ucore lab1
练习1：理解通过make生成执行文件的过程。（要求在报告中写出对下述问题的回答）
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)
首先查看ucore.img生成规则，发现ucore.img生成依赖于kernel和bootblock
# create ucore.img
UCOREIMG := $(call totarget,ucore.img)$(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)
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。$@是输出文件名
第一行dd：就是开辟一块存储区域大小为10000 * 512字节然后将/dev/zero （0）输入进去【初始化一块区域】
第二行dd：读取bootblock（512字节）内容然后输出到$@ 转换格式为 notrunc(不截短输出文件)
第三行dd：读取kernel内容然后输出到$@ 转换格式同上。 注意有偏移seek=1 偏移 1 * 512 位置
有关dd命令可以查看linux下的dd命令使用详解 - 知乎 (zhihu.com)
说白了就是弄一块磁盘区域来把kernel和bootblock按照头512字节是bootblock然后其次是kernel放进去，在模拟的时候这个文件要放到指定磁盘位置，然后BLOS启动时会读取磁盘上该文件的内容，bootblock作为bootloader引导代码然后加载kernel了
其次查看kernel生成规则
# create kernel target
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)
kernel赋值为"bin/kernel"
执行toos/kernel.ld链接脚本
编译kernel\下的所有.s和.c文件
然后看一下bootblock
# create bootblock
bootfiles = $(call listf_cc,boot)
$(foreach f,$(bootfiles),$(call cc_compile,$(f),$(CC),$(CFLAGS) -Os -nostdinc))
#编译boot\下的所有C文件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)
#编译boot\下所有文件,并链接bootblock文件
# create 'sign' tools
$(call add_files_host,tools/sign.c,sign,sign)
$(call create_target_host,sign,sign)
#前面需要sign这个，这里就是编译,tools/sign.c并调用
发现前面都用到了$(call totarget,…) totarget定义在tools/function.mk
totarget = $(addprefix $(BINDIR)$(SLASH),$(1))
#BINDIR在别处定义为"bin",slash定义为斜线"/",$(1)指代输入参数
#所以totarget作用为给输入参数添加前缀"bin/"
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？
阅读sign.c可知,大小小于512字节且以0X55AA结尾
练习3：分析bootloader进入保护模式的过程。
1 关闭中断，初始化寄存器为0
cli # Disable interruptscld # String operations increment# Set up the important data segment registers (DS, ES, SS).xorw %ax, %ax # Segment number zeromovw %ax, %ds # -> Data Segmentmovw %ax, %es # -> Extra Segmentmovw %ax, %ss # -> Stack Segment
2 开启A20:
为了兼容早期版本初始化时物理地址只能寻址20位也就是1M，所以要开启A20这样物理寻址就能达到32位也就是4G
3 同时载入全局描述表
lgdt gdtdesc
4 进入保护模式，将cr0寄存器PE置1，开启保护模式
movl %cr0, %eaxorl $CR0_PE_ON, %eaxmovl %eax, %cr0
5 通过长跳转更新cs的基地址
ljmp $PROT_MODE_CSEG, $protcseg6 设置段寄存器，建立堆栈
7 转到保护模式完成，call进入bootmain
call bootmain练习4：分析bootloader加载ELF格式的OS的过程。
先从磁盘开始处读取了1页(8个扇区,每个512byte)的数据到内存64K处,再校验头部标识符是否合法.
接着从磁盘中读取每个程序段,并放到虚拟内存对应位置.
最后执行ELF入口程序,将控制权交给kernel
练习5：实现函数调用堆栈跟踪函数 （需要编程）
考察的是对EBP寄存器的运用.几乎所有本地编译器都会在每个函数体之前插入类似如下的汇编指令:
pushl %ebp
movl %esp,%ebp这两条汇编指令的含义是：首先将ebp寄存器入栈，然后将栈顶指针esp赋值给ebp。“mov ebp esp”这条指令表面上看是用esp覆盖ebp原来的值，其实不然。因为给ebp赋值之前，原ebp值已经被压栈（位于栈顶），而新的ebp又恰恰指向栈顶。此时ebp寄存器就已经处于一个非常重要的地位，该寄存器中存储着栈中的一个地址（原ebp入栈后的栈顶），从该地址为基准，向上（栈底方向）能获取返回地址、参数值，向下（栈顶方向）能获取函数局部变量值，而该地址处又存储着上一层函数调用时的ebp值。
一般而言，ss:[ebp+4]处为返回地址，ss:[ebp+8]处为第一个参数值（最后一个入栈的参数值，此处假设其占用4字节内存），ss:[ebp-4]处为第一个局部变量，ss:[ebp]处为上一层ebp值。由于ebp中的地址处总是“上一层函数调用时的ebp值”，而在每一层函数调用中，都能通过当时的ebp值“向上（栈底方向）”能获取返回地址、参数值，“向下（栈顶方向）”能获取函数局部变量值。如此形成递归，直至到达栈底。这就是函数调用栈。
由文档给出的不难理解，双层循环内层循环复则打印，外层循环复则查看堆栈调用，关键代码如下：
eip = ((uint32_t *)ebp)[1];ebp = ((uint32_t *)ebp)[0];练习6：完善中断初始化和处理
1 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？
/* Gate descriptors for interrupts and traps */
struct gatedesc {unsigned gd_off_15_0 : 16; // low 16 bits of offset in segmentunsigned gd_ss : 16; // segment selectorunsigned gd_args : 5; // # args, 0 for interrupt/trap gatesunsigned gd_rsv1 : 3; // reserved(should be zero I guess)unsigned gd_type : 4; // type(STS_{TG,IG32,TG32})unsigned gd_s : 1; // must be 0 (system)unsigned gd_dpl : 2; // descriptor(meaning new) privilege levelunsigned gd_p : 1; // Presentunsigned gd_off_31_16 : 16; // high bits of offset in segment
};可以看出一个表项为8字节（64位）其中0 ~ 15位和48 ~ 63位分别为偏移量的低16位和高16位，两者拼接为偏移量，16~31位为段选择器。通过段选择子去GDT中找到对应的基地址，然后基地址加上偏移量就是中断处理程序的地址。
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。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
extern uintptr_t __vectors[];int i ;for( i = 0; i < sizeof(idt) / sizeof(struct gatedesc); i++ ){SETGATE(idt[i] , 0 , GD_KTEXT , __vectors[i] , DPL_KERNEL );}/*** 【注意】除了系统调用中断(T_SYSCALL)使用陷阱门描述符且权限为用户态权限以外* ，其它中断均使用特权级(DPL)为０的中断门描述符，权限为内核态权限；而ucore的* 应用程序处于特权级３，需要采用｀int 0x80`指令操作（这种方式称为软中断，软件* 中断，Tra中断，在lab5会碰到）来发出系统调用请求，并要能实现从特权级３到特权* 级０的转换，所以系统调用中断(T_SYSCALL)所对应的中断门描述符中的特权级（DPL）* 需要设置为３。*/SETGATE(idt[T_SYSCALL] , 1 , GD_KTEXT , __vectors[T_SYSCALL] , DPL_USER);// this is different than answerlidt(&idt_pd);就是找一些宏去填就行了，找宏很麻烦，其他还好
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”。
Too Simple? Yes, I think so!
/* 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!*/ticks++;if(ticks % TICK_NUM == 0){print_ticks();}break;
