前面几篇文章已经说明啦很多BOOTSECT.S的内容，这里只挑没有设计的只是说明：/*
Many BIOS's default disk parameter tables will not
71 * recognize multi-sector reads beyond the maximum sector number
72 * specified in the default diskette parameter tables – this may
73 * mean 7 sectors in some cases.
74 *
75 * Since single sector reads are slow and out of the question,
76 * we must take care of this by creating new parameter tables
77 * (for the first disk) in RAM. We will set the maximum sector
78 * count to 18 – the most we will encounter on an HD 1.44.
79 *
80 * High doesn't hurt. Low does.
81 *
82 * Segments are as follows: ds=es=ss=cs – INITSEG,
83 * fs = 0, gs = parameter table segment
84 */
85
86
87 push #0
88 pop fs
89 mov bx,#0x78 ! fs:bx is parameter table address
bios设置的中断0X1E的中断向量值是软驱参数表地址，该向量值位于0x1e * 4 = 0x78处，这段代码首先从内存0x0000:0x0078处复制原软驱参数表到0x9000:0xfef4处然后修改表中每磁道最大扇区数，为18‘
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软盘启动
相对于硬盘启动过程，软盘启动则要简单的多，只需要将boot sector程序放置于软盘的第一个扇区。当INT 19从软盘启动的时候，会自动将boot sector读入内存的7C00h的位置，然后跳转到7C00h开始执行。
当主机被启动之后，会自动将软盘或硬盘的第一个扇区的内容（boot block for floppy, master boot for hard disk）Load到内存0000:7c00H的位置，然后执行它。但OS的内核绝对不仅仅只有一个扇区大小。这就意味着boot block需要进一步的从磁盘（软盘或硬盘）上读取OS的剩余部分。
事实上，从机器被Power-On或Reset之后，到OS的Kernel被正式的载入到运行，中间可以经历这些过程：
由BIOS INT 19中断读入Master boot；
由Master boot读入并执行Boot Block；
由Master boot读入并执行Second Booter（Monitor or Setup Program)；
最后由Second booter读入并执行OS Kernel。
比如Linux的启动过程为：
Master boot(LILO)
Boot Block(bootsect.S)
Setup(Setup.S)
Linux Kernel
Loading Processing是Booting阶段的一个重要任务。为了很好的完成这一任务，我们必须清楚的了解磁盘（硬盘和软盘）操作的详细细节，对Loading过程和各个部分内存布局进行详细的规划。
Memory Layout
在Real mode下，磁盘操作可以通过两种方法进行，BIOS 13H中断，或者通过读写端口。而在Protected Mode下，BIOS中断不可用，只能通过读写端口的方式。而BIOS中断简单易用而且功能强大，同时我们在Booting阶段除了Loading Processing之外，所作的许多工作都需要依赖BIOS中断，所以我们Loading Processing应该发生在Real Mode下，通过BIOS中断调用来完成。
但Real Mode下的一种重要限制是1MB内存的局限，事实上仅有不到640 KB的可用RAM，我们必须把启动阶段所需要的各个程序，以及在启动阶段获取到的各种硬件参数，以及OS Kernel放入到这不到640 KB的RAM中。这样一来，我们如何在整个Booting阶段，合理有效的安排内存布局就显得非常重要。
主机在Power-on或Reset后，经过POST，然后读取磁盘的第一扇区之后，常规内存的布局如上图所示。
我们在进入保护模式之前BIOS Interrupt Ventors Table， BIOS Data Area和Extend BIOS Data Area都可能会有用，即使进入Protected Mode之后，如果你想让你的OS支持VM8086模式，也就是说如果你想让你的OS上可以运行Real Mode软件，这两个区域也会用得着，所以不要去对这些内容进行修改。令人不解的是，为什么BIOS厂商将BIOS Data Area和Extend BIOS Data Area分别放在常规RAM的顶端和底部。在进行内存布局规划的时候，面临着令人非常困扰的选择。这也是为什么Linux对640KB常规内存进行规划的时候，将最底部的64KB保留，而最顶部的64KB中只有低地址的16KB被使用，其它的部分都被保留的原因。
由于First Boot Block只有512 bytes的大小，所以它所能做的事情非常有限，如果我们想在Real Mode下作更多的事情，我们必须有一个Second booter，它一方面负责获取各种物理设备参数，这些参数将来要被OS Kernel使用；另一方面，如果OS Kernel运行在Protected Mode下的话，The Second Booter需要为进入Protected Mode做各种准备，并进入Protected Mode。
既然The Second Booter没有局促的大小限制——最起码几十K是没有问题的，如果用汇编的话，几十K已经足够了——那么我们就没有必要花费心思让The First Boot Block做太多的工作，我们只需要让The Second Booter来做就可以了。The First Boot Block需要做的只是检测启动设备类型，并将The Second Booter装入RAM。
当载入OS Kernel时，你需要仔细决定将其载入到哪个位置。OS Kernel可能会比较大，这时候，你可以将Kernel的Image压缩，然后将其读入到常规内存中；读入之后将其解压，将解压后的Kernel放置到扩展内存中（1M以上的位置）。
如何把比较大的内核放入扩展内存中呢？
1.Linux大内核方式(bzImage)所用的方法，使用int 15h，每次拷贝64k数据。
2.用BIOS所用的方法，临时切换到保护模式， 设置某一个段描述为0~4G，再切换回实模式，引用这个段，就可以自由访问4G空间了。
软盘系统
相对于其他大多数子系统，软盘BIOS服务的相关资料要详尽的多。从第一台PC机开始，软盘系统的基本控制器接口就基本保持未变。当然，AT还加入了一些新的BIOS服务，最新的系统还支持2.88M的软盘。
软盘的访问要通过适配卡上的硬件和内置于系统主BIOS内的BIOS软件。该组合提供了简单方便的格式化，读和写软盘操作，从AT开始起，BIOS所支持的软盘驱动器的数目从四个减少到两个以内。访问两个以上的软驱需要专门的适配器硬件和驱动程序，比如MS-DOS的Driver.sys。
上面两图表现的是软盘的逻辑结构，每个软盘分为柱面（Cylinder），磁道（Track），扇区（Sector），最小的组成部分是扇区，通常每个扇区有512 Bytes的数据。多个扇区组成一个磁道。例如，一个1.44 MB的软盘每磁道有18个扇区，其它软盘类型每个磁道有9到36个扇区，这取决于在每英寸介质上可以可靠保存的位数。两个对称的磁道，软盘的一面各一个，定义为一个柱面。软盘有40或80个柱面，这取决于介质类型。
事实上，一个扇区的坐标位置由柱面，磁道，和扇区三个因素的坐标共同决定：X-柱面（0-39或0-79），Y-磁道(0-1)，Z-扇区(0-9或0-18或0-36）。如下图所示：
下表总结了由512 bytes扇区组成的各种软盘的参数。此表也列出了所使用的传输率，单位是bit/second。它是数据在Driver和Controler之间传输的速率。传输速率取决于软盘的容量、Driver类型以及软盘转动的速率，单位是RPM(Running Per Minute)转每分。软盘转得越快，每线性英寸的介质上被选中的数据就越多，传输速率总是固定的，软件不能对其进行定义。
软盘种类表：
驱动器及软盘类型 每面磁道数 每磁道扇区数 RPM 传输速率
360K,5.25英寸 40 9 300 250Kbps
1.2M,5.25英寸 40 9 360 300Kbps
1.2M,5.25英寸 80 15 360 500Kbps
720K,3.5英寸 80 9 360 250Kbps
1.44M,3.5英寸 80 9 360 250Kbps
1.44M,3.5英寸 80 18 360 500Kbps
2.88M,3.5英寸 80 9 360 250Kbps
2.88M,3.5英寸 80 18 360 500Kbps
2.88M,3.5英寸 80 36 360 1Mbps
软盘参数表
在BIOS的中断向量表中断1Eh的地址0:78h处(参见intdoc6的表A.1：BIOS Interrupt Overview)，保存着指向存放于系统BIOS ROM中的软盘参数表的远指针（远指针指需要通过segment:offset的方式来制定的指针，它所指向的地址可以跨越不同的64K段；而近指针则只需要通过offset来制定同一段内的另外一个地址）。里面包含了有关驱动器（Driver）的信息。BIOS使用这个表来为软盘控制器编程和指定软驱的控制定时——当某个程序调用13h中断来使用软盘服务时，BIOS将会使用软盘参数表中提供的数据来对软盘控制器进行编程。
软盘参数表是一个重要的概念——如果系统上只有一个驱动器类型，正像早期的PC和XT系统一样。参数表在早期的PS/2上工作得也很好，在这里要从两种类型的驱动器中选择一个，比如3.5英寸，1.44M。软盘参数表用于完整的定义驱动器参数。
下表为软盘参数表的概要内容：
偏移量 描述
0 软盘控制器（端口3F5h)
1 软盘控制器（端口3F5h)
2 驱动器休眠马达关闭延时
3 每扇区字节数：
0=128 bytes；1=256 bytes；2=512 bytes；3=1024 bytes；
4=2048 bytes；5=4096 bytes；7=16384 bytes；8-FFh=Reserverd
4 每磁道的扇区数：
9=9 sectors；360K和720K
0Fh=15 sectors；1.2M
12h=18 sectors；1.44M
24h=36 sectors；2.88M
5 扇区之间的间隙长度：
1Bh for 1.2M,1.44M and 2.88M floppy
2Ah for 360K and 720K floppy
6 数据长度
7 格式化间隙长度
8 格式化填充字节
9 磁头定位时间
A 等待马达开启时间
磁道。BIOS 13h服务例程将对此进行验证，如果发现用户所要读取扇区跨越了不同的磁道，则返回调用失败。而验证所依据的数据则是软盘参数表。假如，软盘参数表中所记录的“每磁道的扇区数”（偏移量为4的位置）为9；如果现在一个INT 13h, ax = 2的调用指定：磁头为0，磁道为1，磁道内起始扇区为2，要读取的
从软盘读取数据，不能够跨越磁道，即每次读取，尽管可以同时读取多个扇区，而这些扇区却必须都属于同一个扇区数目为9；由于磁道内起始扇区+要读取的扇区数-1 = 2+9 -1 = 10 〉9，则调用将会失败。（之所以减去1是因为磁道内起始扇区是从1开始计数的，而不是0）。
但这并不意味着，如果通过了BIOS软盘参数表的验证，而读取就一定能够成功。例如，软盘参数表中所记录的“每磁道的扇区数”为18，而实际的“每磁道的扇区数”为9，如果现在一个INT 13h, ax = 2的调用指定：磁头为0，磁道为1，磁道内起始扇区为2，要读取的扇区数目为9；由于磁道内起始扇区+要读取的扇区数-1 = 2+9 -1 = 10 < 18，通过软盘参数表的验证没有任何问题，但当软盘驱动器真正去读取磁头0，磁道1，第10个扇区的时候，而这个扇区并不存在，调用依然会失败。
所以，为了保证一个需要读取软盘的程序不出错误，我们必须保证：
“要读取的扇区数” + “磁道内起始扇区” – 1 <= 软盘参数表中“每磁道的扇区数”的数值
同时保证：
“要读取的扇区数” + “磁道内起始扇区” – 1 <= 实际的“每磁道的扇区数”
你如果想保证你的程序永远不在读取软盘的时候出此类错误，最稳妥的方法是每次只读取一个扇区，但这样效率很低，真正作软件的人都愿意有效率更高，而又稳妥地方法——所以我们要在提高效率的目标下，寻找一种方法来确保效率。
我们还是看一看上面所列的两个条件，从中我们可以首先得知——我们必须知道实际的“每磁道的扇区数”，否则，我们肯定会出错。那么，在我们知道实际的“每磁道的扇区数”的前提下，软盘参数表中“每磁道的扇区数”的数值不能小于实际的“每磁道的扇区数”，否则，仍然会出错。那么大于呢？由于BIOS对软盘参数表中“每磁道的扇区数”的数值的验证放在前面，如果大于的话，这一级验证即使通过了，还有实际的“每磁道的扇区数”这一关需要通过。所以大于是不会有任何问题的。等于就更不用说了。
由此得知，要想让我们的程序不出此类错误，我们必须保证两点：
1、保证 软盘参数表中“每磁道的扇区数”的数值 大于等于 实际的“每磁道的扇区数”。
2、知道实际的“每磁道的扇区数”；
对于第1点，或许大家会问，难道BIOS厂商不能够来保证这一点吗？答案是，能够。但不幸的是，在现实生活中，由于历史的原因，确确实实有一些BIOS厂商将软盘参数表中“每磁道的扇区数”的数值设置的比较小。这样，我们就必须靠自己来保证这一点。
如何保证软盘参数表中“每磁道的扇区数”大于等于实际的“每磁道的扇区数”？
我们在前面已经说过，在BIOS的中断向量表中断1Eh的地址0:78h处，放置的仅仅是指向软盘参数表的的指针，而软盘参数表被放在BIOS ROM中，我们无法修改。所以，我们可以在RAM中复制一份软盘参数表，进行修改。然后将BIOS的中断向量表中断1Eh的地址0:78h处的远指针修改为指向RAM中新复制的软盘参数表。
由于到目前为止，最大可能的“每磁道扇区数”为36（参见表1-5-1），所以我们只需要将新的软盘参数表中的“每磁道扇区数”修改为36，即可以保证软盘参数表中“每磁道的扇区数”的数值大于等于实际的“每磁道的扇区数”。
下面是Linux 2.4的相关代码（gas代码）。
# 将0:78h位置所保存的磁盘参数表指针所指向的位置的12格字节拷贝到0x4000-12的
# 位置处，然后将磁盘新参数表的sectors/track值修改为36（2.88M软盘的参数），
# 最后修改0:78h处的指针指向0x4000-12 (es:di)
#
movw %cx, %fs # %fs = 0
movw $0x78, %bx # %fs:%bx is parameter table address
pushw %ds
ldsw %fs:(%bx), %si # %ds:%si is source
movb $6, %cl # copy 12 bytes
pushw %di # %di = 0x4000-12.
rep # don't worry about cld
movsw # already done above
popw %di
popw %ds
movb $36, 0x4(%di) # patch sector count
movw %di, %fs:(%bx)
movw %es, %fs:2(%bx)
如何获取实际的“每磁道的扇区数”？
除了去猜测之外，没有什么好的方法能够获取“实际的每磁道扇区数”。所幸的是，实际存在的软盘只有有限的几个种类，而不同的“实际的每磁道扇区数”就更加有限。参见表1-5-1，我们可以得知，“实际的每磁道扇区数”有9，15，18，36四种。于是，我们就可以对一张软盘使用这四个数值从大到小依次猜测。
猜测的方法，是读取磁头0，磁道0，当前磁道最大扇区。首先猜测“当前磁道最大扇区”为36，如果实际的“每磁道扇区数”小于36，则读取失败。然后猜测“当前磁道最大扇区”为18，如果失败了，再猜测15……依次类推，直到猜测为9为止，这是最小可能的“每磁道扇区数”。
下面是Linux 2.4的相关代码。
# Get disk drive parameters, specifically number of sectors/track.
# It seems that there is no BIOS call to get the number of sectors.
# Guess 36 sectors if sector 36 can be read, 18 sectors if sector 18
# can be read, 15 if sector 15 can be read. Otherwise guess 9.
# Note that %cx = 0 from rep movsw above.
movw $disksizes, %si # table of sizes to try
probe_loop:
lodsb # Load byte at address DS:SI to AL (DN)
cbtw # extend to word (ax = (disksizes))
movw %ax, sectors # sectors = max sectors per track (DN)
cmpw $disksizes+4, %si # there is 4 parameters
jae got_sectors # If all else fails, try 9
# 读取第一个软驱的Head 0, Track 0, Max sector
xchgw %cx, %ax # %cx = track and sector
xorw %dx, %dx # drive 0, head 0
movw $0x0200, %bx # address = 512, in INITSEG (%es = %cs)
movw $0x0201, %ax # service 2, 1 sector
int $0x13
jc probe_loop # try next value
got_sectors:
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以下的程序在课本上应经比较详细