内核启动前，启动扇区 bootblock 已经为它准备好了内存影像，内核的代码和数据合并在一起构成一个 “段”。注意此时已经进入保护模式并开启了分段机制，但由于各个段描述符实际上设置为起点为 0，长度为 0xFFFF-FFFF，实际上是放弃了分段地址映射功 能，仅保留了 ring 0~3 的分段保护功能。此时还未开启 X86 地址的分页功能。
进入内核代码 entry.S 后，将尽快开启分页机制。其中 entry.S 用于主处理器，entryother.S 用于后续启动的其他处理器。
entry.S 是 XV6 kernel 的入口代码，它将进入到 kernel 的 main() 函数。
前面提到 bootblock 把内核从硬盘导入到 0x100000 处，不放在 0x0 是因为 0xa0000:0x100000 开始的地方是被用于 IO device 的映射，所以为了保持内核代码的连续性，就从 0x100000 的内存区域开始存放。不把内核导入到更高的物理地址是因为 PC 物理内存有多有少，而这个低端地址是各种档次 PC 都应该具有的空间，所以放在 0x100000 处显然是个不错的选择。
kernel 代码从 entry.S#L47 处开始运行，可以看到有两个符号 _start 和 entry。前者用于未启动分页时的物理地址（bootblock 运行时还还未开启分页），因此使用的是 _start = 0x0010000c 地址；后者用于 kernel 运行分页后的虚拟地址 entry = 0x8010000c。_start 符号是通过 V2P_WO 宏将 entry 地址转换而来的。
在 entry.S#L46 我们首先设置 CR4 的 PSE 位为 1。CR4 的 PSE （page size extension）是页大小扩展位，如果 PSE 等于 0 则每页的大小是 4 KB，如果 PSE 等于 1 则每页的容量可以是 4 MB 或 4 KB。使用大页模式时，只需要查询一级页表（页目录）即可查找到 4 MB 的页帧，此时的页目录项的第 7 位（即 PS 位）为 1。否则如果检测到一级页表项的 PS=0，则还需要经过二级页表的转换才能找到 4 KB 的页帧。这里采用大页模式主要是出于编程简单的原因，不用处理二级页表映射。
启动分页模式将分两步完成，第一步设置 CR3 页表基地址寄存器，第二步通过 CR0 启动分页机制。
entry.S#L50 执行第一步，设置页表寄存器 CR3，将页表首地址 entrypgdir（物理地址） 写入到 CR3 寄存器。此时使用的页表 entrypgdir 可容纳 NPDENTRIES 项。当前页表 entrypgdir 中只定义了两项， 分别把虚拟地址 [0, 4MB) 和 [KERNBASE, KERNBASE+4MB) 的空间映射到物理空间 [0, 4MB)，0x8000-0000 则是启动分页之后内核所在的虚拟地址，注意这两项转换成物理地址后都是指向同一个地方（即内核所在的物理内存空间）。
entry.S#L53 执行第二步：启动分页模式，主要是置位 CR0 的 PG 位。因为我们不希望有人（包括内核代码自己）可以更改内核代码，所以把 WP（Write Protect）位置位。
entry.S#L58 设置了堆栈指针 ESP 为 stack+KSTACKSIZE，由于 stack 是 .comm 声明的，共占 KSTACKSIZE 字节，因此 ESP 指向了该区间的地址上限（栈底）。
键入 readelf -s kernel | grep stack，知道 stack 被安排在 0x8010a5c0 的位置。
上一次对 ESP 的设置是在 bootasm.S#L65，但是自从上次设置至今，发生了 两次函数调用 call bootmain 和 entry()。我们用 GDB 调试这段代码，由于 kernel 是按照 0x80100000 地址链接的，此时内核代码还运行在未分页时 0x100000 开始的低地址，因此无法直接用行号做断点，只能够用 b *0x10000c 定位到 entry 处，查看到 ESP 已经从原来的 0x7c00 下移到 0x7bd。
(gdb) b *0x10000c
Breakpoint 1 at 0x10000c
(gdb) c
Continuing.
The target architecture is assumed to be i386
=> 0x10000c: mov %cr4,%eax
Thread 1 hit Breakpoint 1, 0x0010000c in ?? ()
(gdb) p $esp
$1 = (void *) 0x7bdc
再用 b *0x100028 将断点设置到 ESP 赋值之前，可以看到 ESP 将更新为 0x8010b5d0。esp - stack=0x8010b5c0-8010a5c0=4096 正好是堆栈的大小。
(gdb) b *0x100028
Breakpoint 2 at 0x100028
(gdb) c
Continuing.
=> 0x100028: mov $0x8010b5c0,%esp
Thread 1 hit Breakpoint 2, 0x00100028 in ?? ()
其中 0x8010b5c0 就是指代 stack+KSTACKSIZE ，而 KSTACKSIZE 为 0x1000，可得 stack 符号位于未分页地址的 0x0010a5c0 处，紧靠在 kernel 结束位置 0x0010a516 之后。
entry.S#L65 跳转到 main() 函数，开始执行保护模式、具有分页管理的初始化代码。物理内存中的 kernel 被映射到虚存的两个区间，但是在跳转前仍在 [0, 4MB] 地址上运行 （虽然堆栈 ESP 已经使用高地址的那个页表项）。 我们继续用命令停止在 jmp 指令处，可以看出跳转的目的地址 $main=0x80102eb0 位于高地址那个页，而当前 eip= 0x100032 仍处于低地址那个页。
(gdb) ni
=> 0x10002d: mov $0x80102eb0,%eax
0x0010002d in ?? ()
(gdb) ni
=> 0x100032: jmp *%eax
0x00100032 in ?? ()
(gdb) p $eip
$2 = (void (*)()) 0x100032
这里使用了间接跳转，因为直接跳转的话会生成 PC 相对跳转，无法进入到 “高地址” 的 0x8000-0000 之上的内核空间。
在主 CPU 完成初始化之后，其他 CPU 也将开始进行初始化（通过对接收到的 STARTUP IPI 进行响应而完成启动的）。非启动 CPU 称为 AP，AP 启动时处于实模式，CS:IP=0xXY00:0x0000 （地址低 12 bit 为 0，在 4096 字节边界对齐），其中 XY 是通过 STARTUP IPI 传递过来的一个 8 bit 数据。
主处理器每次启动一个 AP，将 entryother 拷贝到 0x7000 地址处，并在 start(0x7000)-4 地址处存放该处理器核上调度器 scheduler 的私有内核堆栈地址，在 start(0x7000)-8 的位置放入 mpentry 的跳转地址，在 start(0x7000)-12 的地方存放（启动时临时）页表 entrypgdir 地址。
其过程类似于主 CPU，也需要从 16-bit 实模式到 32-bit 保护模式的转换，然后用 $(start-12) 设置页表寄存器并启动大页分页模式，用 $(start-4)设置 ESP，最后调用 (start-80) 指向的函数 mpentry()，开始执行具有分页模式的初始化代码。