计算机基础知识
1. 处理器
CPU的根本任务就是执行指令，对计算机来说最终都是一串由“0”和“1”组成的序列。CPU从逻辑上可以划分成3个模块，分别是控制单元、运算单元和存储单元，这三部分由CPU内部总线连接起来。如下所示：
控制单元：控制单元是整个CPU的指挥控制中心，由指令寄存器IR(Instruction Register)、指令译码器ID(Instruction Decoder)和操作控制器OC(Operation Controller)等，对协调整个电脑有序工作极为重要。它根据用户预先编好的程序，依次从存储器中取出各条指令，放在指令寄存器IR中，通过指令译码(分析)确定应该进行什么操作，然后通过操作控制器OC，按确定的时序，向相应的部件发出微操作控制信号。操作控制器OC中主要包括节拍脉冲发生器、控制矩阵、时钟脉冲发生器、复位电路和启停电路等控制逻辑。
运算单元：是运算器的核心。可以执行算术运算(包括加减乘数等基本运算及其附加运算)和逻辑运算(包括移位、逻辑测试或两个值比较)。相对控制单元而言，运算器接受控制单元的命令而进行动作，即运算单元所进行的全部操作都是由控制单元发出的控制信号来指挥的，所以它是执行部件。
存储单元：包括CPU片内缓存和寄存器组，是CPU中暂时存放数据的地方，里面保存着那些等待处理的数据，或已经处理过的数据，CPU访问寄存器所用的时间要比访问内存的时间短。采用寄存器，可以减少CPU访问内存的次数，从而提高了CPU的工作速度。但因为受到芯片面积和集成度所限，寄存器组的容量不可能很大。寄存器组可分为专用寄存器和通用寄存器。专用寄存器的作用是固定的，分别寄存相应的数据。而通用寄存器用途广泛并可由程序员规定其用途，通用寄存器的数目因微处理器而异。这个是我们以后要介绍这个重点，这里先提一下。
我们将上图细化一下，可以得出CPU的工作原理概括如下：
总的来说，CPU从内存中一条一条地取出指令和相应的数据，按指令操作码的规定，对数据进行运算处理，直到程序执行完毕为止。
上图中我没有画总线，只是用逻辑方式对其进行呈现。原因早期Intel的微处理器，诸如8085，8086/8088CPU，普遍采用了地址总线和数据总线复用技术，即将部分(或全部)地址总线与数据总线共用CPU的一些引脚。例如8086外部地址总线有20根，数据总线复用了地址总线的前16根引脚。复用的数据总线和地址总线虽然可以少CPU的引脚数，但却引入了控制逻辑及操作序列上的复杂性。所以，自80286开始，Intel的CPU才采用分开的地址总线和数据总线。
不管是复用还是分开，对我们理解CPU的运行原理没啥影响，上图没画总线的目的就是怕有些人太过于追求细节，一头扎下去，浮不起来，不能从宏观上藐视敌人。
OK，总结一下，CPU的运行原理就是：控制单元在时序脉冲的作用下，将指令计数器里所指向的指令地址(这个地址是在内存里的)送到地址总线上去，然后CPU将这个地址里的指令读到指令寄存器进行译码。对于执行指令过程中所需要用到的数据，会将数据地址也送到地址总线，然后CPU把数据读到CPU的内部存储单元(就是内部寄存器)暂存起来，最后命令运算单元对数据进行处理加工。周而复始，一直这样执行下去，天荒地老，海枯枝烂，直到停电。
1、取指令：CPU的控制器从内存读取一条指令并放入指令寄存器。指令的格式一般是这个样子滴：
2、指令译码：指令寄存器中的指令经过译码，决定该指令应进行何种操作(就是指令里的操作码)、操作数在哪里(操作数的地址)。
3、 执行指令，分两个阶段“取操作数”和“进行运算”。
4、 修改指令计数器，决定下一条指令的地址。
各种寄存器汇总
计算机寄存器分类简介:
32位CPU所含有的寄存器有：
4个数据寄存器(EAX、EBX、ECX和EDX)
2个变址和指针寄存器(ESI和EDI) 2个指针寄存器(ESP和EBP)
6个段寄存器(ES、CS、SS、DS、FS和GS)
1个指令指针寄存器(EIP) 1个标志寄存器(EFlags)
1、数据寄存器
数据寄存器主要用来保存操作数和运算结果等信息，从而节省读取操作数所需占用总线和访问存储器的时间。
32位CPU有4个32位的通用寄存器EAX、EBX、ECX和EDX。
对低16位数据的存取，不会影响高16位的数据。
这些低16位寄存器分别命名为：AX、BX、CX和DX，它和先前的CPU中的寄存器相一致。
4个16位寄存器又可分割成8个独立的8位寄存器(AX：AH-AL、BX：BH-BL、CX：CH-CL、DX：DH-DL)，每个寄存器都有自己的名称，可独立存取。
程序员可利用数据寄存器的这种“可分可合”的特性，灵活地处理字/字节的信息。
寄存器EAX通常称为累加器(Accumulator)，用累加器进行的操作可能需要更少时间。可用于乘、 除、输入/输出等操作，使用频率很高；
寄存器EBX称为基地址寄存器(Base Register)。它可作为存储器指针来使用；
寄存器ECX称为计数寄存器(Count Register)。
在循环和字符串操作时，要用它来控制循环次数；在位操作中，当移多位时，要用CL来指明移位的位数；
寄存器EDX称为数据寄存器(Data Register)。在进行乘、除运算时，它可作为默认的操作数参与运算，也可用于存放I/O的端口地址。
在16位CPU中，AX、BX、CX和DX不能作为基址和变址寄存器来存放存储单元的地址，
在32位CPU中，其32位寄存器EAX、EBX、ECX和EDX不仅可传送数据、暂存数据保存算术逻辑运算结果，
而且也可作为指针寄存器，所以，这些32位寄存器更具有通用性。
2、变址寄存器
32位CPU有2个32位通用寄存器ESI和EDI。
其低16位对应先前CPU中的SI和DI，对低16位数据的存取，不影响高16位的数据。
寄存器ESI、EDI、SI和DI称为变址寄存器(Index Register)，它们主要用于存放存储单元在段内的偏移量，
用它们可实现多种存储器操作数的寻址方式，为以不同的地址形式访问存储单元提供方便。
变址寄存器不可分割成8位寄存器。作为通用寄存器，也可存储算术逻辑运算的操作数和运算结果。
它们可作一般的存储器指针使用。在字符串操作指令的执行过程中，对它们有特定的要求，而且还具有特殊的功能。
3、指针寄存器
其低16位对应先前CPU中的BP和SP，对低16位数据的存取，不影响高16位的数据。
32位CPU有2个32位通用寄存器EBP和ESP。
它们主要用于访问堆栈内的存储单元，并且规定：
EBP为基指针(Base Pointer)寄存器，用它可直接存取堆栈中的数据；
ESP为堆栈指针(Stack Pointer)寄存器，用它只可访问栈顶。
寄存器EBP、ESP、BP和SP称为指针寄存器(Pointer Register)，主要用于存放堆栈内存储单元的偏移量，
用它们可实现多种存储器操作数的寻址方式，为以不同的地址形式访问存储单元提供方便。
指针寄存器不可分割成8位寄存器。作为通用寄存器，也可存储算术逻辑运算的操作数和运算结果。
4、段寄存器
段寄存器是根据内存分段的管理模式而设置的。内存单元的物理地址由段寄存器的值和一个偏移量组合而成的，这样可用两个较少位数的值组合成一个可访问较大物理空间的内存地址。
CPU内部的段寄存器：
ECS——代码段寄存器(Code Segment Register)，其值为代码段的段值；
EDS——数据段寄存器(Data Segment Register)，其值为数据段的段值；
EES——附加段寄存器(Extra Segment Register)，其值为附加数据段的段值；
ESS——堆栈段寄存器(Stack Segment Register)，其值为堆栈段的段值；
EFS——附加段寄存器(Extra Segment Register)，其值为附加数据段的段值；
EGS——附加段寄存器(Extra Segment Register)，其值为附加数据段的段值。
在16位CPU系统中，它只有4个段寄存器，所以，程序在任何时刻至多有4个正在使用的段可直接访问；在32位微机系统中，它有6个段寄存器，所以，在此环境下开发的程序最多可同时访问6个段。
32位CPU有两个不同的工作方式：实方式和保护方式。在每种方式下，段寄存器的作用是不同的。有关规定简单描述如下：
实方式： 前4个段寄存器CS、DS、ES和SS与先前CPU中的所对应的段寄存器的含义完全一致，内存单元的逻辑地址仍为“段值：偏移量”的形式。为访问某内存段内的数据，必须使用该段寄存器和存储单元的偏移量。
保护方式： 在此方式下，情况要复杂得多，装入段寄存器的不再是段值，而是称为“选择子”(Selector)的某个值。。
5、指令指针寄存器
32位CPU把指令指针扩展到32位，并记作EIP，EIP的低16位与先前CPU中的IP作用相同。
指令指针EIP、IP(Instruction Pointer)是存放下次将要执行的指令在代码段的偏移量。
在具有预取指令功能的系统中，下次要执行的指令通常已被预取到指令队列中，除非发生转移情况。
所以，在理解它们的功能时，不考虑存在指令队列的情况。
6、标志寄存器
一、运算结果标志位
1、进位标志CF(Carry Flag)
进位标志CF主要用来反映运算是否产生进位或借位。如果运算结果的最高位产生了一个进位或借位，那么，其值为1，否则其值为0。
使用该标志位的情况有：多字(字节)数的加减运算，无符号数的大小比较运算，移位操作，字(字节)之间移位，专门改变CF值的指令等。
2、奇偶标志PF(Parity Flag)
奇偶标志PF用于反映运算结果中“1”的个数的奇偶性。如果“1”的个数为偶数，则PF的值为1，否则其值为0。
利用PF可进行奇偶校验检查，或产生奇偶校验位。在数据传送过程中，为了提供传送的可靠性，如果采用奇偶校验的方法，就可使用该标志位。
3、辅助进位标志AF(Auxiliary Carry Flag)
在发生下列情况时，辅助进位标志AF的值被置为1，否则其值为0：
(1)、在字操作时，发生低字节向高字节进位或借位时；
(2)、在字节操作时，发生低4位向高4位进位或借位时。
对以上6个运算结果标志位，在一般编程情况下，标志位CF、ZF、SF和OF的使用频率较高，而标志位PF和AF的使用频率较低。
4、零标志ZF(Zero Flag)
零标志ZF用来反映运算结果是否为0。如果运算结果为0，则其值为1，否则其值为0。在判断运算结果是否为0时，可使用此标志位。
5、符号标志SF(Sign Flag)
符号标志SF用来反映运算结果的符号位，它与运算结果的最高位相同。在微机系统中，有符号数采用码表示法，所以，SF也就反映运算结果的正负号。运算结果为正数时，SF的值为0，否则其值为1。
6、溢出标志OF(Overflow Flag)
溢出标志OF用于反映有符号数加减运算所得结果是否溢出。如果运算结果超过当前运算位数所能表示的范围，则称为溢出，OF的值被置为1，否则，OF的值被清为0。
“溢出”和“进位”是两个不同含义的概念，不要混淆。如果不太清楚的话，请查阅《计算机组成原理》课程中的有关章节。
二、状态控制标志位
状态控制标志位是用来控制CPU操作的，它们要通过专门的指令才能使之发生改变。
1、追踪标志TF(Trap Flag)
当追踪标志TF被置为1时，CPU进入单步执行方式，即每执行一条指令，产生一个单步中断请求。这种方式主要用于程序的调试。
指令系统中没有专门的指令来改变标志位TF的值，但程序员可用其它办法来改变其值。
2、中断允许标志IF(Interrupt-enable Flag)
中断允许标志IF是用来决定CPU是否响应CPU外部的可屏蔽中断发出的中断请求。
但不管该标志为何值，CPU都必须响应CPU外部的不可屏蔽中断所发出的中断请求，以及CPU内部产生的中断请求。
具体规定如下：
(1)、当IF=1时，CPU可以响应CPU外部的可屏蔽中断发出的中断请求；
(2)、当IF=0时，CPU不响应CPU外部的可屏蔽中断发出的中断请求。
CPU的指令系统中也有专门的指令来改变标志位IF的值。
3、方向标志DF(Direction Flag)
方向标志DF用来决定在串操作指令执行时有关指针寄存器发生调整的方向。具体规定在第5.2.11节——字符串操作指令——中给出。
在微机的指令系统中，还提供了专门的指令来改变标志位DF的值。
三、32位标志寄存器增加的标志位
1、I/O特权标志IOPL(I/O Privilege Level)
I/O特权标志用两位二进制位来表示，也称为I/O特权级字段。该字段指定了要求执行I/O指令的特权级。
如果当前的特权级别在数值上小于等于IOPL的值，那么，该I/O指令可执行，否则将发生一个保护异常。
2、嵌套任务标志NT(Nested Task)
嵌套任务标志NT用来控制中断返回指令IRET的执行。具体规定如下：
(1)、当NT=0，用堆栈中保存的值恢复EFLAGS、CS和EIP，执行常规的中断返回操作；
(2)、当NT=1，通过任务转换实现中断返回。
3、重启动标志RF(Restart Flag)
重启动标志RF用来控制是否接受调试故障。规定：RF=0时，表示“接受”调试故障，否则拒绝之。
在成功执行完一条指令后，处理机把RF置为0，当接受到一个非调试故障时，处理机就把它置为1。
4、虚拟8086方式标志VM(Virtual 8086 Mode)
如果该标志的值为1，则表示处理机处于虚拟的8086方式下的工作状态，否则，处理机处于一般保护方式下的工作状态。
2. 存储器
分类:
- 主存储器: 也称内存,存储直接与CPU交换信息,由半导体存储器组成
- 辅助存储器: 也称外存,存放当前不立即使用的信息,它与主存储器批量交换信息,由磁带机,磁带盘及光盘组成
存储层次:
内存与外存的比较:
主存 辅存
类型 ROM RAM 软盘 硬盘 光盘
造价 高 高 低++ 低 低+
速度 快 快 慢++ 慢 慢+
容量 小+ 小 — — —
断电 有 无 有 有 有
寄存器即L1缓存：
用与cpu相同材质制造，与cpu一样快，因而cpu访问它无时延，典型容量是：在32位cpu中为32*32，在64位cpu中为64*64，在两种情况下容量均<1KB。
高速缓存即L2缓存：
主要由硬件控制高速缓存的存取，内存中有高速缓存行按照0~64字节为行0，64~127为行1。。。最常用的高速缓存行放置在cpu内部或者非常接近cpu的高速缓存中。当某个程序需要读一个存储字时，高速缓存硬件检查所需要的高速缓存行是否在高速缓存中。如果是，则称为高速缓存命中，缓存满足了请求，就不需要通过总线把访问请求送往主存(内存)，这毕竟是慢的。高速缓存的命中通常需要两个时钟周期。高速缓存为命中，就必须访问内存，这需要付出大量的时间代价。由于高速缓存价格昂贵，所以其大小有限，有些机器具有两级甚至三级高速缓存，每一级高速缓存比前一级慢但是容易大。
缓存在计算机科学的许多领域中起着重要的作用，并不仅仅只是RAM（随机存取存储器）的缓存行。只要存在大量的资源可以划分为小的部分，那么这些资源中的某些部分肯定会比其他部分更频发地得到使用，此时用缓存可以带来性能上的提升。一个典型的例子就是操作系统一直在使用缓存，比如，多数操作系统在内存中保留频繁使用的文件（的一部分），以避免从磁盘中重复地调用这些文件，类似的/root/a/b/c/d/e/f/a.txt的长路径名转换成该文件所在的磁盘地址的结果然后放入缓存，可以避免重复寻找地址，还有一个web页面的url地址转换为网络地址(IP)地址后，这个转换结果也可以缓存起来供将来使用。缓存是一个好方法，在现代cpu中设计了两个缓存，再看4.1中的两种cpu设计图。第一级缓存称为L1总是在CPU中，通常用来将已经解码的指令调入cpu的执行引擎，对那些频繁使用的数据自，多少芯片还会按照第二L1缓存 。。。另外往往设计有二级缓存L2，用来存放近来经常使用的内存字。L1与L2的差别在于对cpu对L1的访问无时间延迟，而对L2的访问则有1-2个时钟周期（即1-2ns）的延迟。
内存：
再往下一层是主存，此乃存储器系统的主力，主存通常称为随机访问存储RAM，就是我们通常所说的内存，容量一直在不断攀升，所有不能再高速缓存中找到的，都会到主存中找，主存是易失性存储，断电后数据全部消失.
除了主存RAM之外，许多计算机已经在使用少量的非易失性随机访问存储如ROM（Read Only Memory，ROM），在电源切断之后，非易失性存储的内容并不会丢失，ROM只读存储器在工厂中就被编程完毕，然后再也不能修改。ROM速度快且便宜，在有些计算机中，用于启动计算机的引导加载模块就存放在ROM中，另外一些I/O卡也采用ROM处理底层设备的控制。
EEPROM（Electrically Erasable PROM，电可擦除可编程ROM）和闪存（flash memory）也是非易失性的，但是与ROM相反，他们可以擦除和重写。不过重写时花费的时间比写入RAM要多。在便携式电子设备中中，闪存通常作为存储媒介。闪存是数码相机中的胶卷，是便携式音译播放器的磁盘，还应用于固态硬盘。闪存在速度上介于RAM和磁盘之间，但与磁盘不同的是，闪存擦除的次数过多，就被磨损了。
还有一类存储器就是CMOS，它是易失性的，许多计算机利用CMOS存储器来保持当前时间和日期。CMOS存储器和递增时间的电路由一小块电池驱动，所以，即使计算机没有加电，时间也仍然可以正确地更新，除此之外CMOS还可以保存配置的参数，比如，哪一个是启动磁盘等，之所以采用CMOS是因为它耗电非常少，一块工厂原装电池往往能使用若干年，但是当电池失效时，相关的配置和时间等都将丢失
辅存(硬盘)
说明: 是以铝合金圆盘为基片,上下两面涂有磁性材料而制成的磁盘
优点: 体积小,重量轻,防尘性好,可靠性高,存储量大,存取速度快,但多数它们固定于主机箱内,故不便携带,价格也高于软盘
性能指标: 转速,超频性能,缓存,单碟容量,传输模式,发热量,容量,平均等待时间
硬盘组成图:
注意:
在整颗磁碟的第一个磁区特别的重要,因为他记录了整颗磁碟的重要资讯！ 磁碟的第一个磁区主要记录了两个重要的资讯,分别是：
- 主要启动记录区(Master Boot Record, MBR)：可以安装启动管理程序的地方,有446 bytes
<MBR是很重要的,因为当系统在启动的时候会主动去读取这个区块的内容,这样系统才会知道你的程序放在哪里且该如何进行启动> - 分割表(partition table)：记录整颗硬盘分割的状态,有64 bytes
磁盘分区表(partition table):
利用参考对照磁柱号码的方式来切割硬盘分区！ 在分割表所在的64 bytes容量中,总共分为四组记录区,每组记录区记录了该区段的启始与结束的磁柱号码. 若将硬盘以长条形来看,然后将磁柱以直条图来看,那么那64 bytes的记录区段有点像底下的图示：
上图中我们假设硬盘只有400个磁柱,共分割成为四个分割槽,第四个分割槽所在为第301到400号磁柱的范围.
由於分割表就只有64 bytes而已,最多只能容纳四笔分割的记录, 这四个分割的记录被称为主要(Primary)或延伸(Extended)分割槽. 根据上面的图示与说明,我们可以得到几个重点资讯：
- 其实所谓的『分割』只是针对那个64 bytes的分割表进行配置而已！
- 硬盘默认的分割表仅能写入四组分割资讯<主要分割与扩展分配最多可以有四条(硬盘的限制)>
- 这四组分割资讯我们称为主要(Primary)或延伸(Extended)分割槽
- 扩展分配最多只能有一个(操作系统的限制)
- 逻辑分割是由扩展分配持续切割出来的分割槽,如果扩展分配被破坏,所有逻辑分割将会被删除
- 能够被格式化后,作为数据存取的分割槽为主要分割与逻辑分割.扩展分配无法格式化
- 分割槽的最小单位为磁柱(cylinder)
- 逻辑分割的数量依操作系统而不同,在Linux系统中,IDE硬盘最多有59个逻辑分割(5号到63号), SATA硬盘则有11个逻辑分割(5号到15号)
- 当系统要写入磁碟时,一定会参考磁盘分区表,才能针对某个分割槽进行数据的处理
总结:
- 扇区(Sector)为最小的物理储存单位，每个扇区为 512 bytes；
- 将扇区组成一个圆，那就是磁柱(Cylinder)，磁柱是分割槽(partition)的最小单位；
- 第一个扇区最重要，里面有：(1)主要启动区(Master boot record, MBR)及分割表(partition table)， 其中 MBR 占有 446 bytes，而 partition table 则占有 64 bytes。
虚拟内存：
许多计算机支持虚拟内存机制，该机制使计算机可以运行大于物理内存的程序，方法是将正在使用的程序放入内存取执行，而暂时不需要执行的程序放到磁盘的某块地方，这块地方成为虚拟内存，在linux中成为swap，这种机制的核心在于快速地映射内存地址，由cpu中的一个部件负责，成为存储器管理单元(Memory Management Unit MMU)
PS：从一个程序切换到另外一个程序，成为上下文切换(context switch),缓存和MMU的出现提升了系统的性能，尤其是上下文切换
磁带： 在价钱相同的情况下比硬盘拥有更高的存储容量，虽然速度低于磁盘，但是因其大容量，在地震水灾火灾时可移动性强等特性，常被用来做备份。（常见于大型数据库系统中）
内核态 用户态
内核态: CPU可以访问内存所有数据, 包括外围设备, 例如硬盘, 网卡. CPU也可以将自己从一个程序切换到另一个程序
用户态: 只能受限的访问内存, 且不允许访问外围设备. 占用CPU的能力被剥夺, CPU资源可以被其他程序获取
为什么要有用户态和内核态
由于需要限制不同的程序之间的访问能力, 防止他们获取别的程序的内存数据, 或者获取外围设备的数据, 并发送到网络, CPU划分出两个权限等级 -- 用户态 和 内核态
用户态与内核态的切换
所有用户程序都是运行在用户态的, 但是有时候程序确实需要做一些内核态的事情, 例如从硬盘读取数据, 或者从键盘获取输入等. 而唯一可以做这些事情的就是操作系统, 所以此时程序就需要先操作系统请求以程序的名义来执行这些操作.
这时需要一个这样的机制: 用户态程序切换到内核态, 但是不能控制在内核态中执行的指令
这种机制叫系统调用, 在CPU中的实现称之为陷阱指令(Trap Instruction)
他们的工作流程如下:
- 用户态程序将一些数据值放在寄存器中, 或者使用参数创建一个堆栈(stack frame), 以此表明需要操作系统提供的服务.
- 用户态程序执行陷阱指令
- CPU切换到内核态, 并跳到位于内存指定位置的指令, 这些指令是操作系统的一部分, 他们具有内存保护, 不可被用户态程序访问
- 这些指令称之为陷阱(trap)或者系统调用处理器(system call handler). 他们会读取程序放入内存的数据参数, 并执行程序请求的服务
- 系统调用完成后, 操作系统会重置CPU为用户态并返回系统调用的结果
总线
任何一个微处理器都要与一定数量的部件和外围设备连接，但如果将各部件和每一种外围设备都分别用一组线路与CPU直接连接，那么连线将会错综复杂，甚至难以实现。为了简化硬件电路设计、简化系统结构，常用一组线路，配置以适当的接口电路，与各部件和外围设备连接，这组共用的连接线路被称为总线。采用总线结构便于部件和设备的扩充，尤其制定了统一的总线标准则容易使不同设备间实现互连。
----微机中总线一般有内部总线、系统总线和外部总线。内部总线是微机内部各外围芯片与处理器之间的总线，用于芯片一级的互连；而系统总线是微机中各插件板与系统板之间的总线，用于插件板一级的互连；外部总线则是微机和外部设备之间的总线，微机作为一种设备，通过该总线和其他设备进行信息与数据交换，它用于设备一级的互连。
----另外，从广义上说，计算机通信方式可以分为并行通信和串行通信，相应的通信总线被称为并行总线和串行总线。并行通信速度快、实时性好，但由于占用的口线多，不适于小型化产品；而串行通信速率虽低，但在数据通信吞吐量不是很大的微处理电路中则显得更加简易、方便、灵活。串行通信一般可分为异步模式和同步模式。
计算机的启动
计算机的整个启动过程分成四个阶段。
一、第一阶段：BIOS
上个世纪70年代初，”只读内存”（read-only memory，缩写为ROM）发明，开机程序被刷入ROM芯片，计算机通电后，第一件事就是读取它。
这块芯片里的程序叫做”基本輸出輸入系統”（Basic Input/Output System），简称为BIOS。
1.1 硬件自检
BIOS中主要存放的程序包括：自诊断程序（通过读取CMOS RAM中的内容识别硬件配置，并对其进行自检和初始化）、CMOS设置程序（引导过程中，通过特殊热键启动，进行设置后，存入CMOS RAM中）、系统自动装载程序（在系统自检成功后，将磁盘相对0道0扇区上的引导程序装入内存使其运行）和主要I/O驱动程序和中断服务（BIOS和硬件直接打交道，需要加载I/O驱动程序）。
BIOS程序首先检查，计算机硬件能否满足运行的基本条件，这叫做”硬件自检”（Power-On Self-Test），缩写为POST。
如果硬件出现问题，主板会发出不同含义的蜂鸣，启动中止。如果没有问题，屏幕就会显示出CPU、内存、硬盘等信息。
1.2 启动顺序
硬件自检完成后，BIOS把控制权转交给下一阶段的启动程序。
这时，BIOS需要知道，”下一阶段的启动程序”具体存放在哪一个设备。也就是说，BIOS需要有一个外部储存设备的排序，排在前面的设备就是优先转交控制权的设备。这种排序叫做”启动顺序”（Boot Sequence）。
打开BIOS的操作界面，里面有一项就是”设定启动顺序”。
二、第二阶段：主引导记录
BIOS按照”启动顺序”，把控制权转交给排在第一位的储存设备。即根据用户指定的引导顺序从软盘、硬盘或是可移动设备中读取启动设备的MBR，并放入指定的位置（0x7c000）内存中。
这时，计算机读取该设备的第一个扇区，也就是读取最前面的512个字节。如果这512个字节的最后两个字节是0x55和0xAA，表明这个设备可以用于启动；如果不是，表明设备不能用于启动，控制权于是被转交给”启动顺序”中的下一个设备。
这最前面的512个字节，就叫做”主引导记录”（Master boot record，缩写为MBR）。
2.1 主引导记录的结构
“主引导记录”只有512个字节，放不了太多东西。它的主要作用是，告诉计算机到硬盘的哪一个位置去找操作系统。
主引导记录由三个部分组成：
（1） 第1-446字节：调用操作系统的机器码。
（2） 第447-510字节：分区表（Partition table）。
（3） 第511-512字节：主引导记录签名（0x55和0xAA）。
其中，第二部分”分区表”的作用，是将硬盘分成若干个区。
2.2 分区表
硬盘分区有很多好处。考虑到每个区可以安装不同的操作系统，”主引导记录”因此必须知道将控制权转交给哪个区。
分区表的长度只有64个字节，里面又分成四项，每项16个字节。所以，一个硬盘最多只能分四个一级分区，又叫做”主分区”。
每个主分区的16个字节，由6个部分组成：
（1） 第1个字节：如果为0x80，就表示该主分区是激活分区，控制权要转交给这个分区。四个主分区里面只能有一个是激活的。
（2） 第2-4个字节：主分区第一个扇区的物理位置（柱面、磁头、扇区号等等）。
（3） 第5个字节：主分区类型。
（4） 第6-8个字节：主分区最后一个扇区的物理位置。
（5） 第9-12字节：该主分区第一个扇区的逻辑地址。
（6） 第13-16字节：主分区的扇区总数。
最后的四个字节（”主分区的扇区总数”），决定了这个主分区的长度。也就是说，一个主分区的扇区总数最多不超过2的32次方。
如果每个扇区为512个字节，就意味着单个分区最大不超过2TB。再考虑到扇区的逻辑地址也是32位，所以单个硬盘可利用的空间最大也不超过2TB。如果想使用更大的硬盘，只有2个方法：一是提高每个扇区的字节数，二是增加扇区总数。
三、第三阶段：硬盘启动
这时，计算机的控制权就要转交给硬盘的某个分区了，这里又分成三种情况。
3.1 情况A：卷引导记录
上一节提到，四个主分区里面，只有一个是激活的。计算机会读取激活分区的第一个扇区，叫做”卷引导记录”（Volume boot record，缩写为VBR）。
“卷引导记录”的主要作用是，告诉计算机，操作系统在这个分区里的位置。然后，计算机就会加载操作系统了。
3.2 情况B：扩展分区和逻辑分区
随着硬盘越来越大，四个主分区已经不够了，需要更多的分区。但是，分区表只有四项，因此规定有且仅有一个区可以被定义成”扩展分区”（Extended partition）。
所谓”扩展分区”，就是指这个区里面又分成多个区。这种分区里面的分区，就叫做”逻辑分区”（logical partition）。
计算机先读取扩展分区的第一个扇区，叫做”扩展引导记录”（Extended boot record，缩写为EBR）。它里面也包含一张64字节的分区表，但是最多只有两项（也就是两个逻辑分区）。
计算机接着读取第二个逻辑分区的第一个扇区，再从里面的分区表中找到第三个逻辑分区的位置，以此类推，直到某个逻辑分区的分区表只包含它自身为止（即只有一个分区项）。因此，扩展分区可以包含无数个逻辑分区。
但是，似乎很少通过这种方式启动操作系统。如果操作系统确实安装在扩展分区，一般采用下一种方式启动。
3.3 情况C：启动管理器
在这种情况下，计算机读取”主引导记录”前面446字节的机器码之后，不再把控制权转交给某一个分区，而是运行事先安装的”启动管理器”（boot loader），由用户选择启动哪一个操作系统。
Linux环境中，目前最流行的启动管理器是Grub。
对于grub而言，在MBR中的446字节的引导程序属于GRUB的开始执行程序，通过这段程序，进一步执行stage1.5或是stage2的执行程序，将在下面详细介绍执行过程。
其中stage1.5或是stage2便属于阶段2引导的过程了，stage2过程也是作为GRUB kernel的核心代码出现。Stage1.5过程（对于GRUB而言存在stage1.5，GRUB2则不存在）的功能很单一，主要就是为了引导stage2过程服务。由于stage2过程的代码存放在文件系统下的boot分区目录中，因此stage1.5过程就是需要提供一个文件系统的环境，而该文件系统环境需要保证系统可以找到stage2过程的文件，那么stage1.5阶段提供的文件系统需要是boot文件系统所对应的，这个在执行grub install过程中就已经确定了。stage2过程中，主要会把系统切换到保护模式，设置好C运行时环境，找到config文件（事实上就是menulist文件），如果没有找到就执行一个shell，等待用户的执行。然后的工作就变成了输入命令->解析命令->执行命令的循环中。当然该阶段引导的最终状态就是执行boot命令，将内核和initrd镜像加载进入内存中，进而将控制权转交给内核。
四、第四阶段：操作系统
控制权转交给操作系统后，操作系统的内核首先被载入内存。
以Linux系统为例，先载入/boot目录下面的kernel。内核加载成功后，第一个运行的程序是/sbin/init。它根据配置文件（Debian系统是/etc/initab）产生init进程。这是Linux启动后的第一个进程，pid进程编号为1，其他进程都是它的后代。
然后，init线程加载系统的各个模块，比如窗口程序和网络程序，直至执行/bin/login程序，跳出登录界面，等待用户输入用户名和密码。
至此，全部启动过程完成。
