# Lab1 erport ## [练习1] [练习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) ``` bin/ucore.img | 生成ucore.img的相关代码为 | $(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 | | 为了生成ucore.img，首先需要生成bootblock、kernel | |> bin/bootblock | | 生成bootblock的相关代码为 | | $(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) | | | | 为了生成bootblock，首先需要生成bootasm.o、bootmain.o、sign | | | |> obj/boot/bootasm.o, obj/boot/bootmain.o | | | 生成bootasm.o,bootmain.o的相关makefile代码为 | | | bootfiles = $(call listf_cc,boot) | | | $(foreach f,$(bootfiles),$(call cc_compile,$(f),$(CC),\ | | | $(CFLAGS) -Os -nostdinc)) | | | 实际代码由宏批量生成 | | | | | | 生成bootasm.o需要bootasm.S | | | 实际命令为 | | | gcc -Iboot/ -fno-builtin -Wall -ggdb -m32 -gstabs \ | | | -nostdinc -fno-stack-protector -Ilibs/ -Os -nostdinc \ | | | -c boot/bootasm.S -o obj/boot/bootasm.o | | | 其中关键的参数为 | | | -ggdb 生成可供gdb使用的调试信息。这样才能用qemu+gdb来调试bootloader or ucore。 | | | -m32 生成适用于32位环境的代码。我们用的模拟硬件是32bit的80386，所以ucore也要是32位的软件。 | | | -gstabs 生成stabs格式的调试信息。这样要ucore的monitor可以显示出便于开发者阅读的函数调用栈信息 | | | -nostdinc 不使用标准库。标准库是给应用程序用的，我们是编译ucore内核，OS内核是提供服务的，所以所有的服务要自给自足。 | | | -fno-stack-protector 不生成用于检测缓冲区溢出的代码。这是for 应用程序的，我们是编译内核，ucore内核好像还用不到此功能。 | | | -Os 为减小代码大小而进行优化。根据硬件spec，主引导扇区只有512字节，我们写的简单bootloader的最终大小不能大于510字节。 | | | -I 添加搜索头文件的路径 | | | | | | 生成bootmain.o需要bootmain.c | | | 实际命令为 | | | gcc -Iboot/ -fno-builtin -Wall -ggdb -m32 -gstabs -nostdinc \ | | | -fno-stack-protector -Ilibs/ -Os -nostdinc \ | | | -c boot/bootmain.c -o obj/boot/bootmain.o | | | 新出现的关键参数有 | | | -fno-builtin 除非用__builtin_前缀， | | | 否则不进行builtin函数的优化 | | | |> bin/sign | | | 生成sign工具的makefile代码为 | | | $(call add_files_host,tools/sign.c,sign,sign) | | | $(call create_target_host,sign,sign) | | | | | | 实际命令为 | | | gcc -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 | | | | 首先生成bootblock.o | | ld -m elf_i386 -nostdlib -N -e start -Ttext 0x7C00 \ | | obj/boot/bootasm.o obj/boot/bootmain.o -o obj/bootblock.o | | 其中关键的参数为 | | -m 模拟为i386上的连接器 | | -nostdlib 不使用标准库 | | -N 设置代码段和数据段均可读写 | | -e 指定入口 | | -Ttext 制定代码段开始位置 | | | | 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 | |> bin/kernel | | 生成kernel的相关代码为 | | $(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) | | | | 为了生成kernel，首先需要 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 | | kernel.ld已存在 | | | |> obj/kern/*/*.o | | | 生成这些.o文件的相关makefile代码为 | | | $(call add_files_cc,$(call listf_cc,$(KSRCDIR)),kernel,\ | | | $(KCFLAGS)) | | | 这些.o生成方式和参数均类似，仅举init.o为例，其余不赘述 | |> obj/kern/init/init.o | | | 编译需要init.c | | | 实际命令为 | | | 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kernel时，makefile的几条指令中有@前缀的都不必需 | | 必需的命令只有 | | 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 | | 其中新出现的关键参数为 | | -T 让连接器使用指定的脚本 | | 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 ``` [练习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? 从sign.c的代码来看，一个磁盘主引导扇区只有512字节。且第510个（倒数第二个）字节是0x55，第511个（倒数第一个）字节是0xAA。 ## [练习2] [练习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。练习2可以单步跟踪，方法如下： 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 ``` 3 在看到gdb的调试界面(gdb)后，在gdb调试界面下执行如下命令 ``` si ``` 即可单步跟踪BIOS了。 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 ``` > [进一步的补充] ``` 改写Makefile文件 debug: $(UCOREIMG) $(V)$(TERMINAL) -e "$(QEMU) -S -s -d in_asm -D $(BINDIR)/q.log -parallel stdio -hda $< -serial null" $(V)sleep 2 $(V)$(TERMINAL) -e "gdb -q -tui -x tools/gdbinit" ``` 在调用qemu时增加`-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。为防止qemu在gdb连接后立即开始执行，删除了`tools/gdbinit`中的`continue`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。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 ``` 运行"make debug"便可得到 ``` Breakpoint 2, 0x00007c00 in ?? () => 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 ``` [练习2.3] 在调用qemu 时增加-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 进行比较，看看二者是否一致。在tools/gdbinit结尾加上 ``` b *0x7c00 c x /10i $pc ``` 便可以在q.log中读到"call bootmain"前执行的命令 ``` ---------------- IN: 0x00007c00: cli ---------------- IN: 0x00007c01: cld 0x00007c02: xor %ax,%ax 0x00007c04: mov %ax,%ds 0x00007c06: mov %ax,%es 0x00007c08: mov %ax,%ss ---------------- IN: 0x00007c0a: in $0x64,%al ---------------- IN: 0x00007c0c: test $0x2,%al 0x00007c0e: jne 0x7c0a ---------------- IN: 0x00007c10: mov $0xd1,%al 0x00007c12: out %al,$0x64 0x00007c14: in $0x64,%al 0x00007c16: test $0x2,%al 0x00007c18: jne 0x7c14 ---------------- IN: 0x00007c1a: mov $0xdf,%al 0x00007c1c: out %al,$0x60 0x00007c1e: lgdtw 0x7c6c 0x00007c23: mov %cr0,%eax 0x00007c26: or $0x1,%eax 0x00007c2a: mov %eax,%cr0 ---------------- IN: 0x00007c2d: ljmp $0x8,$0x7c32 ---------------- IN: 0x00007c32: mov $0x10,%ax 0x00007c36: mov %eax,%ds ---------------- IN: 0x00007c38: mov %eax,%es ---------------- IN: 0x00007c3a: mov %eax,%fs 0x00007c3c: mov %eax,%gs 0x00007c3e: mov %eax,%ss ---------------- IN: 0x00007c40: mov $0x0,%ebp ---------------- IN: 0x00007c45: mov $0x7c00,%esp 0x00007c4a: call 0x7d0d ---------------- IN: 0x00007d0d: push %ebp ``` 其与bootasm.S和bootblock.asm中的代码相同。 ## [练习3] 分析bootloader 进入保护模式的过程。从`%cs=0 $pc=0x7c00`，进入后首先清理环境：包括将flag置0和将段寄存器置0 ``` .code16 cli cld xorw %ax, %ax movw %ax, %ds movw %ax, %es movw %ax, %ss ``` 开启A20：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。 ``` seta20.1: # 等待8042键盘控制器不忙 inb $0x64, %al # testb $0x2, %al # jnz seta20.1 # movb $0xd1, %al # 发送写8042输出端口的指令 outb %al, $0x64 # seta20.1: # 等待8042键盘控制器不忙 inb $0x64, %al # testb $0x2, %al # jnz seta20.1 # movb $0xdf, %al # 打开A20 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 ``` 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 ``` 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 ``` ## [练习4] 分析bootloader加载ELF格式的OS的过程。首先看readsect函数， `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 } ``` readseg简单包装了readsect，可以从设备读取任意长度的内容。 ``` static void readseg(uintptr_t va, uint32_t count, uint32_t offset) { uintptr_t end_va = va + count; va -= offset % SECTSIZE; uint32_t secno = (offset / SECTSIZE) + 1; // 加1因为0扇区被引导占用 // ELF文件从1扇区开始 for (; va < end_va; va += SECTSIZE, secno ++) { readsect((void *)va, secno); } } ``` 在bootmain函数中， ``` void bootmain(void) { // 首先读取ELF的头部 readseg((uintptr_t)ELFHDR, SECTSIZE * 8, 0); // 通过储存在头部的幻数判断是否是合法的ELF文件 if (ELFHDR->e_magic != ELF_MAGIC) { 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， // 先将描述表的头地址存在ph ph = (struct proghdr *)((uintptr_t)ELFHDR + ELFHDR->e_phoff); eph = ph + ELFHDR->e_phnum; // 按照描述表将ELF文件中数据载入内存 for (; ph < eph; ph ++) { readseg(ph->p_va & 0xFFFFFF, ph->p_memsz, ph->p_offset); } // ELF文件0x1000位置后面的0xd1ec比特被载入内存0x00100000 // ELF文件0xf000位置后面的0x1d20比特被载入内存0x0010e000 // 根据ELF头部储存的入口信息，找到内核的入口 ((void (*)(void))(ELFHDR->e_entry & 0xFFFFFF))(); bad: outw(0x8A00, 0x8A00); outw(0x8A00, 0x8E00); while (1); } ``` ## [练习5] 实现函数调用堆栈跟踪函数 ss:ebp指向的堆栈位置储存着caller的ebp，以此为线索可以得到所有使用堆栈的函数ebp。 ss:ebp+4指向caller调用时的eip，ss:ebp+8等是（可能的）参数。输出中，堆栈最深一层为 ``` ebp:0x00007bf8 eip:0x00007d68 \ args:0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00007c4f : -- 0x00007d67 -- ``` 其对应的是第一个使用堆栈的函数，bootmain.c中的bootmain。 bootloader设置的堆栈从0x7c00开始，使用"call bootmain"转入bootmain函数。 call指令压栈，所以bootmain中ebp为0x7bf8。 ## [练习6] 完善中断初始化和处理 [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。 [练习6.2] 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。见代码 [练习6.3] 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函数见代码 ## [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服务在idt_init中，将用户态调用SWITCH_TOK中断的权限打开。 SETGATE(idt[T_SWITCH_TOK], 1, KERNEL_CS, __vectors[T_SWITCH_TOK], 3); 在trap_dispatch中，将iret时会从堆栈弹出的段寄存器进行修改对TO User ``` tf->tf_cs = USER_CS; tf->tf_ds = USER_DS; tf->tf_es = USER_DS; tf->tf_ss = USER_DS; ``` 对TO Kernel ``` tf->tf_cs = KERNEL_CS; tf->tf_ds = KERNEL_DS; tf->tf_es = KERNEL_DS; ``` 在lab1_switch_to_user中，调用T_SWITCH_TOU中断。注意从中断返回时，会多pop两位，并用这两位的值更新ss,sp，损坏堆栈。所以要先把栈压两位，并在从中断返回后修复esp。 ``` asm volatile ( "sub $0x8, %%esp \n" "int %0 \n" "movl %%ebp, %%esp" : : "i"(T_SWITCH_TOU) ); ``` 在lab1_switch_to_kernel中，调用T_SWITCH_TOK中断。注意从中断返回时，esp仍在TSS指示的堆栈中。所以要在从中断返回后修复esp。 ``` asm volatile ( "int %0 \n" "movl %%ebp, %%esp \n" : : "i"(T_SWITCH_TOK) ); ``` 但这样不能正常输出文本。根据提示，在trap_dispatch中转User态时，将调用io所需权限降低。 ``` tf->tf_eflags |= 0x3000; ```