计统的big homework

计算机系统

大作业

题 目 程序人生-Hello’s P2P
专 业 计算机
学　　 号 1190300107
班　　 级 1903006
学 生 王钲皓 　
指 导 教 师 史先俊

计算机科学与技术学院
2021年5月
摘 要
本论文将CSAPP课程所学内容通过hello小程序的一生，对我们所学进行全面的梳理与回顾。我们主要在Ubuntu下进行相关操作，合理运用了Ubuntu下的操作工具，进行细致的历程分析，目的是加深对计算机系统的了解。

关键词：hello；程序的一生；计算机系统；Ubuntu

（摘要0分，缺失-1分，根据内容精彩称都酌情加分0-1分）

目 录

第1章 概述 - 5 -
1.1 HELLO简介 - 5 -
1.2 环境与工具 - 5 -
1.3 中间结果 - 5 -
文件的作用 - 5 -
文件名 - 5 -
预处理后的文件 - 5 -
HELLO.I - 5 -
编译之后的汇编文件 - 5 -
HELLO.S - 5 -
汇编之后的可重定位目标文件 - 6 -
HELLO.O - 6 -
链接之后的可执行目标文件 - 6 -
HELLO - 6 -
HELLO.O 的 ELF 格式 - 6 -
ELF.TXT - 6 -
HELLO.O 的反汇编代码 - 6 -
DISAS_HELLO.S - 6 -
HELLO的ELF 格式 - 6 -
HELLO1.ELF - 6 -
HELLO 的反汇编代码 - 6 -
HELLO1_OBJDUMP.S - 6 -
1.4 本章小结 - 6 -
第2章 预处理 - 7 -
2.1 预处理的概念与作用 - 7 -
2.2在UBUNTU下预处理的命令 - 7 -
2.3 HELLO的预处理结果解析 - 8 -
2.4 本章小结 - 9 -
第3章 编译 - 10 -
3.1 编译的概念与作用 - 10 -
3.2 在UBUNTU下编译的命令 - 10 -
3.3 HELLO的编译结果解析 - 10 -
3.3.1 数据和赋值 - 10 -
3.3.2 算术操作 - 11 -
3.3.3 关系操作和控制转移 - 11 -
3.3.4 数组/指针/结构操作 - 12 -
3.3.5 函数操作 - 13 -
3.4 本章小结 - 15 -
第4章 汇编 - 16 -
4.1 汇编的概念与作用 - 16 -
4.2 在UBUNTU下汇编的命令 - 16 -
4.3 可重定位目标ELF格式 - 16 -
4.3.2 节头目表： - 17 -
4.3.3 重定位节： - 18 -
4.3.4 符号表： - 18 -
4.4 HELLO.O的结果解析 - 19 -
4.5 本章小结 - 20 -
第5章 链接 - 22 -
5.1 链接的概念与作用 - 22 -
5.2 在UBUNTU下链接的命令 - 22 -
5.3 可执行目标文件HELLO的格式 - 22 -
5.4 HELLO的虚拟地址空间 - 24 -
5.5 链接的重定位过程分析 - 25 -
5.6 HELLO的执行流程 - 26 -
5.7 HELLO的动态链接分析 - 27 -
5.8 本章小结 - 27 -
第6章 HELLO进程管理 - 29 -
6.1 进程的概念与作用 - 29 -
6.2 简述壳SHELL-BASH的作用与处理流程 - 29 -
6.3 HELLO的FORK进程创建过程 - 30 -
6.4 HELLO的EXECVE过程 - 30 -
6.5 HELLO的进程执行 - 31 -
6.6 HELLO的异常与信号处理 - 32 -
6.7本章小结 - 34 -
第7章 HELLO的存储管理 - 36 -
7.1 HELLO的存储器地址空间 - 36 -
7.2 INTEL逻辑地址到线性地址的变换-段式管理 - 36 -
7.3 HELLO的线性地址到物理地址的变换-页式管理 - 37 -
7.4 TLB与四级页表支持下的VA到PA的变换 - 37 -
7.5 三级CACHE支持下的物理内存访问 - 38 -
7.6 HELLO进程FORK时的内存映射 - 39 -
7.7 HELLO进程EXECVE时的内存映射 - 39 -
7.8 缺页故障与缺页中断处理 - 39 -
7.9动态存储分配管理 - 40 -
7.10本章小结 - 41 -
第8章 HELLO的IO管理 - 42 -
8.1 LINUX的IO设备管理方法 - 42 -
8.2 简述UNIX IO接口及其函数 - 42 -
8.3 PRINTF的实现分析 - 43 -
8.4 GETCHAR的实现分析 - 44 -
8.5本章小结 - 45 -
结论 - 45 -
附件 - 47 -
参考文献 - 48 -

第1章 概述
1.1 Hello简介
P2P：
 Program： 在 editor 中键入代码得到 hello.c 程序
 Process： hello.c（在 Linux 中），经过过 cpp 的预处理、 ccl 的编译、 as 的汇编、 ld 的链接最终成为可执目标程序 hello。 在 shell 中键入启动命令后， shell 为其 fork，产生子进程。
020：
 shell 为 hello 进程 execve，映射虚拟内存，进入程序入口后程序开始载入物理内存。
 进入 main 函数执行目标代码， CPU 为运行的 hello 分配时间片执行逻辑控制流。
 当程序运行结束后， shell 父进程负责回收 hello 进程，内核删除相关数据结构。

1.2 环境与工具
硬件环境：处理器：Intel® Core™ i7-8550U CPU @ 1.80GHz 1.99GHz
RAM：8.00GB 系统类型：64位操作系统，基于x64的处理器
软件环境：Windows10 64位；Ubuntu 19.04
开发与调试工具：gcc，as，ld，vim，edb，readelf，VScode
1.3 中间结果
文件的作用 文件名
预处理后的文件 hello.i
编译之后的汇编文件 hello.s
汇编之后的可重定位目标文件 hello.o
链接之后的可执行目标文件 Hello
Hello.o 的 ELF 格式 Elf.txt
Hello.o 的反汇编代码 Disas_hello.s
hello的ELF 格式 hello1.elf
hello 的反汇编代码 hello1_objdump.s

1.4 本章小结
本章对hello进行了一个总体的概括，首先介绍了P2P、020的意义和过程，介绍了作业中的硬件环境、软件环境和开发工具，最后简述了从.c文件到可执行文件中间经历的过程。

（第1章0.5分）

第2章 预处理
2.1 预处理的概念与作用
预处理的概念
预处理中会展开以#起始的行，试图解释为预处理指令(preprocessing directive) ，其中 ISO C/C++要求支持的包括#if、 #ifdef、 #ifndef、 #else、 #elif、 #endif（条件编译）、 #define（宏定义）、 #include（源文件包含）、 #line（行控制）、 #error（错误指令）、 #pragma（和实现相关的杂注）以及单独的#（空指令）。预处理指令一般被用来使源代码在不同的执行环境中被方便的修改或者编译。
预处理的作用：

1. 将源文件中用#include 形式声明的文件复制到新的程序中。比如 hello.c 第 6-8 行中的#include 等命令告诉预处理器读取系统头文件 stdio.h unistd.h stdlib.h 的内容，并把它直接插入到程序文本中。
2. 用实际值替换用#define 定义的字符串
3. 根据#if 后面的条件决定需要编译的代码
4. 特殊符号，预编译程序可以识别一些特殊的符号， 预编译程序对于在源程序中出现的这些串将用合适的值进行替换。

2.2在Ubuntu下预处理的命令
cpp hello.c > hello.i

2.3 Hello的预处理结果解析
原来hello.c的程序出现在3027行及之后。在这之前出现的是头文件 stdio.h unistd.h stdlib.h 的依次展开。 以 stdio.h 的展开为例： stdio.h 是标准库文件， cpp 到 Ubuntu 中默认的环境变量下寻找 stdio.h，打开文件/usr/include/stdio.h ，发现其中依然使用了#define 语句，cpp 对 stdio 中的define 宏定义递归展开。 所以最终的.i 文件中是没有#define 的； 发现其中使用了大量的#ifdef #ifndef 条件编译的语句， cpp 会对条件值进行判断来决定是否执行包含其中的逻辑。预编译程序可识别一些特殊的符号，预编译程序对在源程序中出现的这些串将用合适的值进行替换。

2.4 本章小结
本章首先介绍了预处理的定义与作用、之后结合预处理之后的hello.i程序对预处理的结果进行了简单分析。
预处理过程为接下来对程序的操作打下了基础，是十分重要，不可或缺的
（第2章0.5分）

第3章 编译
3.1 编译的概念与作用

编译要对程序进行以下的过程:首先进行的是语法分析,编译完成的程序使用语法分析器对编译程序输入的符号进行语法检查,检验其语法是否完全符合了语法的标准,如果不完全符合就是产生了错误。
编译器使用ccl把一个简单文本翻译文件的其中的一个hello.i翻译成为一个新的hello.s,它的翻译目的主要是为了包含一个可以使用多种汇编语言的应用程序。
在机器语言编译的整个过程中,编译器或程序都会产生一种新的中间代码,这种优化就是为了保证下一步的编译器为优化程序进行了充分的准备,大部分的编译器或程序都会针对编译器或程序的功能进行一些优化,目的之一就是在编译器可以很好地实现其原有机器语言功能的前提下提高编译器程序的性能和运行的效率。最后就是使用编译器把已经优化好的编译器和中间代码提取出来进行机器语言编译,调用机器语言汇编的程序,最后生成机器语言的代码

3.2 在Ubuntu下编译的命令
命令：gcc -S hello.i -o hello.s

3.3 Hello的编译结果解析
3.3.1 数据和赋值
3.3.1.1 常量
在if语句
if (argc != 4)
中，常量4的值保存的位置在.text中，作为指令的一部分
movl %edi, -20(%rbp)
movq %rsi, -32(%rbp)
cmpl $4, -20(%rbp)
je .L2
同理可得
for (i = 0; i < 8; i++)
{
printf(“Hello %s %s\n”, argv[1], argv[2]);
sleep(atoi(argv[3]));
}
中的数字0、8、1、2、3也被存储在.text节中；
在下述函数中：
printf(“用法: Hello 1190300107 王钲皓！\n”);
printf()、scanf()中的字符串则被存储在.rodata节中
.LC0:
.string “\347\224\250\346\263\225: Hello 1183710109 \351\203\255\350\214\201\345\256\201\357\274\201”
3.3.1.2 变量
全局变量：
初始化的全局变量储存在.data节，它的初始化不需要汇编语句，而是直接完成的。
局部变量：
局部变量存储在寄存器或栈中。程序中的局部变量i定义
int i;
在汇编代码中
.L2:
movl $0, -4(%rbp)
jmp .L3
此处是循环前i=0的操作，i被保存在栈当中、%rsp-4的位置上。
3.3.2 算术操作
在循环操作中，使用了自加++操作符：
for (i = 0; i < 8; i++)
在每次循环执行的内容结束后，对i进行一次自加，栈上存储变量i的值加1
addl $1, -4(%rbp)
3.3.3 关系操作和控制转移
程序第14行中判断传入参数argc是否等于4，源代码为
if (argc != 4)
{
printf(“用法: Hello 1190300107 王钲皓！\n”);
exit(1);
}
汇编代码为
cmpl $4, -20(%rbp)
je .L2
je用于判断cmpl产生的条件码，若两个操作数的值不相等则跳转到指定地址；
for循环中的循环执行条件
for (i = 0; i < 8; i++)
汇编代码为
.L3:
cmpl $7, -4(%rbp)
jle .L4
jle用于判断cmpl产生的条件码，若后一个操作数的值小于等于前一个则跳转到指定地址；
3.3.4 数组/指针/结构操作
主函数main的参数中有指针数组char *argv[]
int main(int argc, char argv[]) {…}
在argv数组中，argv[0]指向输入程序的路径和名称，argv[1]和argv[2]分别表示两个字符串。
因为char 数据类型占8个字节，根据
.LFB6:
movq %rsp, %rbp
.cfi_def_cfa_register 6
subq $32, %rsp
movl %edi, -20(%rbp) //argc存储在%edi
movq %rsi, -32(%rbp) //argv存储在%rsi
.L4:
leaq .LC1(%rip), %rdi
movl $0, %eax
call printf@PLT
.LC1:
.string “Hello %s %s\n”
.text
.globl main
.type main, @function
对比原函数可知通过%rsi-8和%rax-16，分别得到argv[1]和argv[2]两个字符串。
3.3.5 函数操作
X86-64中,过程调用传递参数规则：第1~6个参数一次储存在%rdi、%rsi、%rdx、%rcx、%r8、%r9这六个寄存器中，剩下的参数保存在栈当中。

main函数：
参数传递：传入参数argc和argv[]，分别用寄存器%rdi和%rsi存储。
函数调用：被系统启动函数调用。
函数返回：设置%eax为0并且返回，对应return 0 。
源代码：
int main(int argc, char *argv[])
汇编代码：
main:
.LFB6:
.cfi_startproc
pushq %rbp
.cfi_def_cfa_offset 16
.cfi_offset 6, -16
movq %rsp, %rbp
.cfi_def_cfa_register 6
subq $32, %rsp
movl %edi, -20(%rbp)
movq %rsi, -32(%rbp)
可见argc存储在%edi中，argv存储在%rsi中；

printf函数：
参数传递：call puts时只传入了字符串参数首地址；for循环中call printf时传入了 argv[1]和argc[2]的地址。
函数调用：if判断满足条件后调用，与for循环中被调用。
源代码1：
printf(“用法: Hello 1190300107 王钲皓！\n”);
汇编代码1：
.LC0:
.string “\347\224\250\346\263\225: Hello 1183710109 \351\203\255\350\214\201\345\256\201\357\274\201”
.LFB6:
cmpl $4, -20(%rbp)
je .L2
leaq .LC0(%rip), %rdi
call puts@PLT
源代码2：
printf(“Hello %s %s\n”, argv[1], argv[2]);
汇编代码2：
.L4:
movq -32(%rbp), %rax
addq $16, %rax
movq (%rax), %rdx
movq -32(%rbp), %rax
addq $8, %rax
movq (%rax), %rax
movq %rax, %rsi
leaq .LC1(%rip), %rdi
movl $0, %eax
call printf@PLT

exit函数：
参数传递：传入的参数为1，再执行退出命令
函数调用：if判断条件满足后被调用.
源代码：
exit(1);
汇编代码：
.LFB6:
movl $1, %edi
call exit@PLT

sleep函数：
参数传递：传入参数atoi(argv[3])，
函数调用：for循环下被调用，call sleep
源代码：
sleep(atoi(argv[3]));
汇编代码：
.L4:
movq -32(%rbp), %rax
addq $24, %rax
movq (%rax), %rax
movq %rax, %rdi
call atoi@PLT
movl %eax, %edi
call sleep@PLT

getchar函数：
函数调用：在main中被调用，call getchar
源代码：
getchar();
汇编代码：
.L3:
call getchar@PLT

。

3.4 本章小结
本章主要介绍了编译的概念以及过程。同时通过示例函数表现了c语言如何转换成为汇编代码。介绍了汇编代码如何实现变量、常量、传递参数以及分支和循环。编译程序所做的工作，就是通过词法分析和语法分析，在确认所有的指令都符合语法规则之后，将其翻译成等价的中间代码表示或汇编代码表示。包括之前对编译的结果进行解析，都令我更深刻地理解了C语言的数据与操作，对C语言翻译成汇编语言有了更好的掌握。因为汇编语言的通用性，这也相当于掌握了语言间的一些共性。
（第3章2分）

第4章 汇编
4.1 汇编的概念与作用

概念
驱动程序运行汇编器as，将汇编语言（这里是hello.s）翻译成机器语言（hello.o）的过程称为汇编，同时这个机器语言文件也是可重定位目标文件。
作用
汇编就是将高级语言转化为机器可直接识别执行的代码文件的过程，汇编器将.s 汇编程序翻译成机器语言指令，把这些指令打包成可重定位 目标程序的格式，并将结果保存在.o 目标文件中，.o 文件是一个二进制文件，它 包含程序的指令编码。
4.2 在Ubuntu下汇编的命令
命令：as hello.s -o hello.o

4.3 可重定位目标elf格式
包含了系统信息，编码方式，ELF头大小，节的大小和数量等等一系列信息。Elf头内容如下：
ELF Header:
Magic: 7f 45 4c 46 02 01 01 00 00 00 00 00 00 00 00 00
Class: ELF64
Data: 2’s complement, little endian
Version: 1 (current)
OS/ABI: UNIX - System V
ABI Version: 0
Type: REL (Relocatable file)
Machine: Advanced Micro Devices X86-64
Version: 0x1
Entry point address: 0x0
Start of program headers: 0 (bytes into file)
Start of section headers: 1152 (bytes into file)
Flags: 0x0
Size of this header: 64 (bytes)
Size of program headers: 0 (bytes)
Number of program headers: 0
Size of section headers: 64 (bytes)
Number of section headers: 13
Section header string table index: 12

4.3.2 节头目表：
描述了.o文件中出现的各个节的类型、位置、所占空间大小等信息。
Section Headers:
[Nr] Name Type Address Offset
Size EntSize Flags Link Info Align
[ 0] NULL 0000000000000000 00000000
0000000000000000 0000000000000000 0 0 0
[ 1] .text PROGBITS 0000000000000000 00000040
000000000000008e 0000000000000000 AX 0 0 1
[ 2] .rela.text RELA 0000000000000000 00000340
00000000000000c0 0000000000000018 I 10 1 8
[ 3] .data PROGBITS 0000000000000000 000000ce
0000000000000000 0000000000000000 WA 0 0 1
[ 4] .bss NOBITS 0000000000000000 000000ce
0000000000000000 0000000000000000 WA 0 0 1
[ 5] .rodata PROGBITS 0000000000000000 000000d0
0000000000000033 0000000000000000 A 0 0 8
[ 6] .comment PROGBITS 0000000000000000 00000103
0000000000000024 0000000000000001 MS 0 0 1
[ 7] .note.GNU-stack PROGBITS 0000000000000000 00000127
0000000000000000 0000000000000000 0 0 1
[ 8] .eh_frame PROGBITS 0000000000000000 00000128
0000000000000038 0000000000000000 A 0 0 8
[ 9] .rela.eh_frame RELA 0000000000000000 00000400
0000000000000018 0000000000000018 I 10 8 8
[10] .symtab SYMTAB 0000000000000000 00000160
0000000000000198 0000000000000018 11 9 8
[11] .strtab STRTAB 0000000000000000 000002f8
0000000000000048 0000000000000000 0 0 1
[12] .shstrtab STRTAB 0000000000000000 00000418
0000000000000061 0000000000000000 0 0 1
Key to Flags:
W (write), A (alloc), X (execute), M (merge), S (strings), I (info),
L (link order), O (extra OS processing required), G (group), T (TLS),
C (compressed), x (unknown), o (OS specific), E (exclude),
l (large), p (processor specific)

4.3.3 重定位节：
表述了各个段引用的外部符号等，在链接时，需要通过重定位节对这些位置的地址进行修改。链接器会通过重定位条目的类型判断该使用什么养的方法计算正确的地址值，通过偏移量等信息计算出正确的地址。
本程序需要重定位的信息有：.rodata中的模式串，puts，exit，printf，slepsecs，sleep，getchar这些符号。
Relocation section ‘.rela.text’ at offset 0x340 contains 8 entries:
Offset Info Type Sym. Value Sym. Name + Addend
000000000018 000500000002 R_X86_64_PC32 0000000000000000 .rodata - 4
00000000001d 000b00000004 R_X86_64_PLT32 0000000000000000 puts - 4
000000000027 000c00000004 R_X86_64_PLT32 0000000000000000 exit - 4
000000000050 000500000002 R_X86_64_PC32 0000000000000000 .rodata + 22
00000000005a 000d00000004 R_X86_64_PLT32 0000000000000000 printf - 4
00000000006d 000e00000004 R_X86_64_PLT32 0000000000000000 atoi - 4
000000000074 000f00000004 R_X86_64_PLT32 0000000000000000 sleep - 4
000000000083 001000000004 R_X86_64_PLT32 0000000000000000 getchar - 4

Relocation section ‘.rela.eh_frame’ at offset 0x400 contains 1 entry:
Offset Info Type Sym. Value Sym. Name + Addend
000000000020 000200000002 R_X86_64_PC32 0000000000000000 .text + 0

4.3.4 符号表：
.symtab是一个符号表，它存放在程序中定义和引用的函数和全局变量的信息。
Symbol table ‘.symtab’ contains 17 entries:
Num: Value Size Type Bind Vis Ndx Name
0: 0000000000000000 0 NOTYPE LOCAL DEFAULT UND
1: 0000000000000000 0 FILE LOCAL DEFAULT ABS hello.c
2: 0000000000000000 0 SECTION LOCAL DEFAULT 1
3: 0000000000000000 0 SECTION LOCAL DEFAULT 3
4: 0000000000000000 0 SECTION LOCAL DEFAULT 4
5: 0000000000000000 0 SECTION LOCAL DEFAULT 5
6: 0000000000000000 0 SECTION LOCAL DEFAULT 7
7: 0000000000000000 0 SECTION LOCAL DEFAULT 8
8: 0000000000000000 0 SECTION LOCAL DEFAULT 6
9: 0000000000000000 142 FUNC GLOBAL DEFAULT 1 main
10: 0000000000000000 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT UND GLOBAL_OFFSET_TABLE
11: 0000000000000000 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT UND puts
12: 0000000000000000 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT UND exit
13: 0000000000000000 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT UND printf
14: 0000000000000000 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT UND atoi
15: 0000000000000000 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT UND sleep
16: 0000000000000000 0 NOTYPE GLOBAL DEFAULT UND getchar
4.4 Hello.o的结果解析
命令：objdump -d -r hello.o > Disas_hello.s

hello.o: file format elf64-x86-64

Disassembly of section .text:

0000000000000000 :
0: 55 push %rbp
1: 48 89 e5 mov %rsp,%rbp
4: 48 83 ec 20 sub $0x20,%rsp
8: 89 7d ec mov %edi,-0x14(%rbp)
b: 48 89 75 e0 mov %rsi,-0x20(%rbp)
f: 83 7d ec 04 cmpl $0x4,-0x14(%rbp)
13: 74 16 je 2b
15: 48 8d 3d 00 00 00 00 lea 0x0(%rip),%rdi # 1c
18: R_X86_64_PC32 .rodata-0x4
1c: e8 00 00 00 00 callq 21
1d: R_X86_64_PLT32 puts-0x4
21: bf 01 00 00 00 mov $0x1,%edi
26: e8 00 00 00 00 callq 2b
27: R_X86_64_PLT32 exit-0x4
2b: c7 45 fc 00 00 00 00 movl $0x0,-0x4(%rbp)
32: eb 48 jmp 7c
34: 48 8b 45 e0 mov -0x20(%rbp),%rax
38: 48 83 c0 10 add $0x10,%rax
3c: 48 8b 10 mov (%rax),%rdx
3f: 48 8b 45 e0 mov -0x20(%rbp),%rax
43: 48 83 c0 08 add $0x8,%rax
47: 48 8b 00 mov (%rax),%rax
4a: 48 89 c6 mov %rax,%rsi
4d: 48 8d 3d 00 00 00 00 lea 0x0(%rip),%rdi # 54
50: R_X86_64_PC32 .rodata+0x22
54: b8 00 00 00 00 mov $0x0,%eax
59: e8 00 00 00 00 callq 5e
5a: R_X86_64_PLT32 printf-0x4
5e: 48 8b 45 e0 mov -0x20(%rbp),%rax
62: 48 83 c0 18 add $0x18,%rax
66: 48 8b 00 mov (%rax),%rax
69: 48 89 c7 mov %rax,%rdi
6c: e8 00 00 00 00 callq 71
6d: R_X86_64_PLT32 atoi-0x4
71: 89 c7 mov %eax,%edi
73: e8 00 00 00 00 callq 78
74: R_X86_64_PLT32 sleep-0x4
78: 83 45 fc 01 addl $0x1,-0x4(%rbp)
7c: 83 7d fc 07 cmpl $0x7,-0x4(%rbp)
80: 7e b2 jle 34
82: e8 00 00 00 00 callq 87
83: R_X86_64_PLT32 getchar-0x4
87: b8 00 00 00 00 mov $0x0,%eax
8c: c9 leaveq
8d: c3 retq
分析hello.o的反汇编，并与第3章的 hello.s进行对照分析：

1. 数的表示：hello.s中的操作数时十进制，hello.o反汇编代码中的操作数是十六进制。
2. 分支转移：跳转语句之后，hello.s中是.L2和.LC1等段名称，而反汇编代码中跳转指令之后是相对偏移的地址，也即间接地址。
   函数调用：hello.s中，call指令使用的是函数名称，而反汇编代码中call指令使用的是main函数的相对偏移地址。因为函数只有在链接之后才能确定运行执行的地址，因此在.rela.text节中为其添加了重定位条目。
   4.5 本章小结
   本章对汇编结果进行了详尽的介绍。经过汇编器的操作，汇编语言转化为机器语言，hello.o可重定位目标文件的生成为后面的链接做了准备。通过对比hello.s和hello.o反汇编代码的区别，令人更深刻地理解了汇编语言到机器语言实现地转变，和这过程中为链接做出的准备，对可重定位目标elf格式进行了详细的分析，侧重点在重定位项目上。同时对hello.o文件进行反汇编，将Disas_hello.s与之前生成的hello.s文件进行了对比。使得我们对该内容有了更加深入地理解。

（第4章1分）

第5章 链接
5.1 链接的概念与作用
链接器概念：
链接是将各种不同文件的代码和数据部分收集（符号解析和重定位）起来并组合成一个单一文件的过程。
链接器作用：
令源程序节省空间而未编入的常用函数文件（如printf.o）进行合并，生成可以正常工作的可执行文件。这令分离编译成为可能，节省了大量的工作空间。
5.2 在Ubuntu下链接的命令
命令：ld -o hello -dynamic-linker /lib64/ld-linux-x86-64.so.2 /usr/lib/x86_64-linux-gnu/crt1.o /usr/lib/x86_64-linux-gnu/crti.o hello.o /usr/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so /usr/lib/x86_64-linux-gnu/crtn.o

5.3 可执行目标文件hello的格式
命令：readelf -a hello > hello1.elf
ELF文件头：
ELF Header:
Magic: 7f 45 4c 46 02 01 01 00 00 00 00 00 00 00 00 00
Class: ELF64
Data: 2’s complement, little endian
Version: 1 (current)
OS/ABI: UNIX - System V
ABI Version: 0
Type: EXEC (Executable file)
Machine: Advanced Micro Devices X86-64
Version: 0x1
Entry point address: 0x401090
Start of program headers: 64 (bytes into file)
Start of section headers: 14120 (bytes into file)
Flags: 0x0
Size of this header: 64 (bytes)
Size of program headers: 56 (bytes)
Number of program headers: 10
Size of section headers: 64 (bytes)
Number of section headers: 25
Section header string table index: 24

节头：
描述了各个节的大小、偏移量和其他属性。链接器链接时，会将各个文件的相同段合并成一个大段，并且根据这个大段的大小以及偏移量重新设置各个符号的地址。
Section Headers:
[Nr] Name Type Address Offset
Size EntSize Flags Link Info Align
[ 0] NULL 0000000000000000 00000000
0000000000000000 0000000000000000 0 0 0
[ 1] .interp PROGBITS 0000000000400270 00000270
000000000000001c 0000000000000000 A 0 0 1
[ 2] .note.ABI-tag NOTE 000000000040028c 0000028c
0000000000000020 0000000000000000 A 0 0 4
[ 3] .hash HASH 00000000004002b0 000002b0
0000000000000038 0000000000000004 A 5 0 8
[ 4] .gnu.hash GNU_HASH 00000000004002e8 000002e8
000000000000001c 0000000000000000 A 5 0 8
[ 5] .dynsym DYNSYM 0000000000400308 00000308
00000000000000d8 0000000000000018 A 6 1 8
[ 6] .dynstr STRTAB 00000000004003e0 000003e0
000000000000005c 0000000000000000 A 0 0 1
[ 7] .gnu.version VERSYM 000000000040043c 0000043c
0000000000000012 0000000000000002 A 5 0 2
[ 8] .gnu.version_r VERNEED 0000000000400450 00000450
0000000000000020 0000000000000000 A 6 1 8
[ 9] .rela.dyn RELA 0000000000400470 00000470
0000000000000030 0000000000000018 A 5 0 8
[10] .rela.plt RELA 00000000004004a0 000004a0
0000000000000090 0000000000000018 AI 5 19 8
[11] .init PROGBITS 0000000000401000 00001000
0000000000000017 0000000000000000 AX 0 0 4
[12] .plt PROGBITS 0000000000401020 00001020
0000000000000070 0000000000000010 AX 0 0 16
[13] .text PROGBITS 0000000000401090 00001090
0000000000000121 0000000000000000 AX 0 0 16
[14] .fini PROGBITS 00000000004011b4 000011b4
0000000000000009 0000000000000000 AX 0 0 4
[15] .rodata PROGBITS 0000000000402000 00002000
000000000000003b 0000000000000000 A 0 0 8
[16] .eh_frame PROGBITS 0000000000402040 00002040
00000000000000fc 0000000000000000 A 0 0 8
[17] .dynamic DYNAMIC 0000000000403e50 00002e50
00000000000001a0 0000000000000010 WA 6 0 8
[18] .got PROGBITS 0000000000403ff0 00002ff0
0000000000000010 0000000000000008 WA 0 0 8
[19] .got.plt PROGBITS 0000000000404000 00003000
0000000000000048 0000000000000008 WA 0 0 8
[20] .data PROGBITS 0000000000404048 00003048
0000000000000004 0000000000000000 WA 0 0 1
[21] .comment PROGBITS 0000000000000000 0000304c
0000000000000023 0000000000000001 MS 0 0 1
[22] .symtab SYMTAB 0000000000000000 00003070
0000000000000498 0000000000000018 23 28 8
[23] .strtab STRTAB 0000000000000000 00003508
0000000000000158 0000000000000000 0 0 1
[24] .shstrtab STRTAB 0000000000000000 00003660
00000000000000c5 0000000000000000 0 0 1

5.4 hello的虚拟地址空间
使用edb加载hello， Data Dump 窗口可以查看加载到虚拟地址中的 hello 程序。查看 ELF 格式文件中的 Program Headers，它告诉链接器运行时加载的内容，并提供动态链接的信息。每一个表项提供了各段在虚拟地址空间和物理地址空间的各方面的信息。在下面可以看出，程序包含PHDR，INTERP，LOAD ，DYNAMIC，NOTE ，GNU_STACK，GNU_RELRO几个部分，如下图所示。

其中PHDR 保存程序头表。INTERP 指定在程序已经从可执行文件映射到内存之后，必须调用的解释器。LOAD 表示一个需要从二进制文件映射到虚拟地址空间的段。其中保存了常量数据、程序的目标代码等。DYNAMIC 保存了由动态链接器使用的信息。NOTE 保存辅助信息。GNU_STACK：权限标志，用于标志栈是否是可执行。GNU_RELRO：指定在重定位结束之后哪些内存区域是需要设置只读。

5.5 链接的重定位过程分析
命令：objdump -d -r hello > hello_objdump.s
hello: file format elf64-x86-64

Disassembly of section .init:

0000000000401000 <_init>:
401000: 48 83 ec 08 sub $0x8,%rsp
401004: 48 8b 05 ed 2f 00 00 mov 0x2fed(%rip),%rax # 403ff8 <gmon_start>
40100b: 48 85 c0 test %rax,%rax
40100e: 74 02 je 401012 <_init+0x12>
401010: ff d0 callq *%rax
401012: 48 83 c4 08 add $0x8,%rsp
401016: c3 retq

分析hello与hello.o的不同：
1.链接增加新的函数：
在hello中链接加入了在hello.c中用到的库函数，如exit、printf、sleep、getchar等函数。
2.增加的节：
hello中增加了.init和.plt节，和一些节中定义的函数。
3.函数调用：
hello中无hello.o中的重定位条目，并且跳转和函数调用的地址在hello中都变成了虚拟内存地址。对于hello.o的反汇编代码，函数只有在链接之后才能确定运行执行的地址，因此在.rela.text节中为其添加了重定位条目。
4.地址访问：
hello.o中的相对偏移地址变成了hello中的虚拟内存地址。而hello.o文件中对于某些地址的定位是不明确的，其地址也是在运行时确定的，因此访问也需要重定位，在汇编成机器语言时，将操作数全部置为0，并且添加重定位条目。

链接的过程：
根据hello和hello.o的不同，分析出链接的过程为：
链接就是链接器（ld）将各个目标文件（各种.o文件）组装在一起，文件中的各个函数段按照一定规则累积在一起。

5.6 hello的执行流程
子函数名和地址（后6位）
401000 <_init>
401020 <.plt>
401030 puts@plt
401040 printf@plt
401050 getchar@plt
401060 atoi@plt
401070 exit@plt
401080 sleep@plt
401090 <_start>
4010c0 <_dl_relocate_static_pie>
4010c1
401150 <__libc_csu_init>
4011b0 <__libc_csu_fini>
4011b4 <_fini>
通过edb的调试，一步一步地记录下call命令进入的函数。

5.7 Hello的动态链接分析
在elf文件中可以找到：
[18] .got PROGBITS 0000000000403ff0 00002ff0
0000000000000010 0000000000000008 WA 0 0 8
[19] .got.plt PROGBITS 0000000000404000 00003000
0000000000000048 0000000000000008 WA 0 0 8
0x0000000000000003 (PLTGOT) 0x404000
进入edb查看：

对于变量而言，我们利用代码段和数据段的相对位置不变的原则计算正确地址。对于库函数而言，需要plt、got合作，plt初始存的是一批代码，它们跳转到got所指示的位置，然后调用链接器。初始时got里面存的都是plt的第二条指令，随后链接器修改got，下一次再调用plt时，指向的就是正确的内存地址。plt就能跳转到正确的区域。

5.8 本章小结
本章主要了解温习了在linux中链接的过程。通过查看hello的虚拟地址空间，并且对比hello与hello.o的反汇编代码，更好地掌握了链接与之中重定位的过程。不过，链接远不止本章所涉及的这么简单，就像是hello会在它运行时要求动态链接器加载和链接某个共享库，而无需在编译时将那些库链接到应用中。

（第5章1分）

第6章 hello进程管理
6.1 进程的概念与作用
进程的概念：
进程是执行中程序的抽象。
进程的作用：
 每次运行程序时，shell创建一新进程，在这个进程的上下文切换中运行这个可执行目标文件。应用程序也能够创建新进程，并且在新进程的上下文中运行它们自己的代码或其他应用程序。
 进程提供给应用程序的关键抽象：一个独立的逻辑控制流，如同程序独占处理器；一个私有的地址空间，如同程序独占内存系统。

6.2 简述壳Shell-bash的作用与处理流程
作用：解释命令，连接用户和操作系统以及内核
流程：
shell先分词，判断命令是否为内部命令，如果不是，则寻找可执行文件进行执行，重复这个流程：
1． Shell首先从命令行中找出特殊字符（元字符），在将元字符翻译成间隔符号。元字符将命令行划分成小块tokens。Shell中的元字符如下所示：SPACE , TAB , NEWLINE , & , ; , ( , ) ,< , > , |
2． 程序块tokens被处理，检查看他们是否是shell中所引用到的关键字。
3． 当程序块tokens被确定以后，shell根据aliases文件中的列表来检查命令的第一个单词。如果这个单词出现在aliases表中，执行替换操作并且处理过程回到第一步重新分割程序块tokens。
4． Shell对~符号进行替换。
5． Shell对所有前面带有$符号的变量进行替换。6．Shell将命令行中的内嵌命令表达式替换成命令；他们一般都采用$(command)标记法。
7． Shell计算采用$(expression)标记的算术表达式。
8． Shell将命令字符串重新划分为新的块tokens。这次划分的依据是栏位分割符号，称为IFS。缺省的IFS变量包含有：SPACE , TAB 和换行符号。
9． Shell执行通配符* ? [ ]的替换。
10． shell把所有從處理的結果中用到的注释删除，並且按照下面的顺序实行命令的检查：
I. 内建的命令
II. shell函数（由用户自己定义的）
III. 可执行的脚本文件（需要寻找文件和PATH路径）
11． 在执行前的最后一步是初始化所有的输入输出重定向。
12． 最后，执行命令。
6.3 Hello的fork进程创建过程
根据shell的处理流程，可以推断，输入命令执行hello后，父进程如果判断不是内部指令，即会通过fork函数创建子进程。子进程与父进程近似，并得到一份与父进程用户级虚拟空间相同且独立的副本——包括数据段、代码、共享库、堆和用户栈。父进程打开的文件，子进程也可读写。二者之间最大的不同或许在于PID的不同。Fork函数只会被调用一次，但会返回两次，在父进程中，fork返回子进程的PID，在子进程中，fork返回0
6.4 Hello的execve过程
execve函数在加载并运行可执行目标文件Hello，且带列表argv和环境变量列表envp。该函数的作用就是在当前进程的上下文中加载并运行一个新的程序。
只有当出现错误时，例如找不到Hello时，execve才会返回到调用程序，这里与一次调用两次返回的fork不同。
在execve加载了Hello之后，它调用启动代码。启动代码设置栈，并将控制传递给新程序的主函数，该主函数有如下的原型：
int main(intargc , char **argv , char *envp);
结合虚拟内存和内存映射过程，可以更详细地说明exceve函数实际上是如何加载和执行程序Hello：

1. 删除已存在的用户区域（自父进程独立）。
2. 映射私有区：为Hello的代码、数据、.bss和栈区域创建新的区域结构，所有这些区域都是私有的、写时才复制的。
3. 映射共享区：比如Hello程序与标准C库libc.so链接，这些对象都是动态链接到Hello的，然后再用户虚拟地址空间中的共享区域内。
4. 设置PC：exceve做的最后一件事就是设置当前进程的上下文中的程序计数器，使之指向代码区域的入口点。

6.5 Hello的进程执行
逻辑控制流：
一系列程序计数器 PC 的值的序列叫做逻辑控制流。由于进程是轮流使用处理器的，同一个处理器每个进程执行它的流的一部分后被抢占，然后轮到其他进程。
用户模式和内核模式：
处理器使用一个寄存器提供两种模式的区分。用户模式的进程不允许执行特殊指令，不允许直接引用地址空间中内核区的代码和数据；内核模式进程可以执行指令集中的任何命令，并且可以访问系统中的任何内存位置。
上下文：
上下文就是内核重新启动一个被抢占的进程所需要恢复的原来的状态，由寄存器、程序计数器、用户栈、内核栈和内核数据结构等对象的值构成。
示例：sleep进程的调度过程

初始时，控制流再hello内，处于用户模式
调用系统函数sleep后，进入内核态，此时间片停止。
2s后，发送中断信号，转回用户模式，继续执行指令。
调度的过程：
在进程执行的某些时刻，内核可以决定抢占当前进程，并重新开始一个先前被抢占了的进程，这种决策就叫做调度，是由内核中称为调度器的代码处理的。当内核选择一个新的进程运行，我们说内核调度了这个进程。在内核调度了一个新的进程运行了之后，它就抢占了当前进程，并使用上下文切换机制来将控制转移到新的进程。
以执行sleep函数为例，sleep函数请求调用休眠进程，sleep将内核抢占，进入倒计时，当倒计时结束后，hello程序重新抢占内核，继续执行。
用户态与内核态转换：
为了能让处理器安全运行，不至于损坏操作系统，必然需要先知应用程序可执行指令所能访问的地址空间范围。因此，就存在了用户态与核心态的划分，核心态可以说是“创世模式”，拥有最高的访问权限，处理器以一个寄存器当做模式位来描述当前进程的特权。进程只有故障、中断或陷入系统调用时才会得到内核访问权限，其他情况下始终处于用户权限之中，保证了系统的安全性。

6.6 hello的异常与信号处理

异常类型：
类别 原因 异步/同步 返回行为
中断 来自I/O设备的信号 异步 总是返回到下一条指令
陷阱 有意的异常 同步 总是返回到下一条指令
故障 潜在可恢复的错误 同步 可能返回到当前指令
终止 不可恢复的错误 同步 不会返回

处理方式

按下Ctrl+Z：进程收到 SIGSTP 信号， hello 进程挂起。用ps查看其进程PID，可以发现hello的PID是2681；再用jobs查看此时hello的后台 job号是1，调用 fg 1将其调回前台。

Ctrl+C：进程收到 SIGINT 信号，结束 hello。在ps中查询不到其PID，在job中也没有显示，可以看出hello已经被彻底结束

中途乱按：只是将屏幕的输入缓存到缓冲区。乱码被认为是命令

Kill命令：挂起的进程被终止，在ps中无法查到到其PID。

6.7本章小结
本章了解了hello进程的执行过程。主要讲hello的创建、加载和终止，通过键盘输入。程序是指令、数据及其组织形式的描述，进程是程序的实体。可以说，进程是运行的程序。在hello运行过程中，内核有选择对其进行管理，决定何时进行上下文切换。也同样是在hello的运行过程中，当接受到不同的异常信号时，异常处理程序将对异常信号做出相应，执行相应的代码，每种信号都有不同的处理机制，对不同的异常信号，hello也有不同的处理结果。我们对hello执行过程中产生信号和信号的处理过程有了更多的认识，对使用linux调试运行程序也有了更多的心得。

（第6章1分）

第7章 hello的存储管理
7.1 hello的存储器地址空间
 逻辑地址
逻辑地址（Logical Address）是指由程序hello产生的与段相关的偏移地址部分（hello.o）。
 线性地址
线性地址（Linear Address）是逻辑地址到物理地址变换之间的中间层。程序hello的代码会产生逻辑地址，或者说是（即hello程序）段中的偏移地址，它加上相应段的基地址就生成了一个线性地址。
 虚拟地址
有时我们也把逻辑地址称为虚拟地址。因为与虚拟内存空间的概念类似，逻辑地址也是与实际物理内存容量无关的，是hello中的虚拟地址。
 物理地址
物理地址（Physical Address）是指出现在CPU外部地址总线上的寻址物理内存的地址信号，是地址变换的最终结果地址。如果启用了分页机制，那么hello的线性地址会使用页目录和页表中的项变换成hello的物理地址；如果没有启用分页机制，那么hello的线性地址就直接成为物理地址了。
7.2 Intel逻辑地址到线性地址的变换-段式管理
一个逻辑地址由两部分组成，段标识符，段内偏移量。段标识符是一个16位长的字段组成，称为段选择符，其中前13位是一个索引号。后面三位包含一些硬件细节。
索引号，可以通过段标识符的前13位，直接在段描述符表中找到一个具体的段描述符，这个描述符就描述了一个段。
这里面，我们只用关心Base字段，它描述了一个段的开始位置的线性地址。
全局的段描述符，放在“全局段描述符表(GDT)”中，一些局部的段描述符，放在“局部段描述符表(LDT)”中。
GDT在内存中的地址和大小存放在CPU的gdtr控制寄存器中，而LDT则在ldtr寄存器中。
给定一个完整的逻辑地址段选择符+段内偏移地址，
看段选择符的T1=0还是1，知道当前要转换是GDT中的段，还是LDT中的段，再根据相应寄存器，得到其地址和大小。我们就有了一个数组了。
拿出段选择符中前13位，可以在这个数组中，查找到对应的段描述符，这样，它了Base，即基地址就知道了。
把Base + offset，就是要转换的线性地址了

7.3 Hello的线性地址到物理地址的变换-页式管理
页式管理是一种内存空间存储管理的技术，页式管理分为静态页式管理和动态页式管理。将各进程的虚拟空间划分成若干个长度相等的页(page)，页式管理把内存空间按页的大小划分成片或者页面（page frame），然后把页式虚拟地址与内存地址建立一一对应页表，并用相应的硬件地址变换机构，来解决离散地址变换问题。页式管理采用请求调页或预调页技术实现了内外存存储器的统一管理。

优点：
1、 由于它不要求作业或进程的程序段和数据在内存中连续存放，从而有效地解决了碎片问题。
2、 动态页式管理提供了内存和外存统一管理的虚存实现方式，使用户可以利用的存储空间大大增加。这既提高了主存的利用率，又有利于组织多道程序执行。
缺点：
1、 要求有相应的硬件支持。例如地址变换机构，缺页中断的产生和选择淘汰页面等都要求有相应的硬件支持。这增加了机器成本。
2、 增加了系统开销，例如缺页中断处理机，
3、 请求调页的算法如选择不当，有可能产生抖动现象。
4、 虽然消除了碎片，但每个作业或进程的最后一页内总有一部分空间得不到利用果页面较大，则这一部分的损失仍然较大。

7.4 TLB与四级页表支持下的VA到PA的变换
每次CPU产生一个虚拟地址，MMU（内存管理单元）就必须查阅一个PTE（页表条目），以便将虚拟地址翻译为物理地址。在最糟糕的情况下，这会从内存多取一次数据，代价是几十到几百个周期。如果PTE碰巧缓存在L1中，那么开销就会下降1或2个周期。然而，许多系统都试图消除即使是这样的开销，它们在MMU中包括了一个关于PTE的小的缓存，称为翻译后备缓存器（TLB）。
多级页表：
将虚拟地址的VPN划分为相等大小的不同的部分，每个部分用于寻找由上一级确定的页表基址对应的页表条目。

解析VA，利用前m位1寻找一级页表位置，接着一次重复k次，在第k级页表获得了页表条目，将PPN与VPO组合获得PA

7.5 三级Cache支持下的物理内存访问
CPU发送一条虚拟地址，随后MMU按照上述操作获得了物理地址PA。根据cache大小组数的要求，将PA分为CT（标记位）CS(组号)，CO（偏移量）。根据CS寻找到正确的组，比较每一个cacheline是否标记位有效以及CT是否相等。如果命中就直接返回想要的数据，如果不命中，就依次去L2,L3,主存判断是否命中，当命中时，将数据传给CPU同时更新各级cache的cacheline（如果cache已满则要采用换入换出策略）。

7.6 hello进程fork时的内存映射
当fork函数被当前进程调用时，内核为新进程创建各种数据结构，并分配给它一个唯一的PID，同时为这个新进程创建虚拟内存。
它创建了当前进程的mm_struct、区域结构和页表的原样副本。它将两个进程中的每个页面都标记位只读，并将两个进程中的每个区域结构都标记为私有的写时复制。
当fork在新进程中返回时，新进程现在的虚拟内存刚好和调用fork时存在的虚拟内存相同。当这两个进程中的任一个后来进行写操作时，写时复制机制就会创建新页面。因此，也就为每个进程保持了私有空间地址的抽象概念。

7.7 hello进程execve时的内存映射
1）在bash中的进程中执行了如下的execve调用：execve(“hello”,NULL,NULL)；
2）execve函数在当前进程中加载并运行包含在可执行文件hello中的程序，用hello替代了当前bash中的程序。
下面是加载并运行hello的几个步骤：
3）删除已存在的用户区域。
4）映射私有区域
5）映射共享区域
6）设置程序计数器（PC）
exceve做的最后一件事是设置当前进程的上下文中的程序计数器，是指指向代码区域的入口点。而下一次调度这个进程时，他将从这个入口点开始执行。Linux将根据需要换入代码和数据页面。

7.8 缺页故障与缺页中断处理
页面命中完全是由硬件完成的，而处理缺页是由硬件和操作系统内核协作完成的：

整体的处理流程：

1. 处理器生成一个虚拟地址，并将它传送给MMU
2. MMU生成PTE地址，并从高速缓存/主存请求得到它
3. 高速缓存/主存向MMU返回PTE
4. PTE中的有效位是0，所以MMU出发了一次异常，传递CPU中的控制到操作系统内核中的缺页异常处理程序。
5. 缺页处理程序确认出物理内存中的牺牲页，如果这个页已经被修改了，则把它换到磁盘。
6. 缺页处理程序页面调入新的页面，并更新内存中的PTE
7. 缺页处理程序返回到原来的进程，再次执行导致缺页的命令。CPU将引起缺页的虚拟地址重新发送给MMU。因为虚拟页面已经换存在物理内存中，所以就会命中。

7.9动态存储分配管理
动态储存分配管理使用动态内存分配器来进行。动态内存分配器维护着一个进程的虚拟内存区域，称为堆。分配器将堆视为一组不同大小的块的集合来维护。每个块就是一个连续的虚拟内存片，要么是已分配的，要么是空闲的。已分配的块显式地保留为供应用程序使用。空闲块可以用来分配。空闲块保持空闲，直到它显式地被应用所分配。一个已分配的块保持已分配的状态，直到它被释放，这种释放要么是应用程序显式执行的，要么是内存分配器自身隐式执行的。动态内存分配主要有两种基本方法与策略：
带边界标签的隐式空闲链表分配器管理
带边界标记的隐式空闲链表的每个块是由一个字的头部、有效载荷、可能的额外填充以及一个字的尾部组成的。
隐式空闲链表：在隐式空闲链表中，因为空闲块是通过头部中的大小字段隐含地连接着的。分配器可以通过遍历堆中所有的块，从而间接地遍历整个空闲块的集合。其中，一个设置了已分配的位而大小为零的终止头部将作为特殊标记的结束块。
当一个应用请求一个k字节的块时，分配器搜索空闲链表，查找一个足够大的可以放置所请求块的空闲块。分配器有三种放置策略：首次适配、下一次适配合最佳适配。分配完后可以分割空闲块减少内部碎片。同时分配器在面对释放一个已分配块时，可以合并空闲块，其中便利用隐式空闲链表的边界标记来进行合并。
显示空间链表管理
显式空闲链表是将空闲块组织为某种形式的显式数据结构。因为根据定义，程序不需要一个空闲块的主体，所以实现这个数据结构的指针可以存放在这些空闲块的主体里面。如，堆可以组织成一个双向链表，在每个空闲块中，都包含一个前驱与一个后继指针。
显式空闲链表：在显式空闲链表中。可以采用后进先出的顺序维护链表，将最新释放的块放置在链表的开始处，也可以采用按照地址顺序来维护链表，其中链表中每个块的地址都小于它的后继地址，在这种情况下，释放一个块需要线性时间的搜索来定位合适的前驱。
7.10本章小结
本章主要介绍了 hello 的存储器地址空间、 intel 的段式管理、 hello 的页式管理，在指定环境下介绍了 VA 到 PA 的变换、物理内存访问，还介绍 hello 进程 fork 时的内存映射、 execve 时的内存映射、缺页故障与缺页中断处理、动态存储分配管理。
（第7章 2分）

第8章 hello的IO管理
8.1 Linux的IO设备管理方法
设备的模型化
文件（所有的I/O设备都被模型化为文件，甚至内核也被映射为文件）
设备管理
unix io接口
这种将设备优雅地映射为文件的方式，允许Linux内核引出一个简单、低级的应用接口，称为Unix I/O。
我们可以对文件的操作有：打开关闭操作open和close；读写操作read和write；改变当前文件位置lseek等
8.2 简述Unix IO接口及其函数
Unix IO接口：
打开文件：内核返回一个非负整数的文件描述符，通过对此文件描述符对文件进行所有操作。
Linux shell创建的每个进程开始时都有三个打开的文件：标准输入（文件描述符0）、标准输出（描述符为1），标准出错（描述符为2）。头文件定义了常量STDIN_FILENO、STDOUT_FILENO、STDERR_FILENO，他们可用来代替显式的描述符值。
改变当前的文件位置，文件开始位置为文件偏移量，应用程序通过seek操作，可设置文件的当前位置为k。
读写文件，读操作：从文件复制n个字节到内存，从当前文件位置k开始，然后将k增加到k+n；写操作：从内存复制n个字节到文件，当前文件位置为k，然后更新k
关闭文件：当应用完成对文件的访问后，通知内核关闭这个文件。内核会释放文件打开时创建的数据结构，将描述符恢复到描述符池中
Unix IO函数：

1. open（）函数
   功能描述：用于打开或创建文件，在打开或创建文件时可以指定文件的属性及用户的权限等各种参数。
   函数原型:int open(const char *pathname,int flags,int perms)
   参数：pathname:被打开的文件名（可包括路径名如"dev/ttyS0"）flags:文件打开方式,
   返回值：成功：返回文件描述符；失败：返回-1
2. close（）函数
   功能描述：用于关闭一个被打开的的文件
   所需头文件： #include
   函数原型:int close(int fd)
   参数：fd文件描述符
   函数返回值：0成功，-1出错
3. read（）函数
   功能描述： 从文件读取数据。
   所需头文件： #include
   函数原型：ssize_t read(int fd, void *buf, size_t count);
   参数：fd：将要读取数据的文件描述词。buf：指缓冲区，即读取的数据会被放到这个缓冲区中去。count： 表示调用一次read操作，应该读多少数量的字符。
   返回值：返回所读取的字节数；0（读到EOF）；-1（出错）。
4. write（）函数
   功能描述： 向文件写入数据。
   所需头文件： #include
   函数原型：ssize_t write(int fd, void *buf, size_t count);
   返回值：写入文件的字节数（成功）；-1（出错）
5. lseek（）函数
   功能描述： 用于在指定的文件描述符中将将文件指针定位到相应位置。
   所需头文件：#include ，#include
   函数原型：off_t lseek(int fd, off_t offset,int whence);
   参数：fd;文件描述符。offset:偏移量，每一个读写操作所需要移动的距离，单位是字节，可正可负（向前移，向后移）
   返回值：成功：返回当前位移；失败：返回-1

8.3 printf的实现分析
printf函数：
int printf(const char *fmt, …)
{
int i;
va_list arg = (va_list)((char *)(&fmt) + 4);
i = vsprintf(buf, fmt, arg);
write(buf, i);
return i;
}
所引用的vsprintf函数
int vsprintf(char *buf, const char *fmt, va_list args)
{
char *p;
chartmp[256];
va_listp_next_arg = args;
for (p = buf; *fmt; fmt++)
{
if (*fmt != ‘%’)
{
*p++ = *fmt;
continue;
}
fmt++;
switch (*fmt)
{
case ‘x’:
itoa(tmp, *((int *)p_next_arg));
strcpy(p, tmp);
p_next_arg += 4;
p += strlen(tmp);
break;
case ‘s’:
break;
default:
break;
}
return (p - buf);
}
}
vsprintf函数将所有的参数内容格式化之后存入buf，然后返回格式化数组的长度。write函数将buf中的i个元素写到终端。从vsprintf生成显示信息，到write系统函数，到陷阱-系统调用 int 0x80或syscall.字符显示驱动子程序：从ASCII到字模库到显示vram（存储每一个点的RGB颜色信息）。显示芯片按照刷新频率逐行读取vram，并通过信号线向液晶显示器传输每一个点（RGB分量）。

8.4 getchar的实现分析
（getchar有一个int型的返回值。当程序调用getchar时，程序就等着用户按键，用户输入的字符被存放在键盘缓冲区中直到用户按回车为止(回车字符也放在缓冲区中)。
当用户键入回车之后，getchar才开始从stdio流中每次读入一个字符。getchar函数的返回值是用户输入的第一个字符的ascii码,如出错返回-1,且将用户输入的字符回显到屏幕。如用户在按回车之前输入了不止一个字符,其他字符会保留在键盘缓存区中,等待后续getchar调用读取。也就是说,后续的getchar调用不会等待用户按键,而直接读取缓冲区中的字符,直到缓冲区中的字符读完为后,才等待用户按键。
异步异常-键盘中断的处理：键盘中断处理子程序。接受按键扫描码转成ascii码，保存到系统的键盘缓冲区。
getchar等调用read系统函数，通过系统调用读取按键ascii码，直到接受到回车键才返回。
8.5本章小结
本章介绍了 Linux 的 I/O 设备的基本概念和管理方法，以及Unix I/O 接口及其函数。最后分析了printf 函数和 getchar 函数的工作过程。
（第8章1分）
结论
用计算机系统的语言，逐条总结hello所经历的过程。
你对计算机系统的设计与实现的深切感悟，你的创新理念，如新的设计与实现方法。
Hello程序的一生是从文本编辑器开始的，是程序员亲手一个个打出来的字符，成为最初的hello.c文件，也是我们平时经常要交的程序。
之后我们会把hello进行预处理操作，这一步进行之后，我们在hello.c内部进行的宏定义和为了省事用include调用先人大佬写好的库取出来合并到文件hello.i中。
但是这一堆字符计算机是无论如何都认识不了的，所以就需要进行编译操作，hello.i被汇编成为汇编文件hello.s。
编译进行完毕后，机器要让文件成为它能读懂的东西，hello.s经过汇编阶段变成了可重定位目标文件hello.o
下一步是动态链接过程，hello.o和动态链接库共同链接成可执行目标程序hello。到这里，所谓的P2P: From Program to Process过程就完成了。
然后hello就要开始发光发热了，我们要使用hello就在shell里面输入./hello 1183000118 张智琦 1 并按下回车键
Shell读懂了我们的意思，它使用fork和execve函数加载映射虚拟内存，给我们的hello创建新的代码数据堆栈段，让我们的hello误以为自己在独占的使用这些资源。
CPU为hello分配一个时间片，在这个时间片的时间里，hello获得对CPU的控制权力，在程序计数器中加入自己的代码，按顺序执行他们。
之后程序或者从cache中很快的取得需要的数据，或者从内存中取出需要的数据，又或是从磁盘加载数据。
如果我们想要在程序进行时休息一下，只要键入ctrl-z就可以让程序挂起，甚至还可以通过ctrl-c停止这个进程。这些都是信号实现的强大功能。
最后，shell回收子进程，内核会删除这个进程使用所需要创建的一系列数据结构。至此，hello程序结束了自己短暂的一生。

学习完了计算机系统这门课，我不禁为计算机内部如此精妙的设计感到震惊，一个个精细的设计无不体现前人的智慧，手中这台小小的机器，在软件硬件的双重加持之下，发挥出了如此强大的实力。
当然，计算机的发展远远没有结束，人们还在追求更快的数据传输，更大的存储空间，这些都是我们以后要学习的。
（结论0分，缺失 -1分，根据内容酌情加分）

附件
列出所有的中间产物的文件名，并予以说明起作用。

文件的作用 文件名
预处理后的文件 hello.i
编译之后的汇编文件 hello.s
汇编之后的可重定位目标文件 hello.o
链接之后的可执行目标文件 Hello
Hello.o 的 ELF 格式 elf.txt
Hello.o 的反汇编代码 Disas_hello.s
hello的ELF 格式 hello1.elf
hello 的反汇编代码 hello1_objdump.s

（附件0分，缺失 -1分）

参考文献
为完成本次大作业你翻阅的书籍与网站等
[1] 博客园 printf函数实现的深入剖析
[2] CSDN博客 Ubuntu系统预处理、编译、汇编、链接指令
[3] 博客园 从汇编层面看函数调用的实现原理
[4] CSDN博客 ELF可重定位目标文件格式
[5] 博客园 shell命令执行过程
[6] 《步步惊芯——软核处理器内部设计分析》 TLB的作用及工作过程

（参考文献0分，缺失 -1分）