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操作系统ucore lab1实验报告

来源：互联网 发布：mac atom菜单栏不见了 编辑：程序博客网 时间：2024/04/28 11:18

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=1000010000+0 records in10000+0 records out5120000 bytes (5.1 MB) copied, 0.0540315 s, 94.8 MB/sdd if=bin/bootblock of=bin/ucore.img conv=notrunc1+0 records in1+0 records out512 bytes (512 B) copied, 0.000110706 s, 4.6 MB/sdd if=bin/kernel of=bin/ucore.img seek=1 conv=notrunc138+1 records in138+1 records out70775 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:

# kernelKINCLUDE    += kern/debug/ \               kern/driver/ \               kern/trap/ \               kern/mm/KSRCDIR     += kern/init \               kern/libs \               kern/debug \               kern/driver \               kern/trap \               kern/mmKCFLAGS     += $(addprefix -I,$(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 bootblockbootfiles = $(call listf_cc,boot)$(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.ogcc -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=1000010000+0 records in10000+0 records out5120000 bytes (5.1 MB) copied, 0.0540315 s, 94.8 MB/sdd if=bin/bootblock of=bin/ucore.img conv=notrunc1+0 records in1+0 records out512 bytes (512 B) copied, 0.000110706 s, 4.6 MB/sdd if=bin/kernel of=bin/ucore.img seek=1 conv=notrunc138+1 records in138+1 records out70775 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=notrunc

Question2：

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 i8086target 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

BIOS

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 i8086b *0x7c00cx/5i $pcset architecture i386

然后运行Make debug可以得到：

breakcheck
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) si0x00007c02 in ?? ()(gdb) x/i $pc=> 0x7c02:      xor    %eax,%eax(gdb) si0x00007c04 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,%ss

bootasm.s中的代码为：

.globl startstart:.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：

break_gdt_init

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

  1. 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

  2. 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, %ss

xorw %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）

  1. 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

  2. 接下来初始化GDT表：

       lgdt gdtdesc

    GDT表已经在数据区声明：

    # Bootstrap GDT.p2align 2                                          # force 4 byte alignmentgdt:   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 kernelgdtdesc:   .word 0x17                                      # sizeof(gdt) - 1   .long gdt                                       # address gdt

  3. 然后将cr0置为1开启保护模式

    movl %cr0, %eax   orl $CR0_PE_ON, %eax   movl %eax, %cr0

    CR0_PE_ON已经在前面声明为0x1

    .set CR0_PE_ON,             0x1

  4. 通过段间跳转指令ljmp改变cs的基址

    ljmp $PROT_MODE_CSEG, $protcseg

    PORT_MODE_CSGE已在数据段定义：

    .set PROT_MODE_CSEG,        0x8

  5. 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 Segment

    PROT_MODE_DSEG为0x10

  6. 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+21ebp:0x00007b18 eip:0x00100c9b args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00007b88     kern/debug/kmonitor.c:125: mon_backtrace+10ebp:0x00007b38 eip:0x00100092 args0x00000000 0x00007b60 0xffff0000 0x00007b64     kern/init/init.c:48: grade_backtrace2+33ebp:0x00007b58 eip:0x001000bb args0x00000000 0xffff0000 0x00007b84 0x00000029     kern/init/init.c:53: grade_backtrace1+38ebp:0x00007b78 eip:0x001000d9 args0x00000000 0x00100000 0xffff0000 0x0000001d     kern/init/init.c:58: grade_backtrace0+23ebp:0x00007b98 eip:0x001000fe args0x001032fc 0x001032e0 0x0000130a 0x00000000     kern/init/init.c:63: grade_backtrace+34ebp:0x00007bc8 eip:0x00100055 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00010094     kern/init/init.c:28: kern_init+84ebp:0x00007bf8 eip:0x00007d68 args0xc031fcfa 0xc08ed88e 0x64e4d08e 0xfa7502a8     <unknow>: -- 0x00007d67 --ebp:0x00000000 eip:0x00007c4f args0xf000e2c3 0xf000ff53 0xf000ff53 0xf000ff53     <unknow>: -- 0x00007c4e --ebp:0xf000ff53 eip:0xf000ff53 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000     <unknow>: -- 0xf000ff52 --ebp:0x00000000 eip:0x00000000 args0xf000e2c3 0xf000ff53 0xf000ff53 0xf000ff53     <unknow>: -- 0xffffffff --ebp:0xf000ff53 eip:0xf000ff53 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000     <unknow>: -- 0xf000ff52 --ebp:0x00000000 eip:0x00000000 args0xf000e2c3 0xf000ff53 0xf000ff53 0xf000ff53     <unknow>: -- 0xffffffff --ebp:0xf000ff53 eip:0xf000ff53 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000     <unknow>: -- 0xf000ff52 --ebp:0x00000000 eip:0x00000000 args0xf000e2c3 0xf000ff53 0xf000ff53 0xf000ff53     <unknow>: -- 0xffffffff --ebp:0xf000ff53 eip:0xf000ff53 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000     <unknow>: -- 0xf000ff52 --ebp:0x00000000 eip:0x00000000 args0xf000e2c3 0xf000ff53 0xf000ff53 0xf000ff53     <unknow>: -- 0xffffffff --ebp:0xf000ff53 eip:0xf000ff53 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000     <unknow>: -- 0xf000ff52 --ebp:0x00000000 eip:0x00000000 args0xf000e2c3 0xf000ff53 0xf000ff53 0xf000ff53     <unknow>: -- 0xffffffff --ebp:0xf000ff53 eip:0xf000ff53 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000     <unknow>: -- 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+21ebp:0x00007b18 eip:0x00100ca1 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00007b88     kern/debug/kmonitor.c:125: mon_backtrace+10ebp:0x00007b38 eip:0x00100092 args0x00000000 0x00007b60 0xffff0000 0x00007b64     kern/init/init.c:48: grade_backtrace2+33ebp:0x00007b58 eip:0x001000bb args0x00000000 0xffff0000 0x00007b84 0x00000029     kern/init/init.c:53: grade_backtrace1+38ebp:0x00007b78 eip:0x001000d9 args0x00000000 0x00100000 0xffff0000 0x0000001d     kern/init/init.c:58: grade_backtrace0+23ebp:0x00007b98 eip:0x001000fe args0x001032fc 0x001032e0 0x0000130a 0x00000000     kern/init/init.c:63: grade_backtrace+34ebp:0x00007bc8 eip:0x00100055 args0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00010094     kern/init/init.c:28: kern_init+84ebp:0x00007bf8 eip:0x00007d68 args0xc031fcfa 0xc08ed88e 0x64e4d08e 0xfa7502a8     <unknow>: -- 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：
中断描述符表
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：

100ticks

1 0
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