汇编 推荐两本书：
《X86汇编 从实模式到保护模式》
《汇编语言(第3版) 》王爽著
实模式：
https://blog.csdn.net/zzzzzec/article/details/121311995
笔记：
ROM 程序固化到ROM的。
对于PC的主板而言，BIOS/UEFI 就是固化到ROM里的，是固件。 以前是不可擦写的，现在也是可编程 可擦写的。 即可以刷机新的BIOS或升级BIOS到ROM的。
计算机启动的时候，会先读取BIOS，完成硬件的自检和初始化。然后BIOS将权限交由启动的硬盘或光盘等。运行硬盘中的MBR/GPT。 MBR再去启动OS。 （我们安装的OS是安装到硬盘上，并且设置MBR）
PC中的bootloader是MBR／GPT 中的grub／grub2。
嵌入式中的bootloader（固件） 作用相当于PC中的 BIOS+MBR。也有做硬件自检。
MBR中记录 开机启动程序／开机管理程序。 有grub,grub2,LILO 等。
1. 载入 BIOS 的硬件信息与进行自我测试，并依据设置取得第一个可开机的设备；
2. 读取并执行第一个开机设备内 MBR 的 boot Loader （ 亦即是 grub2, spfdisk 等程序） ；
3. 依据 boot loader 的设置载入 Kernel ，Kernel 会开始侦测硬件与载入驱动程序；
4. 在硬件驱动成功后，Kernel 会主动调用 systemd 程序，并以 default.target 流程开机；
systemd 执行 sysinit.target 初始化系统及 basic.target 准备操作系统；
systemd 启动 multi-user.target 下的本机与服务器服务；
systemd 执行 multi-user.target 下的 /etc/rc.d/rc.local 文件；
systemd 执行 multi-user.target 下的 getty.target 及登陆服务；
systemd 执行 graphical 需要的服务
存储分类：https://blog.csdn.net/vincent3678/article/details/122226578
（内/主存+外/辅存） （pc：内存 + 硬盘）（手机：运存+内存/闪存 (说法乱而已，其实还是 内+外)）
CPU可用的内存空间，不仅仅是常规的内存(由内存条提供，RAM，掉电易失)，还有BIOS(ROM,不易失)，显卡等。
从内存空间去理解计算机和操作系统。因为cpu所有的指令 数据都要放在内存空间中才能处理。 冯诺依曼体系结构中，cpu所有的数据 指令都要从内存空间中取得的。核心就是CPU和内存。
如果要想知道程序如何load到内存，如何被cpu执行， 学习汇编是很好的选择，因为汇编能更好体现这些底层。
一段程序 逻辑上 分为 堆段，代码段，栈段，数据段，BSS段。
虚拟内存， 物理内存。
如何让计算机启动的时候执行我们的代码？
实模式。
我们知道， 8086 可以访问 1MB 内存。其中，0x00000～9FFFF 属于常规内存，由内存条提供；0xF0000～0xFFFFF
由主板上的一个芯片提供，即ROM-BIOS。中间还有一个320KB 的空洞，即0xA0000～0xEFFFF。
传统上，这段地址空间由特定的外围设备来提供，其中就包括显卡。
我们知道，计算机启动的时候，将ROM中的BIOS的代码加载到内存中(0XF0000)，然后BIOS进行自检后，会将硬盘的MBR代码加载到内存地址0x7c00,并jmp到该地址，从而运行MBR代码，之后MBR再执行操作系统的代码。
MBR是硬盘上的硬盘的0面0道1扇区。512B。 别小看512B，它足够处理操作系统的boot。它可以选择启动哪个os。将os启动的代码载入内存某个地址，cpu并跳到该内存地址，开始运行os启动代码。
所以，如果我们要启动的执行我们的代码，我们应该将自己的代码编译后放入硬盘的第一个512B，代替MBR。
地址 [地址] 表示取该地址中的值
立即数
8086 寄存器：8个通用寄存器(AX,BX,CX,DX,SI,DI,BP,SP)， 6个段寄存器(CS,DS,SS,ES,FS,GS)， 程序寄存器(IP),标志寄存器(FLAGS)
以上都是16位的，32位的寄存器在前面加E。
https://zhuanlan.zhihu.com/p/366550341
https://blog.csdn.net/weixin_44519342/article/details/123690618
指令：MOV JMP
（不同体系的CPU中的寄存器，指令等也是不一样的。）
MOV指令无法直接将立即数移动到段寄存器，只能经过通用寄存器来做。
也无法将段寄存器移动到段寄存器，只能通过通用寄存器来做。
每个指令都会对应相应的机器指令。
JMP指令会改变CS， IP https://blog.csdn.net/woxueliuyun/article/details/2033359
div中溢出的问题，https://blog.csdn.net/u010196648/article/details/25067179
第一种类型是用16 位的二进制数除以8 位的二进制数。在这种情况
下，被除数必须在寄存器AX 中，必须事先传送到AX 寄存器里。除数可
以由8 位的通用寄存器或者内存单元提供。指令执行后，商在寄存器AL
中，余数在寄存器AH 中。
第二种类型是用32 位的二进制数除以16 位的二进制数。在这种情况
下，因为16 位的处理器无法直接提供32 位的被除数，故要求被除数的
高16 位在DX 中，低16 位在AX 中 。同时，除数可以由16 位的通用寄存器或者内存单元提供，指令执行
后，商在AX 中，余数在DX 中。
XOR 指令
add 指令需要两个操作数，目的操作数可以是8 位或者16 位的通用
寄存器，或者指向8 位或者16 位实际操作数的内存地址；源操作数可以
是相同数据宽度的8 位或者16 位通用寄存器、指向8 位或者16 位实际操
作数的内存地址，或者立即数，但不允许两个操作数同时为内存单元。
相加后，结果保存在目的操作数中
处理器取指令、执行指令是依赖于段寄存器CS 和指令指针寄存器IP
的，8086 处理器取指令时，把CS 的内容左移4 位，加上IP 的内容，形
成20 位的物理地址，取得指令，然后执行，同时把IP 的内容加上当前指
令的长度，以指向下一条指令的偏移地址。
jmp 指令具有多种格式.
相对近转移。 JMP near inif
绝对地址. JMP 0x5000:0xf0c0
伪指令times 可用于重复它后面的指令若干次
times 20 mov ax,bx
bochs:
https://bochs.sourceforge.io/
https://bochs.sourceforge.io/doc/docbook/user/faq.html
https://blog.csdn.net/weixin_47656385/article/details/120624117
具体实用可参考书第五章。
movsb 和movsw 指令执行时，原始数据串的段地址由DS 指定，偏
移地址由SI 指定，简写为DS:SI；要传送到的目的地址由ES:DI 指定；传
送的字节数（movsb）或者字数（movsw）由CX指定。除此之外，还要
指定是正向传送还是反向传送，正向传送是指传送操作的方向是从内存
区域的低地址端到高地址端；反向传送则正好相反。正向传送时，每传
送一个字节（movsb）或者一个字（movsw），SI 和DI 加1 或者加2；
反向传送时，每传送一个字节（movsb）或者一个字（movsw）时，SI
和DI 减去1 或者减去2。不管是正向传送还是反向传送，也不管每次传送
的是字节还是字，每传送一次，CX 的内容自动减。
cld 指令将DF 标志清零，以指示传送是正
方向的。和cld 功能相反的是std 指令，它将DF标志置位（1）。此时，
传送的方向是从高地址到低地址
需要加上指令前缀rep（repeat），意思是CX 不为零则重复。
rep movsw 的操作码是0xF3 0xA5，它将重复执行movsw 直到CX 的内
容为零。
loop 指令的功能是重复执行一段相同的代码，处理器在执行它的时
候会顺序做两件事：cx减1。 判断cx是否为0，不为0 loop。
加载位置的改变不会对处理器执行指令造成任何困扰，但会给数据访问
带来麻烦。要知道，当前
数据段寄存器DS 的内容是0x0000，因此，number 的偏移地址实际上是
0x012E+0x7C00=0x7D2E。当正在执行的指令仍然用0x012E 来访问数
据，灾难就发生了。
取指令，取数据。逻辑地址，物理地址。（逻辑地址到物理地址要靠基址。）
对于取指令基址在CS，对于取数据基址在DS。
CS:IP
DS:偏移地址
地址，取地址(从该地址中取出数据)
内存 物理地址 = SA *16 + EA。 SA段地址， EA偏移地址/有效地址 Effective address。 Offset Address。
SA和EA 称为逻辑地址。
物理地址。 逻辑地址。 段地址， 偏移地址/有效地址。
在8086 处理器上，如果要用寄存器来提供偏移地址，只能使用BX、
SI、DI、BP，不能使用其他寄存器。
原因很简单，寄存器BX 最初的功能之一就是用来提供数据访问的基
地址，所以又叫基址寄存器（Base Address Register）。之所以不能用
SP、IP、AX、CX、DX，这是一种硬性规定，说不上有什么特别的理
由。而且，在设计8086 处理器时，每个寄存器都有自己的特殊用途，比
如AX是累加器（Accumulator），与它有关的指令还会做指令长度上的
优化（较短）；CX 是计数器（Counter）；DX 是数据（Data）寄存
器，除了作为通用寄存器使用外，还专门用于和外设之间进行数据传
送；SI 是源索引寄存器（ Source Index）；DI 是目标索引寄存器
（ Destination Index），用于数据传送操作，我们已经在 movsb 和
movsw 指令的用法中领略过了。
inc 是加一指令，操作数可以是8
位或者16 位的寄存器，也可以是字节或者字内存单元。从功能上讲，它
和 add bx, 1
是一样的，但前者的机器码更短，速度更快.
和inc 指令相对的是dec 指令，用于将目标操作数的内容减一，它们
的指令格式相同，不再赘述.
neg 指令带有一个操作数。它的功能很简单，用0 减去指令中指定的操作数。 （就是取相反数）。
很显然，一个8 位的有符号数，要想用16 位的形式来表示，只需将
其最高位，也就是用来辨别符号的那一位（几乎所有的书上都称之为符
号位，实际上这并不严谨），扩展到高8 位即可。
为了方便，处理器专门
设 计 了 两 条 指 令 来 做 这 件 事 ： cbw （ Convert Byte to Word ） 和
cwd（Convert Word to Double-word）。
cbw 没有操作数，操作码为98。它的功能是，将寄存器AL 中的有符
号数扩展到整个AX。举个例子，如果AL 中的内容为01001111，那么执
行该指令后，AX 中的内容为0000000001001111；如果AL 中的内容为
10001101，执行该指令后，AX 中的内容为1111111110001101。
cwd 也没有操作数，操作码为99。它的功能是，将寄存器AX 中的有
符 号 数 扩 展 到 DX:AX 。 举 个 例 子 ， 如 果 AX 中 的 内 容 为
0100111101111001 ， 那 么 执 行 该 指 令 后 ， DX 中 的 内 容 为
0000000000000000 ， AX 中 的 内 容 不 变 ； 如 果 AX 中 的 内 容 为
1000110110001011 ， 那 么 执 行 该 指 令 后 ， DX 中 的 内 容 为
1111111111111111，AX 中的内容同样不变。
尽管有符号数的最高位通常称为符号位，但并不意味着它仅仅用来
表示正负号。事实上，通过上面的讲述和实例可以看出，它既是数的一
部分，和其他比特一起共同表示数的大小，同时又用来判断数的正负。
主动权在你自己手上，在写程序的时候，你要做什么，什么目的，
你自己最清楚。如果是无符号数计算，必须使用div 指令；如果你是在做
有符号数计算，就应当使用idiv 指令
bx 也叫基址寄存器。存放某个地址 做为基址，相当于数组0开始的位置。索引SI，bx+si。
SI 的作用相当于索引，因此它被称为索引寄存器（Index Register），或者叫变址寄存器。
另一个常用的变址寄存器是DI。
注意，INTEL8086 处理器只允许以下几种基址寄存器和变址寄存器
的组合：
[bx+si]
[bx+di]
[bp+si]
[bp+di]
这些组合可以用于任何带有内存操作数的指令中。其他任何组合，
比如[bx+ax]、[cx+dx]、[ax+cx]等等，都是非法的
指令jns show 的意思是，如果未设置符号位，则转
移到标号“show”所在的位置处执行。如图6-2 所示，Intel 处理器的标志
寄存器里有符号位SF（Sign Flag），很多算术逻辑运算都会影响到该
位，比如这里的dec 指令。如果计算结果的最高位是比特“0”，处理器把
SF 位置“0”，否则SF 位置“1”。
jns 是条件转移指令，处理器在执行它的时候要参考标志寄存器的SF
位。除了只是在符合条件的时候才转移之外，它和jmp 指令很相似，它
也是相对转移指令，编译后的机器指令操作数也是一个相对偏移量，是
用标号处的汇编地址减去当前指令的汇编地址，再减去当前指令的长度
得到的。
在处理器内进行的很多算术逻辑运算，都会影响到标志寄存器的某
些位。比如我们已经学过的加法指令add、逻辑运算指令xor 等.
奇偶标志位PF
当运算结果出来后，如果最低8 位中，有偶数个为1 的比特，则
PF=1；否则PF=0.
进位标志CF
当处理器进行算术操作时，如果最高位有向前进位或借位的情况发
生，则CF=1；否则CF=0.
CF 标志始终忠实地记录进位或者借位是否发生，但少数指令除外
（如inc 和dec）.
加1指令 INC指令功能:目标操作数+1INC指令只有1个操作数，它将指定的操作数的内容加1，再将结果送回到该操作数。INC指令将影响SF,AF,ZF,PF,OF标志位，但是不影响CF标志位。INC指令的操作数的类型可以是通用寄存器或存储单元，但不可以是段寄存器。字或字节操作均可。对于存储单元，需要用BYTE PTR或者WORD PTR说明是字节还是字操作。
为什么不影响CF：链接
OF，该标志的意思是，假定你进行的是有符号数运算，如果运算结果是
正确的，那么OF=0，否则OF=1。比如上面的例子，因为从有符号数的
角度来看，是-1 和2 相加，结果为1，未溢出，故OF=0。简单地说，OF
标志用于指示两个有符号数的运算结果是否错误。
指令对标志位的影响：
“jcc”不是一条指令，而是一个指令族（簇），功能是根据某些条件
进行转移，比如前面讲过的jns，意思是SF≠1（那就是SF=0 了）则转
移.
转移指令必须出现在影响标志的指令之后.
在汇编语言源代码里，条件转移指令的操作数是标号。编译成机器
码后，操作数是一个立即数，是相对于目标指令的偏移量。在16 位处理
器上，偏移量可以是8 位（短转移）或者16 位（相对近转移）
NASM 编译器提供了一个标记“$”，该标记等同于标号，你
可以把它看成是一个隐藏在当前行行首的标号。因此，jmp near $的意思
是，转移到当前指令继续执行。
$是当前行的汇编地址；$$是NASM 编译器提供的另一个标记，代
表当前汇编节（段）的起始汇编地址。
中断：
- 外部中断 ／ 硬件中断
- 内部中断 ／ 软件中断 （不可屏蔽）
- 主动去中断：指令中断
- 被动去中断：硬件故障(除了硬件中断)、软件中断。
中断信号的来源，或者说，产生中断的设备，称为中断源.
种类型的中断都被统一编号，这称为中断类型号、中断向量或者中断号.
但是，由于不可屏蔽中断的特殊性——几乎所有触发NMI 的事
件对处理器来说都是致命的，甚至是不可纠正的。在这种情况下，努力
去搞清楚发生了什么，通常没有太大的意义，这样的事最好留到事后，
让专业维修人员来做。
也正是这个原因，在实模式下，NMI 被赋予了统一的中断号2，不再
进行细分。一旦发生2号中断，处理器和软件系统通常会放弃继续正常工
作的“念头”，也不会试图纠正已经发生的问题和错误，很可能只是由软件
系统给出一个提示信息。
和代码段、数据段和附加段一样，栈
也被定义成一个内存段，叫栈段（Stack Segment），由段寄存器SS 指
向。
针对栈的操作有两种，分别是将数据推进栈（push）和从栈中弹出
数据（pop）。简单地说，就是压栈和出栈。压栈和出栈只能在一端进
行，所以需要用栈指针寄存器SP （Stack Pointer）来指示下一个数据应
当压入栈内的什么位置，或者数据从哪里出栈。
定义栈需要两个连续的步骤，即初始化段寄存器SS 和栈指针SP 的
内容。源程序第40～42 行用于将栈段的段地址设置为0x0000，栈指针的
内容设置为0x0000
处理器内部，or 指令的目的操作数可以是8 位或者16 位的通用寄
存器，或者包含8/16位实际操作数的内存单元，源操作数可以是与目的
操作数数据宽度相同的通用寄存器、内存单元或者立即数
在16位的处理器上，push 指令的操作数可以是16 位的寄存器或者内存单元
处理器在执行push 指令时，首先将栈指针寄存器SP 的内容减去操
作数的字长（以字节为单位的长度，在16 位处理器上是2），然后，把
要压入栈的数据存放到逻辑地址SS:SP 所指向的内存位置（和其他段的
读写一样，把栈段寄存器SS 的内容左移4 位，加上栈指针寄存器SP 提
供的偏移地址）
pop 指令执行时，处理器将栈段寄存器SS 的内容左移4 位，再加上
栈指针寄存器SP 的内容，形成20 位的物理地址访问内存，取得所需的
数据。然后，将SP 的内容加操作数的字长，以指向下一个栈位置
地址， 取地址 ([],从内存的该地址中取出数据)。
在实模式的汇编中，
汇编编译器中的汇编地址。
逻辑地址的形式是： 段地址：偏移地址。
物理地址=段地址×10H+偏移地址
8086处理器的寻址方式
寄存器寻址
立即寻址
内存寻址：直接寻址，基址寻址，变址寻址，基址变址寻址。（根据偏移地址提供者的不同形式划分）
内存寻址，默认都是DS做段地址，除非显示的表示段超越前缀。
直接寻址。
mov [es:lable], 0x05
目的操作数使用了标号和段超越前缀，但它依然属于直接寻址方式。原因很简单，标号是数值的等价形式，在指令
编译阶段，会被转换成数值；而段超越前缀仅仅用来改变默认的数据段。
mov [bx],dx
基址寻址。bx, bp. 在指令执行时，处理器将数据段寄存器DS 的内容左移4 位，加上基址寄存器BX 中的内容，形成20 位的物理地址。然后，把寄存器DX中的内容传送到该地址处的字单元里。
mov [di],dx
di, si.
变址寻址类似于基址寻址，唯一不同之处在于这种寻址方式使用的是变址寄存器（或称索引寄存器）SI 和DI.和基址寻址一样，当带有这种操作数的指令执行时，除非使用了段超越前缀，处理器会访问由段寄存器DS 指向的数据段，偏移地址由寄存器SI 或者DI 提供。
同样地，变址寻址方式也允许带一个偏移量. mov [si+0x100],al.
使用基址变址的操作数可以使用一个基址寄存器（BX 或者BP），外加一个变址寄存器（SI 或者DI）。它的基本形式是这样的, mov ax,[bx+si].
当处理器执行这条指令时，把数据段寄存器DS 的内容左移4 位，加上基址寄存器BX
的内容，再加上变址寄存器SI 的内容，共同形成20 位的物理地址
超越前缀, 不同汇编编译器，不同的语法。
nasm中 [cs:di]， 都放在[]中。
masm中 cs:[di].
注意不同的编译器 会导致一些语法的不同，要区分。https://blog.csdn.net/cainiaohhf/article/details/9916749
标号， 变量名。
实际上都是内存地址。 要取变量的值(变量指示地址中的值)要 [变量],而变量表示的是内存地址的.
操作系统通常肩负着处理器管理、内存分配、程序加载、进程（即
已经位于内存中的程序）调度、外围设备（显卡、硬盘、声卡等）的控
制和管理等任务
处理器的工作模式是将内存分成逻辑上的段，指令的获取和数据的
访问一律按“段地址：偏移地址”的方式进行。相对应地，一个规范的程
序，应当包括代码段、数据段、附加段和栈段。这样一来，段的划分和
段与段之间的界限在程序加载到内存之前就已经准备好了。
NASM 编译器不关心段的用途，可能也根本不知道段的用途，不知
道它是数据段，还是代码段，或是栈段。事实上，这都不重要，段只用
来分隔程序中的不同内容。
不过，话又说回来了，作为程序员，每个段的用途，你自己是清楚
的。所以，为每个段起一个直观好记的名字，那是应该的。如图8-1 所
示，第一个段的名字是“header”，表明它是整个程序的开头部分；第二个
段的名字是“code”，表明这是代码段；第三个段的名字是“data”，表明这
是数据段。
比较重要的是，一旦定义段，那么，后面的内容就都属于该段，除
非又出现了另一个段的定义。另外，如图8-2 所示，有时候，程序并不以
段定义语句开始。在这种情况下，这些内容默认地自成一个段。最为典
型的情况是，整个程序中都没有段定义语句。这时，整个程序自成一个
段。
NASM 对段的数量没有限制。一些大的程序，可能拥有不止一个代
码段和数据段。
逻辑右移 shr， shl。
逻辑右移指令执行时，会将操作数连续地向右移动指定的次数，每移动一次，“挤”出来的比特被移到标志寄存器的CF 位，左边空出来的位置用比特“0”填充
循环右移 ror， rol
循环右移指令执行时，每右移一次，移出的比特既送到标志寄存器的CF 位，也送进左边空出的位
ret retf
https://zhuanlan.zhihu.com/p/372398363
=============
正数，负数。
二进制。原码，反码，补码。
正数： 原码=反码=补码。
负数：原码，是正数的原码 最高位置1 。 反码，除符号位 按位取反。 补码，反码+1。
规定最高位为符号位，表示正负。
https://www.23bei.com/tool/56.html
内存中的二进制，1.实际上是补码，用补码去理解。 2.用 负 = 0-正 理解。
我们说的负数的二进制 实际上都是指 它的补码。 正数的二进制都可以(因为都一样)
1.实际上是补码，用补码去理解：
5
原 反 补
0101 0101 0101
-5
1101 1010 1011
7
0111 0111 0111
-7
1111 1000 1001
2.用 负 = 0-正 理解。
-5
0-5
0000
0101
1011
-7
0-7
0000
0111
1001
得出的实际也是负数的补码。也能表明出最高位1时是负数，所以和我们规定的原反补都是自洽的。 也可以再反推出 反码， 原码。
利用方式2可以快速算出负数的二进制(补码)。比方式1快，方式1要先算出原码 反码，最后算出补码。
- 如果系统本身是按照有符号系统处理，那么可以确定二进制的正负。 如果本身是无符号，那么就全是正。
- 如果系统本身同时支持有符号和无符号，那么在处理的时候 要特别指定是有符号 还是无符号，这样才能确定正负。
一般系统都是同时支持的那种。因此 处理的时候是 需要去指定的。
我们人也算是同时支持有符号和无符号的。因此 处理数字时也是要 指定的（指定有符号 还是无符号）。而我们默认是指定为按照有符号的。另外也有可视化符号表示。
对于十进制，5->+5， -5。
对于二进制，1001->+1001， -1001.
如果没有可视化符号表示，像在计算机中表示的那样，那么前提也是要主动申明是哪种 有符号，还是无符号。
我们人 默认是有符号。 或者处理时 有可视化，是有指定了正负（属于有符号）。
5 ／+5
-5
+1001
-1001
一般计算机也是同时支持有符号和无符号的。
对于计算机中的表示，并没有可视化符号去表示，因此要主动去指定是有符号还是符号。
1001 指定有符号，是负数。指定为无符号，是正数。
总结：数
- 有符号。 （正数 负数 之分，规定最高位为符号位）
- 无符号。 （全为正数）
- 如果本身系统就是有符号，或者 无符号， 那么就按系统指定的去解读。
- 如果本身系统同时支持 有符号 ，无符号。那么，就要有表明其是有符号 还是 无符号 的声明或指示。 如果没有明确指示，那么可以有两种不同的解读。对于同一个数，可以有两种解读。按照有符号解读 一种， 无符号的解读 一种
- 有可视化的指示。比如可视化的+ -, 这就表明是用有符号的。
- 或者有其他的声明。声明是有符号或者无符号，比如 signed int， unsigned int。
人类系统 是同时支持有符号和无符号。 除非有声明 是无符号，否则都是有符号。
而且人类默认是可视化表示，所以显示的是有符号。5或+5， -5。 对于5，没有特别声明是无符号，那么就是有符号，而且是正的，即+5。
可参考印象笔记中《计算机组成原理》。
字节序。
数据 在书写系统 和 内存 存放/表示。 有大端，小端。
- 书写表示的时候，实际上 大端字节序。 （我们默认左边到右边 位序增大，高位在低地址，所以是大端）。 基本都是大端。
- 内存 默认也是 左边到右边 位序增大。 数据在内存中，数据的低位在低地址，小端。 数据的高位在高地址，大端。 不同cpu 有不同的字节序。
- 如果是大端，优点：和书写／表示 系统一致，人感官直觉上 比较自然，缺点：但是cpu处理起来麻烦，处理起来不自然。
- 如果小端，优点：cpu处理起来自然，逻辑上舒服。 缺点：书写表示时给人感官直觉上 比较麻烦。
================
以下 关于 操作系统启动流程。 文件系统。
文件： 文件大小(文件的实际大小)， 文件占的磁盘空间大小。
磁盘： 见《x86汇编语言从实模式到保护模式》4.1.4章节。
磁盘，
从物理角度看， 最小存储单位是 扇区， 512B／4KB 。
0 面0 道1 扇区，或者说是0 头0 柱1 扇区。
从文件系统角度看： 最小存储单位是block，1KB，2KB，4KB。 （inode，superblock等都是存在block里）
inode 128B,256B.
0 lrwxrwxrwx 1 root root 29 12月 6 16:00 resolv.conf -> ../run/resolvconf/resolv.conf
链接的block大小是0，因为只占用inode，并不占用block。
vbox 与宿主 设置共享文件夹。 linux中如果设置挂载点，那么会挂载到那个挂载点。 如果没有设置，那么挂载到 /media/sf_xxx下。
linux中无法直接用当前用户去访问挂载点。 可以在当前用户下 sudo mount –types vboxsf xxx mount_fs/
xxx 是设置共享文件夹时取的名称。 mount_fs是虚拟机中某个目录。
https://www.cnblogs.com/oddcat/articles/9685003.html
https://blog.csdn.net/danshiming/article/details/117997558
grub 可以识别 文件系统。ext2 ext4等。
linux内核启动的时候有一个 根文件系统， 然后才加在文件系统。
linux 中的根文件系统：
Initramfs， 为了映射 路径名到具体文件。从路径名访问到文件。
文件系统。 文件系统格式 ext2 ext4, fat ntfs, hfs。
文件系统：文件的树组织形式。 文件从路径名到物理磁盘文件的映射。
根文件系统: 可以是虚拟文件系统（内存中的），也可以是实际文件系统。 根文件系统，是可以访问/目录的。 不是涉及文件系统格式。 比如Initramfs 是根文件系统， 在加载磁盘文件上的文件系统后，将Initramfs替换后的文件系统，也是根文件系统。
根文件系统的文件系统格式是具体而定的。 而且 根文件系统 的下的目录结构、目录名都有相应的标准规定。
linux内核加载的时候，先启动Initramfs，使得可以通过文件路径名直接在内存中访问必要的文件等，当加载了必要的磁盘驱动等，就可以加载磁盘设备上的文件系统了，就替换掉之前的Initramfs的文件系统。
开机时候的文件系统：
开机的时候， grub启动 stage1 无法识别文件系统 ， stage1.5 stage2 可以识别文件系统，然后启动内核，将整个控制权交由内核，grub不再接管。而内核此时无法识别文件系统，因此会有一个虚拟的根文件系统，在加载了必要的磁盘驱动等，就可以加载磁盘设备上的文件系统了，就替换掉之前的Initramfs的文件系统。
开机流程／系统启动流程：
加电启动
-> cpu读取内存空间中地址0处(一般是固化到ROM里的BIOS)，执行BIOS里的代码，进行开机硬件检测等。 检测ok，cpu会将启动设备(硬盘) 里的0面0道1扇区的MBR代码载入到内存的0x7c00处，并且将执行地址跳转到0x7c00执行。这时，基本BIOS结束，将操作交由MBR。
-> 执行MBR中的bootloader，Linux下的MBR中的bootloader一般为grub。grub stage1， （stage1.5，）stage2。 stage1 下是无法识别文件系统的，在1.5 2 才可以识别文件系统。 做了一些处理后，载入 /boot下的内核文件(因为可以识别文件系统，因此可以找到/boot下的内核映像文件)
->加载内核(内核文件/boot/vmlinuxxxxx)，启动内核。这时bootloader基本结束，操作交由内核了，即交给os了。内核加载时，为了能处理init服务,路径形式，那么需要加载文件系统(grub已经不在了，而此时内核又没有文件系统，无法访问路径形式的文件)，所以 此时内核会先加载的虚拟的根文件系统(/boot/initramfs,这个在grub阶段加载进内存了。然后这个文件会被解压缩并且在内存当中仿真成一个根目录。相应的目录下的文件因为在内存中有相应的加载，因此可以通过路径来访问相应的文件，相当于是一个文件系统。这个文件解压缩后和我们正常目录下的文件时一样的,这个只是在内核启动时加载虚拟文件系统时用到，解压，将里面的文件加载到内存中，从而执行.这个文件实际上就是那些必要文件的压缩)，这样就能找到必须的服务和模块，在加载了必要的磁盘驱动等，就可以加载磁盘设备上的文件系统了，就替换掉之前的Initramfs的文件系统，真正的文件系统就加载完成了。 这时基本内核加载差不多了。
->启动第一个进程，进城号为1 的 init 进程，后续必要进程启动，处理相应的配置文件等(如rc.local等)
-> 系统的用户登陆界面。
(grub2 stage1.5后 和 加载完的os 都能识别磁盘上的文件系统)
UEFI读取GPT表，然后在相应的分区中读取.efi文件(bootloader)，控制权就交由分区中的bootloader了，bootloader再加载操作系统内核。
BIOS的是要先读取硬盘的MBR，根据MBR中的bootloader，要么加载相应分区中的内核文件，要么交由各自分区开头的bootloader处理。
菜单一：MBR（ grub2） –> kernel file –> booting
菜单二：MBR（ grub2） –> boot sector（ Windows loader） –> Windows kernel –>
booting
菜单三：MBR（ grub2） –> boot sector（ grub2） –> kernel file –> booting
而最终 boot loader 的功能就是“载入 kernel 文件”啦！
内核/OS 启动流程， 也是重要的一环。
https://www.crybit.com/linux-boot-process/
https://zhuanlan.zhihu.com/p/392858237
https://blog.csdn.net/billbonaparte1/article/details/82629176
https://blog.csdn.net/zinnc/article/details/105026631
磁盘物理结构。
磁盘的MBR，分区结构。
文件系统格式。 文件的逻辑结构 对应 到磁盘物理结构。 文件通过 路径名形式 映射到磁盘物理结构。
开机流程。BIOS／UEFI， MBR／GPT，bootloader。等等。
开机流程简化版：
1.电源键启动，2.cpu读取内存地址0处代码(BIOS)，BIOS功能 硬件自检等以及启动顺序设置(u盘 硬盘 光驱 网络等)，3.从启动的硬盘/u盘 0面0道1扇区 读取mbr或gpt （分区表），执行mbr里面的bootloader。 4.在bootloader中选择进入的操作统分区启动系统。 4.操作系统的启动。
总结：
BIOS， UEFI ： 固化到ROM的固件。 硬件启动时 加载到内存空间地址0处，并运行的第一个程序。
MBR，GPT： 是用于分区的分区表。 只是MBR中有446bytes用于存储bootloader(如grub)(MBR中的bootloader也可能是只是部分的bootloader)。 GPT并没有存储bootloader，bootloader是在各自分区中的.efi文件。
每个分区的文件系统。NFTS，ext4，fat32，exfat等等。
每个硬盘 都有一个(0个或1个) 分区表 MBR/GPT。 分区表是以硬盘为基础建立的，而不是以每个分区。
用U盘启动盘软件对其写入引导后把启动文件考进去就变成启动盘。 U盘此时也有建立了MBR或GPT的。
U盘启动方式，其中 安装的引导程序，算是bootloader吧。通过启动项选择U盘启动。启动时进入U盘，再通过U盘的引导程序(算是bootloader)进入其他系统。
