ucore_lab1

練習1：理解經過make生成執行文件的過程。（要求在報告中寫出對下述問題的回答）

實驗過程

靜態分析代碼。

實驗的目錄結構以下:

.
├── boot
├── kern
│   ├── debug
│   ├── driver
│   ├── init
│   ├── libs
│   ├── mm
│   └── trap
├── libs
└── tools

其中./boot裏面是bootloader的相關代碼；
./kern裏面是操做系統的相關代碼；
./toos/sign.c描述了怎樣把bootloader變成一個規範的主引導扇區。

問題解答

問題一

操做系統鏡像文件ucore.img是如何一步一步生成的？(須要比較詳細地解釋Makefile中每一條相關命令和命令參數的含義，以及說明命令致使的結果)

輸入 make V=命令，make工具便把目錄下的文件進行了編譯。經過設置V=參數，把編譯過程打印了下來。大體以下：

1. 先使用gcc命令，把./kern目錄下的代碼都編譯成obj/kern/*/*.o文件；
2. 用ld命令經過/tools/kern.ls文件配置，把obj/kern/*/*.o文件鏈接成bin/kern；
3. 用gcc命令，把boot目錄下的文件編譯成obj/boot/*.o文件；
4. 用gcc把tools/sign.c編譯成obj/sign/tools/sign.o；
5. 用ld把obj/boot/*.o鏈接成obj/bootblock.o；
6. 使用第4步生成的obj/sign/tools/sign.o，將obj/bootblock.o文件規範化爲，符合規範的硬盤住引導扇區的文件bin/bootblock
7. 用dd命令建立了一個bin/ucore.img文件；
8. 用dd命令把bin/bootblock寫入bin/ucore.img文件；
9. 用dd命令創bin/kernel寫入bin/ucore.img文件。

命令及參數解釋:

gcc: Linux下的C語言編譯器。

ld:把必定量的目標文件跟檔案文件鏈接起來，並重定位它們的數據，鏈接符號引用。通常，在編譯一個程序時,最後一步就是運行'ld'。

用法:

ld [option] [objs...]

參數：

-o：指定輸出文件名； 
-e：指定程序的入口符號。
-m: 指定鏈接器
-N: 指定 可讀寫 的 正文 和 數據 節(section). 若是 輸出格式 支持 Unix 風格的 幻數(magic number), 則 輸出文件 標記爲 OMAGIC.當 使用 `-N' 選項 時, linker 不作數據段 的 頁對齊(page-align). 
-e: 設置程序開端
-T: 等同於 -c 告訴 ld 從指定文件中讀取鏈接命令.

dd:用指定大小的塊拷貝一個文件，並在拷貝的同時進行指定的轉換。

參數註釋：

1. if=文件名：輸入文件名，缺省爲標準輸入。即指定源文件。< if=input file >
2. of=文件名：輸出文件名，缺省爲標準輸出。即指定目的文件。< of=output file >
3. ibs=bytes：一次讀入bytes個字節，即指定一個塊大小爲bytes個字節。
4. obs=bytes：一次輸出bytes個字節，即指定一個塊大小爲bytes個字節。
5. bs=bytes：同時設置讀入/輸出的塊大小爲bytes個字節。
6. cbs=bytes：一次轉換bytes個字節，即指定轉換緩衝區大小。
7. skip=blocks：從輸入文件開頭跳過blocks個塊後再開始複製。
8. seek=blocks：從輸出文件開頭跳過blocks個塊後再開始複製。
9. 注意：一般只用當輸出文件是磁盤或磁帶時纔有效，即備份到磁盤或磁帶時纔有效。
10. count=blocks：僅拷貝blocks個塊，塊大小等於ibs指定的字節數。
11. conv=conversion：用指定的參數轉換文件。
    • ascii：轉換ebcdic爲ascii
    • ebcdic：轉換ascii爲ebcdic
    • ibm：轉換ascii爲alternate ebcdic
    • block：把每一行轉換爲長度爲cbs，不足部分用空格填充
    • unblock：使每一行的長度都爲cbs，不足部分用空格填充
    • lcase：把大寫字符轉換爲小寫字符
    • ucase：把小寫字符轉換爲大寫字符
    • swab：交換輸入的每對字節
    • noerror：出錯時不中止
    • notrunc：不截短輸出文件
    • sync：將每一個輸入塊填充到ibs個字節，不足部分用空（NUL）字符補齊。

/dev/zero: 是一個輸入設備，你可你用它來初始化文件。該設備無窮盡地提供0(是ASCII 0 就是NULL)，

問題二

一個被系統認爲是符合規範的硬盤主引導扇區的特徵是什麼？

問題一種提到，bootloader.o文件通過sign.o的操做後，變成符合規範的引導文件。因此，咱們先來看看tools/sign.c:

#include <stdio.h>
#include <errno.h>
#include <string.h>
#include <sys/stat.h>

int
main(int argc, char *argv[]) {
    struct stat st;
    // 檢查輸入參數
    if (argc != 3) {
        fprintf(stderr, "Usage: <input filename> <output filename>\n");
        return -1;
    }
    // 讀取文件
    if (stat(argv[1], &st) != 0) {
        fprintf(stderr, "Error opening file '%s': %s\n", argv[1], strerror(errno));
        return -1;
    }
    // 輸出文件名和文件大小
    printf("'%s' size: %lld bytes\n", argv[1], (long long)st.st_size);
    // 若是文件長度大於510，則報錯退出
    if (st.st_size > 510) {
        fprintf(stderr, "%lld >> 510!!\n", (long long)st.st_size);
        return -1;
    }
    // 申請一個512長度的buf數組，並初始化爲0
    char buf[512];
    memset(buf, 0, sizeof(buf));
    FILE *ifp = fopen(argv[1], "rb");
    int size = fread(buf, 1, st.st_size, ifp);
    // 校驗文件長度
    if (size != st.st_size) {
        fprintf(stderr, "read '%s' error, size is %d.\n", argv[1], size);
        return -1;
    }
    fclose(ifp);
    // 把buf數組的最後兩位置爲 0x55, 0xAA
    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.\n", argv[2], size);
        return -1;
    }
    fclose(ofp);
    printf("build 512 bytes boot sector: '%s' success!\n", argv[2]);
    return 0;
}

上面這段代碼作的事情除了參數校驗之外，就是把源文件讀到長度512字節的buf數組裏，而後給最後兩字節賦值爲了0x55和0xAA。

因此，咱們能夠猜想主引導扇區的規則以下：

1. 大小爲512字節
2. 多餘的空間填0
3. 最後16位爲0x55AA

網上搜了下資料，說

結束標誌（佔2個字節）其值爲AA55，存儲時低位在前，高位在後，即看上去是55AA（十六進制）。

練習2 使用qemu執行並調試lab1中的軟件。

問題一

從CPU加電後執行的第一條指令開始，單步跟蹤BIOS的執行。

執行make debug命令，啓動qemu和gdb開始debug。
而後在gdb中輸入b *0x7c00，在內存0x7c00處設置斷點。
continue讓程序繼續執行，程序會在前面設置的0x7c00的斷點處停下來。
輸入x /10i $pc查看接下來的10條指令，獲得以下輸出:

=> 0x7c00: cli
0x7c01: cld
0x7c02: xor %eax,%eax
0x7c04: mov %eax,%ds
0x7c06: mov %eax,%es
0x7c08: mov %eax,%ss
0x7c0a: in $0x64,%al
0x7c0c: test $0x2,%al
0x7c0e: jne 0x7c0a
0x7c10: mov $0xd1,%al

能夠發現，這和boot/bootasm.S文件中的內容一致。經過單步跟蹤，發現執行指令確實是bootasm.S中的指令，大體過程以下：

1. 禁用中斷 (cli)
2. 復位操做方向標誌(cld)
3. 初始化ds, es, ss寄存器爲0
4. 激活A20地址線
5. 加載全局描述符表 (gdt)
6. 打開cr0 ( 開啓保護模式)
7. 切換到32位模式
8. 設置ds, es, fs, gs, ss爲0x10
9. 設置棧頂指針、棧底指針
10. 調用bootmain

上面最後一步跳轉到bootmain中執行，接下來咱們來看下bootmain中的執行過程:

1. 從硬盤起始處讀取4k內容到內存0x10000處
2. 加載各程序段
3. 調用ELFHDR->e_entry的入口函數

能夠看出上面最後調用調用ELFHDR->e_entry的入口函數，即切換到kernel處了。

問題二

在初始化位置0x7c00設置實地址斷點,測試斷點正常。

在gdb中執行如下命令

b *0x7c00
continue

發現程序執行到0x7c00處確實停下來了，說明斷點正常。

問題三

從0x7c00開始跟蹤代碼運行,將單步跟蹤反彙編獲得的代碼與bootasm.S和 bootblock.asm進行比較。

bootblock.asm把bootasm.S和bootmain.c都內容都整合到一塊兒了。

而且bootblock.asm中每行代碼下面都帶有地址信息，和用gdb單步調試的時候基本一致。

問題四

本身找一個bootloader或內核中的代碼位置，設置斷點並進行測試。

break kern_init

練習3 分析bootloader進入保護模式的過程。

分析過程詳見練習2問題一，進入保護模式的過程以下:

1. 激活A20地址線
2. 加載全局描述符表 (gdt)
3. 打開cr0 ( 開啓保護模式)

爲什麼開啓A20，以及如何開啓A20

爲什麼開啓A20：若不開啓A20，cpu在訪問地址空間時第20位始終會是0，這時只能訪問奇數段不能訪問偶數段；開啓A20後，cpu可訪問連續地址空間。

如何開啓A20：

1. 等待8042 Input buffer爲空；
2. 發送Write 8042 Output Port （P2）命令到8042 Input buffer；
3. 等待8042 Input buffer爲空；
4. 將8042 Output Port（P2）獲得字節的第2位置1，而後寫入8042 Input buffer；

如何初始化GDT表

.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

如何使能和進入保護模式

將cr0寄存器置1

練習4 分析bootloader加載ELF格式的OS的過程

問題一

bootloader如何讀取硬盤扇區的？

讀硬盤扇區的代碼以下:

// bootmain.c
/* readsect - read a single sector at @secno into @dst */
static void
readsect(void *dst, uint32_t secno) {
    // wait for disk to be ready
    waitdisk();

    outb(0x1F2, 1);                         // count = 1
    outb(0x1F3, secno & 0xFF);
    outb(0x1F4, (secno >> 8) & 0xFF);
    outb(0x1F5, (secno >> 16) & 0xFF);
    outb(0x1F6, ((secno >> 24) & 0xF) | 0xE0);
    outb(0x1F7, 0x20);                      // cmd 0x20 - read sectors

    // wait for disk to be ready
    waitdisk();

    // read a sector
    insl(0x1F0, dst, SECTSIZE / 4);
}

從outb()能夠看出這裏是用LBA模式的PIO（Program IO）方式來訪問硬盤的。從磁盤IO地址和對應功能表能夠看出，該函數一次只讀取一個扇區。

IO地址	功能
0x1f0	讀數據，當0x1f7不爲忙狀態時，能夠讀。
0x1f2	要讀寫的扇區數，每次讀寫前，你須要代表你要讀寫幾個扇區。最小是1個扇區
0x1f3	若是是LBA模式，就是LBA參數的0-7位
0x1f4	若是是LBA模式，就是LBA參數的8-15位
0x1f5	若是是LBA模式，就是LBA參數的16-23位
0x1f6	第0~3位：若是是LBA模式就是24-27位 第4位：爲0主盤；爲1從盤
0x1f7	狀態和命令寄存器。操做時先給命令，再讀取，若是不是忙狀態就從0x1f0端口讀數據

其中insl的實現以下：

// x86.h
static inline void
insl(uint32_t port, void *addr, int cnt) {
    asm volatile (
            "cld;"
            "repne; insl;"
            : "=D" (addr), "=c" (cnt)
            : "d" (port), "0" (addr), "1" (cnt)
            : "memory", "cc");
}

問題二

bootloader是如何加載ELF格式的OS？

1. 從硬盤讀了8個扇區數據到內存0x10000處，並把這裏強制轉換成elfhdr使用；
2. 校驗e_magic字段；
3. 根據偏移量分別把程序段的數據讀取到內存中。

練習5 實現函數調用堆棧跟蹤函數

咱們須要在lab1中完成kdebug.c中函數print_stackframe的實現，能夠經過函數print_stackframe來跟蹤函數調用堆棧中記錄的返回地址。

首先，能夠經過read_ebp()和read_eip()函數來獲取當前ebp寄存器和eip 寄存器的信息。

咱們知道在push ebp以前會先把調用參數入棧，而ebp長16位(也就是2Byte)，因此(ebp+2)[0...3]就是傳入參數。

因爲函數調用的過程會把上一層的ebp壓入棧中，因此當前ebp中存的值正是上一層的ebp。而上一層的eip 事實上已經不是eip了，而是調入這個函數的地方，也就是當前函數的返回地址。

實現過程代碼以下：

void
print_stackframe(void) {
     /* 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("\n");
      *    (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]
      */
    uint32_t ebp = read_ebp(), eip = read_eip();
    for (int i = 0; i < STACKFRAME_DEPTH && ebp != 0; i++) {
        cprintf("ebp: 0x%08x eip: 0x%08x args:", ebp, eip);
        for (int ij= 0; j < 4; j++) {
            cprintf(" 0x%08x", ((uint32_t*)(ebp + 2))[j]);
        }
        cprintf("\n");
        print_debuginfo(eip - 1);
        eip = *((uint32_t*) ebp + 1);
        ebp = *((uint32_t*) ebp);
    }
}

執行 make qemu獲得以下結果:

(THU.CST) os is loading ...

Special kernel symbols:
  entry  0x00100000 (phys)
  etext  0x0010325f (phys)
  edata  0x0010ea16 (phys)
  end    0x0010fd20 (phys)
Kernel executable memory footprint: 64KB
ebp: 0x00007b38 eip: 0x00100a27 args: 0x0d210000 0x00940010 0x00940001 0x7b680001
    kern/debug/kdebug.c:305: print_stackframe+21
ebp: 0x00007b48 eip: 0x00100d21 args: 0x007f0000 0x00000010 0x00000000 0x00000000
    kern/debug/kmonitor.c:125: mon_backtrace+10
ebp: 0x00007b68 eip: 0x0010007f args: 0x00a10000 0x00000010 0x7b900000 0x00000000
    kern/init/init.c:48: grade_backtrace2+19
ebp: 0x00007b88 eip: 0x001000a1 args: 0x00be0000 0x00000010 0x00000000 0x7bb4ffff
    kern/init/init.c:53: grade_backtrace1+27
ebp: 0x00007ba8 eip: 0x001000be args: 0x00df0000 0x00000010 0x00000000 0x00000010
    kern/init/init.c:58: grade_backtrace0+19
ebp: 0x00007bc8 eip: 0x001000df args: 0x00500000 0x00000010 0x00000000 0x00000000
    kern/init/init.c:63: grade_backtrace+26
ebp: 0x00007be8 eip: 0x00100050 args: 0x7d6e0000 0x00000000 0x00000000 0x00000000
    kern/init/init.c:28: kern_init+79
ebp: 0x00007bf8 eip: 0x00007d6e args: 0x7c4f0000 0xfcfa0000 0xd88ec031 0xd08ec08e
    <unknow>: -- 0x00007d6d --

練習6 完善中斷初始化和處理

請完成編碼工做和回答以下問題：

1. 中斷描述符表（也可簡稱爲保護模式下的中斷向量表）中一個表項佔多少字節？其中哪幾位表明中斷處理代碼的入口？

中斷描述符表的一個表項佔8字節。根據中斷類型的不一樣，其中每一個字節表明的意義也不一樣。

一個表項的結構以下:

能夠看到，其中第16到31位爲中斷例程的段選擇子，第0到15位 和 第48到63位分別爲偏移量的地位和高位。這幾個數據一塊兒決定了中斷處理代碼的入口地址。

1. 請編程完善kern/trap/trap.c中對中斷向量表進行初始化的函數idt_init。在idt_init函數中，依次對全部中斷入口進行初始化。使用mmu.h中的SETGATE宏，填充idt數組內容。每一箇中斷的入口由tools/vectors.c生成，使用trap.c中聲明的vectors數組便可。

/* idt_init - initialize IDT to each of the entry points in kern/trap/vectors.S */
void
idt_init(void) {
    // (1) 拿到外部變量 __vector
    extern uintptr_t __vectors[];
    // (2) 使用SETGATE宏，對中斷描述符表中的每個表項進行設置
    for (int i = 0; i < 256; i++) {
        uint16_t istrap = 0, off = 0, dpl = 3;
        SETGATE(idt[i], 0, GD_KTEXT, __vectors[i], DPL_KERNEL);
    }
    // set for switch from user to kernel 
    SETGATE(idt[T_SWITCH_TOU], 0, GD_KTEXT, __vectors[T_SWITCH_TOU], DPL_USER);
    SETGATE(idt[T_SWITCH_TOK], 0, GD_KTEXT, __vectors[T_SWITCH_TOK], DPL_USER);
    // (3) 調用lidt函數，設置中斷描述符表
    lidt(&idt_pd);
}

1. 請編程完善trap.c中的中斷處理函數trap，在對時鐘中斷進行處理的部分填寫trap函數中處理時鐘中斷的部分，使操做系統每遇到100次時鐘中斷後，調用print_ticks子程序，向屏幕上打印一行文字」100 ticks」。

在函數體頭部聲明一個靜態變量用於計數

static int32_t tick_count = 0;

而後，在時間中斷 IRQ_OFFSET + IRQ_TIMER的case中添加判斷打印的條件：

tick_count++;
        if (0 == (tick_count % TICK_NUM)) {
            print_ticks();
        }