清华大学操作系统实验lab1实验报告.docx

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1、练习1、理解通过make生成执行文件的过程。练习1.1 操作系统镜像文件ucore.img 是如何一步一步生成的?在 proj1 执行命令 make V=可以得到 make 指令执行的过程make V=+ cc boot/bootasm.Sgcc -Iboot/ -fno-builtin -Wall -ggdb -m32 -nostdinc -fno-stack-protector - Ilibs/ -Os -nostdinc -c boot/bootasm.S -o obj/boot/bootasm.o+ cc boot/bootmain.cgcc -Iboot/ -fno-builtin

2、-Wall -ggdb -m32 -nostdinc -fno-stack-protector - Ilibs/ -Os -nostdinc -c boot/bootmain.c -o obj/boot/bootmain.o+ cc tools/sign.cgcc -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+ ld bin/bootblockld -melf_i386 -N -e start -Ttext 0x7

3、C00 obj/boot/bootasm.o obj/boot/bootmain.o -o obj/bootblock.o”obj/bootblock.out” size: 440 bytesbuild 512 bytes boot sector: ”bin/bootblock” success! dd if=/dev/zero of=bin/ucore.img count=10000记录了 10000+0 的读入记录了 10000+0 的写出5120230 字节(5.1 MB)已复制，0.0227439 秒，225 MB/秒dd if=bin/bootblock of=bin/ucore.i

4、mg conv=notrunc记录了 1+0 的读入记录了 1+0 的写出512 字节(512 B)已复制，0.000214966 秒，2.4 MB/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 -e start -Ttext 0x7C00 obj/boot/bootasm.o obj/boot/bootmain.o o obj/boo

5、tblock.o这句话用于生成 bootblock，elf_i386 表示生成 elf 头，0x7C00 为程序的入口。”obj/bootblock.out” size: 440 bytes这句话表示生成的bootblock的文件大小，由于大小不到512字节，所以需要给blootblock填充，填充的功能在sign.c中有所表达，最终两字节设置为了0x55，0xAAbuf510 = 0x55;buf511 = 0xAA;FILE *ofp = fopen(argv2, “wb+“); size = fwrite(buf, 1, 512, ofp);练习1.2 一个被系统认为是符合标准的硬盘主引

6、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，最终两个字节为标志性完毕字节0x55，0xAA，做完这样的检查才能认为是符合标准的磁盘主引导扇 区。Sign.c文件中有作检查：if (size != 512) fprintf(stderr, “write ”%s” error, size is %d.n“ , argv2, 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头,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

7、增加-d in_asm -D q.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 进展比较，看看二者是否全都。试验是基于老 lab1/proj1 做的，练习开头时是打算用命令行一句一句执行得到结果的，后来觉察直接修改makefile 和 gdbinit 可以大大提高调试效率。于是在makefile 中增加以下代码lab1-mon: $(UCOREIMG)$(V)$(TERMINAL) -e “$(QEMU) -S -s -d in_asm -D $(BINDIR)/q.log -monitor stdio -hda

8、 $ Data Segment # - Extra Segment在开启A20之前，BIOS还做了很多事:关中断、去除方向标志，给各个数据段清零。1、为何开启A20，以及如何开启A20？seta20.1:inb $0x64, %altestb $0x2, %aljnz seta20.1# 等待8042键盘掌握器不忙movb $0xd1, %aloutb %al, $0x64# 发送写8042输出端口的指令seta20.2:inb $0x64, %altestb $0x2, %aljnz seta20.2# 等待8042键盘掌握器不忙movb $0xdf, %aloutb %al, $0x60#

9、 翻开A20当 A20 地址线掌握制止时，则程序就像在 8086 中运行，1MB 以上的地是不行访问的。 在保护模式下 A20 地址线掌握是要翻开的。为了使能全部地址位的寻址力量,必需向键盘控 制器 8042 发送一个命令。键盘掌握器8042 将会将它的的某个输出引脚的输出置高电平,作 为 A20 地址线掌握的输入。一旦设置成功之后,内存将不会再被绕回(memory wrapping),这 样我们就可以寻址 intel 80286 CPU 支持的 16M 内存空间，或者是寻址 intel 80386 以上级别 CPU 支持的全部 4G 内存空间了。2、如何初始化GDT表？lgdt gdtdes

10、cmovl %cr0, %eaxorl $CR0_PE_ON, %eaxmovl %eax, %cr0#把gdt表的起始位置和界限装入GDTR存放器#把保护模式位开启复习一下cr0存放器，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翻开保护模式位。3、如何使能进入保护模式？通过长跳转指令gdt:SEG_NULLASMSEG_ASM(STA_X|STA_R, 0x0, 0xffffffff) SEG_ASM(STA_W, 0x0, 0xffffffff)# 空段# 代码段

11、起始地址，大小# 数据段起始地址，大小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：把全部的数据段存放器指向上面的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。在proj2中，增加主要增加了对磁盘简洁的读取函数readsect readseg，以及对ELF头的解析(ELF头构造在ELF.h文件中)。static voidreadseg(uintptr_t va, uint32_t count, uint32_t offset) uintptr_t end_va = va + count

12、;/指针移到边界va -= offset % SECTSIZE;/ 计算开头读的第一个扇区号uint32_t secno = (offset / SECTSIZE) + 1;/逐个读取扇区for (; va 8) & 0xFF);outb(0x1F5, (secno 16) & 0xFF); outb(0x1F6, (secno 24) & 0xF) | 0xE0);outb(0x1F7, 0x20);/ wait for disk to be ready waitdisk;/ read a sectorinsl(0x1F0, dst, SECTSIZE / 4);/ cmd 0x20 - r

13、ead sectorsReadsect函数的工作大致是：1. 读 I/O 地址 0x1f7，等待磁盘预备好；2. 写 I/O 地址 0x1f20x1f5,0x1f7，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，等待磁盘预备好；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_t ebp = read_ebp, eip = read_eip;int i, j;for (i = 0; ebp != 0 & i STACKFRAME_DEPTH; i +) cprintf(“ebp:

14、0x%08x eip:0x%08x args:“ , ebp, eip); uint32_t *args = (uint32_t *)ebp + 2;for (j = 0; j 4; j +) cprintf(“0x%08x “, argsj);cprintf(“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。

15、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中对中断向量表进展初始化的函数idt_init。idt_init(void) extern uintptr_tvectors;int i;for (i = 0; i sizeof(idt) / sizeof(struct gatedesc); i +) SETGATE(

16、idti, 0, GD_KTEXT,vectorsi, DPL_KERNEL);/初始化每一条IDT项/ 设置内核态到用户态的转换SETGATE(idtT_SWITCH_TOK, 0, GD_KTEXT,vectorsT_SWITCH_TOK, DPL_USER);/ 载入IDTlidt(&idt_pd);3. 请编程完善trap.c中的中断处理函数trap，在对时钟中断进展处理的局部填写trap函数中处理时钟中断的局部，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”。case IRQ_OFFSET + IRQ_TIMER:ti

17、cks +;if (ticks % TICK_NUM = 0) print_ticks;/当有100次时钟中断输出一次break;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效劳。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。这局部是最花时间的，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存放器吗?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

18、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？种种疑心都消灭在我的脑海里，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int 120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int 121之前，系统在用户态，int引起切换，iret不需要再切换。”，感觉似乎明白了一点。说一下我对上述两个过程的理解。l 内核到用户： 首先，我认为esp-8这个步骤不是必要的，由于从后续的过程看来，空出来的8个

19、字节从来没有被使用过。然后开头中断，由于是在内核态，所以ss和esp临时还不需要转变，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存放器数据，构造了一 个临时trapframeswitchk2u，通过pop esp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实现了对这些存放器的修改即实现了堆栈段、代码段和数据段的切换。l 用户到内核：由于是int 121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，还是由压入的存放器状态构造了一个临时的trapframeswitchk2u，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，由于中断的时候就已经跳到内核堆栈了。