模式适合 BIOS 和 Bootloader 做早期工作：

调用 BIOS 中断
读取设备信息
收集内存布局
加载内核镜像

但不适合运行完整 Linux 内核，原因是：

默认使用 16 位寄存器和指令语义
地址模型受早期 x86 历史限制
没有特权级保护
没有分页机制
无法建立现代操作系统所需的进程地址空间

Linux 进入保护模式的直接目的，是获得：

32 位执行环境
平坦的 32 位线性地址空间
CPU 提供的权限检查机制
后续开启分页的前提

3. 为什么叫“保护模式”

保护模式的“保护”指 CPU 开始支持并检查内存访问规则和权限规则。

保护模式中的段描述符可以定义：

段基址：段从哪个线性地址开始
段界限：段最大可访问范围
段类型：代码段、数据段、TSS 等
访问权限：可读、可写、可执行
特权级：Ring 0 到 Ring 3

Linux 主要使用两个特权级：

Ring 0：内核态
Ring 3：用户态

未来用户程序运行在 Ring 3，它不能直接执行关中断、修改页表或访问内核特权资源；CPU 会阻止这种操作。

但要区分：

保护模式 ≠ 分页
保护模式 ≠ 虚拟内存

Linux 刚切入保护模式时：

CR0.PE = 1   # 保护模式开启
CR0.PG = 0   # 分页尚未开启

此时还没有用户进程和完整内存隔离。保护模式首先提供的是 32 位执行和寻址基础。

4. 保护模式中的寻址方式

4.1 实模式：段值直接参与地址计算

物理地址 = 段值 × 16 + 偏移

此时 CS、DS、SS 中保存的是实际段值。

4.2 保护模式：段寄存器变为选择子

进入保护模式后，CS、DS、SS 不再直接代表地址段值，而是 选择子。

选择子指向 GDT 中的一个表项：

逻辑地址 = 段选择子 : 偏移
    ↓
根据选择子查询 GDT
    ↓
获取段基址、段界限、类型、权限
    ↓
线性地址 = 段基址 + 偏移

如果后续启用分页，完整寻址链会变成：

逻辑地址
  ↓ 分段机制
线性地址
  ↓ 页表
物理地址

但本阶段尚未开启分页，因此：

物理地址 = 线性地址

5. GDT 是什么

GDT 是 Global Descriptor Table，即全局描述符表。

它是一张位于内存中的表。每一个表项都描述一个段：

代码段在哪里
数据段在哪里
栈允许访问多大范围
该段可读、可写还是可执行
允许哪个特权级访问

Linux 2.6.39 启动阶段建立的最小 GDT 主要包括：

__BOOT_CS：32 位代码段
__BOOT_DS：32 位数据段
__BOOT_TSS：临时 TSS 描述符

其中最重要的是：

__BOOT_CS：
base = 0
limit = 4 GB
可执行、可读

__BOOT_DS：
base = 0
limit = 4 GB
可读、可写

这就是 Linux 的平坦内存模型：

代码地址 = 0 + EIP
数据地址 = 0 + 偏移
栈地址   = 0 + ESP

例如：

EIP = 0x00100000
CS 对应描述符的 base = 0

线性地址 = 0x00100000

6. 16 位实模式中有 GDT 吗

从实模式的寻址规则来说，没有。

实模式中 CPU 不查询 GDT，CS/DS/SS 仍按：

段值 × 16 + 偏移

计算地址。

但 x86 CPU 本身有 GDTR 寄存器，Linux 可以在实模式中提前：

在内存中创建 GDT
    ↓
执行 lgdt
    ↓
把 GDT 的地址和长度装入 GDTR

此时 CPU 仍在实模式，GDT 尚未真正参与寻址。

只有在：

CR0.PE = 1

之后，CPU 才开始把 CS/DS/SS 当成选择子，并通过 GDT 解释它们。

所以准确说法是：

Linux 在实模式中准备并装载 GDT；进入保护模式后，CPU 才正式使用 GDT。

7. Linux 2.6.39 如何完成切换

核心调用链位于：

arch/x86/boot/main.c
    main()
        ↓
arch/x86/boot/pm.c
    go_to_protected_mode()
        ↓
arch/x86/boot/pmjump.S
    protected_mode_jump()

main() 完成启动参数和硬件信息准备后，最终调用：

go_to_protected_mode();

7.1 关闭中断并屏蔽 PIC

切换时，实模式中断处理环境即将失效，而保护模式的正式中断系统尚未建立。

因此 Linux 先：

关闭可屏蔽中断
禁止 NMI
屏蔽 8259 PIC

目的：

防止模式切换过程中突然发生中断，导致 CPU 跳转到错误的处理入口。

7.2 打开 A20

历史 PC 为兼容 8086，可能使超过 1 MB 的地址发生回绕。

0x100000
  ↓ A20 未开启时可能回绕
0x000000

而 Linux 的 32 位入口默认地址是：

code32_start = 0x100000

定义在：

arch/x86/boot/header.S

因此 Linux 必须先确认 A20 已开启，否则不能可靠跳入 1 MB 以上的内存。

7.3 创建并装载 GDT

Linux 在 setup_gdt() 中建立临时 boot GDT，并使用：

lgdt

装入 GDTR。

此时仍处于实模式；GDT 只是为下一步保护模式做准备。

7.4 装载空 IDT

Linux 同时加载空 IDT：

IDT.base = 0
IDT.limit = 0

它的目的不是处理中断，而是确保切换阶段不会误用旧的实模式中断向量表。

7.5 设置 CR0.PE

真正切换的核心代码位于：

arch/x86/boot/pmjump.S

逻辑如下：

movl    %cr0, %edx
orb     $X86_CR0_PE, %dl
movl    %edx, %cr0

其中：

CR0.PE = 0：16 位实模式
CR0.PE = 1：保护模式

写入 CR0.PE 后，CPU 已切换到保护模式规则，但还必须立即执行远跳转。

7.6 远跳转：让 CPU 真正加载 32 位代码段

Linux 紧接着执行：

ljmpl $in_pm32, $__BOOT_CS

远跳转有两个关键作用：

1. 将 CS 设置为 __BOOT_CS 选择子
   → CPU 从 GDT 读取 32 位代码段描述符

2. 刷新指令预取队列
   → 后续指令按 32 位保护模式规则执行

因此，模式切换的关键组合是：

GDT 已装载
    ↓
CR0.PE = 1
    ↓
far jump 加载新的 CS
    ↓
进入 32 位保护模式代码

8. in_pm32：保护模式中的第一个稳定入口

远跳转到达 in_pm32 后，Linux 继续加载平坦数据段：

movl    %ecx, %ds
movl    %ecx, %es
movl    %ecx, %fs
movl    %ecx, %gs
movl    %ecx, %ss

这些段寄存器都指向 __BOOT_DS。

此后：

CS：指向平坦 32 位代码段
DS/ES/FS/GS/SS：指向平坦 32 位数据段

最后，Linux 跳转至 boot protocol 指定的 32 位入口：

jmpl *%eax

默认目标为：

0x00100000

至此，16 位 setup 阶段结束，32 位内核启动代码开始执行。

9. 本阶段结束时的系统状态

CPU 模式：32 位保护模式
CR0.PE：1
CR0.PG：0
分页：未开启
虚拟内存：未开启
寻址：平坦 32 位线性地址
GDT：已启用
中断：仍严格受控
下一步：建立页表并开启分页

总结

Linux 2.6.39 从 16 位实模式进入 32 位保护模式，是为了摆脱早期 x86 的 16 位和低地址限制，进入能够运行 32 位内核启动代码的 CPU 环境。

其核心闭环是：

实模式 setup
  ↓
关闭中断、打开 A20
  ↓
建立并装载 GDT
  ↓
设置 CR0.PE
  ↓
远跳转加载 32 位 CS
  ↓
加载平坦数据段
  ↓
跳转到 0x100000
  ↓
进入 32 位保护模式内核代码

最关键的理解是：

GDT 是保护模式下的段、权限和访问范围规则表。Linux 在实模式中提前装载它，在设置 CR0.PE 并进行远跳转后，CPU 才正式按 GDT 的规则运行。