练习一：
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)
+ cc kern/init/init.c //编译 init.c
+ cc kern/libs/readline.c //编译 readline.c
+ cc kern/libs/stdio.c //编译 stdio.c
+ cc kern/debug/kdebug.c//编译 kdebug.c
+ cc kern/debug/kmonitor.c //编译 kmonitor
+ cc kern/debug/panic.c//编译 panic.c
+ cc kern/driver/clock.c //编译 clock.c
+ cc kern/driver/console.c //编译 console.c
+ cc kern/driver/intr.c//编译 intr.c
+ cc kern/driver/picirq.c //编译 picirq.c
+ cc kern/trap/trap.c //编译 trap.c
+ cc kern/trap/trapentry.S //编译 trapentry.S
+ cc kern/trap/vectors.S //编译 vector.S
+ cc kern/mm/pmm.c//编译 pmm.c
+ cc libs/printfmt.c // printgmt.c
+ cc libs/string.c //编译 string.c
+ ld bin/kernel//接下来用ld合并目标文件(object) 和 库文件(archive),生成kernel程序
+ cc boot/bootasm.S //编译 bootasm.S
+ cc boot/bootmain.c //编译 bootmain.c
+ cc tools/sign.c //编译 sign.c
+ ld bin/bootblock//接下来连接源文件与目标文件，生成bootblock程序
//最后将bootloader放入虚拟硬盘ucore.img中去。
dd if=/dev/zero of=bin/ucore.img count=10000
dd if=bin/bootblock of=bin/ucore.img conv=notrunc
dd if=bin/kernel of=bin/ucore.img seek=1 conv=notrunc
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？
由tools/sign.c中的报错检查条件易知
大小必须为512字节并且以55AA标志结尾
练习二：使用qemu执行并调试lab1中的软件。
make lab1-mon //在Makefile中设置调试
target remote localhost:1234 //qemu和gdb之间使用网络端口1234进行通讯
define hook-stop//强制反汇编x/i $pcend
next 单步到程序源代码的下一行，不进入函数。nexti 单步一条机器指令，不进入函数。step 单步到下一个不同的源代码行（包括进入函数）。stepi 单步一条机器指令。
练习三：分析bootloader进入保护模式的过程。
Bootasm.S代码段分析：
cli # （在16位下）关闭中断
cld # 设置字符串操作是递增方向
# 设置重要数据段计数器(DS, ES, SS).
xorw %ax, %ax # eax寄存器（16位）设置为0
movw %ax, %ds # -> 数据段寄存器
movw %ax, %es # -> 扩展段寄存器
movw %ax, %ss # -> 栈段寄存器
# 将A20使能(打开A20地址线):
# 为了兼容早期的PC机，第20根地址线在实模式下不能使用
#所以超过1MB的地址，默认就会返回到地址0，重新从0循环计数#下面的代码打开A20地址线
seta20.1:
inb $0x64, %al #从0x64端口读入一个字节的数据到al中
（al寄存器为eax寄存器的低8位）
testb $0x2, %al #test指令可以当作and指令，只不过它不会影响操作数
jnz seta20.1 #如果上面的测试中发现al的第2位为0（代表键盘缓冲区为空），就不执行该指令 否则就循环检查
movb $0xd1, %al #将0xd1(edx低8位）写入到al中
outb %al, $0x64 # 将al中的数据写入到端口0x64中
seta20.2:
inb $0x64, %al # 从0x64端口读取一个字节的数据到al中
testb $0x2, %al #测试al的第2位是否为0
jnz seta20.2 #如果上面的测试中发现al的第2位为0，就不执行该指令 否则就循环检查
movb $0xdf, %al # 将0xdf写入到al中
outb %al, $0x60 # 将al中的数据写入到0x60端口中 # 将全局描述符表描述符加载到全局描述符表寄存器
# cr0中的第0位为1表示处于保护模式
# cr0中的第0位为0，表示处于实模式
lgdt gdtdesc
movl %cr0, %eax #把控制寄存器cr0加载到eax中
orl $CR0_PE_ON, %eax #将eax中的第0位设置为1
movl %eax, %cr0 #将eax中的值装入cr0中
# 跳转到32位模式中的下一条指令
# 将处理器切换为32位工作模式
#下面这条指令执行的结果会将$PROT_MODE_CSEG加载到cs中，cs对应的高速缓冲存储器会加载代码段描述符,同样将$protcseg加载到ip中
ljmp $PROT_MODE_CSEG,$protcseg//PROT_MODE_CASE=0x8
gdt:
SEG_NULLASM # null段SEG_ASM(STA_X|STA_R, 0x0, 0xffffffff) # 代码段描述符
SEG_ASM(STA_W, 0x0, 0xffffffff) # 数据段描述符
Bootload的启动过程可以概括如下：
首先，BIOS从主加载分区中物理地址为0x7c00的位置加载以下代码并开始执行实模式代码，段寄存器cs值为0，ip值为7c00。
CLI屏蔽中断；CLD使DF复位，即DF=0，串操作方向控制。
设置寄存器 ax，ds，es，ss寄存器值清0；地址线20被*，高于1MB的地址都默认回卷到0。怎么激活A20呢，由于历史原因A20地址位由键盘控制器芯片8042管理。所以要给8042发命令激活A20
8042有两个IO端口：0x60和0x64， 激活流程位： 发送0xd1命令到0x64端口 --> 发送0xdf到0x60
从实模式转换到保护模式，用到了全局描述符表和段表，使得虚拟地址和物理地址匹配，保证转换时有效的内存映射不改变；lgdt汇编指令把GDTR描述符表的大小和起始位置存入gdtr寄存器中；将CR0的最后一位设置为1，进入保护模式；指令跳转由代码段跳到protcseg的起始位置。
设置保护模式下数据段寄存器；设置堆栈寄存器并调用main函数；对GDT作处理。
练习四：分析bootloader加载ELF格式的OS的过程：
1、bootloader是如何加载ELF格式的OS？
void bootmain(void) {
// 从硬盘读取第一页(读到内存的位置，大小，ELF文件偏移)
readseg((uintptr_t)ELFHDR, SECTSIZE * 8, 0);
// 通过魔数判断是否为合法的ELF文件
if (ELFHDR->e_magic != ELF_MAGIC) {
goto bad;
}
#加载每个程序头表中的段 (ignores ph flags)
//定义两个程序头表段
struct proghdr *ph, *eph;
//ph表示ELF段表首地址；eph表示ELF段表末地址
ph = (struct proghdr *)((uintptr_t)ELFHDR + ELFHDR->e_phoff);
eph = ph + ELFHDR->e_phnum;
//循环读每个段
for (; ph < eph; ph ++) {
readseg(ph->p_va & 0xFFFFFF, ph->p_memsz, ph->p_offset);
}
// 调用头表中的内核入口地址实现内核链接地址转化为加载地址，无返回值
((void (*)(void))(ELFHDR->e_entry & 0xFFFFFF))();
bad: //出现问题时的处理
outw(0x8A00, 0x8A00);
outw(0x8A00, 0x8E00);
/* do nothing */
while (1);
}
2、bootloader如何读取硬盘扇区的？
//检查硬盘是否就绪（检查0x1F7的最高两位，如果是01，则跳出循环；否则等待）
static void waitdisk(void) {
while ((inb(0x1F7) & 0xC0) != 0x40)
/* do nothing */;
}
static void readsect(void *dst, uint32_t secno) {
// 等待磁盘准备就绪
waitdisk();
outb(0x1F2, 1); #count = 1 #读取一个扇区
outb(0x1F3, secno & 0xFF); #要读取的扇区编号
outb(0x1F4, (secno >> 8) & 0xFF); #用来存放读写柱面的低 8位字节
outb(0x1F5, (secno >> 16) & 0xFF); #用来存放读写柱面的高 2位字节
outb(0x1F6, ((secno >> 24) & 0xF) | 0xE0);#用来存放要读/写的磁盘号及磁头号
outb(0x1F7, 0x20); // cmd 0x20 - read sectors
// wait for disk to be ready
waitdisk();
// read a sector
insl(0x1F0, dst, SECTSIZE / 4); //获取数据
}
练习五：实现函数调用堆栈跟踪函数
完成函数print_stackframe的实现，观察输出，并解释最后一行各个数值的含义。
参考源代码如下：
void print_stackframe(void) {
uint32_t ebp = read_ebp();
uint32_t eip = read_eip();
int i, j;
for (i = 0; ebp != 0 && i < STACKFRAME_DEPTH;i++){
//打印当前ebp和eip的地址
cprintf("ebp:0x%08x eip:0x%08x args:", ebp, eip);
uint32_t *args = (uint32_t *)ebp + 2;
//读出参数的相关声明
for (j = 0; j < 4; j ++) {
cprintf("0x%08x ", args[j]);
}
cprintf("\n");
print_debuginfo(eip - 1);
eip = ((uint32_t *)ebp)[1];//eip为压到栈中的eip地址的内容
ebp = ((uint32_t *)ebp)[0];//ebp为压入栈中的ebp所在地址的内容
}
}
运行结果如下图：
分析最后一行为：
<unknow>: -- 0x00007d62 --
显示的信息是“文件名、文件行数、函数名称、函数入口偏移量”
汇编语言在调用C函数的时候，先将参数按照倒序压到栈里，然后压入返回地址，即call语句的下一条指令的地址，然后将ebp的值压入栈中，之后将esp的值赋给ebp，然后再调整eip的值为函数入口地址。
练习六：
1、中断向量表中一个表项占用多少字节，其中哪几位代表中断处理代码的入口？
如中断向量表中一个表项struct gatedesc {}：将bit位相加共64bit为8字节；其第31-16位是段选择子，第63-48位和第15-0位分别是偏移量的高16位和低16位。通过段选择子和段偏移量，就可以找到中断处理代码入口。
2、完成初始化函数idt_init；
查看mmu.h中的SETGATE宏：
#define SETGATE(gate, istrap, sel, off, dpl)
主要使用这个宏进行段选择符的构造
gate：为相应的idt数组内容
istrap：系统段设置为1，中断门设置为0
sel：段选择子
off：为__vectors数组内容
dpl：设置优先级
//保存在vectors.S中的256个中断处理例程的入口地址数组
extern long __vectors[];
int i;
//在中断门描述符表中通过建立中断门描述符，其中存储了中断处理例程的代码段GD_KTEXT和偏移量__vectors[i]，特权级为DPL_KERNEL。这样通过查询idt[i]就可定位到中断服务例程的起始地址。
for (i = 0; i < sizeof(idt) / sizeof(struct gatedesc); i ++) {
SETGATE(idt[i], 0, GD_KTEXT, __vectors[i], DPL_KERNEL);
}
// set for switch from user to kernel
SETGATE(idt[T_SWITCH_TOK], 0, GD_KTEXT, __vectors[T_SWITCH_TOK], DPL_USER);
//建立好中断门描述符表后，通过指令lidt把中断门描述符表的起始地址装入IDTR寄存器中，从而完成中段描述符表的初始化工作。
lidt(&idt_pd);
}
3、完成中断处理函数trap（）；
设置时钟进行操作：
case IRQ_OFFSET + IRQ_TIMER:
ticks ++; //一次中断累加1
if (ticks % TICK_NUM == 0) {
print_ticks();
}
break;
看到了吗？你没有看错，时钟中断成功通过屏幕展示出来了，哈哈，还是比较简单的。