最近一直都在跟清華大學的操作系統課程，這個課程最大的特點是有一系列可以實戰的操作系統實驗。這些實驗總共有8個，我在這里記錄實驗中的一些心得和總結。

Task1

這個Task主要是為了熟悉Makfile以及如何生成操作系統的鏡像文件。Makefile會用就行了，并不用太深入的理解。

Task2

這個Task主要是為了熟悉GDB以及熟悉操作系統的啟動過程，下面是調試BIOS的一些過程。

首先修改gdbinit為:

set architecture i8086 target remote :1234 define hook-stop x/i $pc end

然后輸入

make debug

通過輸入

x/i $cs x/i $eip

我們可以獲取當前 $cs 和 $eip 的值。其中

$cs = 0xf000 $eip = 0xfff0

在實模式下，這個地址就是

$cs << 4 | $eip = 0xffff0

我們也可以看看這個地址的指令是什么

x/2i 0xffff0

得到的結果是

0xffff0: ljmp $0xf000,$0xe05b

也就是說，BIOS開始的地址應該是

$cs << 4 | 0xe05b = 0xfe05b

此時, 我們設置一個斷點到0x7c00:

b *0x7c00 /* 注意，對于絕對地址來說，需要添加*將其作為地址 */

然后當程序運行起來后, 最后會停止在 0x7c00 這個地址。這里存放的便是bootloader了。

Task3

這個Taks是這5個Taks中最重要的一個。通過這個Task我們可以了解：如何開啟A20；CPU是如何從實模式轉換到保護模式；如何初始化和使用GDT表。

如何開啟/關閉 A20

實模式下內存的訪問

在開啟A20前，我們先來說說i8086時CPU是如何訪問內存空間的。

在i8086時代，CPU的數據總線是16bit，地址總線是20bit，寄存器是16bit，因此CPU只能訪問1MB以內的空間。因為數據總線和寄存器只有16bit，如果需要獲取20bit的數據, 我們需要做一些額外的操作，比如移位。實際上，CPU是通過對segment(每個segment大小恒定為64K) 進行移位后和offset一起組成了一個20bit的地址，這個地址就是實模式下訪問內存的地址：

address = segment << 4 | offset

理論上，20bit的地址可以訪問1MB的內存空間(0x00000 - (2^20 - 1 = 0xFFFFF))。但在實模式下, 這20bit的地址理論上能訪問從0x00000 - (0xFFFF0 + 0xFFFF = 0x10FFEF)的內存空間。也就是說，理論上我們可以訪問超過1MB的內存空間，但越過0xFFFFF后，地址又會回到0x00000。

上面這個特征在i8086中是沒有任何問題的(因為它最多只能訪問1MB的內存空間)，但到了i80286/i80386后，CPU有了更寬的地址總線，數據總線和寄存器后，這就會出現一個問題： 在實模式下, 我們可以訪問超過1MB的空間，但我們只希望訪問1MB以內的內存空間。為了解決這個問題， CPU中添加了一個可控制A20地址線的模塊，通過這個模塊，我們在實模式下將第20bit的地址線限制為0，這樣CPU就不能訪問超過1MB的空間了。進入保護模式后，我們再通過這個模塊解除對A20地址線的限制，這樣我們就能訪問超過1MB的內存空間了。

A20開啟/關閉的過程

現在使用的CPU都是通過鍵盤控制器8042來控制A20地址線。默認情況下，A20地址線是關閉的(第20bit的地址線限制為0)，因此在進入保護模式(需要訪問超過1MB的內存空間)前，我們需要開啟A20地址線(第20bit的地址線可為0或者1)。A20的開啟過程請參考bootasm.S文件。

CPU是如何從實模式轉換到保護模式

這個特別簡單，我們需要在開啟A20地址線后，將$CR0(control register 0)的PE(bit0)置為1就行了。具體代碼請參考bootasm.S文件。

如何初始化和使用GDT表

GDT詳解

在使用GDT前，我們需要先來了解什么是GDT。GDT全稱是Global Descriptor Table，也就是全局描述符表。在保護模式下，我們通過設置GDT將內存空間被分割為了一個又一個的segment(這些segment是可以重疊的)，這樣我們就能實現不同的程序訪問不同的內存空間。
這和實模式下的尋址方式是不同的, 在實模式下我們只能使用

address = segment << 4 | offset

的方式進行尋址(雖然也是segment + offset的，但在實模式下我們并不會真正的進行分段)。在這種情況下，任何程序都能訪問整個1MB的空間。而在保護模式下，通過分段的方式，程序并不能訪問整個內存空間。下面引用一段ucore實驗報告書上的說明：

【補充】保護模式下，有兩個段表：GDT（Global Descriptor Table）和LDT（Local Descriptor Table），每一張段表可以包含8192 (2^13)個描述符[1]，因而最多可以同時存在2 * 2^13 = 2^14個段。雖然保護模式下可以有這么多段，邏輯地址空間看起來很大，但實際上段并不能擴展物理地址空間，很大程度上各個段的地址空間是相互重疊的。目前所謂的64TB（2^(14+32)=2^46）邏輯地址空間是一個理論值，沒有實際意義。在32位保護模式下，真正的物理空間仍然只有2^32字節那么大。注：在ucore lab中只用到了GDT，沒有用LDT。

Reference: [1] 3.5.1 Segment Descriptor Tables, Intel? 64 and IA-32 Architectures Software Developer’s Manual

除了GDT, 我們還需要了解另外幾個名詞：段描述符(segment descriptor)和段選擇子(segment selector)。段描述符就是GDT中的元素，段選擇子就是訪問GDT的索引。

段選擇子

在實模式下, 邏輯地址由段選擇子和段選擇子偏移量組成. 其中, 段選擇子16bit, 段選擇子偏移量是32bit. 下面是段選擇子的示意圖:

在段選擇子中，其中的INDEX[15:3]是GDT的索引。

TI[2:2]用于選擇表格的類型，1是LDT，0是GDT。

RPL[1:0]用于選擇請求者的特權級，00最高，11最低。

段描述符

段描述符的形式比較復雜(為了兼容各種不同版本的CPU)，這里我只給一個示意圖，具體的內容請查找手冊。這里用到的最重要的是segment base和segment limit：

GDT的訪問

有了上面這些知識，我們可以來看看到底應該怎樣通過GDT來獲取需要訪問的地址了。我們通過這個示意圖來講解：

我們根據CPU給的邏輯地址分離出段選擇子。

利用這個段選擇子選擇一個段描述符。

將段描述符里的Base Address和段選擇子的偏移量相加而得到線性地址。這個地址就是我們需要的地址。

GDT的初始化和使用

因為在保護模式下我們需要使用分段的內存空間，因此在進入保護模式前，我們就需要初始化GDT。 下面就通過一些代碼來說明如何初始化和使用GDT。

下面是GDT初始化的代碼:

#define SEG_NULLASM \.word 0, 0; \.byte 0, 0, 0, 0#define SEG_ASM(type,base,lim) \.word (((lim) >> 12) & 0xffff), ((base) & 0xffff); \.byte (((base) >> 16) & 0xff), (0x90 | (type)), \(0xC0 | (((lim) >> 28) & 0xf)), (((base) >> 24) & 0xff)gdt:/* 有一個特殊的選擇子稱為空(Null)選擇子，它的Index=0，TI=0，而RPL字段可以為任意值。空選擇子有特定的用途，當用空選擇子進行存儲訪問時會引起異常。空選擇子是特別定義的，它不對應于全局描述符表GDT中的第0個描述符，因此處理器中的第0個描述符總不被處理器訪問，一般把它置成全0。*/SEG_NULLASM # null seg/* 在Lab1中, code segment和data segment都可以訪問整個內存空間 */SEG_ASM(STA_X|STA_R, 0x0, 0xffffffff) # code seg for bootloader and kernelSEG_ASM(STA_W, 0x0, 0xffffffff) # data seg for bootloader and kernelgdtdesc:/* lgdt 要先載入GDT的大小, 然后才是gdt的地址 */.word 0x17 # sizeof(gdt) - 1.long gdt # address gdt

理論上GDT可以存在內存中任何位置，但這里我們是在實模式下初始化GDT的，因此GDT應該是存在最低的這1MB內存空間中。CPU通過lgdt指令讀入GDT的地址，之后我們就可以使用GDT了。

.set PROT_MODE_CSEG, 0x8 .set PROT_MODE_DSEG, 0x10/* 載入GDT */ lgdt gdtdesc/* 從實模式切換到保護模式*/ movl %cr0, %eax orl $CR0_PE_ON, %eax movl %eax, %cr0# ljmp <imm1>, <imm2> # %cs ← imm1 # %ip ← imm2 /* 將%cs(code segment)的值設置為0x8 */ ljmp $PROT_MODE_CSEG, $protcseg...protcseg:# Set up the protected-mode data segment registers/* 設置data segment 的值 */movw $PROT_MODE_DSEG, %ax # Our data segment selectormovw %ax, %ds # -> DS: Data Segmentmovw %ax, %es # -> ES: Extra Segmentmovw %ax, %fs # -> FSmovw %ax, %gs # -> GSmovw %ax, %ss # -> SS: Stack Segment

Task4

通過這個Task，我們可以了解OS是如何加載ELF鏡像文件的。這里我并沒有仔細研究ELF文件格式以及如何使用。

Task5

這個task是為了讓我們了解函數的調用和堆棧的關系。對于函數調用的細節，我在之前的文章中已經寫過了，具體請參見C函數調用過程原理及函數棧幀分析。這里主要分析下代碼，源代碼在 kern/debug/kdebug.c文件中。

/* 棧底方向 高位地址 ... ... 參數3 參數2 參數1 返回地址 上一層[ebp] <-------- [esp/當前ebp] 局部變量 低位地址 */ void print_stackframe(void) {uint32_t cur_ebp, cur_eip; uint32_t args[4]; cur_ebp = read_ebp();cur_eip = read_eip();/* 假設最多有20層的函數調用 */for (int stack_level = 0; stack_level < STACKFRAME_DEPTH + 1; stack_level++) {cprintf("ebp: 0x%08x eip: 0x%08x ", cur_ebp, cur_eip);/* 假設函數最多有4個參數 */for (int arg_num = 0; arg_num < 4; arg_num++)args[arg_num] = *((uint32_t *)cur_ebp + (2 + arg_num));cprintf("args:0x%08x 0x%08x 0x%08x 0x%08x\n", args[0], args[1], args[2], args[3]);print_debuginfo(cur_eip);/* 獲取上一層函數的返回地址和$ebp的值 */cur_eip = *((uint32_t *)cur_ebp + 1); cur_ebp = *((uint32_t *)cur_ebp); } }

Task6

這個Task主要是為了讓我們熟悉保護模式下的中斷。在X86架構中，中斷可以分為3種：

和CPU無關的，比如外設的請求等，這些屬于Interrupt。

和CPU有關的，比如除0，page fault等，這些屬于Exception。

系統調用，這些屬于Trap

中斷機制

當CPU收到中斷(通過8259A完成)或者異常的事件時，它會暫停執行當前的程序或任務，通過一定的機制跳轉到負責處理這個信號的相關處理例程中，在完成對這個事件的處理后再跳回到剛才被打斷的程序或任務中.

中斷向量和中斷服務例程

在X86架構中, 系統最多支持256種不同的中斷， 這些中斷都有一個相應的中斷向量與其對應. 每個中斷向量又有一個對應的中斷服務例程， 這個中斷服務例程用于處理中斷向量.

IDT

將中斷向量和中斷服務例程聯系在一起的是IDT(Interrupt Descriptor Table)，輸入一個中斷向量，我們可以找到并運行該中斷向量對應的中斷服務例程。IDT和GDT類似，每個描述符都是8K，但IDT的第一項可以包含一個描述符。IDT中的中斷描述符可以分為3種：

Task Gate

Interrupt Gate

Trap Gate

在這個Lab中我們使用了后兩種中斷描述符.

Interrupt Gate和Trap Gate差不多，但有些微小的區別，我直接引用老師的說明:

【補充】所謂“自動禁止”，指的是CPU跳轉到interrupt gate里的地址時，在將EFLAGS保存到棧上之后，清除EFLAGS里的IF位，以避免重復觸發中斷。在中斷處理例程里，操作系統可以將EFLAGS里的IF設上,從而允許嵌套中斷。但是必須在此之前做好處理嵌套中斷的必要準備，如保存必要的寄存器等。二在ucore中訪問Trap Gate的目的是為了實現系統調用。用戶進程在正常執行中是不能禁止中斷的，而當它發出系統調用后，將通過Trap Gate完成了從用戶態（ring 3）的用戶進程進了核心態（ring 0）的OS kernel。如果在到達OS kernel后禁止EFLAGS里的IF位，第一沒意義（因為不會出現嵌套系統調用的情況），第二還會導致某些中斷得不到及時響應，所以調用Trap Gate時，CPU則不會去禁止中斷。總之，interrupt gate和trap gate之間沒有優先級之分，僅僅是CPU在處理中斷時有不同的方法，供操作系統在實現時根據需要進行選擇。

根據實際需求，我們建立相應的IDT，在建立好IDT后，我們就需要告訴CPU我們建立的IDT在哪里。要實現這個目的，我們需要使用一個專門的指令lidt將IDT的地址加載到IDTR寄存器中。這樣 CPU就通過這個寄存器便可以訪問IDT了。在IDTR寄存器中，我們需要存入IDT的起始地址和大小。下面是IDTR寄存器的示意圖：

中斷實例

我這里通過該Task的代碼來說明如何建立IDT以及如何通過中斷向量來訪問相應的中斷服務例程。

建立中斷向量表

在這個lab中，中斷向量表是__vectors，該表的每一項存儲一個中斷向量的地址。中斷服務例程在__alltraps中被調用。 __alltraps除了調用中斷服務例程外，還會做現場保護等工作。

# kern/trap/vectors.S .globl vector0 vector0:pushl $0pushl $0jmp __alltraps... .globl vector255 vector255:pushl $0pushl $255jmp __alltraps# vector table .data .globl __vectors __vectors:.long vector0.long vector1.long vector2.long vector3....long vector255# kern/trap/trapentry.S .globl __alltraps __alltraps:...# push %esp to pass a pointer to the trapframe as an argument to trap()# 我這里補充一下, 在call __alltraps 之前, $esp指向最后壓入的一個參數, 也就是interrupt number(比如pushl $255). 所以說這里 pushl %esp 就是把 $255 在stack中的地址壓入stack作為 trap() 的參數pushl %esp# call trap(tf), where tf=%espcall trap

建立IDT

在這個Lab中，前32個中斷向量和T_SYSCALL使用的是Trap Gate；其余的中斷向量都是使用Interrupt Gate。

void idt_init(void) {extern uintptr_t __vectors[]; for (int i = 0; i < 256; i++) {if (i < IRQ_OFFSET) { SETGATE(idt[i], 1, GD_KTEXT, __vectors[i], DPL_KERNEL); } else if (i == T_SYSCALL) { SETGATE(idt[i], 1, GD_KTEXT, __vectors[i], DPL_USER);} else { SETGATE(idt[i], 0, GD_KTEXT, __vectors[i], DPL_KERNEL);}}lidt(&idt_pd); }

中斷處理流程

下圖是一個簡化版的中斷處理流程：

當系統接收到中斷后, 會根據中斷類型產生一個中斷向量。

用這個中斷向量作為索引在IDT中找到相應的中斷描述符。

利用中斷描述符中的Segment Selector在GDT中找到相應的Segment。

將3中找到的Segment和中斷描述符中的Offset(也就是中斷向量表中存儲的中斷向量的地址)相加得到中斷服務例程的地址。

調用這個中斷服務例程。

詳細的中斷處理過程請參考中斷與異常和lab1中對中斷的處理實現.

總結

以上是生活随笔為你收集整理的ucore操作系统实验笔记 - Lab1的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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