ucore lab1

雨落方飞
349 阅读4分钟

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)

补充说明：如想了解make执行了哪些命令，可以执行：

$ make "V="

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说明要制作ucore.img要用kernel和bootblock

kernel

image-20221103231947946

image-20221102164548926

bootblock

image-20221102165538210

image-20221102165623516

ld -e start -Ttext 0x7c00 在ld时就把bootblock放在0x7c00地址

到目前为止我们已经有了bootblock（就是bootloader）和kernel（ucore os）

image-20221102173255575

但是我们还只是有bootblock但bootblock还不满足我们关于mbr的要求

完成了全部的编译链接后，还需要生成启动扇区。使用tools/sign和objdump对目标文件bootblock.o进行修改得到。

在生成了bootblock.o,

  1. 调用objdump提取了bootblock.o中的代码输出到bootblock.out中；

  2. 调用tools/sign检查bootblock.out是否小于510字节，如果大于510字节就报错;

  3. tools/sign将bootblock.out输出到一个bin/bootblock，并将文件最后两个字节设置为0x55，0xAA。

    image-20221105213131247

虚拟磁盘的生成

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dd if=/dev/zero of=bin/ucore.img count=10000

首先我们要知道dd命令的块默认是512字节。这一行的命令是生成一个ucore.img文件（由1000个512字节的块组成，每个块由0填充）

dd if=bin/bootblock of=bin/ucore.img conv=notrunc

conv=notrunc 表示不要截断输出文件，我的理解是不会覆盖全部，这一行意思就是把bootblock放在ucore.img的第一个块

dd if=bin/kernel of=bin/ucore.img seek=1 conv=notrunc

seek=n就是跳过前面n个块。这一行意思就是从ucore.img的第二个块开始写kernel的内容

这样就制作出了ucore.img

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？

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练习2

1.使用qemu和gdb调试

首先qemu和gdb通过用网络端口1234进行通信，在打开qemu后再打开gdb输入

target remote localhost:1234`

即可连接qemu，此时qemu会进入停止状态，听从gdb的命令。另外，我们可能需要qemu在一开始便进入等待模式，那么qemu参数就要带-S -s

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第一行就是启动qemu并让它停下，第三行就是为了让gdb在启动时执行这些命令，使用gdb -q-x tools/lab1init启动gdb：

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第一行是让gdb读取kernel的符号表

第二行是让qemu和gdb通信

第三行是让qemu处在实模式下

第四行是再0x7c00打断点

结果

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练习3

1.分析bootloader进入保护模式的过程

阅读boot/bootasm.s的代码（bootloader 在0x7c00)

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在开始时 cli指令关中断，cld 将df置0 ，下面四行 将各个段寄存器置0

  • 为何开启A20，以及如何开启A20

旧程序只能寻址1mb，在访问1mb以上的地址采取环绕的方法。（就是mod）后来的内存变大了地址线变大的，可以寻址4gb的空间，可是他们又不想破环原来的程序，要兼容就想出来了a20方法，给a20一个外部门，默认关闭并采取环绕模式

该门（A20门）由键盘控制器IC上的GPIO引脚控制 . 因此，需要在进入保护模式之前启用它 ，那怎么打开呢？

A20线是一个OR逻辑电路门，被放置在第20位的地址总线上，而且可以开启或关闭。于历史原因A20地址位由键盘控制器芯片8042管理，这样通过键盘控制器可以开启开关闭A20线。

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inb 指令是向0x64 port 读取一个字节，端口0x64是键盘控制器的IO端口 （也就是get status）

testb al 就是看port是不是满的，也就是看port是不是busy

补充

Status Register - PS/2 Controller
Bit Meaning
2   System Flag - Meant to be cleared on reset and set by firmware

如果不是空的（也就是处于busy状态），就重复以上过程。

上面三行代码就是以轮询方式询问port

后面 两行就是向64port发送0xdf，oxd1 means 向8042控制器（键盘控制器）的p2port发送写数据命令

补充：

端口0x64（命令端口）用于向键盘控制器（PS / 2）发送命令 .

端口0x60（数据端口）用于向/从PS / 2（键盘）控制器或PS / 2设备本身发送数据 .

后面的代码将0xdf发送给了控制器，实现了打开a20。

总而言之，第一个代码块是等键盘控制器不busy时，向64port发送写命令

第二个代码块时等键盘控制器不busy时，向60port发送0xdf来打开a20地址线

到现在的总结：

1.禁止中断；

2.等待，直到8042 Input buffer为空为止；

3.发送Write 8042 Output Port命令到8042 Input buffer；

4.等待，直到8042 Input buffer为空为止；

5.向P2写入数据，将OR2置1。

  • 如何初始化GDT表

    首先gdt在bootasm.s中有

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初始化gdt表，用lgdt指令加载gdt地址进gdtr寄存器。但是在细节上lgdt会加载64bit也就是6byte。也是说gdtdesc有4字节的gdt表地址和2字节gdt表的大小

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所以gdt大小可以通过gdtdesc-gdt-1算出，再用.word定义（.word x 就相当于定义16bit 用x填充）.lomg gdt 就是4字节gdt的地址

那gdt：下面三行代码是干什么的吗？后来才发现他们是定义在asm.h的宏

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所以可以看到gdt表中有三项，第一项是8个字节的0

那为什么是8个字节呢，而且是全0了？于是我去查了

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这是selecter（16bit 13bit做index 1bit做区分 2bit做rpl 特权级）

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gdte

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另外gdte（gdt entry）设计也与段寄存器向对应

段寄存器
struct set
{
  WORD Selector, //段选择子  16位
  WORD Attribute,//段属性    16位
  DWORD Base,    //段基地址 32位
  DWORD Limit,   //段限长 32位
}

首先段选择子我们上面讲了，段属性是匹配gdte的8到23位

段基址于gdte的三段base匹配，段描述符的基地址由三部分组成. 原因是CPU实在16位上扩展的.要兼容16位.32位 64位.所以只能不断扩展

limit这个就不用说了.看上图就知道. 第四个字节的 0-15位来做成的limit，高地址的 16 - 19位 也是

那第二项 宏通过定义也可以看出来是sta_x|sta_r (采用了bitset) 就是可读可执行，那就是代码段

宏翻译过后是

  .word 0xffff, 0x0000;
  .byte 0x00, 0x9a, 0xcf, 0x00    

是不是感觉一头雾水，让我们把他于上面写的gdte一一对应起来

另外我们的机器是小段机所以我们生成的数字其实是
00    c      f      9a         00
--    -      -      --         --
base  flags  limit  acessbyte  base
00  00 ff ff
------ -----
base   limit

acessbyte
p dpl s e dc rw a
1 00  1 1 0  1  0
S:       1 代表数据段、代码段或堆栈段，0 代表系统段如中断门或调用门

E:       1 代表代码段，可执行标记，0 代表数据段
就是通过sta_x|sta_r 来设置段的属性

就可以得出gdt second entry 是base位0x00000000的代码段

同理可得third entry 是数据段。另外limit都是0xffff（4gb）是因为在保护模式采用了平坦寻址

  • 如何使能和进入保护模式

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将cro的pe置1（同过与1或最后一位），代表进入保护模式

而如何使能保护模式：一：地址的转换（段地址的使用）

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ljmp的使用 同时设置cs，ip寄存器

将cs该为kernel code selecter（ox8 就是0x0*16+1000）所以index是1正好是gdt的第二项代码段

需要注意由于我们bootloader程序代码段在实模式加载到内存时其从0x00007C00物理地址向高位内存加载，而当我们在分段模式下设定Base地址为0时，偏移地址为protcseg地址时，在保护模式下正好能运行bootloader中protcseg段代码。

设置段寄存器将各个寄存器的值由值设置为 selecter。在lab1中，我们已经碰到到了简单的段映射，即对等映射关系，保证了物理地址和虚拟地址相等，也就是通过建立全局段描述符表，让每个段的基址为0，从而确定了对等映射关系。

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建立stack：

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start地址0x7c00

建立了地址从0到0x7c00的stack

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调运bootmian函数

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练习4

1.分析加载elf的os过程

要解决两个问题

  • bootloader如何读取硬盘扇区的？

    通过readsect函数，而readseg函数是readsect函数的包装。大概是readsect函数一次只能读一个磁盘扇区

    读一个扇区的流程（可参看boot/bootmain.c中的readsect函数实现）大致如下：

    1. 等待磁盘准备好

    2. 发出读取扇区的命令

    3. 等待磁盘准备好

    4. 把磁盘扇区数据读到指定内存

      #define ELFHDR          ((struct elfhdr *)0x10000) 

readseg((uintptr_t)ELFHDR, SECTSIZE * 8, 0);

static void
readseg(uintptr_t va, uint32_t count, uint32_t offset) {
    uintptr_t end_va = va + count;//要在磁盘里读从va到end_va

    // round down to sector boundary
    va -= offset % SECTSIZE;//offset % 512 也就是 offset这个位置相对于这个扇区的offset。找到开始的磁盘边界，因为readsect要读一整个磁盘

    // translate from bytes to sectors; kernel starts at sector 1
    uint32_t secno = (offset / SECTSIZE) + 1; //找到开始的磁盘，+1是因kernel是在第二个磁盘，offset是相对于kernel来说的

    // If this is too slow, we could read lots of sectors at a time.
    // We'd write more to memory than asked, but it doesn't matter --
    // we load in increasing order.
    for (; va < end_va; va += SECTSIZE, secno ++) {
        readsect((void *)va, secno);
    }
}


static void
readsect(void *dst, uint32_t secno) {
    // wait for disk to be ready
    waitdisk(); //等待磁盘准备好

    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);//读取的扇区起始编号共28位，分成4部分依次放在0x1F3~0x1F6寄存器中。
    outb(0x1F7, 0x20);                      // cmd 0x20 - read sectors 发出读取扇区的命令

    // wait for disk to be ready
    waitdisk(); //等待磁盘准备好

    // read a sector
    insl(0x1F0, dst, SECTSIZE / 4); //从0x1F0读取SECTSIZE字节数到dst的位置,每次读四个字节，读取 SECTSIZE/ 4次。
}

      image-20221105222016255

  • bootloader是如何加载ELF格式的OS？

首先看魔数判断是不是elf格式，然后通过program header加载段（在link是将相同属性的section合成一个segment，在根据program header放到内存的位置中.）

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  if (ELFHDR->e_magic != ELF_MAGIC) {
        goto bad;
    }

    struct proghdr *ph, *eph;

    // load each program segment (ignores ph flags)
    ph = (struct proghdr *)((uintptr_t)ELFHDR + ELFHDR->e_phoff); //program header的address
    eph = ph + ELFHDR->e_phnum; //e_phnum pht的entry数
    for (; ph < eph; ph ++) {
        readseg(ph->p_va & 0xFFFFFF, ph->p_memsz, ph->p_offset);
    }

    // call the entry point from the ELF header
    // note: does not return
    ((void (*)(void))(ELFHDR->e_entry & 0xFFFFFF))();//e_entry kernel的入口

内核编译后，链接成elf格式，线性地址0xf0100000起始的位置，但是这时候我们kernel被bootloader放在了物理地址0x10000，

所以物理地址是ph->p_va & 0xFFFFFF，实现了映射

总结一下就是

  1. 从硬盘读了8个扇区数据到内存0x10000处，并把这里强制转换成elfhdr使用；
  2. 校验e_magic字段；
  3. 根据偏移量分别把程序段的数据读取到内存中。

练习5

1.需要在lab1中完成kdebug.c中函数print_stackframe的实现

就照着注释写就行，只要知道函数调用堆栈就问题不大（具体可以看一下caspp chapter2）

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结果：

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练习6

  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？

    image-20221106234541552

2.中断处理过程

2.1. 首先在指令周期的最后时间是检查中断控制器。

指令周期：

image-20221106234959390

2.2.如果有中断，就读取中断向量，作为idt的index

得到中断描述符。（就是得到selecter和offset）

2.3.通过selecter在gdt中找到段描述符，得到base，再将base与上面得到的offset结合得到handler的地址

2.4.并且CPU会根据CPL和中断服务例程的段描述符的DPL信息确认是否发生了特权级的转换。如果发生特权级的转换就要进行段的跳转，也意味者要进行堆栈的切换。

堆栈切换：

2.4.1.根据dpl从tss选择ss，esp

2.4.2.进行ss，esp检验

2.4.3.保存当前的ss，esp

2.4.4.加载new ss，esp

2.4.5.将old ss，esp压入新栈

2.4.6.数据复制到新栈，复制的num根据门的param count

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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。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。

就照着注释写行，答案本身就有

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”

这更简单了

4.ucore的中断处理

idt的handle是vector[n]接着到了_alltraps，构建了trpframe（保存了中断信息），call trap函数

trap函数处理中断就是用来switch case

image-20221107221545444

结果：image-20221107221709096

中断返回

　在trap函数返回后，代码的控制流回到了trapentry.S中，即CPU指令指向call trap的下一条指令。为了保证中断服务返回后之前被中断程序上下文的正确性，需要将执行call trap之前的压入的数据一一弹出还原。

  1. 按照相反的顺序弹出、还原各个常用寄存器的值(popl esp、popal、popl gs/fs/es/ds)。
  2. 通过addl $0x8, %esp，以直接上移栈顶指针的方式，略过之前压入的中断号tf_trapno和错误码tf_err。
  3. 执行iret指令，iret指令会将之前硬件自动压入的eip、cs、eflags按照顺序弹出。当CPU发现弹出时的cs值和当前cs值不一致，则认定此次中断发生了特权级的变化。此时CPU会接着弹出之前压入了的esp、ss寄存器的值，令其返回到中断发生前对应的特权级栈中继续执行。

　　CPU认为只有之前发生特权级变化时才会额外压入ss、esp，所以中断返回时如果发现弹出的cs与当前cs不一致时，除了恢复之前栈上的cs(也恢复了CPL)，同时会额外的弹出esp、ss。

　　这一特权级机制在lab1的挑战练习lab1 challenge1中被利用了起来，挑战练习1需要模拟出内核态转化至用户态，再从用户态再转换回内核态的过程。

image-20221108203602976

Challenge 1

1.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

kern_init 调用 switch_test，该函数如下

 static void
    switch_test(void) {
        print_cur_status();          // print 当前 cs/ss/ds 等寄存器状态
        cprintf("+++ switch to  user  mode +++\n");
        switch_to_user();            // switch to user mode
        print_cur_status();
        cprintf("+++ switch to kernel mode +++\n");
        switch_to_kernel();         // switch to kernel mode
        print_cur_status();
    }

switch_to_*函数用中断实现进行特权级的转换

在代码中已经有这两个中断号，直接在switch_to_*函数中通过int 指令调用，在__alltraps函数中添加相应的handler就行

实现基础：我们通过练习6已经知道中断的过程，在中断时会有一个trapframe结构来保存计算机的状态，在之后就会弹出这个结构，我们只要在trapframe还在stack上更改trapframe的信息，就让计算机进行状态的转移。

那我们要改什么呢？首先知道进行特权级的转变，就是改段寄存器的selecter，还有进行堆栈的变化

CPU认为只有之前发生特权级变化时才会额外压入ss、esp，所以中断返回时如果发现弹出的cs与当前cs不一致时，除了恢复之前栈上的cs(也恢复了CPL)，同时会额外的弹出esp、ss。通过这个机制我们也能欺骗机器进行堆栈的转换

switch_to_user

在我们调用中断之前，我们首先要解决堆栈的问题。因为我们从内核到用户不会进行堆栈的切换，但是既让我们要到以哦用户态就要进行切换，所以我们要手动压入ss，esp，再调用中断。其实这个堆栈的问题困扰了我很久，后来我自己的理解就是他堆栈的建立有两个过程。一个是从我们目前的状态到处理中断的代码（也就是到内核态），这时候crl是0，drl也是0所以不会切换堆栈，不会压入ss，esp才要我们手动，另一个是后来返回时，cs的crl已经被我们设置称3，drl是0于是这时候就可以进行堆栈切换

image-20221109221214451

可是我们手动压入导致堆栈进行了变化，所以在handler时要对esp进行调整。因为在返回时要保持trapframe的结果

image-20221109222313446

所以你知道为什么我们压入ss，esp而esp只用加4吗？因为esp作为那个指向trapframe的指针也作为trapframe的结构的一部分

但是这个时候我们运行不会出现我们期望的结果

image-20221109223318917

那是因为我们到了用户态是不能用in out指令。为了保证在用户态下也能使用I/O，将IOPL降低到了ring 3。

image-20221109222118735

switch_to_kernel

我们在调用中断时，要对他进行初始化，我们是在用户态调用的，所以这个中断要用陷阱们并且dpl也要设置为用户

image-20221109223121731

而这时候我们是处于用户态，进行中断，crl是3，drl是0，自动压入ss，esp。可是再返回是我们已经把cs设置成内核态了，所以在IRET返回时会误认为没有特权级转换发生，不会把SS、ESP弹出，因此从用户态切换到内核态时需要手动弹出SS、ESP。

image-20221109224720352

在handler倒是没什么特别的，也不用输出不用考虑io。

image-20221109224813844

结果：

image-20221109225001680

image-20221109225027888

Challenge2 我就没做了

ps：王力宏歌是真的好听，另外说一句，本来我都是手工进行校验的，后来我都用meld了

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