linux内核切换成分页模式后，ljmp $__BOOT_CS,$1f 这行代码有什么意思？
在 Linux 内核切换到分页模式后，`ljmp $__BOOT_CS,$1f` 这行代码的出现，标志着一个关键性的步骤：执行一次远距离跳转，将 CPU 的执行流从一个代码段切换到另一个代码段，并且是从保护模式下的一个代码段跳转到已经配置好的分页模式下的新代码段。 让我们一层层剖析它的含义，就像剥洋葱一样，把里面的学问都挖出来。
首先，我们需要明确一个背景：Linux 内核在启动之初，并不是直接运行在分页模式下的。 真实情况是这样的：
1. 实模式（Real Mode）启动： CPU 一上电，默认处于实模式，内存寻址能力有限，没有段保护，也没有分页。BIOS 会加载引导加载程序（Bootloader）。
2. 引导加载程序（Bootloader）： 像 GRUB 这样的引导加载程序，负责加载 Linux 内核镜像到内存。它通常会进行一些初步的硬件初始化，并且可能已经进入了保护模式。
3. 内核的早期初始化： 内核的入口点（比如 `_start` 或 `startup_64`）通常会执行在保护模式下的某些设置。在这个阶段，CPU 已经切换到了保护模式，可以使用更广阔的内存空间，并且有段机制来管理内存访问。但是，此时可能还没有启用硬件分页。 内存的线性地址和物理地址可能是一一对应的，或者只有非常简单的线性地址映射。
4. 进入分页模式前的准备： 在内核真正启动所有服务、准备处理用户进程之前，它需要一个干净、受控的内存环境。这通常意味着：
设置页表（Page Tables）： 根据内核的地址空间布局，建立起完整的页目录和页表结构，将线性地址映射到物理地址。这些页表本身也需要被放置在内存的某个安全位置。
加载页目录基址寄存器（CR3）： 将指向第一个页目录的物理地址加载到 CR3 寄存器。这就像告诉 CPU：“你的内存地址查找规则，从这里开始看。”
启用分页（Paging）： 通过设置 CR0 寄存器中的 PG (Paging) 位来启用硬件分页机制。一旦 PG 位被设置，CPU 就会严格按照页表来解析内存访问。
现在，让我们来看看 `ljmp $__BOOT_CS,$1f` 这行代码在这个上下文中的作用：
`ljmp`： 这是 Intel 汇编语言中的“长跳转”指令（Long Jump）。它用于在段地址和偏移地址之间进行跳转。与普通的 `jmp` 不同，`ljmp` 允许我们指定目标地址所在的段选择子（Segment Selector）和目标偏移量（Offset）。
`$__BOOT_CS`：
`__BOOT_CS` 是一个符号（Symbol）。在汇编语言中，符号通常代表一个内存地址或一个值。这里的 `__BOOT_CS` 极有可能是一个段选择子（Segment Selector）。
在保护模式下，CPU 使用段选择子来访问全局描述符表（GDT）或局部描述符表（LDT）中的段描述符。段描述符包含了段的基址、限长（大小）和访问权限等信息。
`__BOOT_CS` 代表的是内核在分页模式下应该使用的代码段选择子。在早期引导阶段，内核可能使用了另一个代码段描述符（比如用于实模式到保护模式的转换，或者一个临时性的保护模式代码段）。当启用分页后，内核需要切换到一个新的、专门为分页模式下的内核代码段设计的代码段。这个新的代码段通常具有正确的基址（可能是 0，因为分页模式下基址由页表决定）和访问权限。
`,$1f`：
`$1f` 是一个目标偏移量（Offset）。`1f` 是一个标签（Label），表示当前代码段中紧接着 `ljmp` 指令后面的第一个指令的地址。换句话说，它是一个相对跳转，跳转到当前指令的下一条指令。
那么，为什么需要一次 `ljmp` 来跳转到下一条指令呢？
原因非常关键：启用分页（设置 CR0.PG 位）是一个“不可逆”的操作，它会改变 CPU 的指令预取和地址解析方式。 当 CPU 还在执行启用分页指令的前一刻，它仍然按照旧的地址转换方式（可能没有分页，或者使用旧的段基址）来获取下一条指令。
如果只是简单地设置 CR0.PG 位，然后让 CPU 继续按照原来的段基址和偏移量去取下一条指令，可能会出现问题：
1. 地址解析不匹配： 在启用分页之前，CPU 的地址生成可能是 `线性地址 = 段基址 + 段内偏移量`。启用分页后，地址生成变为 `物理地址 = 页表查找(线性地址)`。如果段基址还在起作用，并且不是 0，那么分页的地址映射就可能出现偏差。
2. 管道刷新问题： CPU 内部有指令预取和指令解码的流水线（Pipeline）。当启用分页时，CPU 需要刷新其内部的地址转换缓存（如 TLB Translation Lookaside Buffer）和指令预取缓冲区，以确保后续指令使用新的分页机制进行地址转换。直接执行下一条指令，可能无法保证这些内部状态被正确刷新。
通过执行 `ljmp $__BOOT_CS,$1f`，内核做了以下几件事：
1. 强制性段切换： `ljmp` 指令会强制 CPU 重新加载段寄存器（CS），使用 `__BOOT_CS` 指定的段选择子。这会促使 CPU 加载新的段描述符，并根据新的段选择子来更新其内部的段信息。
2. 刷新管道和 TLB： 一次远距离跳转（特别是跨段跳转）通常会触发 CPU 刷新其指令流水线和地址转换相关的缓存（如 TLB）。这是因为 CPU 需要根据新的段信息来重新确定下一条指令的地址和属性。当分页被启用时，这次跳转的段基址通常被设置为 0，这意味着线性地址的计算直接就变成了“偏移量”，然后这个线性地址会被提交给分页单元进行查找。
3. 精确的下一条指令： `,$1f` 确保了跳转的目标是紧接着 `ljmp` 指令本身的下一条汇编指令。这条指令现在将会在已经启用分页且 CS 寄存器已经被更新过的状态下执行。它会使用新的 CS 选择子提供的（可能为 0 的）段基址，加上指令的偏移量，形成一个新的线性地址，然后这个线性地址会被送到分页单元进行物理地址转换。
总结一下，`ljmp $__BOOT_CS,$1f` 在 Linux 内核切换到分页模式后的作用是：
作为启用分页后的第一个指令执行。
强制性地使用新的、配置好的内核代码段选择子（`__BOOT_CS`）加载到 CS 寄存器。
利用 `ljmp` 的特性，触发 CPU 内部的管道和 TLB 刷新，确保后续的内存访问（特别是指令获取）能够正确地遵循新的分页机制。
将执行流精确地导向启用分页后的第一条实际内核代码。
可以理解为，这是一个“硬性重启”地址解析过程的指令，确保 CPU 在进入全新的分页地址空间时，能够以一种干净、无冲突的方式开始工作。它是一种精巧的汇编技巧，用于在 CPU 的工作模式发生重大改变时，确保其内部状态的正确同步。
这就像是在一个复杂的迷宫（没有分页的保护模式）里，你找到了新的地图（页表）并且安装了新的导航系统（CR0.PG）。但是，你不能直接用旧的导航模式去使用新地图。你需要一个“全局重置”，告诉导航系统：“现在，请完全按照这张新地图来走，并且把所有缓存的旧路线都忘掉！” 这个 `ljmp` 指令就扮演了这个“全局重置”的角色，确保 CPU 切换到“新地图导航模式”后，能从正确的地方开始，并且使用正确的规则来寻找下一个房间。
首先，我们需要明确一个背景：Linux 内核在启动之初，并不是直接运行在分页模式下的。 真实情况是这样的：
1. 实模式（Real Mode）启动： CPU 一上电，默认处于实模式，内存寻址能力有限，没有段保护，也没有分页。BIOS 会加载引导加载程序（Bootloader）。
2. 引导加载程序（Bootloader）： 像 GRUB 这样的引导加载程序，负责加载 Linux 内核镜像到内存。它通常会进行一些初步的硬件初始化，并且可能已经进入了保护模式。
3. 内核的早期初始化： 内核的入口点（比如 `_start` 或 `startup_64`）通常会执行在保护模式下的某些设置。在这个阶段，CPU 已经切换到了保护模式，可以使用更广阔的内存空间，并且有段机制来管理内存访问。但是，此时可能还没有启用硬件分页。 内存的线性地址和物理地址可能是一一对应的，或者只有非常简单的线性地址映射。
4. 进入分页模式前的准备： 在内核真正启动所有服务、准备处理用户进程之前，它需要一个干净、受控的内存环境。这通常意味着：
设置页表（Page Tables）： 根据内核的地址空间布局，建立起完整的页目录和页表结构，将线性地址映射到物理地址。这些页表本身也需要被放置在内存的某个安全位置。
加载页目录基址寄存器（CR3）： 将指向第一个页目录的物理地址加载到 CR3 寄存器。这就像告诉 CPU：“你的内存地址查找规则，从这里开始看。”
启用分页（Paging）： 通过设置 CR0 寄存器中的 PG (Paging) 位来启用硬件分页机制。一旦 PG 位被设置，CPU 就会严格按照页表来解析内存访问。
现在，让我们来看看 `ljmp $__BOOT_CS,$1f` 这行代码在这个上下文中的作用：
`ljmp`： 这是 Intel 汇编语言中的“长跳转”指令（Long Jump）。它用于在段地址和偏移地址之间进行跳转。与普通的 `jmp` 不同，`ljmp` 允许我们指定目标地址所在的段选择子（Segment Selector）和目标偏移量（Offset）。
`$__BOOT_CS`：
`__BOOT_CS` 是一个符号（Symbol）。在汇编语言中，符号通常代表一个内存地址或一个值。这里的 `__BOOT_CS` 极有可能是一个段选择子（Segment Selector）。
在保护模式下，CPU 使用段选择子来访问全局描述符表（GDT）或局部描述符表（LDT）中的段描述符。段描述符包含了段的基址、限长（大小）和访问权限等信息。
`__BOOT_CS` 代表的是内核在分页模式下应该使用的代码段选择子。在早期引导阶段，内核可能使用了另一个代码段描述符（比如用于实模式到保护模式的转换，或者一个临时性的保护模式代码段）。当启用分页后，内核需要切换到一个新的、专门为分页模式下的内核代码段设计的代码段。这个新的代码段通常具有正确的基址（可能是 0，因为分页模式下基址由页表决定）和访问权限。
`,$1f`：
`$1f` 是一个目标偏移量（Offset）。`1f` 是一个标签（Label），表示当前代码段中紧接着 `ljmp` 指令后面的第一个指令的地址。换句话说，它是一个相对跳转，跳转到当前指令的下一条指令。
那么，为什么需要一次 `ljmp` 来跳转到下一条指令呢？
原因非常关键：启用分页（设置 CR0.PG 位）是一个“不可逆”的操作，它会改变 CPU 的指令预取和地址解析方式。 当 CPU 还在执行启用分页指令的前一刻，它仍然按照旧的地址转换方式（可能没有分页，或者使用旧的段基址）来获取下一条指令。
如果只是简单地设置 CR0.PG 位，然后让 CPU 继续按照原来的段基址和偏移量去取下一条指令，可能会出现问题：
1. 地址解析不匹配： 在启用分页之前，CPU 的地址生成可能是 `线性地址 = 段基址 + 段内偏移量`。启用分页后，地址生成变为 `物理地址 = 页表查找(线性地址)`。如果段基址还在起作用，并且不是 0，那么分页的地址映射就可能出现偏差。
2. 管道刷新问题： CPU 内部有指令预取和指令解码的流水线（Pipeline）。当启用分页时，CPU 需要刷新其内部的地址转换缓存（如 TLB Translation Lookaside Buffer）和指令预取缓冲区，以确保后续指令使用新的分页机制进行地址转换。直接执行下一条指令，可能无法保证这些内部状态被正确刷新。
通过执行 `ljmp $__BOOT_CS,$1f`，内核做了以下几件事：
1. 强制性段切换： `ljmp` 指令会强制 CPU 重新加载段寄存器（CS），使用 `__BOOT_CS` 指定的段选择子。这会促使 CPU 加载新的段描述符，并根据新的段选择子来更新其内部的段信息。
2. 刷新管道和 TLB： 一次远距离跳转（特别是跨段跳转）通常会触发 CPU 刷新其指令流水线和地址转换相关的缓存（如 TLB）。这是因为 CPU 需要根据新的段信息来重新确定下一条指令的地址和属性。当分页被启用时，这次跳转的段基址通常被设置为 0，这意味着线性地址的计算直接就变成了“偏移量”，然后这个线性地址会被提交给分页单元进行查找。
3. 精确的下一条指令： `,$1f` 确保了跳转的目标是紧接着 `ljmp` 指令本身的下一条汇编指令。这条指令现在将会在已经启用分页且 CS 寄存器已经被更新过的状态下执行。它会使用新的 CS 选择子提供的（可能为 0 的）段基址，加上指令的偏移量，形成一个新的线性地址，然后这个线性地址会被送到分页单元进行物理地址转换。
总结一下，`ljmp $__BOOT_CS,$1f` 在 Linux 内核切换到分页模式后的作用是：
作为启用分页后的第一个指令执行。
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利用 `ljmp` 的特性，触发 CPU 内部的管道和 TLB 刷新，确保后续的内存访问（特别是指令获取）能够正确地遵循新的分页机制。
将执行流精确地导向启用分页后的第一条实际内核代码。
可以理解为，这是一个“硬性重启”地址解析过程的指令，确保 CPU 在进入全新的分页地址空间时，能够以一种干净、无冲突的方式开始工作。它是一种精巧的汇编技巧，用于在 CPU 的工作模式发生重大改变时，确保其内部状态的正确同步。
这就像是在一个复杂的迷宫（没有分页的保护模式）里，你找到了新的地图（页表）并且安装了新的导航系统（CR0.PG）。但是，你不能直接用旧的导航模式去使用新地图。你需要一个“全局重置”，告诉导航系统：“现在，请完全按照这张新地图来走，并且把所有缓存的旧路线都忘掉！” 这个 `ljmp` 指令就扮演了这个“全局重置”的角色，确保 CPU 切换到“新地图导航模式”后，能从正确的地方开始，并且使用正确的规则来寻找下一个房间。
网友意见
这个东西，你找一个能调试的模拟器就可以看出来，比如bochs之类。
在执行ljmp $__BOOT_CS,$1f之前，虽然代码已经把CPU切换成保护模式，页表也都建立完成了，但当前执行的代码仍然处于16位实模式地址下，当前的代码的段地址和段偏移地址都是16位的。
通过Long Jmp来做一个跳转，会切换段地址，这个时候代码才真正进入保护模式。
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