計算機組成原理Ⅱ課程設計 PA3.1
目錄
思考題
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什么是操作系統？
我認為操作系統是運行在硬件之上，管理硬件，提供一系列操作硬件的API，供程序使用。因為我自己用Windows比較多，對比Linux，最直觀感受是Windows提供的圖形界面方便了用戶使用，使計算機進入了平常百姓家，而不只僅局限於技術人員。
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我們不⼀樣，嗎？
nanos-lite在調用AM的API的基礎上，實現了更多的功能和接口，例如文件系統、終端異常處理、加載器等。我認為他們是同等地位。
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操作系統的實質
程序
無
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程序真的結束了嗎？
main函數執行之前，主要就是初始化系統相關資源：
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設置棧指針
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初始化static靜態和global全局變量，即data段的內容
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將未初始化部分的賦初值：數值型short，int，long等為0，bool為FALSE，指針為NULL，等等，即.bss段的內容
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運行全局構造器，估計是C++中構造函數之類的吧
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將main函數的參數，argc，argv等傳遞給main函數，然后才真正運行main函數main
main函數執行之后：
- 獲取main的返回值
- 調用exit退出程序
int main(int argc, char *argv[], char *envp[]); __attribute__((section(".text.unlikely"))) void _start(int argc, char *argv[], char *envp[]) { int ret = main(argc, argv, envp); exit(ret); asser(t0); }https://blog.csdn.net/wang_jing_2008/article/details/7946450
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觸發系統調用
編寫了一個程序
hello.cconst char str[] = "Hello world!\n"; int main() { asm volatile ("movl $4, %eax;" // system call ID, 4 = SYS_write "movl $1, %ebx;" // file descriptor, 1 = stdout "movl $str, %ecx;" // buffer address "movl $13, %edx;" // length "int $0x80"); return 0; }編譯運行
gcc hello.c -o hello -m32結果：成功輸出
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有什么不同？
與函數調用過程十分類似。函數調用時，獲取調用函數的起始地址，並跳轉過去。在觸發函數調用前，會保存相關寄存器到棧中，函數調用完畢后再恢復。
可以。系統調用會根據系統調用號在 IDT 中索引，取得該調用號對應的系統調用服務程序的地址，並跳轉過去。在觸發系統調用前，會保護用戶相關狀態寄存器（EFLAGS, EIP等）到棧中，系統調用完畢后再恢復。這個過程與函數調用的過程基本一致，因此可以認為系統調用的服務程序理解為一個比較特殊的“函數”。
“服務程序”的工作都是硬件自動完成的，不需要程序員編寫指令來完成相應的內容。在函數運行的過程中遇到異常，才會觸發。由於“服務程序”和“用戶程序”使用的是不同的堆棧，因此在觸發“系統程序”時，涉及到堆棧的切換。
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段錯誤
編譯的過程是吧高級語言轉化為低級語言的過程，期間會檢查語法，但是具體程序中指令會跳轉到什么地方，編譯階段不負責檢查。只有在程序執行中，訪問到不訪問的地方時，才會觸發段錯誤。
段錯誤就是指訪問的內存超出了系統所給這個程序的內存空間。基本是是錯誤地使用指針引起的：
- 訪問系統數據區
- 內存越界，訪問到不屬於程序的內存區域（數組越界，變量類型不一致）
- 多線程程序使用了不安全的函數
- 多線程讀寫數據未加鎖保護
- 堆棧溢出
http://www.360doc.com/content/18/0331/16/21305584_741796830.shtml
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對比異常與函數調用
異常保存寄存器、錯誤碼#irq、 EFLAGS、CS、 EIP，形成了 trap frame（陷阱幀）的數據結構。函數調用調用者保存寄存器和被調用者保存寄存器（不一定保存）在異常處理的時候已經切換了棧幀，所以要保存更多的信息。
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詭異的代碼
以指向trapframe 內容的指針（esp）作為參數，調用trap函數。把
eip作為入口參數傳進去，然后在執行irq_handle這個函數之前，通過pusha，在棧幀中形成了_RegSer這個結構體，把eip作為一個結構體的起始地址，通過成員irq來分發事件。 -
注意區分事件號和系統調用號
事件號：標明我們一個未實現的系統調用事件的編號。
系統調用號：在識別出系統調用事件后，從寄存器中取出系統調用號和輸入參數，根據系統調用號查找系統調用分派表，執行相應的處理函數，並記錄返回值。
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打印不出來？
printf打印是行緩沖，讀取到的字符串會先放到緩沖區里，直到一行結束或者整個程序結束，才輸出到屏幕，因為我們打印的字符串一行沒有結束，所以就先執行后面的
*p=NULL報錯了。因此，我們要讓他輸出字符串內容，只需要在字符串后面加上
\n就表明一行結束，可以輸出了。#include <stdio.h> int main(){ int *p = NULL; printf("I am here!\n");//這里加上換行 *p = 10; return 0; } -
理解文件管理函數
fs_open：按照文件名在file_table里面搜索，若匹配到對應的文件名，則把該文件的讀寫指針標為0並返回文件的位置（即第幾個index）；若未匹配到，則報錯並返回-1。fs_read：若文件標號小於2，報錯。若fd為FD_EVENTS，則調用events_read()讀取指定位置指定長度的內容並返回。根據fd計算文件開始的位置，然后計算該文件的剩余字節數remain_bytes，並根據fd選擇讀取方式。最后更新讀寫指針。fs_write：根據fd計算文件開始位置，並計算該文件的剩余字節數remain_bytes，根據fd不同，選擇不同的寫方式，最后更新讀寫指針。fs_lseek：根據fd計算文件開始位置，獲取文件的讀寫指針位置和文件大小，然后根據whence選擇不同方式來對new_offset更新。若更新后，new_offset小於0或者大於文件大小，則把其置為0或文件大小並返回。fs_close：返回0 -
不再神秘的秘技
游戲bug，開發時沒有注意變量類型等問題，造成在某些特定情況下，會出現溢出現象。
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必答題
存檔讀取：PAL_LoadGame()先打開指定文件然后調用fread()從文件里讀取存檔相關信息（其中包括調用nanos.c里的_read()以及syscall.c中的sys_raed())，隨后關閉文件並把讀取到的信息賦值（用fs_write()修改），接着使用AM提供的memcpy()拷貝數據，最后使用nemu的內存映射I/O修改內存。更新屏幕：redraw()調用ndl.c里面的NDL_DrawRect()來繪制矩形，NDL_Render()把VGA顯存抽象成文件，它們都調用了nan0s-lite中的接口，最后nemu把文件通過I/O接口顯示到屏幕上面。 -
git log和git branch截圖
實驗內容
實現 loader
1.實現簡單 loader，觸發未實現指令 int
根據講義，我們只需要用到 ramdisk_read 函數，其中第一個參數填入 DEFAULT_ENTRY，偏移量為 0，長度為 ramdisk 的大小即可。
在loader.c中，別忘了聲明外部函數
extern void ramdisk_read(void *buf, off_t offset, size_t len);
extern size_t get_ramdisk_size();
更新loader()
uintptr_t loader(_Protect *as, const char *filename) {
ramdisk_read(DEFAULT_ENTRY,0,get_ramdisk_size());
return (uintptr_t)DEFAULT_ENTRY;
}
2.實現引入文件系統后的 loader
- 首先用fs_open()根據文件名獲取文件位置
- 再用fs_filesz()獲取文件大小
- 用fs_read()讀取指定位置指定長度的內容
- 最后用fs_close()關閉文件
//讀取文件位置
int index=fs_open(filename,0,0);
//讀取長度
int length=fs_filesz(index);
//讀取內容
fs_read(index,DEFAULT_ENTRY,length);
//關閉文件
fs_close(index);
別忘了引入頭文件
#include "../include/fs.h"
添加寄存器和 LIDT 指令
1.根據 i386 ⼿冊正確添加 IDTR 和 CS 寄存器
根據手冊，可知IDTR中base32位，limit16位。cs16位
struct {
uint32_t base; //32位base
uint16_t limit; //16位limit
}idtr;
uint16_t cs;
2.在 restart() 中正確設置寄存器初始值
根據講義可知cs寄存器需要初始化為8
static inline void restart() {
/* Set the initial instruction pointer. */
cpu.eip = ENTRY_START;
cpu.eflags.value=0x2;//eflags賦初始值
cpu.cs=0x8;
#ifdef DIFF_TEST
init_qemu_reg();
#endif
}
3.LIDT 指令細節可在 i386 ⼿冊中找到
查表可知，LIDT在gpr7中
填表
make_group(gp7,
EMPTY, EMPTY, EMPTY, EX(lidt),
EMPTY, EMPTY, EMPTY, EMPTY)
若OperandSize是16，則limit讀取16位，base讀取24位
若OperandSize是32，則limit讀取16位，base讀取32位
make_EHelper(lidt) {
cpu.idtr.limit=vaddr_read(id_dest->addr,2);//limit16
if (decoding.is_operand_size_16) {
cpu.idtr.base=vaddr_read(id_dest->addr+2,3);//base24
} else
{
cpu.idtr.base=vaddr_read(id_dest->addr+2,4);//base32
}
print_asm_template1(lidt);
}
實現 INT 指令
1.實現寫在 raise_intr() 函數中
通過觀看視頻，可知該函數的具體實現步驟
void raise_intr(uint8_t NO, vaddr_t ret_addr) {
/* TODO: Trigger an interrupt/exception with ``NO''.
* That is, use ``NO'' to index the IDT.
*/
//獲取門描述符
vaddr_t gate_addr=cpu.idtr.base+8*NO;
//P位校驗
if (cpu.idtr.limit<0){
assert(0);
}
//將eflags、cs、返回地址壓棧
rtl_push(&cpu.eflags.value);
rtl_push(&cpu.cs);
rtl_push(&ret_addr);
//組合中斷處理程序入口點
uint32_t high,low;
low=vaddr_read(gate_addr,4)&0xffff;
high=vaddr_read(gate_addr+4,4)&0xffff0000;
//設置eip跳轉
decoding.jmp_eip=high|low;
decoding.is_jmp=true;
}
2. 使⽤ INT 的 helper 函數調⽤ raise_intr()
執行 int 指令后保存的 EIP 指向的是 int 指令的下一條指令，所以第二個參數是decoding.seq_eip
make_EHelper(int) {
raise_intr(id_dest->val,decoding.seq_eip);
print_asm("int %s", id_dest->str);
#ifdef DIFF_TEST
diff_test_skip_nemu();
#endif
}
3.指令細節可在 i386 ⼿冊中找到
填表
/* 0xcc */ EX(int3), IDEXW(I,int,1), EMPTY, EMPTY,
成功運行
實現其他相關指令和結構體
1.組織 _RegSet 結構體，需要說明理由
根據講義可知，現場保存的順序為：①硬件保存 EFLAGS, CS, EIP ②vecsys() 會壓入錯誤碼和異常號 #irq ③ asm_trap() 會把用戶進程的通用寄存器保存到堆棧上
則恢復的時候倒序恢復
那么，我們就可知 _RegSet 的組織方式了
struct _RegSet {
uintptr_t edi,esi,ebp,esp,ebx,edx,ecx,eax;
int irq;
uintptr_t error_code,eip,cs,eflags;
};
運行截圖在下一問展示
2.pusha
填表
/* 0x60 */ EX(pusha), EMPTY, EMPTY, EMPTY,
3.popa
填表
/* 0x60 */ EX(pusha), EX(popa), EMPTY, EMPTY,
按手冊順序pop即可
make_EHelper(popa) {
rtl_pop(&cpu.edi);
rtl_pop(&cpu.esi);
rtl_pop(&cpu.ebp);
rtl_pop(&t0);
rtl_pop(&cpu.ebx);
rtl_pop(&cpu.edx);
rtl_pop(&cpu.ecx);
rtl_pop(&cpu.eax);
print_asm("popa");
}
3.iret
填表
/* 0xcc */ EX(int3), IDEXW(I,int,1), EMPTY, EX(iret),
根據手冊，按順序eip cs eflags出棧即可
make_EHelper(iret) {
ret_pop(&decoding.jmp_eip);
decoding.is_jmp=1;
rtl_pop(&cpu.cs);
rtl_pop(&cpu.eflags.value);
print_asm("iret");
}
完善事件分發和 do_syscall
1.完善 do_event，⽬前階段僅需要識別出系統調⽤事件即可
按照講義，識別系統調用事件 _EVENT_SYSCALL，然后調用 do_syscall()即可
別忘了聲明函數do_syscall()
extern _RegSet* do_syscall(_RegSet *r);
static _RegSet* do_event(_Event e, _RegSet* r) {
switch (e.event) {
case _EVENT_SYSCALL:
do_syscall(r);
break;
default: panic("Unhandled event ID = %d", e.event);
}
return NULL;
}
2.添加整個階段中的所有系統調⽤（none, exit, brk, open, write, read, lseek, close）
實現SYSCALL_ARGx(r)宏，根據講義提示，很容易實現
#define SYSCALL_ARG1(r) r->eax
#define SYSCALL_ARG2(r) r->ebx
#define SYSCALL_ARG3(r) r->ecx
#define SYSCALL_ARG4(r) r->edx
完善do_syscall()，在其中添加如下代碼
a[0] = SYSCALL_ARG1(r);
a[1] = SYSCALL_ARG2(r);
a[2] = SYSCALL_ARG3(r);
a[3] = SYSCALL_ARG4(r);
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none編寫
sys_none()，該函數什么也不做，返回1，不要忘記設置系統調用的返回值static inline uintptr_t sys_none(_RegSet *r) { //設置系統調用的返回值 SYSCALL_ARG1(r)=1; return 1; }成功
-
exit講義中說：你需要實現
SYS_exit系統調用，它會接收一個退出狀態的參數，用這個參數調用_halt()即可。這里這個退出狀態的參數我不明白怎么找的，反正就是4個參數，挨個試，到最后發現
SYSCALL_ARG2(r)成功了static inline uintptr_t sys_exit(_RegSet *r) { _halt(SYSCALL_ARG2(r)); return 1; } -
write檢查
fd的值，如果fd是1或2（分別代表stdout和stderr），則將buf為首地址的len字節輸出到串口（使用_putc()即可）。fs_write()符合上述要求。填寫參數的時候，注意buf類型static inline uintptr_t sys_write(uintptr_t fd, uintptr_t buf, uintptr_t len) { return fs_write(fd,(void *)buf,len); }最后還要設置正確的返回值，否則系統調用的調用者會認為
write沒有成功執行。返回什么，通過man 2 write可知，要返回寫的字符的bytes，正好是fs_write()的返回值由於
sys_write()沒有參數r，因此我在do_syscall()中填寫返回case SYS_write: SYSCALL_ARG1(r)=sys_write(a[1],a[2],a[3]); break;在
navy-apps/libs/libos/src/nanos.c的_write()中調用系統調用接口函數通過閱讀
_syscall_()參數，可知要傳系統調用類型、參數一參數二、參數三int _write(int fd, void *buf, size_t count){ _syscall_(SYS_write,fd,(uintptr_t)buf,count); }運行成功截圖
這里目前只需要實現這三個就可以跑通，然后我就接着往下做了。
最后整體做完，我按照要求來這補了一下系統調用。關鍵是別忘了把返回值存入SYSCALL_ARG1(r)
_RegSet* do_syscall(_RegSet *r) {
uintptr_t a[4];
a[0] = SYSCALL_ARG1(r);
a[1] = SYSCALL_ARG2(r);
a[2] = SYSCALL_ARG3(r);
a[3] = SYSCALL_ARG4(r);
switch (a[0]) {
case SYS_none:
sys_none(r);
break;
case SYS_exit:
sys_exit(r);
break;
case SYS_write:
SYSCALL_ARG1(r)=(int)sys_write(a[1],a[2],a[3]);
break;
case SYS_brk:
SYSCALL_ARG1(r)=(int)sys_brk(r);
break;
case SYS_open:
SYSCALL_ARG1(r)=(int)sys_open(a[1],a[2],a[3]);
break;
case SYS_read:
SYSCALL_ARG1(r)=(int)sys_read(a[1],a[2],a[3]);
break;
case SYS_close:
SYSCALL_ARG1(r)=(int)sys_close(a[1]);
break;
case SYS_lseek:
SYSCALL_ARG1(r)=(int)sys_lseek(a[1],a[2],a[3]);
break;
default: panic("Unhandled syscall ID = %d", a[0]);
}
實現堆區管理
在 Nanos-lite 中實現 SYS_brk 系統調用。由於目前 Nanos-lite 還是一個單任務操作系統，空閑的內存都可以讓用戶程序自由使用，因此我們只需要讓 SYS_brk 系統調用總是返回 0 即可，表示堆區大小的調整總是成功。
case SYS_brk:
SYSCALL_ARG1(r)=0;
break;
具體_sbrk()實現步驟，講義明確列出來了：
- program break 一開始的位置位於
_end - 被調用時，根據記錄的 program break 位置和參數
increment，計算出新 program break - 通過
SYS_brk系統調用來讓操作系統設置新 program break - 若
SYS_brk系統調用成功，該系統調用會返回0，此時更新之前記錄的 program break 的位置，並將舊 program break 的位置作為_sbrk()的返回值返回 - 若該系統調用失敗，
_sbrk()會返回-1
extern char _end;//聲明外部變量
static intptr_t brk=(intptr_t)&_end;//記錄開始位置
void *_sbrk(intptr_t increment){
intptr_t pre = brk;
intptr_t now=pre+increment;//記錄增加后的位置
intptr_t res = _syscall_(SYS_brk,now,0,0);//系統調用
if (res==0){//若成功，則返回原位置
brk=now;
return (void*)pre;
}//否則返回-1
return (void *)-1;
}
重點注意，改完navy-apps/libs/libos/src/nanos.c中的代碼，要記得重新編譯``navy-apps`!!!
實現系統調用
1.sys_open()
調用 fs_open ，根據給定路徑、標志和打開模式打開文件，注意pathname類型轉換
static inline uintptr_t sys_open(uintptr_t pathname, uintptr_t flags, uintptr_t mode) {
return fs_open((char *)pathname,flags,mode);
}
do_syscall中別忘了寫返回值
case SYS_open:
SYSCALL_ARG1(r)=(int)sys_open(a[1],a[2],a[3]);
break;
_open()
模仿已有的例子，別忘了類型轉換就可以
int _open(const char *path, int flags, mode_t mode) {
_syscall_(SYS_open,(uintptr_t)path,flags,mode);
}
2.sys_write()
調用 fs_write，將給定緩沖區的指定長度個字節寫入指定文件號的文件中，注意buf類型轉換
static inline uintptr_t sys_write(uintptr_t fd, uintptr_t buf, uintptr_t len) {
return fs_write(fd,(void *)buf,len);
}
do_syscall中別忘了寫返回值
case SYS_write:
SYSCALL_ARG1(r)=(int)sys_write(a[1],a[2],a[3]);
break;
_write()
模仿已有的例子，別忘了類型轉換就可以
int _write(int fd, void *buf, size_t count){
_syscall_(SYS_write,fd,(uintptr_t)buf,count);
}
3.sys_read()
調用 fs_read，從指定文件號的文件中讀取指定長度個字節到給定緩沖區中，注意buf類型轉換
static inline uintptr_t sys_write(uintptr_t fd, uintptr_t buf, uintptr_t len) {
return fs_write(fd,(void *)buf,len);
}
do_syscall中別忘了寫返回值
case SYS_read:
SYSCALL_ARG1(r)=(int)sys_read(a[1],a[2],a[3]);
break;
_read()
模仿已有的例子，別忘了類型轉換就可以
int _read(int fd, void *buf, size_t count) {
_syscall_(SYS_read,fd,(uintptr_t)buf,count);
}
4.sys_lseek()
已經實現
根據fd確定傳入的文件位置，並以此確定文件大小以及讀寫指針位置。然后根據whence來確定對指針進行操作，根據offset對文件進行讀寫，並判斷是否刪除完畢或者寫入內容超過文件大小。最后返回文件最新的讀寫位置。
5.sys_close()
調用 fs_close，關閉指定文件號的文件
static inline uintptr_t sys_close(uintptr_t fd) {
return fs_close(fd);
}
do_syscall中別忘了寫返回值
case SYS_close:
SYSCALL_ARG1(r)=(int)sys_close(a[1]);
break;
_close()
三四參數不用寫，傳入文件位置即可。
int _close(int fd) {
_syscall_(SYS_close,fd,0,0);
}
6.sys_brk()
前面已經實現
成功運⾏各測試⽤例
1.Hello world
2./bin/text
3./bin/bmptest
4./bin/events
5./bin/pal
遇到的問題及解決辦法
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遇到問題：實現堆區管理時，一直是按字符輸出，當時搞了好久。
解決方案：全局make clean，然后重新編譯所有文件，過了。后面也遇到了相似問題，只要記得重新make，就解決了。
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遇到問題：
_syscall_()對這個函數不太懂，當時思考了很久，也讀了很多代碼，不知道系統調用的幾個函數該怎么填參數。解決方案：模仿框架已經寫好的
_exit()，按順序把參數填到對應位置上，居然就過了。
實驗心得
本次實驗感覺難度不小，涉及到了很多計算機底層的知識，閱讀代碼花了我很長很長時間，雖然pa3.1做完了，代碼能跑了，但有些地方的調用關系以及思路還是不太理解，希望在后面的學習中能夠逐漸理解整個計算機底層是怎么運行的。
其他備注
助教真帥