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思考题
1. 什么是操作系统？
操作系统（Operating System，简称OS）是控制和管理计算机软硬件资源，以尽量合理有效的方法组织多个用户共享多种资源的程序集合，任何其他软件都必须在操作系统的支持下才能运行。
2. 我们不一样吗？
nanos-lite实现了更多的功能，但是我认为地位是相同的
3. 操作系统的实质
程序
无
4. 程序真的结束了吗？
main函数执行之前，主要就是初始化系统相关资源：
- 设置栈指针
- 初始化static静态和global全局变量，即data段的内容
- 将未初始化部分的赋初值
- 运行全局构造器
- 将main函数的参数，
argc，argv等传递给main函数，然后才真正运行main函数.
main函数执行之后：
- 获取
main的返回值 - 调用
exit退出程序
5. 触发系统调用
int main() {
write(1,"hello world!\n",12);
return 0;
}
6. 有什么不同？
与函数调用过程十分类似。函数调用时，获取调用函数的起始地址，并跳转过去。在触发函数调用前，会保存相关寄存器到栈中，函数调用完毕后再恢复。
可以。系统调用会根据系统调用号在 IDT 中索引，取得该调用号对应的系统调用服务程序的地址，并跳转过去。在触发系统调用前，会保护用户相关状态寄存器（EFLAGS, EIP等）到栈中，系统调用完毕后再恢复。这个过程与函数调用的过程基本一致，因此可以认为系统调用的服务程序理解为一个比较特殊的“函数”。
7. 段错误
编译的过程是吧高级语言转化为低级语言的过程，期间会检查语法，但是具体程序中指令会跳转到什么地方，编译阶段不负责检查。只有在程序执行中，访问到不访问的地方时，才会触发段错误。
段错误就是指访问的内存超出了系统所给这个程序的内存空间。基本是是错误地使用指针引起的：
8. 对比异常与函数调用
异常：保存寄存器、错误码#irq、 EFLAGS、CS、 EIP，形成了 trap frame（陷阱帧）的数据结构。
函数调用 ：调用者保存寄存器和被调用者保存寄存器（不一定保存）
在异常处理的时候已经切换了栈帧，所以要保存更多的信息。
9. 诡异的代码
以指向trapframe 内容的指针esp作为参数，调用trap函数。把eip作为入口参数传进去，然后在执行irq_handle这个函数之前，通过pusha，在栈帧中形成了_RegSer这个结构体，把eip作为一个结构体的起始地址，通过成员irq来分发事件。
10. 注意区分事件号和系统调用号
事件号：指未实现系统调用事件的编号
系统调用号：在识别出系统调用事件后，从寄存器中取出系统调用号和输入参数，根据系统调用号查找系统调用分派表，执行相应的处理函数，并记录返回值。
11. 打印不出来？
printf打印是行缓冲，读取到的字符串会先放到缓冲区里，直到一行结束或者整个程序结束，才输出到屏幕，因为我们打印的字符串一行没有结束，所以就先执行后面的*p=NULL报错了。
因此，我们要让他输出字符串内容，只需要在字符串后面加上\n就表明一行结束，可以输出了。
12. 理解文件管理函数
fs_open：按照文件名在file_table里面搜索，若匹配到对应的文件名，则把该文件的读写指针标为0并返回文件的位置（即第几个index）；若未匹配到，则报错并返回-1。
fs_read：若文件标号小于2，报错。若fd为FD_EVENTS，则调用events_read()读取指定位置指定长度的内容并返回。根据fd计算文件开始的位置，然后计算该文件的剩余字节数remain_bytes，并根据fd选择读取方式。最后更新读写指针。
fs_write：根据fd计算文件开始位置，并计算该文件的剩余字节数remain_bytes，根据fd不同，选择不同的写方式，最后更新读写指针。
fs_lseek：根据fd计算文件开始位置，获取文件的读写指针位置和文件大小，然后根据whence选择不同方式来对new_offset更新。若更新后，new_offset小于0或者大于文件大小，则把其置为0或文件大小并返回。
fs_close：返回0
13. 不再神秘的秘技
是游戏的bug，开发时没有注意变量类型等问题，导致在某种状态下出现数据的溢出错误，出现所谓的“秘技”
14. 必答题
存档读取：PAL_LoadGame()先打开指定文件然后调用fread()从文件里读取存档相关信息（其中包括调用nanos.c里的_read()以及syscall.c中的sys_raed())，随后关闭文件并把读取到的信息赋值（用fs_write()修改），接着使用AM提供的memcpy()拷贝数据，最后使用nemu的内存映射I/O修改内存。
更新屏幕：redraw()调用ndl.c里面的NDL_DrawRect()来绘制矩形，NDL_Render()把VGA显存抽象成文件，它们都调用了nan0s-lite中的接口，最后nemu把文件通过I/O接口显示到屏幕上面。
15. git log和git branch截图
git log
git branch
操作题
1.实现 loader
1.实现简单 loader，触发未实现指令 int
根据讲义，我们只需要用到 ramdisk_read 函数，其中第一个参数填入 DEFAULT_ENTRY，偏移量为 0，长度为 ramdisk 的大小即可。
在loader.c中，别忘了声明外部函数
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.添加寄存器和 LIDT 指令
1.根据 i386 ⼿册正确添加 IDTR 和 CS 寄存器
根据手册，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() 中正确设置寄存器初始值
根据讲义可知cs寄存器需要初始化为8
static inline void restart() {
/* Set the initial instruction pointer. */
cpu.eip = ENTRY_START;
cpu.eflags.value=0x2;//eflags赋初始值
cpu.cs=0x8;
#ifdef DIFF_TEST
init_qemu_reg();
#endif
}
3.LIDT 指令细节可在 i386 ⼿册中找到
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，则limit读取16位，base读取24位
若OperandSize是32，则limit读取16位，base读取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);
}
3.实现 INT 指令
编写raise_intr()函数
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.
*/
//获取门描述符
vaddr_t gate_addr=cpu.idtr.base+8*NO;
//P位校验
if (cpu.idtr.limit<0){
assert(0);
}
//将eflags、cs、返回地址压栈
rtl_push(&cpu.eflags.value);
rtl_push(&cpu.cs);
rtl_push(&ret_addr);
//组合中断处理程序入口点
uint32_t high,low;
low=vaddr_read(gate_addr,4)&0xffff;
high=vaddr_read(gate_addr+4,4)&0xffff0000;
//设置eip跳转
decoding.jmp_eip=high|low;
decoding.is_jmp=true;
}
2. 使⽤ INT 的 helper 函数调⽤ raise_intr()
执行 int 指令后保存的 EIP 指向的是 int 指令的下一条指令，所以第二个参数是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.指令细节可在 i386 ⼿册中找到
填表
/* 0xcc */ EX(int3), IDEXW(I,int,1), EMPTY, EMPTY,
实现完成
4.实现其他相关指令和结构体
1.组织 _RegSet 结构体，需要说明理由
根据讲义可知，现场保存的顺序为：①硬件保存 EFLAGS, CS, EIP ②vecsys() 会压入错误码和异常号 #irq ③ asm_trap() 会把用户进程的通用寄存器保存到堆栈上
则恢复的时候倒序恢复
那么，我们就可知 _RegSet 的组织方式了
struct _RegSet { uintptr_t edi,esi,ebp,esp,ebx,edx,ecx,eax; int irq; uintptr_t error_code,eip,cs,eflags;};
运行截图在下一问展示
2.pusha
/* 0x60 */ EX(pusha), EMPTY, EMPTY, EMPTY,
3.popa
/* 0x60 */ EX(pusha), EX(popa), EMPTY, EMPTY,
按手册顺序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
/* 0xcc */ EX(int3), IDEXW(I,int,1), EMPTY, EX(iret),
根据手册，按顺序eip cs eflags出栈即可
make_EHelper(iret) { ret_pop(&decoding.jmp_eip); decoding.is_jmp=1; rtl_pop(&cpu.cs); rtl_pop(&cpu.eflags.value); print_asm("iret");}
5.完善事件分发和 do_syscall
1.完善 do_event，⽬前阶段仅需要识别出系统调⽤事件即可
按照讲义，识别系统调用事件 _EVENT_SYSCALL，然后调用 do_syscall()即可
别忘了声明函数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.添加整个阶段中的所有系统调⽤（none, exit, brk, open, write, read, lseek, close）
实现SYSCALL_ARGx(r)宏，根据讲义提示，很容易实现
#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()，在其中添加如下代码
a[0] = SYSCALL_ARG1(r); a[1] = SYSCALL_ARG2(r); a[2] = SYSCALL_ARG3(r); a[3] = SYSCALL_ARG4(r);
-
none编写
sys_none()，该函数什么也不做，返回1，不要忘记设置系统调用的返回值static inline uintptr_t sys_none(_RegSet *r) {//设置系统调用的返回值SYSCALL_ARG1(r)=1;return 1;}成功
-
exit讲义中说：你需要实现
SYS_exit系统调用，它会接收一个退出状态的参数，用这个参数调用_halt()即可。这里这个退出状态的参数我不明白怎么找的，反正就是4个参数，挨个试，到最后发现
SYSCALL_ARG2(r)成功了static inline uintptr_t sys_exit(_RegSet *r) { _halt(SYSCALL_ARG2(r)); return 1;} -
write检查
fd的值，如果fd是1或2（分别代表stdout和stderr），则将buf为首地址的len字节输出到串口（使用_putc()即可）。fs_write()符合上述要求。填写参数的时候，注意buf类型static inline uintptr_t sys_write(uintptr_t fd, uintptr_t buf, uintptr_t len) {return fs_write(fd,(void *)buf,len);}
最后还要设置正确的返回值，否则系统调用的调用者会认为 write 没有成功执行。返回什么，通过man 2 write可知，要返回写的字符的bytes，正好是fs_write()的返回值
由于sys_write()没有参数r，因此我在do_syscall()中填写返回
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() 中调用系统调用接口函数
通过阅读_syscall_()参数，可知要传系统调用类型、参数一参数二、参数三
int _write(int fd, void *buf, size_t count){_syscall_(SYS_write,fd,(uintptr_t)buf,count);}
6.实现堆区管理
在 Nanos-lite 中实现 SYS_brk 系统调用。由于目前 Nanos-lite 还是一个单任务操作系统，空闲的内存都可以让用户程序自由使用，因此我们只需要让 SYS_brk 系统调用总是返回 0 即可，表示堆区大小的调整总是成功。
case SYS_brk: SYSCALL_ARG1(r)=0; break;
接下来实现_brk
extern char _end;//声明外部变量static intptr_t brk=(intptr_t)&_end;//记录开始位置void *_sbrk(intptr_t increment){ intptr_t pre = brk; intptr_t now=pre+increment;//记录增加后的位置 intptr_t res = _syscall_(SYS_brk,now,0,0);//系统调用 if (res==0){//若成功，则返回原位置 brk=now; return (void*)pre; }//否则返回-1 return (void *)-1;}
7.实现系统调用
1.sys_open()
调用 fs_open ，根据给定路径、标志和打开模式打开文件，注意pathname类型转换
static inline uintptr_t sys_open(uintptr_t pathname, uintptr_t flags, uintptr_t mode) { return fs_open((char *)pathname,flags,mode);}
do_syscall中别忘了写返回值
case SYS_open: SYSCALL_ARG1(r)=(int)sys_open(a[1],a[2],a[3]); break;_open()
模仿已有的例子，别忘了类型转换就可以
int _open(const char *path, int flags, mode_t mode) { _syscall_(SYS_open,(uintptr_t)path,flags,mode);}
2.sys_write()
调用 fs_write，将给定缓冲区的指定长度个字节写入指定文件号的文件中，注意buf类型转换
static inline uintptr_t sys_write(uintptr_t fd, uintptr_t buf, uintptr_t len) { return fs_write(fd,(void *)buf,len);}
do_syscall中别忘了写返回值
case SYS_write: SYSCALL_ARG1(r)=(int)sys_write(a[1],a[2],a[3]); break;_write()
int _write(int fd, void *buf, size_t count){ _syscall_(SYS_write,fd,(uintptr_t)buf,count);}
3.sys_read()
调用 fs_read，从指定文件号的文件中读取指定长度个字节到给定缓冲区中，注意buf类型转换
static inline uintptr_t sys_write(uintptr_t fd, uintptr_t buf, uintptr_t len) { return fs_write(fd,(void *)buf,len);}
do_syscall中别忘了写返回值
case SYS_read: SYSCALL_ARG1(r)=(int)sys_read(a[1],a[2],a[3]); break;_read()
模仿已有的例子，别忘了类型转换就可以
int _read(int fd, void *buf, size_t count) { _syscall_(SYS_read,fd,(uintptr_t)buf,count);}
4.sys_lseek()
根据fd确定传入的文件位置，并以此确定文件大小以及读写指针位置。然后根据whence来确定对指针进行操作，根据offset对文件进行读写，并判断是否删除完毕或者写入内容超过文件大小。最后返回文件最新的读写位置。
5.sys_close()
调用 fs_close，关闭指定文件号的文件
static inline uintptr_t sys_close(uintptr_t fd) { return fs_close(fd);}
do_syscall中别忘了写返回值
case SYS_close: SYSCALL_ARG1(r)=(int)sys_close(a[1]); break;_close()
三四参数不用写，传入文件位置即可。
int _close(int fd) { _syscall_(SYS_close,fd,0,0);}
8.成功运行各测试用例
hello world
text
bmptest
event
- 仙剑奇侠传
遇到的问题及解决方法
1.遇到问题：在一开始遇到了fatal error :files.h no such file or dictionary 中断了程序的编译，强制退出了
解决方法：经过同学帮助得知是没有生成编译的文件，应该先在nano_llite 文件下make run 才可以跑通，解决了问题。
实验心得
本次实验难度依然不小，同时也由我自己的原因没有认真阅读讲义，此外，阅读代码花费了大量的时间，完善各个指令和系统调用的函数也花费了不少的时间，出现了很多意想不到的问题导致没有头绪解决，通过询问同学和助教得解决的思路和方法，十分感谢。pa进入了后半段的编写，难度略有增加，还是要静下心来慢慢进行调试。
备注
助教真帅!
明天会更好！
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