作 者：道哥，10+年的嵌入式開發老兵。
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在上一篇文章中Linux從頭學05-系統啟動過程中的幾個神秘地址，你知道是什么意思嗎？，我們以幾個重要的內存地址為線索，介紹了 x86 系統在上電開機之后：
CPU 如何執行第一條指令;
BIOS 中的程序如何被執行;
操作系統的引導代碼(bootloader) 被讀取到物理內存中被執行;
下一個環節，就應該是引導程序(bootloader)把操作系統程序，讀取到內存中，然后跳入到操作系統的第一條指令處開始執行。
這篇文章，我們繼續以 8086 這個簡單的處理器為原型，把程序的加載過程描述一下。其中的重點部分就是代碼重定位，我們用畫圖的方式，盡我所能，把程序加載、地址重定位的計算過程描述清楚。
PS: 文中所說的程序、操作系統文件，都是指同一個東西。
程序的結構
為了便於下面的理解，我們有必要把待加載的操作系統程序的文件結構先介紹一下。
當然了，這里介紹的文件結構，是一個非常簡化版本的操作系統程序，本質上與我們平常所寫的應用程序沒有什么差別，因此我們也可以把它看做一個普通的程序文件。
操作系統程序靜靜的躺在硬盤中，等待 bootloader 來讀取，此時 bootloader 可以看做一個加載器。
它倆畢竟是屬於兩個不同的東西，為了讓 bootloader 知道程序的長度，需要某種“協議”來進行溝通，這個“協議”就是程序文件的頭信息(Header)。
也就是說，在程序的開頭部分，會詳細的介紹自己，包括：程序的總長度是多少字節，一共有多少個段，入口地址在什么位置等等。
還記得之前介紹過的 Linux 系統中使用的 ELF 文件格式嗎？Linux系統中編譯、鏈接的基石-ELF文件：扒開它的層層外衣，從字節碼的粒度來探索
那篇文章把一個典型的 Linux ELF 格式的可執行文件徹底拆解了一遍，可以看到，在 ELF 文件的頭部信息中，詳細描述了文件中每一部分內容。
其實 Windows 中的程序格式(PE 格式)也是類似的，它與 ELF 格式來源於同一個祖宗。
1. 程序頭(Header)的描述信息
為了便於描述，我們假設程序中包括 3 個段：代碼段，數據段和棧段，再加上程序頭部信息，一共是 4 個組成部分。如下所示：
為什么中間留有白色的空白？
因為每一個段並不是緊挨着排列的，為了段地址能夠內存對齊(16個字節對齊)，段與段之間可能會空余一段空間，這些空間里的數據都是無效的。
剛才說了，為了能夠讓加載器(bootloader)盡可能的了解自己，程序文件會在自己的 Header 部分，詳細的描述自己的信息：
有了這樣的描述信息，bootloader 就能夠知道一共要讀取多少個字節的程序文件，跳轉到哪個位置才能讓操作系統的指令開始執行。
2. 關於匯編地址
在程序的頭信息中，可以看到匯編地址和偏移量這樣的信息。
編譯器在編譯源代碼的時候，它是不知道 bootloader 會把程序加載到內存中的什么位置的。
bootloader 會查看哪個位置有足夠的空間，找到一個可用的位置之后，就把操作系統程序讀取到這個位置，可以看做是一個動態的過程。
因此，編譯器在編譯階段用來定位變量、標簽等使用的地址，都是相對於當前段的開始地址來計算的。
還是拿剛才的圖片來舉例：
我們假設 Header 部分是 32 個字節，三個段的開始地址分別是：
代碼段 addrCodeStart： 0x00020（距離文件的第一個字節是 32 Bytes）;
數據段 addrDataStart： 0x01000（距離文件的第一個字節是 4K Bytes）;
棧段 addrStackStart： 0x01200（距離文件的第一個字節是 4K+512 Bytes）；
在代碼段中，定義了一個標簽 label_1，它距離代碼段的開始位置(0x00020)是 512 個字節(0x0200)。
同時，可以算出它距離文件開頭的第一個字節就是 512 + 32 = 544 字節，因為代碼段的開始地址距離文件頭部是 32 個字節。
在 label_1 之前的代碼中，會引用到這個標簽。
那么在使用的地方，將會填上 0x0200，表示：引用的這個位置是距離代碼段開始地址的 512 字節處。
以上的這些地址，指的就是匯編地址。
我們再來拿程序的入口地址偏移量來舉例，入口地址是通過 start 標簽來定義的：
假設：在代碼段中，入口地址標簽 start 位於代碼段開始位置的 0x0100 偏移處，也就是距離代碼段開始位置的 256 個字節。
那么，在程序的 Header 信息中，入口點偏移量的位置就要填寫 0x0100，這樣的話，bootloader 把程序讀取到內存中之后，就能從這里獲取到程序入口點的偏移地址，然后經過一系列的重定位，就可以准確跳轉到程序的第一條指令的地方去執行了。
按照剛才假設的地址信息，程序頭 Header 中的信息就是下面這個樣子：
最右側的藍色字體，表示每一個項目占用的字節數，一共是 24 個字節。
剛才說到，每一個段的開始地址都是按照 16 字節對齊的，因此在 Header 之后，要空余 8 個字節的空間，之后，才是代碼段的開始地址(0x00020 = 32 Bytes)。
bootloader 把程序從硬盤讀取到內存
1. 讀取到內存中的什么位置？
bootloader 在把操作系統文件，從硬盤上讀取到內存之前，必須決定一件事情：把文件內容存放到內存中的什么位置？
從上一篇文章我們了解到，在讀取操作系統之前，內存布局模型是下面這樣的：
注意：這是 8086 系統中，20 根地址線能夠尋址的 1 MB 的地址空間。
其中頂部的 64 KB，映射到 ROM 中的 BIOS 程序。
底部從 0 開始的 1 KB 地址空間，是存儲 256 個中斷向量(下一篇文章准備聊聊中斷的事情)。
中間的從 0x07C00 地址開始的地方，是 BIOS 從硬盤的引導區讀取的 bootloader 程序所存放的地方。
黃色部分的空間一共是 640 KB 的空間，都是映射到 RAM 中的，因此，有足夠大的空閑地址空間來存儲操作系統程序文件。
假設：bootloader 就決定從地址 0x20000 開始(128 KB)，存放從硬盤中讀取的操作系統程序文件。
2. bootloader 設置數據段基地址
從硬盤上讀取文件，是按照扇區為讀取單位的，也就是每次讀取一個扇區(512 字節)。
至於如何通過指定扇區號、發送端口命令，來從硬盤上讀取數據，這是另一個話題，暫且不表，我們把目光集中在 bootloader 上。
對於 bootloader 來說，讀取操作系統文件就相當於讀取普通的數據。
既然已經決定把讀取的數據從地址 0x20000 開始存放，那么 bootloader 就要把數據段寄存器 ds 設置為 0x2000，這樣的話，經過邏輯地址的計算公式：
物理地址 = 邏輯段地址 * 16 + 偏移地址
才能得到正確的物理地址，例如：
讀取的第 1 個扇區的數據放在：0x2000:0x0000 地址處;
讀取的第 2 個扇區的數據放在：0x2000:0x0200 地址處;
讀取的第 3 個扇區的數據放在：0x2000:0x0400 地址處;
...
讀取的第 10 個扇區的數據放在：0x2000:0x1200 地址處;
3. bootloader 讀取所有扇區
bootloader 需要把操作系統程序的所有內容讀取到內存中，需要讀取的長度是多少呢？
程序文件的 Header 中有這個信息，因此，bootloader 需要先讀取程序文件的第一個扇區，也就是 512 字節，放在 0x20000 開始的位置。
我們繼續假設一下：程序的總長度是 5K 字節(0x01400)，那么程序文件的前 512 個字節(第一個扇區)讀取到內存中，就是下面這個樣子：
注意：這是文件內容被讀取到內存中的布局，最下面是低地址，最上面是高地址，這與前面描述靜態文件中內容的順序是相反的。
讀取了第一個扇區之后，就可以取出 0x20000 開始的 4 個字節的數據：0x01400，得到程序文件的總長度: 5 K 字節。
每個扇區是 512 字節，5 K 字節就是 10 個扇區。
第一個扇區已經讀取了，那么還需要繼續讀取剩下的 9 個扇區。
於是，bootloader 把所有扇區的數據，依次讀取到：0x2000:0x0000, 0x2000:0x0200, 0x2000:0x0400, ... 0x2000:0x1200 地址處。
4. 如果程序文件超過 64 KB 怎么辦？
這里有一個延伸的問題可以思考一下：
8086 的段尋址方式，由於偏移量寄存器的長度是 16 位，最大只能表示 64 KB 的空間。
我們所假設的例子中，程序文件只有 5 KB，在一個數據段內完全可以包括，因此 bootloader 可以一直用 0x2000:偏移量 的方式來讀取文件內容。
那如果程序的長度是 100 KB，超過了偏移量的 64 KB 最大尋址空間，那么 bootloader 應該怎么樣做才能正確把 100 KB 的程序讀取到內存中？
解答：
可以在讀取文件的過程中，動態的增加數據段邏輯地址。
比如，在讀取前面的 64 KB 數據(扇區 1 ~ 扇區 128)時，段寄存器 ds 設置為 0x2000。
在讀取第 65 KB 數據(扇區 129)之前，把段寄存器 ds 設置為 0x3000，這樣讀取的數據就從 0x3000:0x0000 處開始存放了。
代碼重定位
現在，操作系統程序已經被讀取到內存中了，下一個步驟就是：跳轉到操作系統的程序入口點去執行！
程序入口點重定位
程序入口點的偏移量，已經被記錄在 Header 中了(0x04 ~ 0x05 字節，橙色部分)：
Header 中記錄的代碼段中入口點 start 標簽的偏移量是 0x100，即：入口點距離代碼段的開始地址是 256 個字節。
同樣的道理，代碼段中所有相關的地址，都是相對於代碼段的開始地址來計算偏移量的。
因此，如果（這里是如果啊） bootloader 把代碼段的開始地址(不是整個文件的開始)，直接放到內存的 0x00000 地址處，那么代碼段里所有地址就都不用再修改了，可以直接設置：cs = 0x0000, ip=0x0100，這樣就直接跳轉到 start 標簽的地方開始執行了。
可惜，bootloader 是把操作系統程序讀取到地址 0x20000 開始的地方，因此，需要把代碼段寄存器 cs 設置為當前代碼段在內存中的實際開始位置，也即是下面這個五角星的位置：
以上兩段文字，可以再多讀幾遍！
在 Header 中，0x06，0x07, 0x08, 0x09 這 4 個字節的數據 0x00020，就是代碼段的開始位置距離程序文件開頭的字節數。
只要把這個數值(0x00020)，與文件存儲的開始地址(0x20000)相加，就可以得到代碼段的開始地址在物理內存中的絕對地址：
0x00020 + 0x20000 = 0x20020
即：代碼段的開始地址，位於物理內存中 0x20020 的位置。
對於一個物理地址，我們可以用多種不同的邏輯地址來表示，例如:
0x20020 = 0x2002:0x0000
0x20020 = 0x2000:0x0020
0x20020 = 0x1FF0:0x0120
面對這 3 個選擇，我們當然是選擇第 1 個，而且只能選擇第 1 個，因為代碼段內部所有的地址偏移，在編譯的時候都是基於 0 地址的(也即是上面所說的匯編地址)，或者稱作相對地址。
明白了這個道理之后，就可以把 cs:ip 設置為 0x2002:0x0100，這樣 CPU 就會到 start 標簽處執行了。
但是，在進行這個操作之前還有其他幾件事情需要處理，因此，要把代碼段的邏輯段地址 0x2002, 寫回到 Header 中的 0x06 ~ 0x09 這 4 個字節中保存起來(橙色部分)：
段表重定位
此時，系統還是在 bootloader 的控制之下，數據段寄存器 ds 仍然為 0x2000，想一想為什么？
因為 bootloader 讀取操作系統程序的第一扇區之前，希望把數據讀取到物理地址 0x20000 的地方，右移一位就得到了邏輯段地址 0x2000，把它寫入到數據段寄存器 ds 中。
我們一直忽略了 bootloader 使用的棧空間，因為這部分與文件主題無關。
操作系統程序如果想要執行，必須使用自己程序文件中的數據段和棧段。
但是，Header 中記錄的這 2 個段的開始地址，都是相對於程序文件開頭而言的。
而且操作系統文件並不知道：自己被 bootloader 讀取到內存中的什么位置？
因此，bootloader 也需要把這 2 個段，在內存中的開始地址進行重新計算，然后更新到 Header 中。
這樣的話，當操作系統程序開始執行的時候，才能從 Header 中得到數據段和棧段的邏輯段地址。
當然了，這里所舉的示例中只有 3 個段，一個實際的程序可能會包括很多個段，每一個段的地址都需要進行重定位。
bootloader 從 Header 的 0x0A ~ 0x0B 這 2 個字節，可以得到一共有多少個段地址需要重定位。
然后按照順序，依次讀取每一個段的偏移地址，加上程序文件的加載地址(0x20000)，計算出實際的物理地址，然后再得到邏輯段地址，具體如下：
代碼段偏移量 0x00020：0x20000 + 0x00020 = 0x20020(物理地址)，右移一位得到邏輯段地址：0x2002;
數據段偏移量 0x0x01000: 0x20000 + 0x01000 = 0x21000(物理地址)，右移一位得到邏輯段地址：0x2100;
棧段 段偏移量 0x0x01200: 0x20000 + 0x01200 = 0x21200(物理地址)，右移一位得到邏輯段地址：0x2120;
下圖橙色部分：
我們把代碼段、數據段、棧段在內存中的布局模型全部畫出來：
跳轉到程序的入口地址
萬事俱備，只欠東風！
一切工作已經准備就緒，最后一步就是進入操作系統程序中代碼段的 start 入口點了。
在上面的准備工作中，bootloader 已經把程序代碼段的邏輯段地址 0x2002，保存在 Header 中的 0x06 ~ 0x09 這 4 個字節中了，只要把它賦值給代碼段寄存器 cs 即可。
程序入口點位於 start 標簽處，它距離代碼段的開始位置偏移 0x100，保存在 Header 中的 0x04 ~ 0x05 這 2 個字節，只要把它賦值給指令指針寄存器 ip 即可。
我們可以手動讀取，然后賦值。
也可以直接利用 8086 CPU 中的這條指令： jmp [0x04] 來實現 cs:ip 的賦值。
因為此刻還是在 bootloader 的控制下，數據段寄存器 ds 的值仍然為 0x2000，因此跳轉到 0x2000:0x04 內置中所表示的地址，就可以把正確的邏輯段地址和指令地址賦值給 cs:ip，從而開始執行操作系統程序的第一條指令。
操作系統程序的執行
操作系統的第一條指令在執行時，數據段寄存器 ds 和 棧段寄存器 cs 中的值，仍然為 bootloader 中所設置的值。
因此，操作系統首先要把這 2 個段寄存器設置為自己程序文件的值，然后才能開始后續指令的執行。
上文已經說過，每一個段在內存中的邏輯段地址，已經被 bootloader 重新計算，並且更新到了 Header 中。
所以，操作系統就可以從 ds:0x14 的位置，讀取新的棧段邏輯地址 0x2120，並把它賦值給棧段寄存器 cs。
從這個時候開始，所有的棧操作就是操作系統程序自己的了。
注意：此時數據段寄存器 ds 仍然沒有改變，仍然是 bootloader 中使用的 0x2000。
然后再從 ds:0x10 的位置讀取新的數據段邏輯地址 0x2100，並把它賦值給數據段寄存器 ds。
從這個時候開始，所有的數據操作就是操作系統程序自己的了。
注意：給 cs、ds 的賦值順序不能顛倒。
如果先給 ds 賦值，那么再去 Header 中讀取 cs 邏輯段地址的時候，就沒法定位了。
因為此時 ds 寄存器已經指向了新的地址(ds = 0x2100)，沒法再去 0x2000:0x14 地址處獲取數據了。
最后還有一點，對於棧操作，除了設置棧的段寄存器 ss 外，還需要設置棧頂指針寄存器 sp。
我們假設程序中設置的棧空間是 512 字節，棧頂指針是向低地址方向增長的，因此，需要把 sp 初始化為 512。
至此，操作系統程序終於可以愉快的開始執行了！
這篇文章，我們描述了關於代碼重定位的最底層原理。
在以后學習到 Linux 中的重定位相關知識時，會接觸到更多的概念和技巧，但是最底層的基本原理都是相通的。
希望這篇文章，能夠成為你前進路上的墊腳石！
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