清华大学操作系统实验lab1实验报告Word文档下载推荐.docx
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ddif=bin/bootblockof=bin/ucore.imgconv=notrunc
记录了1+0的读入
记录了1+0的写出
512字节（512B）已复制，0.000214966秒，2.4MB/秒
从这几条指令中可以看出需要生成ucore.img首先需要生成bootblock，而生成bootblock需要先生成bootmain.o和bootasm.o还有sign，这三个文件又分别由bootmain.c、bootasm.S、sigh.c来生成。
ld-melf_i386-N-estart-Ttext0x7C00obj/boot/bootasm.oobj/boot/bootmain.o–
oobj/bootblock.o
这句话用于生成bootblock，elf_i386表示生成elf头，0x7C00为程序的入口。
这句话表示生成的bootblock的文件大小，因为大小不到512字节，所以需要给blootblock填充，填充的功能在sign.c中有所体现，最后两字节设置为了0x55，0xAA
buf[510]=0x55;
buf[511]=0xAA;
FILE*ofp=fopen（argv[2],"
wb+"
）;
size=fwrite（buf,1,512,ofp）;
[练习1.2]一个被系统认为是符合规范的硬盘主引导扇区的特征是什么?
前面已经提到过：
引导扇区的大小为512字节，最后两个字节为标志性结束字节0x55，0xAA，做完这样的检查才能认为是符合规范的磁盘主引导扇区。
Sign.c文件中有作检查：
if（size!
=512）{
fprintf（stderr,"
write'
%s'
error,sizeis%d.\n"
argv[2],size）;
return-1;
}
练习2：
使用qemu执行并调试lab1中的软件。
[练习2.1]从CPU加电后执行的第一条指令开始,单步跟踪BIOS的执行。
[练习2.2]在初始化位置0x7c00设置实地址断点,测试断点正常。
[练习2.3]在调用qemu时增加-din_asm-Dq.log参数，便可以将运行的汇编指令保存在q.log中。
将执行的汇编代码与bootasm.S和bootblock.asm进行比较，看看二者是否一致。
实验是基于老lab1/proj1做的，练习开始时是打算用命令行一句一句执行得到结果的，后来发现直接修改makefile和gdbinit可以大大提高调试效率。
于是在makefile中增加以下代码
fileobj/bootblock.o
targetremote:
1234
setarchitecturei8086
b*0x7c00
continue
x/10i$pc
lab1-mon:
$（UCOREIMG）
$（V）$（TERMINAL）-e"
$（QEMU）-S-s-din_asm-D$（BINDIR）/q.log-monitorstdio-hda$<
-serialnull"
$（V）sleep2
gdb-q-tui-xtools/gdbinit"
-S–s是使得qemu在执行第一条指令之前停下来，在调用qemu时增加-din_asm-Dq.log参数，便可以将运行的汇编指令保存在q.log中。
然后sleep两秒应该是给qemu充分的时间准备等待连接。
接下来使用GDB调试工具，-tui提供了代码与命令行分屏查看的界面，tools/gdbinit中存放的是gdb调试指令如下。
先是加载调试文件，然后连接qemu，设置8086的实模式，设置断点0x7c00，也就是bootloader的第一条指令，然后运行到断点。
再显示接下来的10条指令。
运行结果图如下
很明显，断点位置的代码和boot.asm文件中的代码完全一致，说明断点设置成功。
打开q.log文件看，看到了很奇葩的结果。
能够看到cli,cld之类熟悉的指令，但是他们的地址以及出现的顺序都不是想象的那样（从0x0x00007c00k开始，第一条指令为cld）。
之后听大神解释，在q.log中进入BIOS之后的跳转地址与实际应跳转地址不相符，汇编代码也
与bootasm.S
和
bootblock.asm不相同。
可以通过makedebug之后在qemu的控制台中输入x/10i$pc看到BIOS执行bootloader部分的代码。
进过对比，这些代码与bootasm.S与bootblock.asm中的代码完全一致。
练习3分析bootloader进入保护模式的过程。
在开启A20之前，BIOS还做了很多事:
关中断、清除方向标志，给各个数据段清零。
cli#Disableinterrupts
cld#Stringoperationsincrement
#Setuptheimportantdatasegmentregisters（DS,ES,SS）.
xorw%ax,%ax#Segmentnumberzero
movw%ax,%ds#->
DataSegment
movw%ax,%es#->
ExtraSegment
movw%ax,%ss
seta20.1:
inb$0x64,%al#等待8042键盘控制器不忙
testb$0x2,%al
jnzseta20.1
movb$0xd1,%al#发送写8042输出端口的指令
outb%al,$0x64
seta20.2:
jnzseta20.2
movb$0xdf,%al#打开A20
outb%al,$0x60
1、为何开启A20，以及如何开启A20？
当A20地址线控制禁止时，则程序就像在8086中运行，1MB以上的地是不可访问的。
在保护模式下A20地址线控制是要打开的。
为了使能所有地址位的寻址能力,必须向键盘控制器8042发送一个命令。
键盘控制器8042将会将它的的某个输出引脚的输出置高电平,作为A20地址线控制的输入。
一旦设置成功之后,内存将不会再被绕回（memorywrapping）,这样我们就可以寻址intel80286CPU支持的16M内存空间，或者是寻址intel80386以上级别CPU支持的所有4G内存空间了。
lgdtgdtdesc#把gdt表的起始位置和界限装入GDTR寄存器
movl%cr0,%eax
orl$CR0_PE_ON,%eax
movl%eax,%cr0#把保护模式位开启
2、如何初始化GDT表？
gdt:
SEG_NULLASM#空段
SEG_ASM（STA_X|STA_R,0x0,0xffffffff）#代码段（起始地址，大小）
SEG_ASM（STA_W,0x0,0xffffffff）#数据段（起始地址，大小）
复习一下cr0寄存器，它的第0位为保护模式位PE：
设置PE将让处理器工作在保护模式下。
复位PE将返回到实模式工作。
此外，gdtdesc指出了全局描述符表在符号gdt处，如下
上面四句话实现了打开保护模式位。
3、如何使能进入保护模式？
通过长跳转指令
ljmp$PROT_MODE_CSEG,$protcseg
进入了保护模式。
进入保护模式之后还有一个步骤：
把所有的数据段寄存器指向上面的GDT描述符表中的数据段（0x10）。
练习四、分析bootloader加载ELF格式的OS的过程。
staticvoid
readseg（uintptr_tva,uint32_tcount,uint32_toffset）{
uintptr_tend_va=va+count;
//指针移到边界
va-=offset%SECTSIZE;
//计算开始读的第一个扇区号
uint32_tsecno=（offset/SECTSIZE）+1;
//逐个读取扇区
for（;
va<
end_va;
va+=SECTSIZE,secno++）{
readsect（（void*）va,secno）;
}
//实现了从kernel复制8个扇区（包含ELF头，共4KB）到0x10000
在proj2中，增加主要增加了对磁盘简单的读取函数readsect（）readseg（）），以及对ELF头的解析（ELF头结构在ELF.h文件中）。
疑问：
为什么要把ELF头读到0X10000?
从哪读？
以下为一些硬件端口上实现读取一个扇区到内存
/*readsect-readasinglesectorat@secnointo@dst*/
readsect（void*dst,uint32_tsecno）{
//waitfordisktobeready
waitdisk（）;
outb（0x1F2,1）;
//count=1
outb（0x1F3,secno&
0xFF）;
outb（0x1F4,（secno>
>
8）&
outb（0x1F5,（secno>
16）&
outb（0x1F6,（（secno>
24）&
0xF）|0xE0）;
outb（0x1F7,0x20）;
//cmd0x20-readsectors
//readasector
insl（0x1F0,dst,SECTSIZE/4）;
0x10000。
Readsect（）函数的工作大致是：
1.读I/O地址0x1f7，等待磁盘准备好；
2.写I/O地址0x1f2~0x1f5,0x1f7，发出读取第offseet个扇区处的磁盘数据的命令；
3.读I/O地址0x1f7，等待磁盘准备好；
4.连续读I/O地址0x1f0，把磁盘扇区数据读到指定内存。
练习五、实现函数调用堆栈跟踪函数（需要编程）
uint32_tebp=read_ebp（）,eip=read_eip（）;
inti,j;
for（i=0;
ebp!
=0&
&
i<
STACKFRAME_DEPTH;
i++）{
cprintf（"
ebp:
0x%08xeip:
0x%08xargs:
"
ebp,eip）;
uint32_t*args=（uint32_t*）ebp+2;
for（j=0;
j<
4;
j++）{
0x%08x"
args[j]）;
\n"
print_debuginfo（eip-1）;
eip=（（uint32_t*）ebp）[1];
ebp=（（uint32_t*）ebp）[0];
可以获知栈底是在高地址，栈顶在低地址，压栈的次序为：
参数（编程的时候默认有四个参数）、返回地址、上一层EBP、局部变量。
注：
read_ebp（）和readeip（）都是通过内联汇编实现的。
Eip-1是为了能找到上一条指令
结果图：
练习六、完善中断初始化和处理（需要编程）
[练习6.1]中断向量表中一个表项占多少字节？
其中哪几位代表中断处理代码的入口？
中断向量表一个表项占用8字节，其中2-3字节是段选择子，0-1字节和6-7字节拼成位移，两者联合便是中断处理程序的入口地址。
2.请编程完善kern/trap/trap.c中对中断向量表进行初始化的函数idt_init。
idt_init（void）{
externuintptr_t__vectors[];
inti;
sizeof（idt）/sizeof（structgatedesc）;
SETGATE（idt[i],0,GD_KTEXT,__vectors[i],DPL_KERNEL）;
}//初始化每一条IDT项
//设置内核态到用户态的转换
SETGATE（idt[T_SWITCH_TOK],0,GD_KTEXT,__vectors[T_SWITCH_TOK],DPL_USER）;
//载入IDT
lidt（&
idt_pd）;
caseIRQ_OFFSET+IRQ_TIMER:
ticks++;
if（ticks%TICK_NUM==0）{
print_ticks（）;
}//当有100次时钟中断输出一次
break;
3.请编程完善trap.c中的中断处理函数trap，在对时钟中断进行处理的部分填写trap函数中处理时钟中断的部分，使操作系统每遇到100次时钟中断后，调用print_ticks子程序，向屏幕上打印一行文字”100ticks”。
练习7、增加syscall功能，即增加一用户态函数（可执行一特定系统调用：
获得时钟计数值），当内核初始完毕后，可从内核态返回到用户态的函数，而用户态的函数又通过系统调用得到内核态的服务。
先附上两个最重要的图，分别是内核态切换到用户态、用户态切换到内核态的过程。
这部分是最花时间的，光是看代码就有很多疑问。
1、为什么需要构建一个临时的trapframe来实现切换栈，切换栈说白了不就是需要修改那几个寄存器吗?
2、PPT上两个切换过程中的的两个老栈顶是一个地址吗？
老栈顶是什么意思？
3、切换到用户态的过程中，trapframe的tf_esp为什么要指向原来的内核栈？
有什么意义吗？
4、切换到内核态的过程中，CPU压入的ss和esp是用户栈的还是内核栈的？
种种疑惑都出现在我的脑海里，加上不同的同学对这些问题有不同的理解，我也不想再去回想他们的理解了。
直到看到“在执行int120之前，系统在核心态，int不会引起切换，切换工作需在iret中完成。
在执行int121之前，系统在用户态，int引起切换，iret不需要再切换。
”，感觉好像明白了一点。
说一下我对上述两个过程的理解。
●内核到用户：
首先，我认为esp-8这个步骤不是必要的，因为从后续的过程看来，空出来的8个字节从来没有被使用过。
然后开始中断，由于是在内核态，所以ss和esp暂时还不需要改变，在原来的内核栈里就可以处理。
然后通过CPU压入和操作系统压入内核栈的寄存器数据，构造了一个临时trapframe——switchk2u，通过popesp跳到switchk2u，然后修改switchk2u的tf_esp,tf_ds,tf_es,tf_cs,tf_eflags，再通过一系列的pop和iret实现了对这些寄存器的修改——即实现了堆栈段、代码段和数据段的切换。
●用户到内核：
因为是int121的关系，ss和esp在执行中断例程之前就已经切换到了内核态，此后的操作都是在内核栈，还是由压入的寄存器状态构造了一个临时的trapframe——switchk2u，把tf_cs,tf_ds,tf_es,tf_eflags改掉之后，听过一系列pop和iret跳到了正确的代码段和数据段，堆栈段就不用跳了，因为中断的时候就已经跳到内核堆栈了。
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