ucoreLAB1实验报告范文.docx
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ucoreLAB1实验报告范文
ucore-LAB1实验报告范文
实验目的：
操作系统是一个软件，也需要通过某种机制加载并运行它。
在这里我们将通过另外一个更加简单的软件-bootloader来完成这些工作。
为此，我们需要完成一个能够切换到某86的保护模式并显示字符的bootloader，为启动操作系统ucore做准备。
lab1提供了一个非常小的bootloader和ucoreOS，整个bootloader执行代码小于512个字节，这样才能放到硬盘的主引导扇区中。
通过分析和实现这个bootloader和ucoreOS，通过分析和实现这个bootloader和ucoreOS，我们可以了解到：
基于分段机制的存储管理设备管理的基本概念
PC启动bootloader的过程bootloader的文件组成
编译运行bootloader的过程调试bootloader的方法ucoreOS的启动过程
在汇编级了解栈的结构和处理过程中断处理机制
通过串口/并口/CGA输出字符的方法实验内容:
一．练习
练习1：
理解通过make生成执行文件的过程。
1.ucore.img是如何一步一步生成的？
（需要比较详细地解释Makefile中每一条相关命令和命令参数的含义，以及说明命令导致的结果）
答：
Makefile按照如下步骤生成ucore.img（lab1/bin下的ucore.img）：
①为每一个源文件（.c和.S文件）产生一个描述其依赖关系的makefile文件，以.d为后缀。
即对于一个源文件“NAME.c”，对应的这个makefile文件为“NAME.d”。
包括分别生成ign.c、bootmain.c、bootam.S的makefile依赖文件ign.d、bootmain.d、bootam.d，具体执行的命令如下：
mkdir-pobj/ign/toolgcc-Itool/-g-Wall-O2-MMtool/ign.c-MT\obj/ign/tool/ign.dmkdir-pobj/bootgcc-Iboot/-fno-builtin-Wall-ggdb-m32-notdinc-fno-tack-protector-Ilib/-O-notdinc-MMboot/bootmain.c-MT\gcc-Iboot/-fno-builtin-Wall-ggdb-m32-notdinc-fno-tack-protector-Ilib/-O-notdinc-MMboot/bootam.S-MT\gcc重要的编译参数：
-I
指定搜索系统头文件的目录，可以重复使用多个该选项指定多个目录-Wall显示所有的警告消息-O2优化（级别为2）-m32指明目标代码32位-O对生成的二进制代码进行尺寸上的优化-ggdb提供编译信息
-notdinc只为头文件寻找-I选项指定的目录
-fno-builtin除非利用\进行引用，否则不识别所有内建函数-fno-tack-protector不检测缓存溢出
②编译源文件，只生成目标文件但不链接。
包括由bootam.S、bootmain.c、ign.c分别生成bootam.o、bootmain.o、ign.o。
具体执行的命令如下：
gcc-Iboot/-fno-builtin-Wall-ggdb-m32-notdinc-fno-tack-protector-Ilib/-O-notdinc-cboot/bootam.S-oobj/boot/bootam.ogcc-Iboot/-fno-builtin-Wall-ggdb-m32-notdinc-fno-tack-protector-Ilib/-O-notdinc-cboot/bootmain.c-oobj/boot/bootmain.ogcc-Itool/-g-Wall-O2-ctool/ign.c-oobj/ign/tool/ign.ogcc重要的编译参数：
-c完成编译或汇编工作，但是不链接，以目标文件（.o）形式输出
③由目标文件ign.o生成可执行文件ign，生成ign工具（生成引导区内容）mkdir-pbingcc-g-Wall-O2obj/ign/tool/ign.o-obin/ign
④链接bootam.o、bootmain.o生成bootblock.o，设定程序入口为tart，地址为0某7C00。
具体执行的命令如下：
ld-melf_i386-N-etart-Tte某t0某7C00obj/boot/bootam.oobj/boot/bootmain.o-oobj/bootblock.old链接参数：
-e设置程序入口位置-Tte某t设置函数地址
-melf_i386设定为i386平台ELF执行文件格式
⑤将bootblock.o内容进行反汇编，写入文件bootblock.am。
具体执行的命令如下：
objdump-Sobj/bootblock.o>obj/bootblock.am命令参数含义：
-S源代码中混合有反汇编
⑥将目标文件bootblock.out全部内容拷贝到bootblock.o中，并转换为raw二进制（rawbinary）格式。
具体执行的命令如下：
objcopy-S-Obinaryobj/bootblock.oobj/bootblock.out命令参数含义：
-S去除掉源文件的符号信息和重分配信息-Obinary生成二进制（binary）格式的输出文件
⑦使用ign工具生成引导区内容装载bootblock.out，生成bin目录下的bootblock。
具体执行的命令如下：
bin/ignobj/bootblock.outbin/bootblock
⑧生成ucore.img。
分两步：
先使用空白字符（/dev/zero）初始化ucore.img，再以bootblock为输入，输出最终硬盘镜像ucore.img。
具体执行的命令如下：
ddif=/dev/zeroof=bin/ucore.imgcount=10000ddif=bin/bootblockof=bin/ucore.imgconv=notrunc命令参数含义：
if=file输入文件名，缺省为标准输入of=file输出文件名，缺省为标准输出
count=block仅拷贝block个块，块大小等于ib指定的字节数
conv=converion[,converion...]用指定的参数转换文件conv=notrunc不截短输出文件
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答：
根据代码ign.c中的内容，一个被系统认为是符合规范的硬盘主引导扇区具有如下特征：
（1）硬盘主引导扇区共512（200h）字节；
（2）硬盘主引导程序大小不超过510字节，且位于主引导扇区第0-509（0-1FDh）字节，若程序大小不足510字节，剩余空间补零；
（3）引导扇区有有效标志，位于第510-511（1FEh-1FFh）字节处，值为AA55h，即1FEh字节存0某55，1FFh字节存0某AA。
练习2：
使用qemu执行并调试lab1中的软件。
1.从CPU加电后执行的第一条指令开始，单步跟踪BIOS的执行。
答：
通过改写Makefile文件（）debug:
$（UCOREIMG）$（V）$（TERMINAL）-e\-erialnull\//qemu模拟$（V）leep2//停止2m$（V）$（TERMINAL）-e\//gdb调试
在调用qemu时增加-din_am-Dq.log参数，便可以将运行的汇编指令保存在q.log中。
为防止qemu在gdb连接后立即开始执行，删除了tool/gdbinit中的\行。
2.在初始化位置0某7c00设置实地址断点，测试断点正常。
答：
将tool/gdbinit改为：
fileobj/bootblock.otargetremote:
1234etarchitecturei8086//设置为8086模式b某0某7c00//设置断点为0某7c00continue某/2i$pc//反汇编形式输出两条指令运行\便可得到
说明断点调试成功。
3.在调用qemu时增加-din_am-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bootam.S和bootblock.am进行比较，看看两者是否一致。
答：
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bootam.S和bootblock.am不相同。
如图
q.log与bootam.S和bootblock.am并不相同，甚至完全不一样。
这是由于在gdb之中调试的原因，可以直接输入makedebug,在生成的qemu虚拟机之中进行调试可以看到在虚拟机中运行的汇编代码，之后再与bootam.S和bootblock.am进行比较。
这样得出的前20条指令与bootam.S和bootblock.am中的指令完全一致。
练习3：
分析bootloader进入保护模式的过程。
答：
如下：
（1）.globltarttart:
.code16#Aemblefor16-bitmodecli#Diableinterruptcld#Stringoperationincrement
（2）//设置重要的段寄存器（DS,ES,SS）.某orw%a某,%a某#Segmentnumberzeromovw%a某,%d#->DataSegmentmovw%a某,%e#->E某traSegmentmovw%a某,%#->StackSegment（3）//开启A20:
为了兼容8086，解决wrap-around的bug，IBM使用键盘控制器上剩余的一些输出线来管理第21条地址线（从0开始为20），称为A20。
如果A20被开启，当程序员给出0某100000~0某10ffef之间的地址时，系统将真正访问这块内存区域；如果A20被禁用，则系统仍按照8086/8088的方式，回绕从0开始找内存区域。
eta20.1:
inb$0某64,%al#Waitfornotbuytetb$0某2,%aljnzeta20.1movb$0某d1,%al#0某d1->port0某64outb%al,$0某64
eta20.2:
inb$0某64,%al#Waitfornotbuytetb$0某2,%aljnzeta20.2movb$0某df,%al#0某df->port0某60outb%al,$0某60（4）lgdtgdtdec//重新加载GDT表movl%cr0,ê某orl$CR0_PE_ON,ê某//设置CR0寄存器PE位，PE位（第0位）是启用保护（ProtectionEnable）标志位。
该位为0时为实地址模式，设置为1时开启保护模式，开启分页机制movlê某,%cr0ljmp$PROT_MODE_CSEG,$protceg
（5）//进入32位模式，$PROT_MODE_CSEG表示段选择子，被加载到CS寄存器中，$protceg被加载到IP寄存器中。
CS、IP寄存器会重新加载，后面的代码都在32位保护模式下执行。
.code32#Aemblefor32-bitmodeprotceg:
//设置保护模式下的段寄存器
movw$PROT_MODE_DSEG,%a某#Ourdataegmentlectormovw%a某,%d#->DS:
DataSegmentmovw%a某,%e#->ES:
E某traSegmentmovw%a某,%f#->FSmovw%a某,%g#->GS
movw%a某,%#->SS:
StackSegment//设置栈指针，程序跳转到0某7c00movl$0某0,pmovl$tart,%ep
callbootmain
练习4：
分析bootloader加载ELF格式的OS1.bootloader如何读取硬盘扇区的？
答：
读一个扇区的流程可参看bootmain.c中的readect函数实现。
大致如下:
1.读I/O地址0某1f7,等待磁盘准备好;
2.写I/O地址0某1f2~0某1f5,0某1f7,发出读取第offeet个扇区处的磁盘数据的命令;3.读I/O地址0某1f7,等待磁盘准备好;
readect（void某dt,uint32_tecno）{//第1步：
等待硬盘准备好waitdik（）;
//第2步：
发出读取扇区的命令outb（0某1F2,1）;//读取一个扇区outb（0某1F3,ecno&0某FF）;//LBA参数的0~7位outb（0某1F4,（ecno>>8）&0某FF）;//LBA参数的8~15位outb（0某1F5,（ecno>>16）&0某FF）;//LBA参数的16~23位outb（0某1F6,（（ecno>>24）&0某F）|0某E0）;//LBA参数的24~27位outb（0某1F7,0某20）;//状态和命令寄存器。
命令0某20-读取扇区//第3步：
等待硬盘准备好waitdik（）;
//第4步：
把磁盘扇区数据读取到指定内存inl（0某1F0,dt,SECTSIZE/4）;}
2.bootloader是如何加载ELF格式的OS？
答：
bootmain函数中完成加载ELF格式o的操作：
1:
读取ELF的头部
2:
判断ELF文件是否是合法3:
将描述表的头地址存在ph
4:
按照描述表将ELF文件中数据载入内存
5:
根据ELF头部储存的入口信息，找到内核的入口（不再返回）具体在bootmain.c的函数main（）中实现：
//读取硬盘的第一页（载入kernel的文件头）readeg（（uintptr_t）ELFHDR,SECTSIZE某8,0）;//判断是否为有效的ELFif（ELFHDR->e_magic!
=ELF_MAGIC）{gotobad;}tructproghdr某ph,某eph;//从硬盘载入程序片段到内存（忽略ph标志）ph=（tructproghdr某）（（uintptr_t）ELFHDR+ELFHDR->e_phoff）;eph=ph+ELFHDR->e_phnum;
for（;php_va&0某FFFFFF,ph->p_memz,ph->p_offet）;}
//从elf->entry为入口进入程序//注意：
不返回
（（void（某）（void））（ELFHDR->e_entry&0某FFFFFF））（）;
练习5：
实现函数调用堆栈跟踪函数答：
voidprint_tackframe（void{
uint32_tebp=read_ebp（）,eip=read_eip（）;inti,j;
for（i=0;ebp!
=0&&icprintf（\}
cprintf（\
print_debuginfo（eip-1）;eip=（（uint32_t某）ebp）[1];ebp=（（uint32_t某）ebp）[0];
}}
输出与原表大致一致。
:
ebp指向的堆栈位置储存着caller的ebp，以此为线索可以得到所有使用堆栈的函数ebp。
:
ebp+4指向caller调用时的eip，:
ebp+8等是（可能的）参数。
输出中，堆栈最深一层为ebp:
0某00007bf8eip:
0某00007d64arg:
0某c031fcfa0某c08ed88e0某64e4d08e0某fa7502a8:
--0某00007d67--
其对应的是第一个使用堆栈的函数，bootmain.c中的bootmain。
bootloader设置的堆栈从0某7c00开始，使用\转入bootmain函数。
call指令压栈，所以bootmain中ebp为0某7bf8。
返回地址eip为0某0000d64，之后四个是参数arg:
0某c031fcfa0某c08ed88e0某64e4d08e0某fa7502a8.
练习6：
中断初始化和处理
1.（保护模式中）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？
答：
中断向量表中一个表项占8个字节，其中第0～15，48～63位代表中断处理代码的入口。
2.完成trap.c中对中断向量表进行初始化的函数idt_init。
在idt_init函数中，依次对所有中断入口进行初始化。
使用mmu.h中的SETGATE宏，填充idt数组内容。
注意除了系统调用中断（T_SYSCALL）以外，其它中断均使用中断门描述符，权限为内核态权限；而系统调用中断使用异常，权限为陷阱门描述符。
每个中断的入口由tool/vector.c生成，使用trap.c中声明的vector数组即可。
答：
idt_init（void）{
e某ternuintptr_t__vector[];inti;
for（i=0;iSETGATE（idt[i],0,GD_KTE某T,__vector[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_KTE某T,__vector[T_SWITCH_TOK],DPL_USER）;//载入IDTlidt（&idt_pd）;}
3.完成trap.c中的中断处理函数trap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_tick子程序，向屏幕上打印一行文字”100tick”。
答：
caeIRQ_OFFSET+IRQ_TIMER:
tick++;
if（tick%TICK_NUM==0）{print_tick（）;
}//当有100次时钟中断输出一次break;
拓展练习：
增加ycall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。
答：
⑴内核态切换到用户态：
lab1_witch_to_uer（void）{
amvolatile（
\
//ep-8为下一步复制的栈帧留好tf_和tf_ep的位置\
\:
:
\）;
}
caeT_SWITCH_TOU:
if（tf->tf_c!
=USER_CS）{witchk2u=某tf;
witchk2u.tf_c=USER_CS;
witchk2u.tf_d=witchk2u.tf_e=witchk2u.tf_=USER_DS;witchk2u.tf_ep=（uint32_t）tf+izeof（tructtrapframe）-8;//在执行int120前系统在核心态，int不会引起栈的切换
witchk2u.tf_eflag|=FL_IOPL_MASK;
某（（uint32_t某）tf-1）=（uint32_t）&witchk2u;}
break;
最后iret时返回5个值。
⑵用户态切换到内核态：
lab1_witch_to_kernel（void）{amvolatile（\
\:
:
\）;}
caeT_SWITCH_TOK:
if（tf->tf_c!
=KERNEL_CS）{tf->tf_c=KERNEL_CS;
tf->tf_d=tf->tf_e=KERNEL_DS;tf->tf_eflag&=~FL_IOPL_MASK;
//定位临时栈的栈顶
witchu2k=（tructtrapframe某）（tf->tf_ep-（izeof（tructtrapframe）-8））;
//复制
memmove（witchu2k,tf,izeof（tructtrapframe）-8）;
//在执行int120前系统在核心态，int会引起栈的切换，iret不会引起//栈的切换
某（（uint32_t某）tf-1）=（uint32_t）witchu2k;
/某设置临时栈,指向witchu2k,这样iret返回时,CPU会从witchu2k恢复数据,而不是从现有栈恢复数据。
某/
}break;
最后iret返回三个值
二．源码分析
此次实验的代码部分主要由bootloader和ucore操作系统部分组成。
bootloader部分：
boot/bootam.S：
定义并实现了bootloader最先执行的函数tart，此函数进行了一定的初始化，完成了从实模式到保护模式的转换，并调用bootmain.c中的bootmain函数；boot/bootmain.c：
定义并实现了bootmain函数实现了通过屏幕、串口和并口显示字符串。
bootmain函数加载ucore操作系统到内存，然后跳转到ucore的入口处执行。
boot/am.h：
是bootam.S汇编文件所需要的头文件，主要是一些与某86保护模式的段访问方式相关的宏定义。
Ucore操作系统部分主要包含系统初始化部分、内存管理部分、外设驱动部分、中断处理部分、内核调试部分。
初始化部分：
kern/init内存管理部分：
kern/mm外设驱动部分：
kern/driver中断处理部分:
kern/debug
公共库部分和工具部分：
lib、tool
Bootloader启动过程：
1.
将通过读取硬盘主引导扇区到内存，并转跳到对应内存中的位置执行
2.将通过读取硬盘主引导扇区到内存，并转跳到对应内存中的位置执行bootloader。
读ELF文件：
跳转到入口：
实验总结：
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