操作系统ucore lab1实验报告
lab1
Exercise1:理解通过make生成执行文件的过程。
Question1:
操作系统镜像文件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)
Answer：
在Makefile中生成ucore.img的代码是：
$(UCOREIMG): $(kernel) $(bootblock)
$(V)dd if=/dev/zero of=$@ count=10000
$(V)dd if=$(bootblock) of=$@ conv=notrunc
$(V)dd if=$(kernel) of=$@ seek=1 conv=notrunc
在执行Makefile时对应的输出为：
dd if=/dev/zero of=bin/ucore.img count=10000
10000+0 records in
10000+0 records out
5120000 bytes (5.1 MB) copied, 0.0540315 s, 94.8 MB/s
dd if=bin/bootblock of=bin/ucore.img conv=notrunc
1+0 records in
1+0 records out
512 bytes (512 B) copied, 0.000110706 s, 4.6 MB/s
dd if=bin/kernel of=bin/ucore.img seek=1 conv=notrunc
138+1 records in
138+1 records out
70775 bytes (71 kB) copied, 0.000472623 s, 150 MB/s从Makefile中可以看出要生成ucore.img首先要拥有kernel和bootblock两个可执行文件
所以继续在Makefile中找到kernel的相关代码段
kernel = $(call totarget,kernel)
$(kernel): tools/kernel.ld
$(kernel): $(KOBJS)
@echo + ld $@
$(V)$(LD) $(LDFLAGS) -T tools/kernel.ld -o $@ $(KOBJS)
@$(OBJDUMP) -S $@ > $(call asmfile,kernel)
@$(OBJDUMP) -t $@ | $(SED) '1,/SYMBOL TABLE/d; s/ .* / /; /^$$/d' > $(call symfile,kernel)
$(call create_target,kernel)再结合前面的对kernel的一些声明:
# kernel
KINCLUDE += kern/debug/ \
kern/driver/ \
kern/trap/ \
kern/mm/
KSRCDIR += kern/init \
kern/libs \
kern/debug \
kern/driver \
kern/trap \
kern/mm
KCFLAGS += $(addprefix -I,$(KINCLUDE))
$(call add_files_cc,$(call listf_cc,$(KSRCDIR)),kernel,$(KCFLAGS))
KOBJS = $(call read_packet,kernel libs)
查看文件中的文件得出，生成kernel需要以下文件：
kernel.ld init.o readline.o stdio.o kdebug.o kmonitor.o panic.o clock.o console.o intr.o picirq.o trap.o trapentry.o vectors.o pmm.o printfmt.o string.o根据已有的文件，kernel.ld已经存在，其他的.o文件则需要.c和.s文件通过gcc编译生成
生成init.o需要的命令:
gcc -Ikern/init/ -fno-builtin -Wall -ggdb -m32 -gstabs -nostdinc -fno-stack-protector -Ilibs/ -Ikern/debug/ -Ikern/driver/ -Ikern/trap/ -Ikern/mm/ -c kern/init/init.c -o obj/kern/init/init.o生成其他.o文件的命令和init.o的方法类似。
生成这些.o文件后便可以生成kernel可执行文件
而除kernel外还需要生成bootblock
在Makefile中bootblock的相关代码：
# create bootblock
bootfiles = $(call listf_cc,boot)
$(foreach f,$(bootfiles),$(call cc_compile,$(f),$(CC),$(CFLAGS) -Os -nostdinc))
bootblock = $(call totarget,bootblock)
$(bootblock): $(call toobj,$(bootfiles)) | $(call totarget,sign)
@echo + ld $@
$(V)$(LD) $(LDFLAGS) -N -e start -Ttext 0x7C00 $^ -o $(call toobj,bootblock)
@$(OBJDUMP) -S $(call objfile,bootblock) > $(call asmfile,bootblock)
@$(OBJCOPY) -S -O binary $(call objfile,bootblock) $(call outfile,bootblock)
@$(call totarget,sign) $(call outfile,bootblock) $(bootblock)
$(call create_target,bootblock)结合文件夹中的文件可以看出要生成bootblock需要bootasm.o、bootmain.o、sign三个文件
生成bootasm.o的相关代码为：
gcc -Iboot/ -fno-builtin -Wall -ggdb -m32 -gstabs -nostdinc -fno-stack-protector -Ilibs/ -Os -nostdinc -c boot/bootasm.S -o obj/boot/bootasm.o其中相关参数的含义为：
- ggdb 生成可供gdb使用的调试信息
- -m32生成适用于32位环境的代码
- -gstabs 生成stabs格式的调试信息
- -nostdinc 不使用标准库
- -fno-stack-protector 不生成用于检测缓冲区溢出的代码
- -0s 位减小代码长度进行优化
生成sign的相关代码为：
gcc -Itools/ -g -Wall -O2 -c tools/sign.c -o obj/sign/tools/sign.o
gcc -g -Wall -O2 obj/sign/tools/sign.o -o bin/sign这些都生成完毕之后就可以开始生成ucore.img
生成ucore.img过程中产生的信息：
dd if=/dev/zero of=bin/ucore.img count=10000
10000+0 records in
10000+0 records out
5120000 bytes (5.1 MB) copied, 0.0540315 s, 94.8 MB/s
dd if=bin/bootblock of=bin/ucore.img conv=notrunc
1+0 records in
1+0 records out
512 bytes (512 B) copied, 0.000110706 s, 4.6 MB/s
dd if=bin/kernel of=bin/ucore.img seek=1 conv=notrunc
138+1 records in
138+1 records out
70775 bytes (71 kB) copied, 0.000472623 s, 150 MB/s
生成一个有10000个块的文件，每个块默认512字节，用0填充
dd if=/dev/zero of=bin/ucore.img count=10000把bootblock中的内容写到第一个块
dd if=bin/bootblock of=bin/ucore.img conv=notrunc从第二个块开始写kernel中的内容
dd if=bin/kernel of=bin/ucore.img seek=1 conv=notruncQuestion2：
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？
Answer：
从sign.c中的：
if (size != 512) {
fprintf(stderr, "write '%s' error, size is %d.\n", argv[2], size);
return -1;
}可以看出，要求硬盘主引导扇区的大小时512字节
buf[510] = 0x55;
buf[511] = 0xAA;
可以看出，还需要第510个字节是0x55,第511个字节为0xAA,也就是说扇区的最后两个字节内容是0x55AA
Exercise2:使用qemu执行并调试lab1中的软件。
Question1:
从CPU加电后执行的第一条指令开始，单步跟踪BIOS的执行。
Answer：
根据附录中的说明， 修改 lab1/tools/gdbinit,
set architecture i8086
target remote :1234在 lab1目录下，执行
make debug
这时GDB停在BIOS的第一条指令出，可能是由于不兼容的问题，无法正常显示出指令，只看得到地址为0xe05b，而指令码却显示为？？
然后输入si单步执行，也是只能看到地址，但指令显示为？？
所以使用
x/5i 0xffff0来查看BIOS的代码，得到结果如下图所示
Question2：
在初始化位置0x7c00设置实地址断点,测试断点正常。
Answer：
在gdbinit 中添加指令：
set architecture i8086
b *0x7c00
c
x/5i $pc
set architecture i386然后运行Make debug可以得到：
所以断点正常
Question3：
从0x7c00开始跟踪代码运行,将单步跟踪反汇编得到的代码与bootasm.S和 bootblock.asm进行比较。
Answer：
在0x7c00处break，然后使用si和 x/i $pc 指令一行一行的跟踪，将得到的反汇编代码为：
0x00007c01 in ?? ()
(gdb) x/i $pc
=> 0x7c01: cld
(gdb) si
0x00007c02 in ?? ()
(gdb) x/i $pc
=> 0x7c02: xor %eax,%eax
(gdb) si
0x00007c04 in ?? ()
(gdb) x/i $pc
=> 0x7c04: mov %eax,%ds
(gdb) bootblock.asm 中的代码为：
.code16 # Assemble for 16-bit mode
cli # Disable interrupts
7c00: fa cli
cld # String operations increment
7c01: fc cld
# Set up the important data segment registers (DS, ES, SS).
xorw %ax, %ax # Segment number zero
7c02: 31 c0 xor %eax,%eax
movw %ax, %ds # -> Data Segment
7c04: 8e d8 mov %eax,%ds
movw %ax, %es # -> Extra Segment
7c06: 8e c0 mov %eax,%es
movw %ax, %ss # -> Stack Segment
7c08: 8e d0 mov %eax,%ssbootasm.s中的代码为：
.globl start
start:
.code16 # Assemble for 16-bit mode
cli # Disable interrupts
cld # String operations increment
# Set up the important data segment registers (DS, ES, SS).
xorw %ax, %ax # Segment number zero
movw %ax, %ds # -> Data Segment
movw %ax, %es # -> Extra Segment
movw %ax, %ss # -> Stack Segment以上列举了一小段，其他的部分类似。
根据比较可知，这三部分内容是一样的。
Question4：
自己找一个bootloader或内核中的代码位置，设置断点并进行测试
Answer：
在init.c中会对gdt进行初始化，在初始化过程中，调用了gdt_init()这个函数，我选择此处进行测试。
设置断点情况如图：
可见已经成功在gdt_init处停止，
然后使用x/i $pc指令查询正在执行的汇编代码，与原文件中的c代码对照，测试结束。
Exercise3:分析bootloader进入保护模式的过程。
Answer:
从bootasm.s查看代码，并分析过程
cli
cld首先禁止中断，并且修改控制方向标志寄存器DF=0，使得内存地址从低到高增加
_注：_stl为允许中断发生，std使DF置位即令DF=1
然后对实模式下的段寄存器进行初始化
xorw %ax, %ax
movw %ax, %ds
movw %ax, %es
movw %ax, %ssxorw %ax, %ax 将ax寄存器置为0，然后，对ds（数据段寄存器），es（额外寄存器），ss（栈寄存器）
然后将A20置为高位，这样32位的地址线就都可以用了，也就可以访问4G的内存空间
相关代码：
seta20.1: inb $0x64, %al testb $0x2, %al jnz seta20.1 movb $0xd1, %al # 0xd1 -> port 0x64 outb %al, $0x64 seta20.2: inb $0x64, %al testb $0x2, %al jnz seta20.2 movb $0xdf, %al # 0xdf -> port 0x60 outb %al, $0x60接下来初始化GDT表：
lgdt gdtdescGDT表已经在数据区声明：
# Bootstrap GDT .p2align 2 # force 4 byte alignment gdt: SEG_NULLASM # null seg SEG_ASM(STA_X|STA_R, 0x0, 0xffffffff) # code seg for bootloader and kernel SEG_ASM(STA_W, 0x0, 0xffffffff) # data seg for bootloader and kernel gdtdesc: .word 0x17 # sizeof(gdt) - 1 .long gdt # address gdt然后将cr0置为1开启保护模式
movl %cr0, %eax orl $CR0_PE_ON, %eax movl %eax, %cr0CR0_PE_ON已经在前面声明为0x1
.set CR0_PE_ON, 0x1通过段间跳转指令ljmp改变cs的基址
ljmp $PROT_MODE_CSEG, $protcsegPORT_MODE_CSGE已在数据段定义：
.set PROT_MODE_CSEG, 0x8设置保护模式下的段寄存器
movw $PROT_MODE_DSEG, %ax # Our data segment selector movw %ax, %ds # -> DS: Data Segment movw %ax, %es # -> ES: Extra Segment movw %ax, %fs # -> FS movw %ax, %gs # -> GS movw %ax, %ss # -> SS: Stack SegmentPROT_MODE_DSEG为0x10
建立堆栈，并且调用bootmain.c
movl $0x0, %ebp movl $start, %esp call bootmain栈的地址是从0到0x7c00
Exercise4:分析bootloader加载ELF格式的OS的过程
Answer：
bootloader首先读取ELF头表：
// read the 1st page off disk
readseg((uintptr_t)ELFHDR, SECTSIZE * 8, 0);ELFHDR是前面定义的一个临时空间：
#define ELFHDR ((struct elfhdr *)0x10000) // scratch space而uintptr_t是在defs.h中定义的：
typedef uint32_t uintptr_t;这行代码的作用是，可以通过uintptr_t来代替uint32_t，而uint32_t是前文中，unsigned in的替替代品
typedef unsigned int uint32_t;所以一层层推导下来，uintptr_t就是unsigned int。
这里是为了把ELF的头表读进去，传入readseg的三个参数分别表示，起始位置，大小，和偏移。
大小是SECTSIZE*8，SETCSIZE的大小是512：
#define SECTSIZE 512这里读入了512*8个位，然而实际并不需要这么大，亲测只要一个SECTSIZE也就是512就足够，所以猜测可能是为了以后的扩展，所以在这里定义了这么大。
当头表读入完成后，就通过e_magic检测是否是合法的ELF文件：
// is this a valid ELF?
if (ELFHDR->e_magic != ELF_MAGIC) {
goto bad;
}如不是就会跳入到bad执行指令，如果是就继续往下执行。
根据ELF头表中的描述，将ELF文件加载到内存中的相应位置保存到ph中;
ph = (struct proghdr *)((uintptr_t)ELFHDR + ELFHDR->e_phoff);将结束位置加载到eph中：
eph = ph + ELFHDR->e_phnum;（e_phnum是程序中的条目数）然后就将ELF文件中的数据通过循环加载到内存中：
for (; ph < eph; ph ++) {
readseg(ph->p_va & 0xFFFFFF, ph->p_memsz, ph->p_offset);
}加载完成后根据ELF头表中存储的入口信息，找到内核的入口：
((void (*)(void))(ELFHDR->e_entry & 0xFFFFFF))();Exercise5：实现函数调用堆栈跟踪函数
Answer：
代码如下：
uint32_t ebp = read_ebp();
uint32_t eip = read_eip();
int i,j;
for(i = 0; ebp!=0 && i < STACKFRAME_DEPTH; i++) {
cprintf("ebp:0x%08x eip:0x%08x ",ebp, eip);
cprintf("args");
uint32_t *args = (uint32_t *)ebp + 2;
for(j = 0; j < 4; j++)
cprintf("0x%08x ",args[j]);
cprintf("\n");
print_debuginfo(eip-1);
eip = *((uint32_t *)ebp+1);
ebp = *((uint32_t *)ebp+0);
}详解：
调用read_ebp()和read_eip()函数得到ebp和eip当前的值：
uint32_t ebp = read_ebp();
uint32_t eip = read_eip();然后在循环中输出所有的ebp和eip的值，由于ebp指向的位置存储着caller的ebp，所以可以不断地向上找到所有函数的ebp，eip也同理，eip总是存储在caller的ebp+4的位置，直到到达栈底或者长度超过STACKFRAME_DEPTH。
一开始由于注释中并没有提示到达栈底的情况，所以我是这样写的：
for(i = 0; i < STACKFRAME_DEPTH; i++) 这样写的结果就是没有及时的停止，会把栈外的信息也输出出来：
ebp:0x00007b08 eip:0x001009a6 args0x00010094 0x00000000 0x00007b38 0x00100092
kern/debug/kdebug.c:306: print_stackframe+21
ebp:0x00007b18 eip:0x00100c9b args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00007b88
kern/debug/kmonitor.c:125: mon_backtrace+10
ebp:0x00007b38 eip:0x00100092 args0x00000000 0x00007b60 0xffff0000 0x00007b64
kern/init/init.c:48: grade_backtrace2+33
ebp:0x00007b58 eip:0x001000bb args0x00000000 0xffff0000 0x00007b84 0x00000029
kern/init/init.c:53: grade_backtrace1+38
ebp:0x00007b78 eip:0x001000d9 args0x00000000 0x00100000 0xffff0000 0x0000001d
kern/init/init.c:58: grade_backtrace0+23
ebp:0x00007b98 eip:0x001000fe args0x001032fc 0x001032e0 0x0000130a 0x00000000
kern/init/init.c:63: grade_backtrace+34
ebp:0x00007bc8 eip:0x00100055 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00010094
kern/init/init.c:28: kern_init+84
ebp:0x00007bf8 eip:0x00007d68 args0xc031fcfa 0xc08ed88e 0x64e4d08e 0xfa7502a8
: -- 0x00007d67 --
ebp:0x00000000 eip:0x00007c4f args0xf000e2c3 0xf000ff53 0xf000ff53 0xf000ff53
: -- 0x00007c4e --
ebp:0xf000ff53 eip:0xf000ff53 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000
: -- 0xf000ff52 --
ebp:0x00000000 eip:0x00000000 args0xf000e2c3 0xf000ff53 0xf000ff53 0xf000ff53
: -- 0xffffffff --
ebp:0xf000ff53 eip:0xf000ff53 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000
: -- 0xf000ff52 --
ebp:0x00000000 eip:0x00000000 args0xf000e2c3 0xf000ff53 0xf000ff53 0xf000ff53
: -- 0xffffffff --
ebp:0xf000ff53 eip:0xf000ff53 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000
: -- 0xf000ff52 --
ebp:0x00000000 eip:0x00000000 args0xf000e2c3 0xf000ff53 0xf000ff53 0xf000ff53
: -- 0xffffffff --
ebp:0xf000ff53 eip:0xf000ff53 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000
: -- 0xf000ff52 --
ebp:0x00000000 eip:0x00000000 args0xf000e2c3 0xf000ff53 0xf000ff53 0xf000ff53
: -- 0xffffffff --
ebp:0xf000ff53 eip:0xf000ff53 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000
: -- 0xf000ff52 --
ebp:0x00000000 eip:0x00000000 args0xf000e2c3 0xf000ff53 0xf000ff53 0xf000ff53
: -- 0xffffffff --
ebp:0xf000ff53 eip:0xf000ff53 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000
: -- 0xf000ff52 -- 发现问题后把代码改成了这样：
for(i = 0; ebp!=0 && i < STACKFRAME_DEPTH; i++)这样就可以及时的停住：
ebp:0x00007b08 eip:0x001009a6 args0x00010094 0x00000000 0x00007b38 0x00100092
kern/debug/kdebug.c:306: print_stackframe+21
ebp:0x00007b18 eip:0x00100ca1 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00007b88
kern/debug/kmonitor.c:125: mon_backtrace+10
ebp:0x00007b38 eip:0x00100092 args0x00000000 0x00007b60 0xffff0000 0x00007b64
kern/init/init.c:48: grade_backtrace2+33
ebp:0x00007b58 eip:0x001000bb args0x00000000 0xffff0000 0x00007b84 0x00000029
kern/init/init.c:53: grade_backtrace1+38
ebp:0x00007b78 eip:0x001000d9 args0x00000000 0x00100000 0xffff0000 0x0000001d
kern/init/init.c:58: grade_backtrace0+23
ebp:0x00007b98 eip:0x001000fe args0x001032fc 0x001032e0 0x0000130a 0x00000000
kern/init/init.c:63: grade_backtrace+34
ebp:0x00007bc8 eip:0x00100055 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00010094
kern/init/init.c:28: kern_init+84
ebp:0x00007bf8 eip:0x00007d68 args0xc031fcfa 0xc08ed88e 0x64e4d08e 0xfa7502a8
: -- 0x00007d67 -- 最后一行，位于堆栈的底部，所以对应着第一个调用的函数，也就是bootmain.c中的bootmain。同时由于BootLoader设置的堆栈从0x7c00开始，当 call bootmain时，进入bootmain函数，将call指令压栈，bootmain中的ebp是0x7bf8。
Exercise6：完善中断初始化和处理
Question1：
中断描述符表（也可简称为保护模式下的中断向量表）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？
Answer：
中断描述符表中一个表项占8个字节，其中每个位的作用如图：
其中0~15和48~63分别为offset的低16位和高16位，16~31位是段选择子，通过段选择子得到段基址，再加上段内偏移量就可以得到中断处理代码的入口。
Question2:
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。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。每个中断的入口由tools/vectors.c生成，使用trap.c中声明的vectors数组即可。
Answer:
代码如下：
extern uintptr_t __vectors[];
int i = 0;
for(i = 0; i<sizeof(idt) / sizeof(struct gatedesc);i++) {
SETGATE(idt[i], 0,KERNEL_CS, __vectors[i], DPL_KERNEL);
}
SETGATE(idt[T_SYSCALL], 0, KERNEL_CS, __vectors[T_SYSCALL], DPL_USER);
lidt(&idt_pd);代码详解：
extern uintptr_t __vectors[]; 这里将在此文件外的kern/trap/vector.S中定义的数组__vectors[]导入进来。那个数组的定义很长，在此不再细细描述。
for(i = 0; i<sizeof(idt) / sizeof(struct gatedesc);i++) {
SETGATE(idt[i], 0,KERNEL_CS, __vectors[i], DPL_KERNEL);
}在这里对整个idt数组进行初始化。对SETGATE的定义在mmu.h中：
#define SETGATE(gate, istrap, sel, off, dpl) { \
(gate).gd_off_15_0 = (uint32_t)(off) & 0xffff; \
(gate).gd_ss = (sel); \
(gate).gd_args = 0; \
(gate).gd_rsv1 = 0; \
(gate).gd_type = (istrap) ? STS_TG32 : STS_IG32; \
(gate).gd_s = 0; \
(gate).gd_dpl = (dpl); \
(gate).gd_p = 1; \
(gate).gd_off_31_16 = (uint32_t)(off) >> 16; \
}- 传入的第一个参数gate是中断的描述符表
- 传入的第二个参数istrap用来判断是中断还是trap
- 传入的第三个参数sel的作用是进行段的选择
- 传入的第四个参数off表示偏移
- 传入的第五个参数dpl表示这个中断的优先级
在这里先把所有的中断都初始化为内核级的中断
SETGATE(idt[T_SYSCALL], 0, KERNEL_CS, __vectors[T_SYSCALL], DPL_USER);然后再把系统调用的中断初始化为用户级的中断。
lidt(&idt_pd)最后把idt的位置告诉CPU
Question3:
1.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”100 ticks”。
Answer:
代码如下：
ticks++;
if(ticks%TICK_NUM == 0)
print_ticks();
break;此处代码的意思就是在，每次时钟中断后ticks就加一，每次达到TICK_NUM就会调用print_ticks()语句，向屏幕上输出一句话。
运行结果截图：
