接上篇，檔案跳轉到了entry.s裡面，這是kernel的入口。首先面臨這麼乙個問題，kernel被載入到了什麼地方？
回想上篇elf檔案的載入機制，以及objdump裡列印出的kernel資訊，可以看到，kernel的**段（text段）被載入到了0x100000的位置，也就是1m的位置，所以記憶體布局如下：
+------------------+ <- 0xffffffff (4gb)| 32-bit |
| devices |
| |
/\/\/\/\/\/\/\/\/\/\
/\/\/\/\/\/\/\/\/\/\
| |
| unused |
| |
+------------------+ <- depends on amount of ram
| |
| |
| extended memory |
|------------------|
| kernnel |
+------------------+ <- 0x00100000 (1mb)
| bios rom |
+------------------+ <- 0x000f0000 (960kb)
| 16-bit devices, |
| expansion roms |
+------------------+ <- 0x000c0000 (768kb)
| vga display |
+------------------+ <- 0x000a0000 (640kb)
| |
| low memory |
|------------------| <-0x00010000 (elf herader here!)
|------------------| <-0x00007c00 (boot loader here!)
| bootmain stack |+------------------+ <- 0x00000000
值得注意的是kernel的vma位址為0xf0100000，也就是核心「認為」自己是在乙個高位記憶體裡執行的，因此其中的符號，包括函式名、彙編裡定義的符號，都會指向乙個高位的位址（大於0xf0000000)的位址，所以到目前為止在entry.s裡，只要呼叫任何和「符號」相關的操作，比如jmp指令等，均會出錯，因為高位位址連是否存在都不知道，更不用說裡面是否有內容了（qemu預設是256m記憶體吧？）。
因此，為了使**正常工作，需要對記憶體位址進行一定的對映。
上篇文章也分析了，jos開啟的8086分段機制實際上只是乙個幌子，根本沒有對空間進行任何的對映，所以進行對映的工作一定要由分頁機制來完成。但是為了使開啟分頁之前的**能正常工作，在entry.s裡面定義了巨集reloc。這個巨集就是將乙個位址減去乙個kernelbase，kernelbase定義在memlayout裡面，可以看到是0xf0000000，就目前來說，任何乙個高位位址減去此值，就能得到實際在物理記憶體中的位址了。
在定義了此巨集之後，entry.s首先對entry符號和pgdir符號（也就是頁表目錄）位址做了重定向， 接著通過更改cr3暫存器裡的某些位，開啟分頁記憶體轉換。
我們跟一下pgdir裡的內容，也就是entrypgdir.c裡的內容，發現對於記憶體做了兩塊對映，首先是將虛擬記憶體的0--4m對映到物理記憶體的0--4m，其次是將從0xf000000之後的4m對映到物理記憶體的0--4m。前者的對映是為了保證低於4m的實體地址還能正確的訪問（開啟分頁後所有的記憶體位址均會做變換，即使你不想讓它變換），後面的對映是為了kernel能正常的工作。
關於頁目錄、頁表不再詳細說明，畢竟這是lab2的主要內容。
之後從低位址跳轉到高位址relocate處，然後初始化核心呼叫堆疊（呼叫函式都需要堆疊，所以在進入kernel的c語言**前需要先給它初始化好堆疊，突然覺得在做使用者態程式設計的時候不要考慮這些記憶體分布、棧啥的實在是太幸福了），之後就跳轉到i386_init，轉入c語言**了。
為什麼要從低位址跳轉到relocate處？個人認為只是想驗證之前開啟的分頁機制、載入的頁表是否有錯誤而已，如果不跳轉，直接執行貌似也可，反正call i386_init得時候也就跳轉到高位址了。
另外不要被memlayout.h裡面的那個記憶體分布所迷惑。目前進入作業系統後的呼叫棧位於**的data段（就在entry.s檔案的下面定義），而從objdump取得的資訊來看，這個data段是載入到了物理記憶體的0x0010800，大概在核心**段上面一點，虛擬記憶體的位置為0xf010800，也在核心**段上面的位置，memlayout.h給的貌似是lab2以及以後的虛擬記憶體分布方式。
之後就跳轉到c**執行，一切都變的簡單起來了。
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