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练习1

1.1 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)

利用make V= 查看执行了那些命令

生成ucore.img的代码如下

$(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 $(call create_target,ucore.img) 输出如下图

指令：
dd：用指定大小的块拷贝一个文件，并在拷贝的同时进行指定的转换。
if=文件名：输入文件名，缺省为标准输入。即指定源文件。< if=input file >
of=文件名：输出文件名，缺省为标准输出。即指定目的文件。< of=output file >
count=blocks：仅拷贝blocks个块，块大小等于ibs指定的字节数。
conv=conversion：用指定的参数转换文件。
conv=notrunc:不截短输出文件

由上描述可以看出，首先先创建一个大小为10000字节的块，然后再将bootblock，kernel拷贝过去。然而生成ucore.img需要先生成kernel和bootblock

1.生成bootblock的相关代码如下

$(bootblock): $(call toobj,$(bootfiles)) | $(call totarget,sign) @echo "========================$(call toobj,$(bootfiles))" @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) 由上代码可得，到要生成bootblock，首先需要生成bootasm.o、bootmain.o、sign
下图是在编译时生成的中间文件

1. 生成bootasm.o、bootmain.o、sign的相关代码为：

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

拷贝二进制代码bootblock.o到bootblock.out
objcopy -S -O binary obj/bootblock.o obj/bootblock.out
其中关键的参数为
-S 移除所有符号和重定位信息
-O 指定输出格式
使用sign工具处理bootblock.out，生成bootblock
bin/sign obj/bootblock.out bin/bootblock

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) 查看命令，生成kernel需要以下文件： ld -m elf_i386 -nostdlib -T tools/kernel.ld -o bin/kernel obj/kern/init/init.o obj/kern/libs/readline.o obj/kern/libs/stdio.o obj/kern/debug/kdebug.o obj/kern/debug/kmonitor.o obj/kern/debug/panic.o obj/kern/driver/clock.o obj/kern/driver/console.o obj/kern/driver/intr.o obj/kern/driver/picirq.o obj/kern/trap/trap.o obj/kern/trap/trapentry.o obj/kern/trap/vectors.o obj/kern/mm/pmm.o obj/libs/printfmt.o obj/libs/string.o

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？

查看sign.c源代码 buf[510] = 0x55; buf[511] = 0xAA; FILE *ofp = fopen(argv[2], "wb+"); size = fwrite(buf, 1, 512, ofp); if (size != 512) { fprintf(stderr, "write '%s' error, size is %d. ", argv[2], size); return -1; } 从上述代码可以看出，要求硬盘主引导扇区的大小是512字节，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

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练习2

题目要求：
从 CPU加电后执行的第一条指令开始，单步跟踪 BIOS的执行。
在初始化位置 0x7c00 设置实地址断点,测试断点正常。
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。
自己找一个 bootloader或内核中的代码位置，设置断点并进行测试

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。

1 修改 lab1/tools/gdbinit,内容为: set architecture i8086 target remote :1234 2.在 lab1目录下，执行make debug
执行命令如下图 3.设置单步调试si
4.在gdb界面下，可通过如下命令来看BIOS的代码 x /2i $pc //显示当前eip处的汇编指令 ### 2.2 在初始化位置0x7c00设置实地址断点,测试断点正常
在tools/gdbinit结尾加上 set architecture i8086 //设置当前调试的CPU是8086 b *0x7c00 //在0x7c00处设置断点。此地址是bootloader入口点地址，可看boot/bootasm.S的start地址处 c //continue简称，表示继续执行 x /2i $pc //显示当前eip处的汇编指令 set architecture i386 //设置当前调试的CPU是80386 所以断点正常

2.3 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

在tools/gdbinit结尾加上 b *0x7c00 c x /10i $pc 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.S 中的代码为： .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 # Enable A20: # For backwards compatibility with the earliest PCs, physical # address line 20 is tied low, so that addresses higher than # 1MB wrap around to zero by default. This code undoes this. bootblock.asm start: .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,%ss 观察发现他们相同

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练习3

题目：
分析bootloader 进入保护模式的过程。
BIOS 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。请分析bootloader是如何完成从实模式进入保护模式的

从bootasm.s查看代码(在这里分析bootblock.asm也可以，二者源码相同)，并分析过程

宏定义

.set PROT_MODE_CSEG, 0x8 #内核代码段选择子 .set PROT_MODE_DSEG, 0x10 #内核数据段选择子 .set CR0_PE_ON, 0x1 #保护模式使能标志

1.关闭中断，将各个段寄存器重置

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
它先将各个寄存器置0 #CPU刚启动为16位模式 cli # 关中断 cld # 清方向标志 xorw %ax, %ax # 置零 movw %ax, %ds # -> 数据段寄存器 movw %ax, %es # -> 附加段寄存器 movw %ax, %ss # -> 堆栈段寄存器

2 .开启A20

开启A20地址线之后，用来表示内存地址的位数变多了。开启前20位，开启后是32位。如果不开启A20地址线内存寻址最大只能找到1M，对于1M以上的地址访问会变成对address mod 1M地址的访问。通过将键盘控制器上的A20线置于高电位，全部32条地址线可用，可以访问4G的内存空间。
打开A20地址线 为了兼容早期的PC机，第20根地址线在实模式下不能使用所以超过1MB的地址，默认就会返回到地址0，重新从0循环计数，下面的代码打开A20地址线 。 seta20.1: inb $0x64, %al # 从0x64端口读入一个字节的数据到al中 testb $0x2, %al # test指令可以当作and指令，只不过它不会影响操作数 jnz seta20.1#如果上面的测试中发现al的第2位为0，就不执行该指令 否则就循环检查 movb $0xd1, %al # 将0xd1写入到al中 outb %al,$0x64 #将al中的数据写入到端口0x64中 seta20.2: inb $0x64, %al testb $0x2, %al jnz seta20.2 movb $0xdf, %al # 通过0x60写入数据11011111 即将A20置1 outb %al, $0x60 初始化GDT表：一个简单的GDT表和其描述符已经静态储存在引导区中，载入即可 lgdt gdtdesc #将全局描述符表描述符加载到全局描述符表寄存器 进入保护模式：通过将cr0寄存器PE位置1便开启了保护模式 cr0中的第0位为1表示处于保护模式 cr0中的第0位为0，表示处于实模式 把控制寄存器cr0加载到eax中 movl %cr0, %eax orl $CR0_PE_ON, %eax movl %eax, %cr0 通过长跳转更新cs的基地址 ljmp $PROT_MODE_CSEG, $protcseg .code32 protcseg: 设置段寄存器，并建立堆栈 movw $PROT_MODE_DSEG, %ax movw %ax, %ds movw %ax, %es movw %ax, %fs movw %ax, %gs movw %ax, %ss movl $0x0, %ebp movl $start, %esp 转到保护模式完成，进入boot主方法 call bootmain

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练习4

题目：
分析bootloader加载ELF格式的OS的过程
1. bootloader如何读取硬盘扇区的？
2. bootloader是如何加载 ELF格式的 OS？

bootmain 代码 bootmain(void) { readseg((uintptr_t)ELFHDR, SECTSIZE * 8, 0); if (ELFHDR->e_magic != ELF_MAGIC) { goto bad; } struct proghdr *ph, *eph; ph = (struct proghdr *)((uintptr_t)ELFHDR + ELFHDR->e_phoff); eph = ph + ELFHDR->e_phnum; for (; ph < eph; ph ++) { readseg(ph->p_va & 0xFFFFFF, ph->p_memsz, ph->p_offset); } ((void (*)(void))(ELFHDR->e_entry & 0xFFFFFF))(); bad: outw(0x8A00, 0x8A00); outw(0x8A00, 0x8E00); while (1); } readsect从设备的第secno扇区读取数据到dst位置 static void readsect(void *dst, uint32_t secno) { waitdisk(); outb(0x1F2, 1); // 设置读取扇区的数目为1 outb(0x1F3, secno & 0xFF); outb(0x1F4, (secno >> 8) & 0xFF); outb(0x1F5, (secno >> 16) & 0xFF); outb(0x1F6, ((secno >> 24) & 0xF) | 0xE0); // 上面四条指令联合制定了扇区号 // 在这4个字节线联合构成的32位参数中 // 29-31位强制设为1 // 28位(=0)表示访问"Disk 0" // 0-27位是28位的偏移量 outb(0x1F7, 0x20); // 0x20命令，读取扇区 waitdisk(); insl(0x1F0, dst, SECTSIZE / 4); // 读取到dst位置， // 幻数4因为这里以DW为单位 }

IO地址 功能
0x1f0 读数据，当0x1f7不为忙状态时，可以读。
0x1f2 要读写的扇区数，每次读写前，你需要表明你要读写几个扇区。最小是1个扇区
0x1f3 如果是LBA模式，就是LBA参数的0-7位
0x1f4 如果是LBA模式，就是LBA参数的8-15位
0x1f5 如果是LBA模式，就是LBA参数的16-23位
0x1f6 第0~3位：如果是LBA模式就是24-27位 第4位：为0主盘；为1从盘
0x1f7 状态和命令寄存器。操作时先给命令，再读取，如果不是忙状态就从0x1f0端口读数据

加载ELF文件 bootmain(void) { .......... if (ELFHDR->e_magic != ELF_MAGIC) {//这里有个判断 goto bad; } struct proghdr *ph, *eph; //ELF头部有描述ELF文件应加载到内存什么位置的描述表，这里读取出来将之存入ph ph = (struct proghdr *)((uintptr_t)ELFHDR + ELFHDR->e_phoff); eph = ph + ELFHDR->e_phnum; //按照程序头表的描述，将ELF文件中的数据载入内存 for (; ph < eph; ph ++) { readseg(ph->p_va & 0xFFFFFF, ph->p_memsz, ph->p_offset); ((void (*)(void))(ELFHDR->e_entry & 0xFFFFFF))();//根据ELF头表中的入口信息，找到内核的入口并开始运行 bad: .......... }

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练习5

题目：
实现函数调用堆栈跟踪函数

什么是函数栈？

当函数被调用时，首先会把函数的参数依次入栈（这里指的是堆栈传参，当然也可以用寄存器传参）调用函数的栈底压栈到自己函数的栈中（push bp），然后将原来函数栈顶sp作为当前函数的栈底（mov bp,sp）。函数运行完成时，会将压入栈中的bp重新出栈到bp中（pop bp）。同时将计算的结果保存在寄存器中，返回原界面。 那么我们可以粗浅的建立一个栈模型 ss:[ebp-8] ;变量2 ss:[ebp-4] ;变量1 ss:[ebp] ;栈针 ss:[ebp+4] ;返回地址 ss:[ebp+8] ;第一个参数

函数实现

read_ebp()和read_eip()函数来获取当前ebp寄存器和eip 寄存器的信息。 查看print_stackframe函数注释 /* LAB1 YOUR CODE : STEP 1 */ /* (1) call read_ebp() to get the value of ebp. the type is (uint32_t); * (2) call read_eip() to get the value of eip. the type is (uint32_t); * (3) from 0 .. STACKFRAME_DEPTH * (3.1) printf value of ebp, eip * (3.2) (uint32_t)calling arguments [0..4] = the contents in address (unit32_t)ebp +2 [0..4] * (3.3) cprintf(" "); * (3.4) call print_debuginfo(eip-1) to print the C calling function name and line number, etc. * (3.5) popup a calling stackframe * NOTICE: the calling funciton's return addr eip = ss:[ebp+4] * the calling funciton's ebp = ss:[ebp] */ for(i = 0; ebp!=0 && i < STACKFRAME_DEPTH; i++) {//STACKFRAME_DEPTH = 20 一直向上循环找到所有的调用函数为止，一开始没有判断栈针为空的条件 cprintf("ebp:0x%08x eip:0x%08x ",ebp, eip); uint32_t *args = (uint32_t *)ebp + 2; //传参 for(j = 0; j < 4; j++) cprintf("0x%08x ",args[j]); cprintf(" "); print_debuginfo(eip-1); //模拟函数执行完毕 eip = *((uint32_t *)ebp+1);//调用函数的返回地址 ebp = *((uint32_t *)ebp);//上一个函数的栈针 //循环直到没有调用函数停止 } 执行结果如下：
未加ebp!=0 我们发现ebp的值在0x7bf8之后就为零了，这说明上面没有了调用函数，直接加个判断
ebp!=0 就可以输出预期的结果。 加了ebp!=0

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练习6

题目：
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？
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。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tools/vectors.c生成，使用trap.c中声明的vectors数组即可。
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100 ticks。

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。
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015和4863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。

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

extern uintptr_t __vectors[];//声明__vertors[] You can use "extern uintptr_t __vectors[];" to define this extern variable which will be used later. int i; for(i=0;i<256;i++) { SETGATE(idt[i],0,GD_KTEXT,__vectors[i],DPL_KERNEL);//对整个idt数组进行初始化 } SETGATE(idt[T_SWITCH_TOK],0,GD_KTEXT,__vectors[T_SWITCH_TOK],DPL_USER);//在这里先把所有的中断都初始化为内核级的中断 lidt(&idt_pd);//使用lidt指令加载中断描述符表 just google it! and check the libs/x86.h to know more.利用google找到了相关函数 } /* 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 */

3.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

实验代码填写 case IRQ_OFFSET + IRQ_TIMER: /* LAB1 YOUR CODE : STEP 3 */ /* handle the timer interrupt */ /* (1) After a timer interrupt, you should record this event using a global variable (increase it), such as ticks in kern/driver/clock.c * (2) Every TICK_NUM cycle, you can print some info using a funciton, such as print_ticks(). * (3) Too Simple? Yes, I think so! */ 代码如下： ticks++; if(ticks%TICK_NUM == 0)//每次时钟中断之后ticks就会加一 当加到TICK_NUM次数时 打印并重新开始 print_ticks();//前面有定义 打印字符串 实验截图如下：