课程L1 L2

1. 何为实模式、保护模式？

参考链接：​​​​​​链接 1

 CPU的实模式和保护模式(一) - 知乎 

【构建操作系统】全局描述符表GDT - 知乎

小结：实模式，即直接访问物理实际地址，模型为

        段基址+左移4位 +段偏移

        形如 

        数据段+左移4位+ 通用寄存器值 = 数据地址
        栈段SS+左移4位 + SP = 栈地址

        之所以 左移4位，是因为 早期cpu寄存器是16位的，地址线有20位。直接存不下物理地址

        保护模式，cpu32位，地址32位，可以访问更大地址空间，和进行段地址权限控制，模型改动为，段寄存器 存 全局描述符表(GDT)的表项的索引值。表项存段基址

2.   test.c   test.i  test.s  test.o  test.exe  ?

小结：

预处理阶段。编译器首先对源代码进行预处理，处理以“#”开头的预处理指令，如“#include”和“#define”。预处理器根据这些指令修改源代码，生成一个扩展名为“.i”的预处理后的文件。

编译阶段。在编译阶段，编译器将预处理后的文件翻译成汇编代码，生成以“.s”结尾的汇编文件。这一阶段包括词法分析、语法分析、语义分析、中间代码生成、优化，最终生成与特定计算机体系结构相对应的汇编语言代码。

汇编阶段。汇编器将汇编代码翻译成机器代码，生成以“.o”结尾的目标文件。这一阶段的输出是二进制文件，其中包含可执行的机器指令。

链接阶段。链接器将目标文件和必要的库文件合并成一个完整的可执行文件。链接器负责解决外部函数和变量的引用，并确保不同的代码段（如指令和数据）正确地链接在一起。

即 test.i 称为预处理后的文件，test.s称为 汇编代码 具有段格式。test.o称为 链接可重定位文件 具有段格式，二进制格式。

3. 为什么分段及基本内存布局？

参考 《深入理解计算机》，“链接” 篇章

小结：最终的可执行文件 是分段的，数据段，代码段。分段的好处在与 将数据归类 便于查找 和加载到内存中。只是因为cpu 段寄存器的存在 导致了内存在逻辑上的分段，不存在物理分段。

分多个段 是因为 一个段偏移寄存器表示范围只有16位

P2小结：上电后 执行bios,加载bootseg后，bootseg将

1.setup及其剩余的操作系统代码加载到内存，

2.打印 启动日志，
3.将 控制权交到setup
 

实验二 ：操作系统的引导

1.为什么 在屏幕上显示字符串要读取光标的位置？

参考：c获取光标位置_一步步编写操作系统 75 从显卡读取光标位置1-CSDN博客
即 显示字符串 本质上不需要读取光标位置，只跟显存有关，但加上这个操作是为了 引导用户看见

2. 为什么 增加对es的处理？

答：es:bp 为读取的msg地址，设置为 #0x07c0（系统加载boot的默认位置），而非 #9000（boot将自己重复制到的位置） 是因为本实验的目的只涉及 打印。
boot的基本流程：
        Linux 的最前面部分是用 8086 汇编语言编写的（boot/bootsect.S），并保存在引导设备的第一个扇区 中。它将由 BIOS 读入到内存绝对地址 0x7C00（31KB）处。当它被执行时就会把自己移动到内存绝对 地址 0x90000（576KB）处，并把启动设备盘中后 2KB 字节代码（boot/setup.S）读入到内存 0x90200 处。 而内核的其他部分（system 模块）则被读入到从内存地址 0x10000（64KB）开始处。

3. 为什么 设置引导扇区标志 （ .org508）？

 答：3.1  org的概念

   ORG 2000H 　　
   START：MOV  AX，#00H
汇编语言源程序中若没有ORG伪指令，则程序执行时，指令代码被放到自由内存空间的CS:0处；若有ORG伪指令，编译器则把其后的指令代码放到ORG伪指令指定的偏移地址。两个ORG伪指令之间，除了指令代码，若有自由空间，则用0填充。

        3.2  .word 的概念

答：举例来说， 
_rWTCON: 
.word 0x15300000 
就是在当前地址，即_rWTCON处放一个值0x15300000 

翻译成intel的汇编语句就是： 
_rWTCON dw 0x15300000 

        3.3  boot_flag的规定

 答：规定必须位于 引导扇区的最后两个字节
        3.4 暂不加载文件系统？

4. 复习 从指定扇区磁道读字节码

答：

5. rol指令

7.从磁盘中读取setup.s到内存，并跳转setupseg

load_setup:
    mov dx, #0x0000 !设置设备号 和 磁头（那一面）
    mov cx, #0x0002 !设置扇区号 和 磁道号
    mov bx, #0x0200 ! es:bx 为写入内存位置，BOOTSEG + 512字节
    mov ax, #0x0200 + SETUPLEN !ah=0x02功能号，al = 0x02 读取的磁道数
    int 0x13
    jnc ok_load_setup

ok_load_setup:
    jmpi 0,SETUPSEG
    mov dx, #0x0000
    mov ax, #0x0000 ! 复位软驱重新读取
    int 0x13
    jmp load_setup

 setup.s 可暂时只打印字符 同 早期bootseg.s
效果图

8. 后续内容为 在setup.s 打印硬件参数 核心代码 为 16进制为字符转换、在光标处打印字符，与上雷同 可暂时略过。

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1.为什么跳转到systemseg 前启动保护模式？

答：因为保护模式的 寄存器访存 为32位，约4GB。比实模式 16位左移 加 偏离为 20位 约 1MB大得多。

2. 根据gdt表项寻址

答：

2.1 在保护模式仍为 段基址 + 偏移，不过段基址保存在gdt表项中。段寄存器表示 表项的索引。

2.2 段寄存器 为 16位，在保护模式下的含义如下：

则 jmpi 0,8 即 8:0, 0x8, 高13位表示index = 1

2.3 如gdt表项图 段基址 共占 32位，需要对号入座后需要拼接在一起，

limit_low = 0x07FF

base_low  = 0x000000 前24位

base_high = 0x00
2.4 则最后的线性地址为 0x00000000 + 0x0000

3.  宏展开

 答： 

 参考 C语言之宏详解（超级详细！）_c语言宏-CSDN博客

 4. 内联汇编

答：参考 C语言内联汇编-CSDN博客  

实验3 系统调用

1.对设置IDT表项的内联汇编的解释

答： 

__asm__ (

"movw %%dx,%%ax\n\t" \

 "movw %0,%%dx\n\t" \

"movl %%eax,%1\n\t" \

 "movl %%edx,%2" \

: \

: "i" ((short) (0x8000+(dpl<<13)+(type<<8))), \    0x8000 + 0x6000 + 0x0f00

"o" (*((char *) (gate_addr))), \                              &idt[0x80]

 "o" (*(4+(char *) (gate_addr))), \                         &idt[0x80] + 4

"d" ((char *) (addr)),"a" (0x00080000))                edx = &systemcall, eax = 0x00080000

1.
edx = &systemcall, eax = 0x00080000
2.

ax = dx = &systemcall的低16位

dx = 0x8000 + 0x6000 + 0x0f00

&idt[0x80] = eax,表项的低32位

&idt[0x80] + 4 = edx，4字节 即表项的高32位。

 3.

由此可知idt[0x80]被置为：
0~15位，偏移值低16位，&systemcall的低16位
16~31位，段选择子，0x0008
32~47位，属性值，0x0x8000 + 0x6000 + 0x0f00，其中p = 1, dpl= 11

48~63位，偏移值高16位，0x0000

 2.系统调用小结：

为什么调用系统api函数时，需要调用触发int 0x80？
答： 从上文 初始化idt表项可知，会将

1.dpl改为3

 2.段选择子置为0x8，则cpl 为0,

3. 段偏移为 systemcall.s 的地址 ，则可gpt寻址到内核代码systemcall了。

4. systemcall.s里  就会根据 触发int 0x80的同时 在eax中保存的系统调用号，查找数组，执行到最终的 系统函数了。

3. 添加系统函数的步骤

答： 从系统调用原理可知

1. 编写api，在对应头文件的添加 宏定义

如 在linux-0.11/lib下添加test.c

在  include/unistd.h中添加宏定义

2. 实现 函数功能，并修改 system_call对应数组 

修改include/linux/sys.h 中的system_call_table数组

实现函数

在 kenel下实现who.c

知识点：用户态和内核态传递数据，官方实验提示仅告知 从已有库函数抄

 函数实现如下

#include <asm/segment.h>
#include <errno.h>
#include <string.h>

char _myname[24];

int sys_iam(const char *name)
{
    char str[25];
    int i = 0;

    do
    {
        // get char from user input
        str[i] = get_fs_byte(name + i);
    } while (i <= 25 && str[i++] != '\0');

    if (i > 24)
    {
        errno = EINVAL;
        i = -1;
    }
    else
    {
        // copy from user mode to kernel mode
        strcpy(_myname, str);
    }

    return i;
}

int sys_whoami(char *name, unsigned int size)
{
    int length = strlen(_myname);
    printk("%s\n", _myname);

    if (size < length)
    {
        errno = EINVAL;
        length = -1;
    }
    else
    {
        int i = 0;
        for (i = 0; i < length; i++)
        {
            // copy from kernel mode to user mode
            put_fs_byte(_myname[i], name + i);
        }
    }
    return length;
}
 

3. 调用api测试

 这里 可引入api文件，或直接api里直接写main

oslab下添加

/* iam.c */
#define __LIBRARY__
#include <unistd.h> 
#include <errno.h>
#include <asm/segment.h> 
#include <linux/kernel.h>
_syscall1(int, iam, const char*, name);
   
int main(int argc, char *argv[])
{
    /*调用系统调用iam()*/
    iam(argv[1]);
    return 0;
}

/* whoami.c */
#define __LIBRARY__
#include <unistd.h> 
#include <errno.h>
#include <asm/segment.h> 
#include <linux/kernel.h>
#include <stdio.h>
   
_syscall2(int, whoami,char *,name,unsigned int,size);
   
int main(int argc, char *argv[])
{
    char username[64] = {0};
    /*调用系统调用whoami()*/
    whoami(username, 24);
    printf("%s\n", username);
    return 0;
}
 

实验4  进程运行轨迹的追踪和统计 

1.知识点 回顾

wait(&status): 回收所有子进程，返回子进程的状态，放在指针 &status 所指向的位置。
文件描述符：0 1 2 为固定文件描述符，dup(fd) 产生新的描述符，并指向同一文件。 

2. 进程调度

参考  【哈工大李治军】操作系统课程笔记4：CPU和多进程 + 【实验 4】进程运行轨迹的跟踪与统计实验_哈工大李治军老师操作系统笔记【4】csdn-CSDN博客

看懂sleep_on函数仅需要下面两张图

即

1.当前任务结构 加入链表的方式是：让链表头指针p指向自己，新产生的tmp（这样每个current对应一个tmp）指向旧的头（比当前任务先一步加入的任务）。

2.当 当前任务被唤醒后 会 返回继续执行 schedule()后面的 即163行后的，这样链表就会Last in Fisrt Out的依次被唤醒。

看懂 interruptible_sleep_on()  下面这张图。

即  由于当前任务 是属于 可被除wake_up（）外的函数唤醒的话，被唤醒后 执行 schedule()后面的代码前  会检查 头指针是否等于 当前结构指针(谁执行当前代码 全局变量current就指向谁)，若不是 就表明 我处在链表中间了，应该重新沉睡，等待被顺序唤醒。

看懂 调度函数 schedule

确实是  找到就绪状态 中 剩余时间片的任务 继续执行，即任何进程 只有当被唤醒（即状态被修改为 0/Task_running） 其时间片最大 才会继续执行。
 

看懂 主动睡眠sys_pause() 等

即 进入睡眠 只需要 两行代码 ： 修改状态 ，调度函数。 
之所以 sleep_on 还要额外 进入 阻塞队列中，是因为被动进入睡眠 是 需要按顺序唤醒的。

L12

1. 用户栈 内核栈，以及如何相互切换（五段论） ？

内核栈：

         pc为模型机概念 为 cs:ip计算后得地址。

        EFLAGS 标志寄存器

用户栈 =>内核栈，int0x80，压入固定得五个ss,sp,eflags,pc,cs

内核栈=>用户栈，iret 恢复中断前得状态 与 int指令 搭配。依次弹出这个五个

TCB切换，内核栈esp，TCB的概念 线程的五个信息。

L13

1. 时钟中断？

答: 定时中断信号可以由 系统定时器硬件产生，也可由进程的定时器产生。 

参考 定时器与时钟中断 - 简书

2. PCB结构中的 元素 tss? eip ? esp? 

答：

0. eip 保存了 父进程的 int0x80（sys_fork）后面的指令地址，则切换到子进程时就会从 fork()后执行。

1.tss包含了 如下图的寄存器内容，现在switch_to 是tcb.esp的直接切换，因为tss切换IO太多

2. 创建线程的时候 设置tss，设置tss.esp0 内核栈 对应tcb，tss.esp用户栈

3.tss 小结：为进程的上下文信息,保存了几乎所有寄存器的信息。PCB的一部分。PCB具体结构参考 进程控制块：PCB之task_struct_tss与pcb-CSDN博客

4.tss 与 tcb 关系 => 线程与进程的关系：

即 早期只有 “task_struct”这个概念,  pcb 这个任务既有 内存cpu资源 又有 任务切换, 线程理解为 共享进程资源的子任务 用tcb 表达。 猜想 可以把刚创建的进程 等价一个tcb（该进程就一个子任务 == 主任务）

实验5 基于内核栈切换的进程切换

1. 实验提示切换内容：

        依次完成 PCB 的切换: current 指向下一个进程

        TSS 中的内核栈指针的重写：由于共享同一个tss,则将一个进程的esp0 置过来 

        内核栈的切换: 寄存器 esp 指向下一个进程的esp. 

        LDT 的切换: 段表的切换

        PC 指针（即 CS:EIP）的切换：即iret，执行下一个进程的用户代码，与reschedule成对出现的 ret_from_sys_call完成了这件事
        

2. 回顾五段论 具体需要切换哪些内容

核心就是 切换内核栈esp，然后iret 去支持用户代码。段表、页表等寻址资源也得切换，当然此版本未提及页表的概念。

 L16~L19 信号量

讲的不好，不如参考《深入理解计算系统》相关章节：

1.从进度图的角度，论证了信号量如何保护线程安全的/互斥锁 
2.在生产者 消费者模型中，除了引入了mutex信号量表示互斥，还引入了 货物数，剩余槽数作为信号量表示 立即通知 对立线程去工作 而非随机通知。

 L22 多级页表思想

问题：绝大部分页表项 不会被使用，若直接去掉，则会导致 二分查找不如 连续时直接偏移定位，但不去又占内存空间。

方案：多级页表 每一小块之间是连续的。形如：弃掉未被使用的表项，分成连续的小块。

实验6 地址映射与共享 

明白 段基址 + 段内偏移 = 虚拟地址    虚拟地址 = 页目录 + 页号+ 偏移 , 段基址 存在于段表LDT中。即地址翻译过程即可。可参考 《深入理解计算机》9.6节
 

L27 L28 键盘 屏幕等外设 

基本概念：1.操作系统 将其统一封装为文件(open, write, read)，2.从底层汇编指令 即 (in 端口，数据/寄存器)，(out  端口，数据/寄存器)。
中间的封装的代码：偏向 设备驱动方向，可略。

L29 ~L30 生磁盘到文件的封装

可略

L31 L32  目录结构 与 文件系统
 

简要介绍了数据结构：多级索引结构，为了便于查找，树结构 节点仅保存下一级得索引号，inode数据单独存放