诞生那一刻

0 · 一叠纸

2026 年 4 月 28 日，微软在开源博客宣布公开一批早期 DOS 打印清单及其转录源码。按微软的说法，这是目前发现的最早 DOS 源码材料；这一天也正是 86-DOS 1.00 定版 45 周年。这些材料不是一份从磁盘镜像中恢复出来的完整发行版，而是 Tim Paterson 保存的连续纸清单。研究者找到原件、完成扫描和转录之后，代码才变成今天可以检索、复核和装配的文件。

先把材料说清楚，因为它和通常的「开源源码」不是一回事。这叠纸里不能简单认定存在一份代表正式发行时刻的唯一源码副本，现存的是一批打印清单（assembler listing）：汇编器把源码打印在连续纸上时，会在每行前面印上行号和地址，旁边配上当时的注释。程序员在纸上改，再把改完的内容敲回机器。Paterson 在 2025 年 4 月 24 日回复考证者 Yufeng Gao 的邮件里，自己把这叠纸清点了一遍：高 3.5 英寸（他顺手解释了一句，「我原以为有六英寸，那是底下垫了一叠白纸」），一共十捆，里面有 86-DOS 1.00 的内核、几个 PC-DOS 1.00 的开发快照、CHKDSK，还有汇编器自身的清单，以及他在微软负责的 BASIC 编译器运行库。

材料为什么有用

这批材料的价值不只在于年代早，更在于它把版本过程保留下来：同一内核在不同时间点的快照、记录文件差异的清单（diff：把两份文件逐行比较，只列出不同之处），以及 Paterson 写在纸边的批注，都还可以相互对照。微软把它称作「一个 Git 仓库的打印版提交历史」（a printed commit history of a Git repository）。这个比喻并非泛泛而谈：Git 中由程序计算的差异，在这里变成了打印出来的文本，有时旁边还留着手写说明。

这套软件后来进入了 IBM PC 的产品谱系：86-DOS 1.00 定版三个月后，IBM PC 出货，其操作系统称为 PC-DOS 1.00；微软随后继续发展同一血统的 MS-DOS。但在 1981 年 4 月 28 日这个时间点，眼前的仍是一份属于 Seattle Computer Products 的产品：源码文本约六万字节，整个内核集中在一个文件里。

本册的任务

这一册围绕一个问题展开：1981 年 4 月 28 日定版的 86-DOS 1.00，究竟是什么样子？回答这个问题时，需要把源码、快照、差异清单和手写批注分开使用。正文会依次检查三件事：哪些功能已经有实现，哪些仍然只是占位；哪些接口沿用了 CP/M 的约定，哪些内部结构是为 8086 和新的磁盘组织方式重新设计的；定版之后，系统又沿着什么方向变化。

材料清单与使用方法

本册引用的所有行号，都指向 Paterson-Listings 仓库里 3_source_code/86-DOS_1.00/86DOS.ASM（MIT 许可）。这个文件的第一行就是自我声明：「86-DOS High-performance operating system for the 8086 version 1.00 04/28/81」。读者想在本地复核，把仓库取下来、打开这个文件、按行号跳过去即可。

另有两个来源容易与本册混用，先说明白。一是同仓库的 2_printed_files/，那是打印原件的转录，行号带打印行编号（形如 00520），和定版源码的行号不是一套；二是网上流传的 86-DOS 0.11 社区逆向重建版（文件名后缀是 .A86），它比 1.00 更早，README 只说写于 1980 年、具体月份无据，重建者自己在 README 里写明「法律地位可能不明确」。本册只在需要对照时才提它，每次都标注，也不拿它的行号当基准。

1 · 九个锚点

打开 86DOS.ASM，头十七行里没有一条指令。第 1 行声明身份，第 4 行到第 17 行是一份修订台账：Paterson 用注释写的版本记录，从 1980 年 12 月 29 日的 0.34 排到 1981 年 4 月 28 日的 1.00，九个锚点。开头第一行原文是全大写的命令「EVERY change must noted below!!」，每一处改动都必须记录在下面。这是这份 86-DOS 1.00 源码里能直接看到的最早一层版本记录。

台账全文

这九行可以当作一份简短的版本时间表。0.34 的说明是面向既有客户的通用发布；0.42 把目录项从 16 字节扩到 32 字节；0.56 允许记录大小和扇区大小变化；0.60 调整 Ctrl-C 的退出路径；0.74 让 I/O 设备可以用文件名表示；0.80 加入无回显的控制台输入。最后一行 1.00 只写着 Renumber for general release。这说明台账把 1.00 记作一次面向发布的重新编号，但不能据此断定源码没有其他变化。

0.80 条目还特别点名了「功能 7 和 8」。第四章会把这两个编号与 CP/M 的对应功能放在一起比较，因为同一个编号在两套系统中并不总是代表同一项服务。

台账与当事人邮件对得上

考证者曾问 Paterson：清单里的 5 月 5 日是否代表发布前最后一轮修 bug。Paterson 的回答是，这只是文件最后一次改动时留下的时间戳，并不对应某个发布或版本；他认为 5 月 5 日的文件应当与 4 月 28 日发布的 v1.00 非常接近，也可能只是上传到微软服务器的日期。因此，源码台账提供了 4 月 28 日的版本锚点，邮件则解释了为什么清单里还会出现 5 月 5 日。

2 · 一个文件的内核

86-DOS 1.00 的内核源码本身，集中在一个汇编文件里：86DOS.ASM。这份源码文件 3,622 行、60,124 字节，注意这是源码文本的大小，不是编译出来的内核大小（后者见第 8 章）。它没有被拆成多个源文件，也没有头文件；模块边界主要靠标号、分区注释和调用关系维持。模块化不等于多文件，这一点后面会反复看到。全文只有一处分区记号，在第 3206 行：;* DATA AREA *。这一行把文件划成两个区域：前 3,205 行是代码区（其中也包含注释、标号和定义），后 417 行是内核集中声明的可写数据区。

先说明行数口径

同一个文件用两把尺子量，会得到两个数：Python 按行切开数，是 3,622 行；Unix 的 wc -l 数换行符，得 3,621，因为这个文件的最后一行没有行尾换行符。本册统一用 3,622。这一处先讲明白，读者自己一量才不会有疑问。

六个区

自我介绍区（1–56 行）：版本声明、九个版本的台账、中断入口常量、功能号上限。文件虽小，开头先把自己的来历交代清楚。数据结构区（58–185 行）：文件控制块（FCB）的 32 字节布局、目录项的字段说明、磁盘参数块、BIOS 入口表、保存用户寄存器的位置表，还有一张行编辑器的按键表。第五章会回到这里。大门与走廊（186–301 行）：开机横幅、两条系统调用入口、保存九个寄存器和中断控制。第三章将详细说明入口路径。总机接线板（302–356 行）：DISPATCH 跳转表，共 42 个功能槽，其中 5 个仍是空壳。第四章会逐槽比较它们的语义。功能实现区（357–3205 行）：FAT 查表与改写、目录搜索、文件的开读写删、字符输入输出、Ctrl-C 处理、报错。DATA AREA（3206–3622 行）：当前盘号、扇区大小、FAT 计数、目录缓冲、内核自己的栈。

DATA AREA 有 417 行，约占整个文件的九分之一。当前盘号、扇区大小、FAT 状态、目录缓冲和内核栈等运行时状态，都在这里留下位置。这不是说内核只会写这一区域，而是说源码把主要的可变状态集中放在了这里；代码区负责执行，数据区负责保存执行过程中的状态。

单文件不是偷懒

现有 README 能直接证明的是构建流程：用 SCP ASM 汇编一个源文件，得到 Intel HEX 目标文件，再用 HEX2BIN 转成二进制；示例命令是 A:ASM 86DOS，随后执行 A:HEX2BIN 86DOS，汇编器最后报告 Error Count = 0。这条流程与单文件内核能够很好地配合，但源码和 README 没有直接说明「为什么采用单文件」。从源码本身看，模块边界主要依靠标号、数据区和调用关系来维持。

3 · 两个大门

从应用程序的公开调用界面看，86-DOS 提供两条进入内核的路径：传统的 CALL 5，以及通过中断进入的 COMMAND 入口。中断可以理解为 CPU 按约定跳到系统代码处理请求，处理完再返回原处。两条路径最后都进入 SAVREGS（第 219 行）之后的保存现场和分发流程，但可接受的功能号范围不同：CALL 5 的上限是 36（0–36，共 37 个），中断入口的上限是 41（0–41，共 42 个）。

CALL 5 是什么

在 CP/M 中，程序通常把功能号放进 C 寄存器，再执行 CALL 5；地址 5 是 BDOS 的入口。许多 CP/M 程序把这个调用约定直接写进了机器码。如果 8086 上的新系统希望接住这批程序，就必须提供相同的入口位置和寄存器约定。至于入口之后如何实现，应用程序并不需要知道。

这段入口代码先处理 CALL 5 带来的栈布局：它取出远调用留下的段地址和偏移，再把栈整理成与中断入口相同的形状。随后，功能号从 C 寄存器移到 AH（MOV AH,CL），这样两条路径就可以共用后面的分发逻辑。CMP CL,MAXCALL 则把 CALL 5 的功能号限制在 36 以内。

两个上限，两种身份

文件头部并排放着两个常量：MAXCALL 等于 36，MAXCOM 等于 41（第 44–45 行）。CALL 5 检查前者，中断入口 COMMAND 检查后者。因此，37–41 号虽然出现在分发表中，却不属于 CALL 5 这条兼容入口；它们要通过更宽的中断入口才能到达。

进门先关中断

入口在重排栈时执行 DI（关中断，第 212 行），避免现场尚未整理好就被再次打断。栈切换完成后，代码在第 254 行执行 EI；返回阶段又在第 272 行暂时关中断，恢复保存的栈和寄存器，最后用 IRET 返回。文件头的 DSKTEST 开关（第 25–29 行）还说明，打开它后，磁盘 I/O 可以使用另一套栈，从而具备注释所说的可重入条件。默认值为 0 时，内核仍按共享栈工作；这正是入口需要先保护栈状态的原因。

4 · 四十二个槽

功能号进入 AH 后，分发器把它扩展成表内偏移，再通过 DISPATCH 表找到对应的处理例程。相关代码在第 256–270 行，表本身从第 302 行开始，共有 42 个表项。Paterson 用 Standard Functions 和 Extended Functions 两个注释区分标准功能与扩展功能；这张表因此清楚地展示了 1.00 对外提供了哪些编号。

四十二格里有什么

0 号终止程序、1 号读键盘、2 号写屏幕、3 号读带机、4 号送凿孔机、5 号送打印机，3、4 两号是纸带机与凿孔机的功能，1981 年已属文物，但兼容层不问过时不过时，只问对方有没有。接着是 9 号打印字符串、10 号读一行、11 号看键盘有没有按键；13 号复位磁盘系统、14 号选盘，15 到 23 号是文件操作：开、关、找、删、顺序读写、建、改名；26 号设置数据交换地址、27 号取 FAT 指针、33 到 36 号是随机读写与文件大小；37 号往后五格是扩展功能：置中断向量、置新基段、块读、块写、构造 FCB。

和 CP/M 的分发表逐格对账

「86-DOS 兼容 CP/M」仍然太笼统。本节只比较它与 CP/M 2 的系统调用槽位，不把这个数字扩展成对所有 CP/M 版本或所有程序行为的判断。本册使用留存的 CP/M 2 分发表片段和功能清单，与 86-DOS 的 DISPATCH 表逐格比较。比较的不是标号名字是否相同，而是同一个编号在两边是否代表同一项服务：例如都表示「返回当前盘」时，即使名字写成 CURDRV 或其他形式，也算作同一语义。

结果是：42 格里有 34 格对得上，编号相同，而且功能对象相同（名字可以不一样，比如 CP/M 叫「返回当前盘」，86-DOS 叫 CURDRV，是一件事）。4 格被征用：编号还在，里面换成了别的东西。2 格填空：CP/M 在那个编号上没有定义过东西，86-DOS 拿来用了。1 格同一个位置换了对象：27 号，两边都是「取地址」，但 CP/M 取的是分配图地址，86-DOS 取的是 FAT 指针，第五章详谈。1 格超出 CP/M 表的范围：41 号构造 FCB，是 86-DOS 自己加的。判定怎么定的：看的是功能对象是否相同，优先依据两边的调用约定与文档描述，名字不同不影响判定，也不做字符串匹配。这条判定协议写在 vol1_cpm.py 的头部，读者可以照它逐格复核，也可以不同意其中某一格的归类。

被征用的那几格，正是线索

7 号和 8 号：CP/M 在这里放的是「读/写设备重定向字节」，86-DOS 换成了无回显的键盘输入。回头对第一章那份台账，0.80 那行写的是「加上无回显控制台输入，功能 7 和 8」，台账里的「功能 7 和 8」，就是这两个被征用的编号。37 号：CP/M 的 Reset Drive，86-DOS 换成了置中断向量。40 号：CP/M 的「随机写并零填充」，换成了块写。

这些差异会影响实际兼容性：如果 CP/M 程序调用 7 号功能来读取 I/O 重定向字节，在 86-DOS 上得到的却是另一种输入操作。同时，34 个对齐槽仍然构成了最主要的接口骨架，开文件、读写记录和删除文件等常用服务都在其中。不过，槽位和功能对象对齐，并不能保证某个具体 CP/M 程序直接运行；BIOS 假设、内存布局、参数格式和错误处理方式仍可能不同。因此，这份对账衡量的是接口层的对应关系，不是完整的程序兼容率。

空壳标号与功能槽

42 格里有 5 格的函数体只有两行：把 AL 清零，然后返回。上面七个标号中，GETIO 与 SETIO 没有被分发表引用，真正占着功能槽的是另外 5 个，其中包括 12 号的 VERSION。在 1.00 里，「请报出你的版本号」得到的答案是 0。

从行为看，VERSION 是一个兼容占位：编号先保留下来，函数体只返回 0。第五、六章会追踪这些空壳的去向，有的后来长出了新实现，有的则被删除。

5 · 盘上的新世界

上一章有一个槽位没有展开：27 号功能在 CP/M 中返回分配图地址，在 86-DOS 1.00 中则返回 FAT 指针。这个差别正好把两套文件系统的内部组织区分开：CP/M 用静态位图记录盘块是否占用，86-DOS 用 FAT 把一个文件的簇串成链。应用程序看到的调用编号仍然相近，盘上的数据结构已经换了一套。

FCB：36 字节的结构

程序与内核之间关于文件的部分状态，放在 FCB（文件控制块）里。1.00 的主体区域占 32 字节，后面还有 1 字节的当前记录号 NR 和 3 字节的随机记录号 RR，合计 36 字节。FCB 的前部布局沿用了 CP/M 约定，但 RECSIZ、FDATE 和 FIRCLUS 等字段已经体现出 86-DOS 自己的文件系统设计。

前 12 字节保存盘号和 8.3 文件名，这是 CP/M 程序熟悉的布局。后面的字段则加入了 86-DOS 的信息：RECSIZ 允许记录大小变化，FDATE 保存最后写入日期，FIRCLUS 保存文件的首簇号。EXTENT 这个旧名称仍在，FIRCLUS 这样的新字段也已经出现；同一个结构里可以同时看到兼容接口和新的盘上组织方式。

十二位一格，两个格子挤三个字节

FAT 是文件分配表。源码注释把每个表项称为一个 allocation unit；为方便叙述，本文沿用常见说法，把它称作簇。表项中的值通常是下一个簇的编号，文件因此可以由多个簇串成一条链。1.00 的每个表项占 12 位，两个表项打包进三个字节。这会让读取和写入都多一步位操作，源码注释随后给出了完整算法：

最容易卡住的是第一步：为什么要乘 1.5？因为每个表项占 12 位，也就是 1.5 字节。第 N 个表项从第 1.5N 个字节开始；N 为奇数时，起点落在一个字节的高、低半区之间，所以要把取出的 16 位值右移四位。源码用移位和加法代替乘法，最后用 AND DI,0FFFH 保留 12 位。这种两个 12 位表项共用三个字节的布局，后来通常被称为 FAT12。

为什么第一个簇叫「簇 2」

第一次读 FAT，很多人都会在这里停下来：0 号和 1 号表项做什么用？为什么第一个能存数据的簇不叫「簇 0」，而叫「簇 2」？Paterson 在注释里给了答案。0 号表项既是系统用来触发文件结束处理的陷阱，也在 SMALLDIR 打开时充当目录项大小标志；1 号表项保留。真正分配给文件的表项从 2 号开始，所以第一个可用簇就叫簇 2。注释特意写道：even though it is the first, is called cluster 2。

0 表示该簇未分配，普通值表示下一簇的编号。源码注释写的是「大于 0FF8H 为文件结束标记」；实际遍历代码在比较 0FF8H 后使用 JAE（见 86DOS.ASM:1496），所以从实现看，0xFF8 及以上都被当作结束标记。这里把注释和执行路径并列写出，避免混淆两种边界口径。

目录项里的日期，是被位运算塞进去的

1.00 的目录项有 32 字节，偏移 24（从 0 起算，即第 25 个字节）开始的两个字节保存写入日期。源码注释把位分配写得很清楚：bit 0–4 是日，bit 5–8 是月，bit 9–15 是 year-1980（86DOS.ASM:83）。也就是说，年份存成相对于 1980 年的偏移，而不是直接存四位数；7 个 bit 在表示层面最多可以覆盖到 2107 年。把多个小字段塞进同一组二进制位，叫作位场。

SMALLDIR 为什么存在

文件头第 19–22 行定义了 SMALLDIR。注释说，打开它可以同时接受旧的 16 字节目录项。0.42 的修订台账记录了目录项从 16 字节扩到 32 字节；目录项变宽后，目录占用的扇区和数据区起点都会变化。因此源码在开关打开时保留了两套磁盘参数：一套对应 16 字节目录，一套对应 32 字节目录（第 118–123 行）。1.00 的开关值为 1，说明这两种格式在编译时都被纳入考虑；它后来何时退出，见第六章。

接口层与盘上结构

把前面的证据放在一起，可以看到两层设计。在程序可见的边界上，86-DOS 保留了 CALL 5、功能号、FCB 前部布局和 $ 结束字符串等 CP/M 约定；在文件系统内部，它改用了 FAT 链、32 字节目录项和可变记录大小。因此，兼容主要发生在接口层，文件组织则按照 8086 系统自己的需要展开。

6 · 定版之后

1.00 定版之后，同一条材料链上还留下了三个可比较的时间点：6 月 16 日快照、7 月 7 日快照，以及后来的 MS-DOS 1.25 源码。把四个文件放在一起，先比较行数和字节数，再比较分发表和开关，可以看到系统在定版之后增加了哪些能力，又放弃了哪些兼容路径。

先看四个数

源码文件的大小依次是：1.00 为 3,622 行、60,124 字节；6 月 16 日快照为 3,888 行、66,985 字节；7 月 7 日快照为 3,901 行、67,261 字节；MS-DOS 1.25 为 4,031 行、114,253 字节。从 1.00 到 1.25，行数增加 409 行；从 4 月 28 日到 6 月 16 日增加 266 行，从 6 月 16 日到 7 月 7 日增加 13 行，之后再增加 130 行。这些数字只能说明源码体量的变化，不能直接换算成开发时间或代码工作量；「7 月阶段更接近收尾」只是根据体量和功能槽变化作出的概括，不是台账原话。

功能槽的变化，比行数更说明问题

跳转表的格子数：42 → 46 → 46 → 47。6 月 16 日那一跳加了四格，全部是日期与时间：取日期、置日期、取时间、置时间。与此同时，12 号「报版本号」那一格里的功能被删掉了，从 6 月 16 日起，内核里再也没有 VERSION 这个标号（标号是给代码位置起的名字，方便在别处按名字引用它），腾出来的 12 号位置给了「清键盘缓冲」（FLUSHKB）。一个 CP/M 定义过、86-DOS 1.00 也占着位的功能，就这样从表里消失了。

到了 1.25，槽位变化继续：25 号功能由 CURDRV 改名为 GETDRV；28 号由 WRTPROT 换成 GETFATPTDL，用于返回 FAT 和磁盘参数表相关信息；末尾新增 46 号 VERIFY，用于写盘后的校验。1.25 的修订台账在 1.20 条目中还记下了「separate FAT from DPT; Kill SMALLDIR」。

四个时间点之间，和 CP/M 语义对齐的槽位从 34 个变成 32 个。不过变化并不是每个阶段都发生：6/16 和 7/7 的分发表相同，主要变化集中在 1.00 到 6/16，以及 7/7 到 1.25。可以确认的是，常用接口被保留的同时，部分旧语义被替换，新的系统需求被加入。

两条批注与源码时间线

日期时间功能在清单上留下了两条批注，但两条批注对应的材料层次不同。

第一条出现在 6 月 16 日打印的 1.00 基线清单页下沿：「PC-DOS 1.0　NO DATE/TIME FUNCTIONS」。第二条出现在 7 月 8 日打印、文件创建于 7 月 7 日的快照页下沿：「DATE/TIME FUNCTIONS ADDED FOR IBM CLOCK」。

源码本身显示，1.00 的 42 个槽里没有日期时间接口，而 6 月 16 日快照已经新增 42–45 四个入口，并且包含完整的取值和设置例程。可以确定的是：接口在 1.00 基线之后、6/16 快照中已经出现，7 月的批注又把这项工作明确联系到 IBM 时钟。至于第一条批注究竟是对哪一份 PC-DOS 成品的回看、两条字迹是否由同一人写下，现有页面没有提供更完整的说明；本文不再从批注之外推断更多。

两个开关的命运

SMALLDIR 的状态可以沿四个时间点追踪：1.00 为 1，6 月 16 日和 7 月 7 日为 0；到 MS-DOS 1.25，定义已经消失，修订台账在 1.20 条目中写着 Kill SMALLDIR（1981 年 12 月 31 日）。从保留旧目录格式，到关闭编译期开关，再到删除相关定义，这条线清楚显示了一个兼容选项如何退出。

另一个开关只出现在 7 月 7 日快照中：EXCESS 的值为 511，注释是 Make 86-DOS artificially larger。它在数据区预留 511 字节的填充，但现有注释没有说明为什么要这样做。可以确认的只有三点：它确实存在，只出现在 7 月 7 日快照中，而且作者明确把它标为人为增大系统长度的操作。

这条时间链能回答什么

这组材料同时提供了四个源码时间点和一份版本间差异清单。因此，哪些功能在某个时间点已经出现、哪些开关后来被关闭，可以回到具体文件、行号和脚本逐项核对；至于改动动机，仍要依靠批注、当事人材料或明确标注为推断。

7 · 开机那一刻

内核里有一段开机时要打印的文本，位于第 186–193 行。它包含版本号和一行版权声明：「Copyright 1980,81 Seattle Computer Products, Inc.」。对 1981 年 4 月 28 日的 1.00 源码来说，屏幕上出现的是 Seattle Computer Products 的名称，而不是微软。

横幅与它的开关

开头的 13,10 是回车和换行的字符编码；末尾的 $ 则是这套打印约定使用的字符串终止符，打印例程遇到它就停止。DSKTEST 打开时，版本字符串后还会插入一个 D；这说明调试版本会在启动横幅上留下可识别的标记。

内建的行编辑器

第 170–184 行定义了 ESCTAB，其中有十组两字母控制序列，分别对应复制或跳过字符、复制或跳过到指定字符、复制整行、删除整行、重新编辑、退格，以及进入和退出插入模式。10 号功能读取一行时，行编辑器可以利用这些序列修改输入，错误处理因此由系统接口的一部分来承担，而不必由每个上层程序各自实现。

这一刻在历史里的位置

按材料上的日期排列，4 月 28 日是 1.00 定版日；5 月 5 日是 Paterson 解释过的文件时间戳，可能对应上传日期；6 月 16 日和 7 月 8 日分别是两批清单的打印日期，后一批文件创建于 7 月 7 日。8 月 IBM PC 出货时，使用的是由 86-DOS 演化而来的 PC-DOS 1.00。这些日期属于不同文件和清单，不能理解为同一个 86DOS.ASM 连续保存到了 8 月。材料还延伸到 1982 年；Paterson 当时已经在微软，清单中的后续部分包括他负责的 BASIC 编译器运行库。

本册停在 1.00 定版这个节点：源码文件约六万字节，内核集中在一个文件里，版权声明写着 Seattle Computer Products。IBM 的适配、微软取得相关权利之后的演化，留给后续各册。

8 · 交房图纸

回到系列的问题：一个据称七周写出来的系统，怎么长成统治 PC 十几年的 MS-DOS。这一册只回答它的前半句，而且只是前半句里的一小段：把时间停在 1981 年 4 月 28 日，看它当时是什么样子。读完之后，那句话本身也需要修正一下。

源码证实了这五件事

从源码和逐槽对账可以得到五个较稳妥的结论。第一，程序可见的接口明显沿用了 CP/M 约定：CALL 5、与 CP/M 2 对齐的 34 个功能槽、36 字节 FCB，以及以 $ 结尾的字符串都保留了下来。第二，文件系统内部采用了另一套组织方式：FAT 链、32 字节目录项、可变记录大小和位打包日期字段。第三，置中断向量、置新基段等扩展功能，说明 8086 的原生需求已经进入接口。第四，版本台账、调试开关、分开的调用上限和入口处的栈保护，都是源码中可以直接看到的工程安排。第五，兼容并非整张表原样保留：4 个槽被判为征用，另有 1 个槽与 CP/M 同位但更换了对象，分发表内还有 5 个空壳；在后续时间点上，对齐槽数量从 34 个降到 32 个。

源码没有说的事

「七周」这个说法，现有材料既不能证实，也不能证伪。清单里最早的版本锚点是 0.34，日期为 1980 年 12 月 29 日；更早的 QDOS 阶段没有出现在这批纸面材料中。材料的边界到哪里，结论就到哪里。FAT 格式更早的来历也不在本册。1.00 的注释完整描述了它的布局和算法，却没有说明这套设计从哪一版开始形成。版权行能证明当时的权利归属写着 Seattle Computer Products，不能单凭代码推出公司之间的交易、渠道或价格。6 月和 7 月的快照已经进入 PC-DOS 开发阶段，但要判断哪些改动专门服务于 IBM PC，还需要逐条读完两个快照之间的 1,840 行差异清单，那是第二册的工作。

把本册的证据等级说清

本册的证据分成四类：源码实证，指向文件和行号；数据实证，由 _evidence/vol1/ 下脚本计算；外部资料，包括清单扫描、官方说明和 CP/M 参考资料；作者推导则明确标注为综合判断。vol1_fat_check.py 属于数据实证：它用 Python 模拟并检查 FAT12 的打包算法，并没有启动 86-DOS。至于把源码汇编、写入现代 IBM PC 适配复刻盘并在 DOSBox-X 中启动，那是公开项目 phyous/DOS-1.0 的执行路径，使用的盘来自 TheBrokenPipe 的现代复刻工程，不是 1981 年的历史发行物；完整的执行证据和限制见第四册。

后续的两条线索

同一棵素材树里还保存着 0.11 社区重建源码：内核 2,259 行，比 1.00 少 1,363 行。它可以作为早期状态的对照，但要逐行说明 0.11 到 1.00 增加了什么，还需要另写比较脚本；现有材料没有为这两个版本提供现成的差异清单。

另一条线索是 86DOS.DIF。它列出了 1.00 与 6 月 16 日快照之间的改动：按本册口径共 1,840 行，其中含 30 个打印换页符；按 wc -l 统计则是 1,810 行。文件头明确写着两个比较对象：86DOS.ASM created: 1056 05-MAY-1981 与86DOS.A86 created: 1425 16-JUNE-1981。第二册会把这份清单从总量拆到具体改动，讨论哪些变化是保留、替换、新增或移除。

术语速览

参考文献