linux1.0内核是压缩的zImage映像文件，其内部格式组织如下：
其启动各个阶段在内存中的位置如下：
下图是指zboot/zSystem中程序调用自带的解压缩程序，将tools/zSystem解压到0x100000的内存地址处，并跳转到0x100000处执行boot/head.s程序。这个阶段已经处于32位保护模式运行，使用的gdt、idt表是setup程序中设置的临时表，开启分段内存保护模式，但没有开启分页内存保护模式。
下图表示在1M（0x100000）以上内存空间中执行boot/head.s程序时的内存位置图，head.s程序主要做得事情如下：
按照顺序初始化具有256项的中断描述符表IDT为哑中断；再次检查A20地址线是否开启；将setup.s程序在0x90000处保存的参数拷贝到标号empty_zero_page=0x105000开始的头2k内存空间；如果有命令行参数，则将命令行参数拷贝到0x105800开始的2k内存空间；检查cpu类型是386/486/还是其他类型；设置页目录表并开启分页保护模式；加载全局描述符表寄存器和中断描述符表寄存器覆盖掉setup.s程序中设置的临时表；设置堆栈指针；最后跳转到start_kernel开始内核c语言部分的执行。页目录表位于地址0x101000~0x102000-1处共4K内存空间，有1024个页目录表项，每个页目录表项可以寻址4M的物理内存空间，因此这个页目录表项可以寻址4G的内存空间。初始化页目录表的第一项和第768项的内容为页表0的地址（即pg0=0x102000），页表0（pg0）初始化了0~4M的物理内存空间，这个时候内核是位于0~4M的物理空间里面的，对于执行内核的初始化寻址已经够用了，剩下的物理内存的页表在后续的程序中再初始化。而将页目录表的第768项也设置为指向pg0，是因为在后面设置全局描述符表(gdt表)的时候将内核的代码段基地址设置在了0xC0000000=3G的虚拟地址处，而在开启了分页的内存管理机制后，虚拟地址3G的寻址将会找到页目录表中的第768项（因为768*4M=3G），而768项里面保存的是pg0页表，pg0是0~4M的物理内存，而内核代码正好处于这个内存地址中。
下面具体来分析一下在开启了分页内存管理模式的32位保护模式下取一条指令的地址映射过程，当然在开始分析之前要先来点基础知识，这里只切几张图，能把过程将清楚就OK了。
上面几张图差不多就可以讲清楚整个流程了，选取head.s中的代码段如下：
lgdt gdt_descr /*加载全局描述符表寄存器*/
lidt idt_descr /*加载中断描述符表寄存器*/
ljmp $(KERNEL_CS),$1f
1: movl $(KERNEL_DS),%eax # reload all the segment registers /*改变gdt表后重新加载*/
mov %ax,%ds # after changing gdt. /*所有的段寄存器*/
mov %ax,%es
mov %ax,%fs
mov %ax,%gs
lss stack_start,%esp /*将stack_start地址处低4字节的值赋值给esp，高2字节的值赋值
给ss，即(stack_start)-->ss:esp*/
xorl %eax,%eax
lldt %ax /*加载局部描述符表的段选择符。段选择符长度为16位(2个字节)；位0-1表示
请求的特权级0-3，linux操作系统只用到2级:0级(内核级)和3级(用户级)；
位2用于选择全局描述符表(0)还是局部描述符表(1)；位3-15是描述符表项的索引，
指出选择第几项描述符。这里ax=0x0000(0b0000,0000,0000,0000)表示请求特权
级0，使用全局描述符表GDT中第0个段描述符项，该项指出代码的基地址是0。*/
pushl %eax # These are the parameters to main :-)
pushl %eax /*这些是调用main函数的参数，这里是init/main.c中的函数start_kernel*/
pushl %eax
cld # gcc2 wants the direction flag cleared at all times
call start_kernel
L6:
jmp L6 # main should never return here, but
# just in case, we know what happens.
/*main程序绝对不应该返回到这里，不过为了以防万一，所以添加了该语句，这样
我们就知道发生什么问题了。*/
gdt:
.quad 0x0000000000000000 /* NULL descriptor */
.quad 0x0000000000000000 /* not used */
.quad 0xc0c39a000000ffff /* 0x10 kernel 1GB code at 0xC0000000 */
.quad 0xc0c392000000ffff /* 0x18 kernel 1GB data at 0xC0000000 */
.quad 0x00cbfa000000ffff /* 0x23 user 3GB code at 0x00000000 */
.quad 0x00cbf2000000ffff /* 0x2b user 3GB data at 0x00000000 */
.quad 0x0000000000000000 /* not used */
.quad 0x0000000000000000 /* not used */
.fill 2*NR_TASKS,8,0 /* space for LDT's and TSS's etc */
我们具体来看ljmp $(KERNEL_CS),$1f这条指令的执行，段地址是段选择符KERNEL_CS指示的，段内偏移地址为$1f。从内核的启动过程我们知道head.s位于0x100000~0x100FFF这段4K的内存地址中，$1f的地址我们假设为0x00100xxx，首先这条指令的段地址是通过段选择符KERNEL_CS=0x10来选择的，这里0x10的含义(0b0000,0000,0001,0000)是请求特权级0(位0-1=0)、选择全局描述符表(位2=0)、选择表中第2项(位3-15=2)，它正好指向gdt表中的代码段描述符项（.quad 0xc0c39a000000ffff /* 0x10 kernel 1GB code at 0xC0000000 */）。可知段的基地址为0xc0000000，然后加上假设的$1f的地址0x00100xxx，则为0xC0100xxx，如果只开启了分段内存管理，那么这个地址就是物理地址，cpu就可以从这个地址取指令来执行了。但是，现在开启了分页模式，根据上面的图示可以知道还需要进行二次寻址，即将0x00100xxx拿来二次寻址，22~31这10位为0，寻址到页目录表的第0项，内容为pg0=0x00102007，表示其页表基地址为0x00102000，在用12~21（01，0000，0000）这10bit来在这个页表中进行偏移到第256项找到物理内存的基地址即256*4K=0x100000（我们知道pg0中映射的物理内存空间为0~4M地址空间），最后的0~11这12个位是偏移地址，基地址+偏移地址=0x00100xxx，正好是我们要执行的指令地址，整个寻址地址变换过程就是这样。感觉保护模式就像饶了一个大圈一样！！！