ucore实验---Lab1
ucore实验报告—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)
在此练习中,大家需要通过阅读代码来了解:
- 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)
- 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?
练习1.1
$(UCOREIMG): $(kernel) $(bootblock)
(V)ddif=/dev/zeroof=(V)dd if=/dev/zero of=(V)ddif=/dev/zeroof=@ count=10000
(V)ddif=(V)dd if=(V)ddif=(bootblock) of=$@ conv=notrunc
(V)ddif=(V)dd if=(V)ddif=(kernel) of=$@ seek=1 conv=notrunc
$(call create_target,ucore.img)
首先先创建一个大小为10000字节的块儿，然后拷贝bootblock，根据上述代码，我们知道生成镜像文件，首先要生成kernel和bootblock
生成kernel：
$(kernel): tools/kernel.ld
$(kernel): (KOBJS)@echo"bbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbb(KOBJS) @echo "bbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbb(KOBJS)@echo"bbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbb(KOBJS)"
@echo + ld $@
(V)(V)(V)(LD) $(LDFLAGS) -T tools/kernel.ld -o $@ (KOBJS)@(KOBJS) @(KOBJS)@(OBJDUMP) -S $@ > (callasmfile,kernel)@(call asmfile,kernel) @(callasmfile,kernel)@(OBJDUMP) -t $@ | KaTeX parse error: Expected group after '^' at position 39: …d; s/ .* / /; /^̲$/d’ > $>>(call symfile,kernel)
通过make V=指令得到执行的具体命令,生成kernel，需要用GCC编译器将kern目录下所有的.c文件全部编译生成.o文件(其实个人感觉就是需要make对.c文件进行编译)
生成bootblock：
$(bootblock): (calltoobj,(call toobj,(calltoobj,(bootfiles)) | (calltotarget,sign)@echo"========================(call totarget,sign) @echo "========================(calltotarget,sign)@echo"========================(call toobj,$(bootfiles))"
@echo + ld $@
(V)(V)(V)(LD) $(LDFLAGS) -N -e start -Ttext 0x7C00 $^ -o (calltoobj,bootblock)@(call toobj,bootblock) @(calltoobj,bootblock)@(OBJDUMP) -S $(call objfile,bootblock) > (callasmfile,bootblock)@(call asmfile,bootblock) @(callasmfile,bootblock)@(OBJCOPY) -S -O binary $(call objfile,bootblock) (calloutfile,bootblock)@(call outfile,bootblock) @(calloutfile,bootblock)@(call totarget,sign) $(call outfile,bootblock) $(bootblock)
同样根据make V=指令打印的结果，得到要生成bootblock，首先需要生成bootasm.o、bootmain.o、sign
附：生成sign的代码
$(call add_files_host,tools/sign.c,sign,sign)
$(call create_target_host,sign,sign)
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有以下几点：
- 磁盘主引导扇区只有512字节
- 磁盘最后两个字节为0x55AA
- 由不超过466字节的启动代码和不超过64字节的硬盘分区表加上两个字节的结束符组成
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。
2.在初始化位置 0x7c00 设置实地址断点,测试断点正常。
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。
4.自己找一个 bootloader或内核中的代码位置，设置断点并进行测试
首先通过make qemu指令运行出等待调试的qemu虚拟机，然后再打开一个终端，通过下述命令连接到qemu虚拟机：
gdb
target remote 127.0.0.1:1234
进入到调试界面：
输入si命令单步调试，
这是另一个终端会打印下一条命令的地址和内容
然后输入b*0x7c00在初始化位置地址0x7c00设置上断点
然后输入continue使之继续运行
这时成功在0x7c00处停止运行，然后我们查看此处的反汇编代码，如下
对比此时bootasm.S中的起始代码，发现确实是一样的
----------------
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
附加：单步跟踪调试:
1 修改 lab1/tools/gdbinit,内容为:
set architecture i8086
target remote :1234
//file bin/kernel
//target remote :1234
//break kern_init
//continue
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
练习3
分析从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
1、关闭中断，将各个段寄存器重置
cli # Disable interrupts
cld # String operations increment
xorw %ax, %ax # Segment number zero
movw %ax, %ds # -> Data Segment
movw %ax, %es # -> Extra Segment
movw %ax, %ss # -> Stack Segment
2.开启A20
然后就是将A20置1，简单解释一下A20，当 A20 地址线控制禁止时，则程序就像在 8086 中运行，1MB 以上的地是不可访问的。而在保护模式下 A20 地址线控制是要打开的，所以需要通过将键盘控制器上的A20线置于高电位，使得全部32条地址线可用。
seta20.1:
inb $0x64, %al # 读取状态寄存器,等待8042键盘控制器闲置
testb $0x2, %al # 判断输入缓存是否为空
jnz seta20.1
movb $0xd1, %al # 0xd1表示写输出端口命令，参数随后通过0x60端口写入
outb %al, $0x64
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
3、加载GDT表
lgdt gdtdesc
4、将CR0的第0位置1
movl %cr0, %eax
orl $CR0_PE_ON, %eax
movl %eax, %cr0
5、长跳转到32位代码段，重装CS和EIP
ljmp $PROT_MODE_CSEG, $protcseg
6、重装DS、ES等段寄存器等
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
7、转到保护模式完成，进入boot主方法
movl $0x0, %ebp
movl $start, %esp
call bootmain
练习4
分析bootloader加载ELF格式的OS的过程
- bootloader如何读取硬盘扇区的？
- bootloader是如何加载 ELF格式的 OS？
这里主要分析是bootmain函数，
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);
}
bootloader读取硬盘扇区
根据上述bootmain函数分析，首先是由readseg函数读取硬盘扇区，而readseg函数则循环调用了真正读取硬盘扇区的函数readsect来每次读出一个扇区 (其实这个在源代码中都有注释的)
readsect(void *dst, uint32_t secno) {
waitdisk(); // 等待硬盘就绪
// 写地址0x1f2~0x1f5,0x1f7,发出读取磁盘的命令
outb(0x1F2, 1);
outb(0x1F3, secno & 0xFF);
outb(0x1F4, (secno >> 8) & 0xFF);
outb(0x1F5, (secno >> 16) & 0xFF);
outb(0x1F6, ((secno >> 24) & 0xF) | 0xE0);
outb(0x1F7, 0x20);
waitdisk();
insl(0x1F0, dst, SECTSIZE / 4);//读取一个扇区
}
bootloader加载 ELF格式的 OS
读取完磁盘之后，开始加载ELF格式的文件
bootmain(void) {
…
//首先判断是不是ELF
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，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);
}
//根据ELF头表中的入口信息，找到内核的入口并开始运行
((void ()(void))(ELFHDR->e_entry & 0xFFFFFF))();
bad:
…
}
练习5
完成kdebug.c中函数print_stackframe的实现，可以通过函数>print_stackframe来跟踪函数调用堆栈中记录的返回地址。
根据注释我们可以更好地编写代码
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]*/
}
然后我么你对应的实现代码即可,具体的函数需要查看接口
void print_stackframe(void) { uint32_t ebp=read_ebp(); //(1) call read_ebp() to get the value of ebp. the type is (uint32_t)uint32_t eip=read_eip(); //(2) call read_eip() to get the value of eip. the type is (uint32_t)for(int i=0;i<STACKFRAME_DEPTH&&ebp!=0;i++){ //(3) from 0 .. STACKFRAME_DEPTHcprintf("ebp:0x%08x eip:0x%08x ",ebp,eip); //(3.1)printf value of ebp, eipuint32_t *tmp=(uint32_t *)ebp+2;cprintf("arg :0x%08x 0x%08x 0x%08x 0x%08x",*(tmp+0),*(tmp+1),*(tmp+2),*(tmp+3)); //(3.2)(uint32_t)calling arguments [0..4] = the contents in address (unit32_t)ebp +2 [0..4]cprintf("\n"); //(3.3) cprintf("\n");print_debuginfo(eip-1); //(3.4) call print_debuginfo(eip-1) to print the C calling function name and line number, etc.eip=((uint32_t *)ebp)[1];ebp=((uint32_t *)ebp)[0]; //(3.5) popup a calling stackframe}
}
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？
2.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。
3.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。
4.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。
跟上一题一样，完全按照注释与给出的文档里的信息来补全代码。
void idt_init(void) {/* LAB1 YOUR CODE : STEP 2 *//* (1) Where are the entry addrs of each Interrupt Service Routine (ISR)?* All ISR's entry addrs are stored in __vectors. where is uintptr_t __vectors[] ?* __vectors[] is in kern/trap/vector.S which is produced by tools/vector.c* (try "make" command in lab1, then you will find vector.S in kern/trap DIR)* You can use "extern uintptr_t __vectors[];" to define this extern variable which will be used later.* (2) Now you should setup the entries of ISR in Interrupt Description Table (IDT).* Can you see idt[256] in this file? Yes, it's IDT! you can use SETGATE macro to setup each item of IDT* (3) After setup the contents of IDT, you will let CPU know where is the IDT by using 'lidt' instruction.* You don't know the meaning of this instruction? just google it! and check the libs/x86.h to know more.* Notice: the argument of lidt is idt_pd. try to find it!*/
}
填充的代码为
void idt_init(void) {extern uintptr_t __vectors[]; //声明__vertors[],其中存放着中断服务程序的入口地址int i;for(i=0;i<256;i++) {SETGATE(idt[i],0,GD_KTEXT,__vectors[i],DPL_KERNEL);}SETGATE(idt[T_SWITCH_TOK],0,GD_KTEXT,__vectors[T_SWITCH_TOK],DPL_USER); //填充中断描述符表IDTlidt(&idt_pd); //使用lidt指令加载中断描述符表
}
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”。
效果图如下
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