https://pdos.csail.mit.edu/6.828/2018/labs/lab1/

手动编译实验提供的patch版qemu

https://pdos.csail.mit.edu/6.828/2018/tools.html

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git clone https://github.com/mit-pdos/6.828-qemu.git qemu
sudo apt install libsdl1.2-dev libtool-bin libglib2.0-dev libz-dev libpixman-1-dev
./configure --disable-kvm --disable-werror --prefix=/opt/jos-qemu --target-list="i386-softmmu x86_64-softmmu" --python=python2
make -j16

之后在x86_64-softmmu中可以找到有编译得到的qemu-system-x86_64程序。

Part 2: The Boot Loader

练习 3：查看实验工具指南，特别是有关 GDB 命令的部分。即使您熟悉 GDB，其中也包含了一些对操作系统工作有用的晦涩 GDB 命令。

在地址 0x7c00 处设置一个断点，这是引导扇区将被加载的位置。继续执行直到该断点。追踪 boot/boot.S 中的代码，使用源代码和反汇编文件 obj/boot/boot.asm 来跟踪您的位置。在 GDB 中使用 x/i 命令反汇编bootloader中的指令序列，并将原始bootloader源代码与 obj/boot/boot.asm 中的反汇编和 GDB 中的内容进行比较。

追踪 boot/main.c 中的 bootmain()，然后进入 readsect()。找出与 readsect() 中每个语句对应的确切汇编指令。继续跟踪 readsect() 的其余部分并返回到 bootmain()，识别从磁盘读取内核剩余扇区的 for 循环的开始和结束。找出循环结束后将运行的代码，在那里设置一个断点，并继续执行到该断点。然后逐步执行bootloader的其余部分。

1. 处理器在何时开始执行32位代码？究竟是什么导致了从16位模式切换到32位模式？

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  # Jump to next instruction, but in 32-bit code segment.
  # Switches processor into 32-bit mode.
  ljmp    $PROT_MODE_CSEG, $protcseg

  .code32                     # Assemble for 32-bit mode
protcseg:
  # Set up the protected-mode data segment registers
  movw    $PROT_MODE_DSEG, %ax    # Our data segment selector
  movw    %ax, %ds                # -> DS: Data Segment
  movw    %ax, %es                # -> ES: Extra Segment
  movw    %ax, %fs                # -> FS
  movw    %ax, %gs                # -> GS
  movw    %ax, %ss                # -> SS: Stack Segment
  
  # Set up the stack pointer and call into C.
  movl    $start, %esp
  call bootmain

在这条ljmp指令后进入32位模式，ljmp 指令（长跳转指令）用于在x86架构中改变代码段选择符和指令指针，从而切换到新的代码段，并且可以在实模式和保护模式下使用。这在模式切换和段切换过程中尤其重要。 ljmp 指令的语法如下

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ljmp    $segment_selector, $offset

segment_selector: 指定要跳转到的代码段的段选择符。它在保护模式下通常是一个指向全局描述符表（GDT）中的段描述符的索引。offset: 指定在目标段中的偏移地址。 在x86架构中，GDT（全局描述符表）用于定义内存段的属性，如代码段和数据段。GDT中的每个段描述符都有一个索引，通过段选择符访问。段选择符是一个16位的值，其高13位用于索引GDT中的段描述符，1位标识使用GDT还是LDT，低2位表示权限级别。比如，0x08 是一个段选择符，其索引为1，指向GDT中的代码段描述符，用于在切换到保护模式时初始化段寄存器。

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lgdt    gdtdesc
movl    %cr0, %eax
orl     $CR0_PE_ON, %eax
movl    %eax, %cr0

通过向cr0寄存器写入PE（保护模式启动）标志位来打开32位模式。

进入保护模式的必要步骤：

首先，通过 lgdt 指令加载全局描述符表（GDT），以确保有合适的段描述符定义。然后，将控制寄存器 CR0 的 PE 位（保护模式启用位）设置为 1，以准备进入保护模式。接着，执行 ljmp $PROT_MODE_CSEG, $protcseg 指令，完成模式切换。其中，$PROT_MODE_CSEG 是保护模式下的代码段选择符，指向 GDT 中定义了 32 位模式的代码段描述符；$protcseg 是新的代码段中的偏移地址，指示从这里开始执行 32 位指令。在执行 ljmp 指令时，CPU 根据段选择符从 GDT 中获取段描述符，确定新的代码段的基地址、段限和段权限，从而使 CPU 切换到 32 位保护模式。

JOS中给出的GDT表：

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# Bootstrap GDT
.p2align 2                                # force 4 byte alignment
gdt:
  SEG_NULL        # null seg
  SEG(STA_X|STA_R, 0x0, 0xffffffff)  # code seg
  SEG(STA_W, 0x0, 0xffffffff)          # data seg

gdtdesc:
  .word   0x17                            # sizeof(gdt) - 1
  .long   gdt                             # address gdt

2. bootloader执行的最后一条指令是什么，以及它刚加载的内核的第一条指令是什么？

bootloader从磁盘加载内核ELF文件所在的扇区数据到内存中，读取ELF信息并最终跳转到ELF entry addr开始执行ELF。

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void readsect(void *dst, uint32_t offset)
{
    // 等待磁盘准备好
    waitdisk();

    // 将要读取的扇区数设置为 1
    outb(0x1F2, 1);        

    // 设置读取的起始扇区偏移地址
    outb(0x1F3, offset);             // 低字节
    outb(0x1F4, offset >> 8);        // 次低字节
    outb(0x1F5, offset >> 16);       // 次高字节
    outb(0x1F6, (offset >> 24) | 0xE0); // 高字节，0xE0 用于设置逻辑驱动器号

    // 发送命令来读取扇区
    outb(0x1F7, 0x20);  // cmd 0x20 - 读取扇区

    // 等待磁盘准备好
    waitdisk();

    // 从磁盘读取扇区数据到目标地址
    insl(0x1F0, dst, SECTSIZE / 4); // 每次读取 4 字节，SECTSIZE/4 为读取次数
}

static inline void
insl(int port, void *addr, int cnt)
{
  asm volatile("cld\n\trepne\n\tinsl"
         : "=D" (addr), "=c" (cnt)
         : "d" (port), "0" (addr), "1" (cnt)
         : "memory", "cc");
}

insl 函数使用内联汇编，通过 insl 指令从指定的 I/O 端口读取指定数量的4字节数据到内存地址。它首先清除方向标志以确保内存地址按顺序递增，然后通过 repne 前缀重复执行 insl 指令，直到读取所有指定的数据项。这允许从端口高效地批量读取数据到内存中。

bootloader最后一条指令：call *0x10018 // ((void (*)(void)) (ELFHDR->e_entry))();

内核的第一条指令：movw $0x1234,0x472 // entry(_start) label in entry.S

3. 内核的第一条指令在哪里？

readelf查看kernel文件，其entry addr为 0x10000c，这个地址就是内核ELF第一个指令所在的内存地址。

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90: 0010000c     0 NOTYPE  GLOBAL DEFAULT    1 _start

4. bootloader如何决定它必须读取多少个扇区以便从磁盘获取整个内核？它从哪里找到此信息？

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// read 1st page off disk
readseg((uint32_t) ELFHDR, SECTSIZE*8, 0);

// is this a valid ELF?
if (ELFHDR->e_magic != ELF_MAGIC)
    goto bad;

// load each program segment (ignores ph flags)
ph = (struct Proghdr *) ((uint8_t *) ELFHDR + ELFHDR->e_phoff);
eph = ph + ELFHDR->e_phnum;
for (; ph < eph; ph++)
    // p_pa is the load address of this segment (as well
    // as the physical address)
    readseg(ph->p_pa, ph->p_memsz, ph->p_offset);

首先从磁盘读出ELF Header，解析Program Header信息，然后依次从磁盘读出每个段的数据并加载到指定物理地址。