基于mykernel 2.0编写一个操作系统内核
一、实验要求
基于mykernel 2.0编写一个操作系统内核
- 按照https://github.com/mengning/mykernel 的说明配置mykernel 2.0，熟悉Linux内核的编译；
- 基于mykernel 2.0编写一个操作系统内核，参照https://github.com/mengning/mykernel 提供的范例代码
- 简要分析操作系统内核核心功能及运行工作机制
二、实验环境配置
（1）本机环境：VMware® Workstation 12 Pro + Ubuntu18.04.4 LTS
（2）下载kernel文件
wget https://raw.github.com/mengning/mykernel/master/mykernel-2.0_for_linux-5.4.34.patch
由于以上链接已挂，所以在课程群里下载好对应文件后通过ssh传输到虚拟机中。
（3）安装axel
sudo apt install axel
对应结果：
（4）通过axel下载对应的kernel压缩文件
axel -n 20 https://mirrors.edge.kernel.org/pub/linux/kernel/v5.x/linux-5.4.34.tar.xz
对应的下载过程：
（5）解压缩下载好的kernel文件
1、使用xz工具进行解压缩
xz -d linux-5.4.34.tar.xz
可以看到当前目录下多出了下载好的tar文件：
2、再将tar文件解压缩为目录
tar -xvf linux-5.4.34.tar
（6）修补kernel文件
1、进入kernel目录
cd linux-5.4.34
2、利用第一步下载好的内核文件对当前目录对应的kernel文件进行修补。
patch -p1 < ../mykernel-2.0_for_linux-5.4.34.patch
（7）安装必须的库
sudo apt install build-essential libncurses-dev bison flex libssl-dev libelf-dev
（8）生成内核编译
make defconfig
（9）编译kernel
make -j$(nproc) # 编译的时间比较久
（10）安装qemu
sudo apt install qemu
三、实验过程
（1）查看当前的kernel运行状态
qemu-system-x86_64 -kernel arch/x86/boot/bzImage
从qemu窗口中您可以看到my_start_kernel在执行，同时my_timer_handler时钟中断处理程序可以执行。
（2）查看mykernel关键代码
进入mykernel目录可以看到qemu窗口输出的内容的代码mymain.c和myinterrupt.c：
mymain.c:
myinterrupt.c:
可以看到qemu中的结果正是这两个文件中的程序执行结果。
（3）基于mykernel 2.0编写一个操作系统内核并进行分析
将老师提供的三个文件mymain.c myinterrupt.c mypcb.h覆盖到原目录。并执行以下指令进行编译：
make clean make allnoconfig make qemu -kernel arch/x86/boot/bzImage
可以看到运行结果出现了变化：
对mypcb.h文件注释分析：
#define MAX_TASK_NUM 4 #define KERNEL_STACK_SIZE 1024*2 /* CPU-specific state of this task */ // 存储当前进程中正在执行线程的ip和sp struct Thread { unsigned long ip; unsigned long sp; }; // PCB 模拟进程控制块 typedef struct PCB{ int pid; // 进程号 volatile long state; /* -1 unrunnable阻塞态, 0 runnable可运行态, >0 stopped暂停态 */ unsigned long stack[KERNEL_STACK_SIZE]; // 进程使用的堆栈 /* CPU-specific state of this task */ struct Thread thread; // 当前正在执行的线程信息 unsigned long task_entry; // 存储进程入口函数地址（本实验中为my_process函数） struct PCB *next; // 指向下一个PCB }tPCB; void my_schedule(void); // 函数的声明 my_schedule，它的实现在my_interrupt.c中，在mymain.c中的各个进程函数会根据一个全局变量的状态来决定是否调用它，从而实现主动调度。
修改mymain.c中的my_start_kernel函数，并在其中实现了my_process函数，作为进程的代码模拟一个个进程，时间片轮转调度：
#include <linux/types.h> #include <linux/string.h> #include <linux/ctype.h> #include <linux/tty.h> #include <linux/vmalloc.h> #include "mypcb.h" tPCB task[MAX_TASK_NUM]; tPCB * my_current_task = NULL; volatile int my_need_sched = 0; void my_process(void); void __init my_start_kernel(void) { int pid = 0; int i; /* Initialize process 0*/ task[pid].pid = pid; task[pid].state = 0;/* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */ task[pid].task_entry = task[pid].thread.ip = (unsigned long)my_process; task[pid].thread.sp = (unsigned long)&task[pid].stack[KERNEL_STACK_SIZE-1]; task[pid].next = &task[pid]; /*fork more process */ for(i=1;i<MAX_TASK_NUM;i++) { memcpy(&task[i],&task[0],sizeof(tPCB)); task[i].pid = i; task[i].thread.sp = (unsigned long)(&task[i].stack[KERNEL_STACK_SIZE-1]); task[i].next = task[i-1].next; task[i-1].next = &task[i]; } /* start process 0 by task[0] */ pid = 0; my_current_task = &task[pid]; asm volatile( "movq %1,%%rsp\n\t" /* set task[pid].thread.sp to rsp */ "pushq %1\n\t" /* push rbp */ "pushq %0\n\t" /* push task[pid].thread.ip */ "ret\n\t" /* pop task[pid].thread.ip to rip */ : : "c" (task[pid].thread.ip),"d" (task[pid].thread.sp) /* input c or d mean %ecx/%edx*/ ); } int i = 0; void my_process(void) { while(1) { i++; if(i%10000000 == 0) { printk(KERN_NOTICE "this is process %d -\n",my_current_task->pid); if(my_need_sched == 1) { my_need_sched = 0; my_schedule(); } printk(KERN_NOTICE "this is process %d +\n",my_current_task->pid); } } }
分析以上代码，void __init my_start_kernel(void)函数是mykernel内核代码的⼊⼝，负责初始化内核的各个组成部分。在Linux内核源代码中，实际的内核⼊⼝是init/main.c中的start_kernel(void)函数。
my_process函数的while循环可见，不断检测全局变量my_need_sched的值，当my_need_sched的值从0变成1的时候，就需要发生进程调度，全局变量my_need_sched重新置为0，执行my_schedule()函数进行进程切换。
myinterrupt.c：
#include <linux/types.h> #include <linux/string.h> #include <linux/ctype.h> #include <linux/tty.h> #include <linux/vmalloc.h> #include "mypcb.h" extern tPCB task[MAX_TASK_NUM]; extern tPCB * my_current_task; extern volatile int my_need_sched; volatile int time_count = 0; /* * Called by timer interrupt. * it runs in the name of current running process, * so it use kernel stack of current running process */ void my_timer_handler(void) { if(time_count%1000 == 0 && my_need_sched != 1) { printk(KERN_NOTICE ">>>my_timer_handler here<<<\n"); my_need_sched = 1; } time_count ++ ; return; } void my_schedule(void) { tPCB * next; tPCB * prev; if(my_current_task == NULL || my_current_task->next == NULL) { return; } printk(KERN_NOTICE ">>>my_schedule<<<\n"); /* schedule */ next = my_current_task->next; prev = my_current_task; if(next->state == 0)/* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped */ { my_current_task = next; printk(KERN_NOTICE ">>>switch %d to %d<<<\n",prev->pid,next->pid); /* switch to next process */ asm volatile( "pushq %%rbp\n\t" /* save rbp of prev */ "movq %%rsp,%0\n\t" /* save rsp of prev */ "movq %2,%%rsp\n\t" /* restore rsp of next */ "movq $1f,%1\n\t" /* save rip of prev */ "pushq %3\n\t" "ret\n\t" /* restore rip of next */ "1:\t" /* next process start here */ "popq %%rbp\n\t" : "=m" (prev->thread.sp),"=m" (prev->thread.ip) : "m" (next->thread.sp),"m" (next->thread.ip) ); } return; }
my_timer_handler用来记录时间片，实现了进程的周期性调用，每循环1000次，就通知进程去执行调度函数 my_schedule，从而达到了根据时间片进行调度的目的。
最后根据上面提供的重新编译运行的命令进行编译和运行，可以看到新的运行效果：
四、简要分析操作系统内核核心功能及运行工作机制
（1）对于mymain.c的关键代码的分析
asm volatile( "movq %1,%%rsp\n\t" /* 将进程原堆栈栈顶的地址存⼊RSP寄存器 */ "pushq %1\n\t" /* 将当前RBP寄存器值压栈 */ "pushq %0\n\t" /* 将当前进程的RIP压栈 */ "ret\n\t" /* ret命令正好可以让压栈的进程RIP保存到RIP寄存器中 */ : : "c" (task[pid].thread.ip),"d" (task[pid].thread.sp) /* input c or d mean %ecx/%edx*/ );
my_start_kernel 是系统启动后最先调用的函数，在这个函数里完成了0号进程的初始化和启动，并创建了其它的进程PCB，以方便后面的调度。在模拟系统里，每个进程的函数代码都是一样的，即 my_process 函数，my_process 在执行的时候，会打印出当前进程的 id，从而使得我们能够看到当前哪个进程正在执行。
1）movq %1,%%rsp： 将RSP寄存器指向进程0的堆栈栈底，task[pid].thread.sp初始值即为进程0的堆栈栈底。
2）pushq %1 ：将当前RBP寄存器的值压栈，因为是空栈，所以RSP与RBP相同。这⾥简化起⻅，直接使⽤进程的堆栈栈顶的值task[pid].thread.sp，相应的RSP寄存器指向的位置也发⽣了变化，RSP = RSP - 8，RSP寄存器指向堆栈底部第⼀个64位的存储单元。
3）pushq %0 ：将当前进程的RIP（这⾥是初始化的值my_process(void)函数的位置）⼊栈，相应的RSP寄存器指向的位置也发⽣了变化，RSP = RSP - 8，RSP寄存器指向堆栈底部第⼆个64位的存储单元。
4）ret ：将栈顶位置的task[0].thread.ip，也就是my_process(void)函数的地址放⼊RIP寄存器中，相应的RSP寄存器指向的位置也发⽣了变化，RSP = RSP + 8，RSP寄存器指向堆栈底部第⼀个64位的存储单元。
这样完成了进程0的启动，开始执⾏my_process(void)函数的代码。
（2）对于myinterrupt.c的关键代码的分析
asm volatile( "pushq %%rbp\n\t" /* save rbp of prev */ "movq %%rsp,%0\n\t" /* save rsp of prev */ "movq %2,%%rsp\n\t" /* restore rsp of next */ "movq $1f,%1\n\t" /* save rip of prev */ "pushq %3\n\t" "ret\n\t" /* restore rip of next */ "1:\t" /* next process start here */ "popq %%rbp\n\t" : "=m" (prev->thread.sp),"=m" (prev->thread.ip) : "m" (next->thread.sp),"m" (next->thread.ip) );
1）pushq %%rbp： 保存prev进程（本例中指进程0）当前RBP寄存器的值到堆栈；
2）movq %%rsp,%0 ：保存prev进程（本例中指进程0）当前RSP寄存器的值到prev->thread.sp，这时RSP寄存器指向进程的栈顶地址，实际上就是将prev进程的栈顶地址保存；
3）movq %2,%%rsp： 将next进程的栈顶地址next->thread.sp放⼊RSP寄存器，完成了进程0和进程1的堆栈切换。
4）movq $1f,%1 ：保存prev进程当前RIP寄存器值到prev->thread.ip，这⾥$1f是指标号1。
5）pushq %3 ：把即将执⾏的next进程的指令地址next->thread.ip⼊栈，这时的next->thread.ip可能是进程1的起点my_process(void)函数，也可能是$1f（标号1）。第⼀次被执⾏从头开始为进程1的起点my_process(void)函数，其余的情况均为$1f（标号1），因为next进程如果之前运⾏过那么它就⼀定曾经也作为prev进程被进程切换过。
6）ret ：就是将压⼊栈中的next->thread.ip放⼊RIP寄存器，为什么不直接放⼊RIP寄存器呢？因为程序不能直接使⽤RIP寄存器，只能通过call、ret等指令间接改变RIP寄存器。
1: 标号1是⼀个特殊的地址位置，该位置的地址是$1f。
7）popq %%rbp ：将next进程堆栈基地址从堆栈中恢复到RBP寄存器中。
总结：mymain.c：负责完成各个进程的初始化并且启动0号进程；
myinterrupt.c：负责完成时钟中断的处理及进程的切换；
mypcb.h：负责完成进程控制块PCB结构体的定义。
三、实验总结
操作系统的工作主要依赖三项：
1.存储程序计算机
2.函数嗲用堆栈机制
3.中断支持
堆栈是C语言程序运行时必须使用的记录函数调用路径和参数存储的空间，堆栈的具体作用有：记录函数调用框架、传递函数参数、保存返回值的地址、提供内部局部变量的存储空间等。而中断的支持也不容忽视，有了中断才有了多道处理程序，在没有中断机制之前，计算机智能一个程序一个程序的运行，也就是批处理，而无法实现并发执行。有了中断机制之后，当中断信号发生时，CPU把当前正在执行的程序的EIP、ESP寄存器的内容都压到堆栈当中进行保存。之后转而执行其他的程序，等执行过后还能依靠堆栈来恢复现场，恢复EIP、ESP寄存器的值，进而继续执行中断前的程序。
堆栈为操作系统的中断提供了存储结构上的保障，中断也是计算机实现多任务处理的最重要的机制之一。
