ucore lab1有什么？实现功能后能做什么

　　一个bootloader
　　可以切换到X86保护模式
　　能够读磁盘并加载ELF执行文件格式
　　显示字符
　　一个OS
　　可以处理时钟中断
　　显示字符
　　项目组成
　　lab1的整体目录结构如下所示：
　　其中一些比较重要的文件说明如下：
　　bootloader部分
　　boot/bootasm.S ：定义并实现了bootloader最先执行的函数start，此函数进行了一定的初始化，完成了从实模式到保护模式的转换，并调用bootmain.c中的bootmain函数。
　　boot/bootmain.c：定义并实现了bootmain函数实现了通过屏幕、串口和并口显示字符串。bootmain函数加载ucore操作系统到内存，然后跳转到ucore的入口处执行。
　　boot/asm.h：是bootasm.S汇编文件所需要的头文件，主要是一些与X86保护模式的段访问方式相关的宏定义。
　　ucore操作系统部分
　　系统初始化部分：
　　kern/init/init.c：ucore操作系统的初始化启动代码
　　内存管理部分：
　　kern/mm/memlayout.h：ucore操作系统有关段管理（段描述符编号、段号等）的一些宏定义
　　kern/mm/mmu.h：ucore操作系统有关X86 MMU等硬件相关的定义，包括EFLAGS寄存器中各位的含义，应用/系统段类型，中断门描述符定义，段描述符定义，任务状态段定义，NULL段声明的宏SEG_NULL， 特定段声明的宏SEG，设置中 断门描述符的宏SETGATE（在练习6中会用到）
　　kern/mm/pmm.［ch］：设定了ucore操作系统在段机制中要用到的全局变量：任务状态段ts，全局描述符表 gdt［］，加载全局描述符表寄存器的函数lgdt，临时的内核栈stack0；以及对全局描述符表和任务状态段的初始化函数gdt_init
　　外设驱动部分：
　　kern/driver/intr.［ch］：实现了通过设置CPU的eflags来屏蔽和使能中断的函数；
　　kern/driver/picirq.［ch］：实现了对中断控制器8259A的初始化和使能操作；
　　kern/driver/clock.［ch］：实现了对时钟控制器8253的初始化操作；- kern/driver/console. ［ch］：实现了对串口和键盘的中断方式的处理操作；
　　中断处理部分：
　　kern/trap/vectors.S：包括256个中断服务例程的入口地址和第一步初步处理实现。注意，此文件是由tools/vector.c在编译ucore期间动态生成的；
　　kern/trap/trapentry.S：紧接着第一步初步处理后，进一步完成第二步初步处理；并且有恢复中断上下文的处理，即中断处理完毕后的返回准备工作；
　　kern/trap/trap.［ch］：紧接着第二步初步处理后，继续完成具体的各种中断处理操作；
　　内核调试部分：
　　kern/debug/kdebug.［ch］：提供源码和二进制对应关系的查询功能，用于显示调用栈关系。其中补全print_stackframe函数是需要完成的练习。其他实现部分不必深究。
　　kern/debug/kmonitor.［ch］：实现提供动态分析命令的kernel monitor，便于在ucore出现bug或问题后，能够进入kernel monitor中，查看当前调用关系。实现部分不必深究。
　　kern/debug/panic.c | assert.h：提供了panic函数和assert宏，便于在发现错误后，调用kernel monitor。大家可在编程实验中充分利用assert宏和panic函数，提高查找错误的效率。
　　公共库部分
　　libs/defs.h：包含一些无符号整型的缩写定义。
　　Libs/x86.h：一些用GNU C嵌入式汇编实现的C函数（由于使用了inline关键字，所以可以理解为宏）。
　　工具部分
　　Makefile和function.mk：指导make完成整个软件项目的编译，清除等工作。
　　sign.c：一个C语言小程序，是辅助工具，用于生成一个符合规范的硬盘主引导扇区。
　　tools/vector.c：生成vectors.S，此文件包含了中断向量处理的统一实现。
　　编译方法
　　首先下载lab1.tar.bz2，然后解压lab1.tar.bz2。在lab1目录下执行make，可以生成ucore.img（生成于bin目录下）。ucore.img是一个包含了bootloader或OS的硬盘镜像，通过执行如下命令可在硬件虚拟环境 qemu中运行bootloader或OS：
　　$ make qemu 则可以得到如下显示界面*（仅供参考）*
　　练习1
　　理解通过make生成执行文件的过程。
　　问题
　　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）
　　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？
　　补充材料
　　如何调试Makefile
　　当执行make时，一般只会显示输出，不会显示make到底执行了哪些命令。
　　如想了解make执行了哪些命令，可以执行：（记住，V是大写）
　　$ make “V=” 要获取更多有关make的信息，可上网查询，并请执行
　　$ man make 实验过程
　　问题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）
　　首先，进入~/ucore_os_lab-master/labcodes_answer/lab1_result目录下
　　执行make，并查看详情
　　$ make “V=”
　　观察输出结果
　　（1）通过GCC编译器将Kernel目录下的.c文件编译成OBJ目录下的.o文件。
　　为了生成ucore.img，首先需要生成bootblock、kernel
　　为了生成bootblock，首先需要生成bootasm.o、bootmain.o、sign
　　递归下去
　　为了生成kernel，首先需要 kernel.ld init.o readline.o stdio.o kdebug.o
　　递归下去
　　问题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？
　　我们可以查看tools下的sign.c文件
　　从sign.c的代码来看，一个磁盘主引导扇区只有512字节。且第510个（倒数第二个）字节是0x55，第511个（倒数第一个）字节是0xAA。
　　练习2
　　使用qemu执行并调试lab1中的软件。
　　实验要求
　　从CPU加电后执行的第一条指令开始，单步跟踪BIOS的执行。
　　在初始化位置0x7c00设置实地址断点，测试断点正常。
　　从0x7c00开始跟踪代码运行，将单步跟踪反汇编得到的代码与bootasm.S和bootblock.asm进行比较。
　　自己找一个bootloader或内核中的代码位置，设置断点并进行测试。
　　提示：参考附录“启动后第一条执行的指令”，可了解更详细的解释，以及如何单步调试和
　　查看BIOS代码。
　　提示：查看 labcodes_answer/lab1_result/tools/lab1init 文件，用如下命令试试如何调试
　　bootloader第一条指令：
　　$ cd labcodes_answer/lab1_result/ $ make lab1-mon
　　补充材料
　　我们主要通过硬件模拟器qemu来进行各种实验。在实验的过程中我们可能会遇上各种各样的问题，调试是必要的。qemu支持使用gdb进行的强大而方便的调试。所以用好qemu和gdb是完成各种实验的基本要素。
　　默认的gdb需要进行一些额外的配置才进行qemu的调试任务。qemu和gdb之间使用网络端口1234进行通讯。在打开qemu进行模拟之后，执行gdb并输入
　　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，则我们不再使用make qemu开始系统的运行，而使用make debug来完成这项工作。这样qemu便不会在gdb尚未连接的时候擅自运行了。
　　gdb的地址断点
　　在gdb命令行中，使用b *［地址］便可以在指定内存地址设置断点，当qemu中的cpu执行到指定地址时，便会将控制权交给gdb。
　　关于代码的反汇编
　　有可能gdb无法正确获取当前qemu执行的汇编指令，通过如下配置可以在每次gdb命令行前强制反汇编当前的指令，在gdb命令行或配置文件中添加：
　　define hook-stop x/i $pc end 即可
　　gdb的单步命令
　　在gdb中，有next， nexti， step， stepi等指令来单步调试程序，他们功能各不相同，区别在于单步的“跨度”上。
　　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。 实验过程
　　问题1
　　从CPU加电后执行的第一条指令开始，单步跟踪BIOS的执行。
　　直接看截图吧，就是玩玩gdb那几个命令而已
　　
　　这是直接拿答案的代码了，拿题目的是这样：
　　（1）进入~/moocos/ucore_lab/labcodes/lab1/bin，即ucore.img所在文件夹。
　　（2）输入指令：
　　qemu -S -s -hda ucore.img -monitor stdio
　　（3）打开gdb。
　　（4）输入命令，使gdb与qemu通过1234端口进行通信，qemu会停止状态听从gbd命令。
　　target remote 127.0.0.1:1234
　　（5）输入命令，单步跟踪。
　　si
　　问题2
　　在初始化位置0x7c00设置实地址断点，测试断点正常。
　　（1）输入命令，设置断点。
　　b *0x7c00
　　（2）continue后，测试断点。
　　c
　　x/2i $pc
　　运行结果：
　　（gdb） target remote 127.0.0.1:1234 Remote debugging using 127.0.0.1:1234 0x0000fff0 in ？？ （） （gdb） b *0x7c00 Breakpoint 1 at 0x7c00 （gdb） c Continuing. Breakpoint 1， 0x00007c00 in ？？ （） （gdb） x /2i $pc =》 0x7c00： cli 0x7c01： cld
　　问题3
　　从0x7c00开始跟踪代码运行，将单步跟踪反汇编得到的代码与bootasm.S和bootblock.asm进行比较。
　　使用meld对比bootasm.S和bootlock.asm的代码
　　meld /home/moocos/moocos/ucore_lab/labcodes/lab1/boot/bootasm.S /home/moocos/moocos/ucore_lab/labcodes/lab1/obj/bootblock.asm
　　看就完了，是一样的
　　
　　问题4
　　自己找一个bootloader或内核中的代码位置，设置断点并进行测试。
　　（略）
　　补充
　　在进入练习3前，再复习一下bootloader做了什么：
　　切换到保护模式，启用分段机制 （修改A20地址线）
　　读磁盘中ELF执行文件格式的ucore操作系统到内存
　　显示字符串信息
　　把控制权交给ucore操作系统
　　保护模式下，有两个段表：GDT（Global Descriptor Table）和LDT（Local Descriptor Table），每一张段表可以包含8192 （2^13）个描述符，因而最多可以同时存在2 * 2^13 = 2^14 个段。虽然保护模式下可以有这么多段，逻辑地址空间看起来很大，但实际上段并不能扩展物理地址空间，很大程度上各个段的地址空间是相互重叠的。所谓的64TB（2^（14+32） =246）逻辑地址空间是一个理论值，没有实际意义。在32位保护模式下，真正的物理空间仍然只有232字节那么大。（注：在ucore lab中只用到了GDT，没有用LDT。）
　　练习3
　　分析bootloader进入保护模式的过程。
　　实验要求
　　BIOS将通过读取硬盘主引导扇区到内存，并转跳到对应内存中的位置执行bootloader。请分析bootloader是如何完成从实模式进入保护模式的。
　　提示：需要阅读小节**“保护模式和分段机制”**和lab1/boot/bootasm.S源码，了解如何从实模式切换到保护模式，需要了解：
　　为何开启A20，以及如何开启A20
　　如何初始化GDT表
　　如何使能和进入保护模式
　　实验过程
　　打开lab1/boot/bootasm.S
　　清理环境：关中断，重要的段寄存器清零
　　开启A20（为了与最早的PC兼容，物理地址线绑定在了低20位，因此高于1MB的地址默认情况下会回零。 此代码撤消了此操作），通过将键盘控制器上的A20线置于高电位，全部32条地址线可用，可以访问4G的内存空间。
　　设备和芯片的I/O端口操作实现，其实没有复杂的东西在里边 ，I/O端口操作主要是看一堆文档，把整个X86架构的PC机所有I/O端口记住，并记住它们每一个数据寄存器、命令寄存器等操作访问标准（也可以称之协议） ; 记住之后，整个过程中就是按标准使用I/O指令。
　　in， out（只能与DX，AX，AL寄存器结合使用） ;
　　下面的实现是提供给C使用，语法太晦涩，所以直接使用汇编实现。
　　inb 从I/O端口读取一个字节（BYTE， HALF-WORD） ;
　　outb 向I/O端口写入一个字节（BYTE， HALF-WORD）;
　　inw 从I/O端口读取一个字（WORD，即两个字节）;
　　outw 向I/O端口写入一个字（WORD，即两个字节） ;
　　初始化GDT（全局描述表，Global Descriptor Table），一个简单的GDT表和其描述符已经静态储存在引导区中，载入即可
　　进入保护模式：通过将cr0寄存器PE位（第0位）置1便开启了保护模式；通过长跳转更新cs的基地址；设置段寄存器，并建立堆栈（BIOS数据区：0x0000-0x7c00）
　　call bootmain 使用引导程序GDT和段转换，使虚拟地址与物理地址相同，从而从实模式切换到保护模式，从而使有效内存映射在切换期间不会改变。