落地,三行字,和验收

远跳落了地,LmEntry 把执行流接住了。它是 64 位世界的头一份产业,咱们把整个 boot/lm/lm.cpp 全量摆出来:

展开代码收起代码共 22 行

C++

#include "../gdt/gdt.hpp"
#include "early/boot_console.hpp"
#include "layout.hpp"

extern "C" [[gnu::section(".text.lm_entry")]] [[noreturn]] void LmEntry() {
    asm volatile(
        "movw %[data], %%ax\n"
        "movw %%ax, %%ds\n"
        "movw %%ax, %%es\n"
        "movw %%ax, %%fs\n"
        "movw %%ax, %%gs\n"
        "movw %%ax, %%ss\n"
        "movl %[stack], %%esp\n"
        :
        : [data] "n"(cinux::boot::gdt::kSelectorData64), [stack] "n"(static_cast<unsigned int>(
                                                             cinux::boot::kPmStackTop))
        : "ax");
    cinux::boot::serial::PutString("[lm] 64-bit world alive\n");
    for (;;) {
        asm volatile("hlt");
    }
}

开场的那套动作,您眼熟得不能再眼熟了。远跳只照顾了 CS 一个,DS、ES、FS、GS、SS 五个还穿着 32 位的旧衣服,所以咱们拿 0x20 一个个刷干净——上一卷跨门槛那回干过同款,而这一回,是它的 64 位版本。栈也是老熟人了。咱们拿 movl 写的是 esp,而 64 位模式下写这颗寄存器、会自动把高 32 位清成零,rsp 从此就干净了。栈顶取的还是 kPmStackTop 的那个 0x90000,因为远跳把 32 位世界的栈帧整个弃下了,咱们顶回原点,boot 立下的栈地址,咱们一个字都没改。

接下来咱们报到。PutString 这边一句多余的 include 都没写,64 位的版本就到手了——它住在头文件的 inline 里,每个编译世界都各拿一份自家的实例化,这是咱们在上一卷就拿到手的红利,而如今开第四户世界,红利又领了一回。这行字的分量,咱们得跟当年对照着看:第一遍过桥的时候,对岸的报到,是拿裸机器码往 0xE9 塞的一个字母 L,能证明人到了,别的什么都说不出口。而这一遍,是整行整行的字。于是收工的面板,就是下面的样子:

text

[stage2] leaving real mode
[pm] 32-bit world alive
[lm] 64-bit world alive

三行字的背后,咱们从头到尾守的就是一条对仗:头一行是 16 位世界的遗言,后两行是两个新世界各自的报到。您细看的话,会发现 32 位的世界只有一行,因为建表和切换都是不出声的活,它的第一行,同时也是它的最后一行。而第三行能亮起来,就等于整条链都通了:表填对了,门闩拨对了,序列走对了,远跳跳对了,64 位的译码和打印都活着。末尾的 hlt 还是长眠,上一卷的那句 cli 依旧生效着,门是不会响的。

咱们在 host 那头照老路数清点一遍:ctest 的清单添到了七件,而 boot 血统的出品,现在添到了第四件,就是带着五个哨兵的 test_page。咱们挑两个看:

C++

TEST("page: large pages encode the identity 0-8MB set") {
    ASSERT_TRUE(MakeLargePageEntry(0x0, kWritable).raw == 0x83);
    ASSERT_TRUE(MakeLargePageEntry(0x200000, kWritable).raw == 0x200083);
    ASSERT_TRUE(MakeLargePageEntry(0x400000, kWritable).raw == 0x400083);
    ASSERT_TRUE(MakeLargePageEntry(0x600000, kWritable).raw == 0x600083);
}

TEST("page: deposit and extract are inverse over the phys field") {
    Entry const kEntry = MakeLargePageEntry(0x600000, kWritable);
    ASSERT_TRUE(kEntry.has(kPresent));
    ASSERT_TRUE(kEntry.has(kWritable));
    ASSERT_TRUE(kEntry.has(kLarge));
    ASSERT_TRUE(kEntry.extract(kLargePagePhys) == (0x600000 >> 21));
}

头一个哨兵把恒等映射的四颗大页项逐颗对数,它核的四个值从 0x83 排到 0x600083,走表时咱们踩过的那颗 PD[2]、基址 0x400000,编出来正是其中的 0x400083,四颗全部都对上了。末一个哨兵验的是互逆:deposit 放进去的帧号,extract 会原样地读回来,三面旗咱们各问一遍。剩下的三个,一个管的是宽度定在 8 字节,一个管的是指针项裁掉脏低位,还有一个管的是大页地址按 2MB 对齐收拢。test_gdt 那头也添了长模式的哨兵,验的是 L=1、D=0,还有 0xAF 与 0x8F 的两个 flags 字节,选择子一路算到了 0x18 和 0x20,整表核对到了 40 字节。七件测试全部都通过了,QEMU 的三行逐行吻合、构建零告警——本站的验收,到这儿就算平了。

要是您验收的时候想再较真一步,咱们就照上一卷的体例,请 GDB 来给咱们取证。您给 run 的 QEMU 命令手工添上 -s -S 再启动,咱们在另一头把 GDB 打开、连上 target remote :1234,喂给它的,还是带符号的 stage2 ELF——EnterLongMode 的符号就住在它里面,而对岸的符号住在另一条链的文件里,这回是帮不上忙的。头一处咱们把断点下在 EnterLongMode,进去之前咱们把三张表看一眼:x/8gx 0x1000 的头一项该是 0x2003,x/8gx 0x2000 的头一项该是 0x3003,而咱们在 x/8gx 0x3000 里该看到 0x83、0x200083、0x400083、0x600083 四颗大页。您一眼就看得出桥面铺得平不平。而第二处咱们把断点下到 *0x9300,按的是地址、用不着符号,咱们放它过完远跳,在 info registers 里咱们看三样:EFER 的读数是 0x500,低处的 0x100,是咱们拨的 LME,而高处的 0x400,是 CPU 自己点亮的 LMA。CS 的值是 0x18,属性栏里亮着 CS64 的标记,这就是 64 位译码在跑的直接证据。而 CR0 的读数是 0x80000011,bit 0 的 PE 和 bit 31 的 PG 都亮着,当中 bit 4 的那一颗,是 Intel 留下的老痕迹,咱们从头到尾都没碰过它,开机它就在了。咱们顺手还能看见 RSP 顶在 0x90000 上,咱们说的顶回原点,在这儿是有数为证的。

咱们把尺寸也报一下。上一卷收官的镜像收在 4624 字节,本站新添的描述符、填表和切换代码一共 299 字节,把节的尾巴推到了 0x913b。可 blob 的住址定死在 0x9300,从节的尾巴到那里,镜像里垫了 453 字节的空,再加上 68 字节的 blob 本体,stage2.bin 的实测正好是 5444 字节。12 个扇区装的是 6144 字节,余量还有 700 字节的富余,而构建这边一个告警都没有。

收工了。本站攒下的东西里,最贴身的有两样:链尾那 68 个字节,和面板上新出的第三行字——前者装着对岸要跑的全部代码,后者是它活着的第一句证据。别的家当,断言和哨兵都替咱们看着,咱们就不逐件点数了。

咱们在考古箱里翻一件当年的旧事:第一遍的 MBR、保护模式和长模式,是同一个晚上连着赶完的,三个里程碑挤在了同一天。而那个 efer=0x1000 的定案,当晚的笔记写了两百多行。桥通了,就该有人过桥了。而下一站,咱们把一个真正的内核从磁盘装进来,把机器的家底交接给它、再送它去高处安家。

本站的外部依据,咱们一并归拢:Intel SDM Vol.3A 的 §9.8,IA-32e 模式的初始化,参考的序列就印在其中。长模式的出身文档是 AMD 的架构程序员手册。社区的视角,咱们看 OSDev 的 Long Mode 页和 Paging 页。当年的调试现场,咱们在调试档案里另存了一份细目:进长模式的顺序与标志位陷阱。

落地,三行字,和验收 ​

落地,三行字,和验收