本次实践项目有两个基本内容：
（1）用Bochs调试工具跟踪Linux-0.11的地址转换过程；
（2）实现基于共享物理页框的进程间内存共享。
知识点补充
GDT和GDTR
和一个段有关的信息需要 8 个字节来描述，所以称为段描述符（Segment Descriptor），每个段都需要一个描述符。为了存放这些描述符，需要在内存中开辟出一段空间。在这段空间里，所有的描述符都是挨在一起，集中存放的，这就构成一个描述符表。最主要的描述符表是全局描述符表（Global Descriptor Table， GDT）。为了跟踪全局描述符表，处理器内部有一个 48 位的寄存器，称为全局描述符表寄存器（GDTR），该寄存器分为两部分，分别是 32 位的线性地址和 16 位的边界。
存储器的段描述符格式
段选择子的组成
在保护模式下访问一个段时，传送到段选择器的是段选择子。它由三部分组成，第一部分是描述符的索引号，用来在描述符表中选择一个段描述符。 TI 是描述符表指示器（Table Indicator）， TI＝0 时，表示描述符在 GDT 中； TI＝1 时，描述符在 LDT 中。 RPL 是请求特权级，表示给出当前选择子的那个程序的特权级别，正是该程序要求访问这个内存段。
地址转换过程跟踪
要跟踪地址转换过程，首先需要以汇编级调试的方式启动Bochs，即在编译好Linux-0.11后，通过运行命令./dbg-asm来启动调试器，此时Bochs模拟器会处于黑屏状态，执行命令的宿主主机窗口中的显示如下图所示：
"Next at t=0"表示下面执行的指令是Bochs启动后要执行的第一条指令，单步跟踪进去就能看到BIOS代码。现在直接输入命令“c”，即继续运行程序，Bochs和以前一样启动Linux-0.11。
现在需要在Linux-0.11上编写一个测试程序test.c，要跟踪的地址就是这个程序中的地址。test.c代码如下：
#include <stdio.h>
int i = 0x12345678;
int main(void)
{
printf("The logical address of i is 0x%08x",&i);
fflush(stdout);
while(i);
return 0;
}
将test.c拷贝到Linux-0.11上编译、运行，运行输出如下：
The logical address of i is 0x00003004
由于打印的是逻辑地址，即离开程序段首的偏移地址，所以只要程序test.c不发生变化，0x00003004这个值也是不会变化的，即在同一机器上多次运行test.c，这个逻辑地址也是一样的。
由于test.c中有一个死循环，所以这个程序不会主动退出，正是这样，其各种资源，如逻辑地址、LDT表、GDT表、页表等信息才能在调试器中用调试命令查看。
现在在Bochs命令行窗口按下Ctrl + c键，Bochs会暂停运行，进入调试状态。此时的Bochs会有很大的可能是在test.c中运行，因为此时Linux-0.11中进程很少。宿主机调试器窗口会显示类似如下信息：
若其中的"000f"显示为"0008"，则说明按下Ctrl+c中断发生在内核中，这时需要输入c继续执行，然后再按下Ctrl+c直到变为"000f"为止。如果显示的指令不是cmp，就用"n"命令单步运行几步，直到停在cmp指令上，实际上就是停在while(i)语句处。然后用“u/8命令”，显示从当前位置开始的8条指令的反汇编代码，如下图所示：
这正是从while(i)开始到return语句的汇编代码。不难分析出，变量i就保存在地址DS:0x3004处。cmp指令要将DS:3004处存放的内容和0就行比较，只有等于0才跳出循环，即执行"jz .+0x00000004"。
现在要开始寻找逻辑地址DS:0x3004对应的物理地址，即开始跟踪地址转换过程。由于是段页式内存结构，所以要先用段表找到虚拟地址。DS：0x3004是逻辑地址，DS表明这个地址属于DS段，只有找到进程对应的段表以后，才能通过DS寄存器的值在段表中找到DS段的具体信息，得到虚拟地址。这个段表就是进程的LDT表，接下来就要找到这个LDT表，LDTR就是起点。LDTR寄存器中存放的是当前进程LDT表地址在GDT表中的偏移值。
用"sreg"命令可以看到各个寄存器的信息：
可以看到ldtr的值是0x0068 = 0000000001101000，根据段选择子的结构，当前进程的LDT存放在GDT表中的13（1101）号位置。
GDT表的位置由GDTR寄存器明确给出，即在物理地址0x00005cb8位置处，GDT表中每一项占8个字节，所以我们要查找的LDT表的物理地址是0x00005cb8 + 13 * 8。用命令“xp /2w 0x00005cb8+13*8”可以查看这个位置的内容：
这两步在不同的机器上执行时得到的数值可能不一样，这是正常的。如果向确认是否正确，就看执行sreg命令后的输出信息中，ldtr所在行里的dl和dh的值，它们是Bachs自动计算出来的，从GDT表中找到的LDT地址应该和Bochs计算出来的一致。
将得到的数字“0xa2d00068 0x000082f9”进行组合，组合方式如下，得到LDT表的物理地址0x00f9a2d0，这就是LDT表的物理地址，组合方式是由段描述符的格式决定的。
执行命令“xp /8w 0x00f9a2d0”可以得到：
这就是当前进程LDT表的前四项内容了。
现在可以根据DS寄存器来查找LDT表了，由上面"sreg"命令获得的寄存器信息“ds:s=0x0017, dl=0x00003fff, dh=0x10c0f300, valid=3”，可以直到，DS寄存器的值是0x0017，按照段选择子的格式，0x0017 = 0x0000000000010111，去掉最低三位，剩余的位组合起来得到的数值是2，即偏移为，因此是第三项，即“0x00003fff 0x10c0f300”，这个就是DS段的信息。用同样的组合方式组合“0x00003fff 0x10c0f300”得到DS段的基址为0x10000000，这就是当前进程DS段在虚拟内存空间中的起始地址。因此DS：0x3004对应的虚拟地址为：
0x10000000+3004 = 0x10003004
现在已经得到了虚拟地址，接下来就要将其转换为物理地址，核心就是查找页表。首先要计算出虚拟地址中的页目录号、页表号和页内偏移，它们分别对应了虚拟地址的前10位、中间10位和末尾的12位。不难计算出，虚拟地址0x10003004对应的页目录号是64，页号是3，页内偏移是4。页目录表的位置由CR3寄存器给出，用“creg”命令可以看到：
说明页目录表的基址为0。页目录表和表中内容都很简单，就是1024个32位二进制树，这32位中的前20位表示物理页框号，后面是一些属性信息（其中最重要的是最后一位P，表示是否有效）。第65页目录项就是要找的内容，用命令“xp /w 0+644”查看：
其中的027是属性，显然P=1，因此这个页目录项是有效的。因此页表所在物理页框号位0x00fa9，即该页目录对应的1024个页的所有页表项信息存放在物理地址0x00fa9000处，从该位置开始查找第3个页表项，即“xp /w 0x00fa9000+34”:
其中的067是属性，显然P=1，说明页表项也是有效的。
现在已知虚拟地址0x10003004对应的物理页框号为0x00fa7000，将它和页内偏移0x0004连接到一起，得到物理地址为0x00fa7004，这个就是变量i的物理地址，用命令“xp /w 0x00fa7004”查看：
得到的数值就是变量i的值，说明这个过程是正确的。
现在直接修改内存来改变i的值，使用命令“setpmem 0x00fa7004 4 0”实现，表示从0x00fa7004地址开始的4个字节都设置为0，然后使用“c”命令继续Bochs的运行，可以看到test进程退出了，说明i变量修改成功了。
基于共享物理页框的进程间内存共享的实现
在Linux下，可以通过shmget()和shmat()两个系统调用来使用共享内存。因此本部分的具体实现内容就是在Linux-0.11下添加shmget()和shmat()两个系统调用（Linux-0.11上没有这两个系统调用）。添加系统调用的具体过程可以参照操作系统实验2：系统调用。
shmget()系统调用的函数原型为：
int shmget(key_t key, size_t size, int shmflg);
该系统调用会新建/打开一页物理内存作为共享内存，并返回该页共享内存的shmid，即该页共享内存在操作系统中的标识。如果多个进程使用相同的key调用shmget，则这些进程就会获得相同的shmid，即得到同一块内存的标识。在shmget实现时，如果key所对应的共享内存已经建立，则直接返回shmid，否则新建。如果size超过一页内存的大小，返回-1，并置errno为EINVAL。如果系统无空=空闲内存，返回-1，并置errno为ENOMEM。对于本实验，shmflg参数忽略。
shmat()系统调用的函数原型为：
void* shmat(int shmid,const void *shmaddr, int shmflg);
该系统调用会将shmid指定的共享页面映射到当前进程的虚拟地址空间中，并返回一个逻辑地址p，调用进程可以通过读写逻辑地址p来读写这一页共享内存。如果shmid非法，返回-1，并置errno为EINVAL。对于本实验，参数shmaddr和shmflg都忽略。
因此，两个进程都调用shmat可以关联到同一页内存上，此时两个进程读写p指针就是在读写同一页内存，从而实现了基于共享内存的进程间通信。
下面参照操作系统实验2：系统调用添加系统调用。
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添加系统调用的编号
系统调用编号在 include/unistd.h中定义，打开该文中找到系统调用编号的定义：
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添加IDT(中断描述符表)
打开include/linux/sys.h文件，在文件中的sys_call_table[]的数组中添加sys_shmget和sys_shmat，注意这里的前后顺序要和之前的系统调用编号的前后关系对应起来。同时，将sys_shmget()和sys_shmat()声明全局函数。
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修改系统调用数
修改kernel/system_call.s中的系统调用数，由原来的72改为74.
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实现sys_shmget()和sys_shmat()
在kernel/目录下新建一个shm.c文件，用于保存这个两个函数。
在include/目录下新建一个shm.h文件，用于相关数据类型声明和函数声明。sys_shmget()函数的主要作用是获得一个空闲的物理页面，可以通过调用已有的get_free_page()函数来实现。
sys_shmat()的主要作用是将这个页面和进程的虚拟地址以及逻辑地址关联起来，让进程对某个逻辑地址的读写就是在读写该内存页。该函数首先要完成虚拟地址和物理页面的映射，核心就是填写页表，在Linux-0.11中的函数：
unsigned long put_page(unsigned long page,unsigned long address)
该函数的作用就是完成这样的映射，直接调用即可。函数中的page就是内存页的物理地址，即shm_list[shmid].page，address是虚拟地址。Linux-0.11给每个进程分配了64M的虚拟内存，其分布如下图所示。
可以看出，brk和start_stack之间的虚拟内存并没有使用，因此可以在这里分割一个虚拟内存页和那个物理内存页建立映射。brk和start_stack都是存储在进程的PCB中，可以用current->brk找到当前进程的brk，当前进程开始的虚拟地址存放在current->ldt[1]中，可以用get_base(current->ldt[1])获得，因此该虚拟内存页的虚拟地址为get_base(current->ldt[1]) + current->brk.
这样调用put_page函数就可以建立映射关系了。最后需要更新brk指针的指向，并返回虚拟内存页的逻辑地址，即原来的brk。
shm.h文件的内容如下：
#include <stddef.h>
typedef unsigned int key_t;
struct struct_shmem
{
unsigned int size;
unsigned int key;
unsigned long page;
};
int shmget(key_t key, size_t size);
void* shmat(int shmid);
#define SHM_NUM 16
shm.c文件内容如下：
#include <shm.h>
#include <linux/mm.h>
#include <unistd.h>
#include <errno.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/sched.h>
struct struct_shmem shm_list[SHM_NUM] = {{0,0,0}};
int sys_shmget(key_t key, size_t size)
{
int i;
unsigned long page;
if(size > PAGE_SIZE){
errno = EINVAL;
printk("shmget:The size connot be greater than the PAGE_SIZE!\r\n");
return -1;
}
if(key == 0){
printk("shmget:key connot be 0!\r\n");
return -1;
}
//判斷是否已经创建
for(i = 0; i < SHM_NUM; i++){
if(shm_list[i].key == key)
return i;
}
page = get_free_page(); //申请内存页
if(!page){
errno = ENOMEM;
printk("shmget:connot get free page!\r\n");
return -1;
}
for(i = 0; i < SHM_NUM; i++){
if(shm_list[i].key == 0){
shm_list[i].size = size;
shm_list[i].key = key;
shm_list[i].page = page;
break;
}
}
return i;
}
void* sys_shmat(int shmid)
{
unsigned long tmp; //虚拟地址
unsigned long logicalAddr;
if(shmid < 0 || shmid >= SHM_NUM || shm_list[shmid].page == 0 || shm_list[shmid].key <= 0){
errno = EINVAL;
printk("shmat:The shmid id invalid!\r\n");
return NULL;
}
tmp = get_base(current->ldt[1]) + current->brk; //计算虚拟地址
put_page(shm_list[shmid].page,tmp);
logicalAddr = current->brk; //记录逻辑地址
current->brk += PAGE_SIZE; //更新brk指针
return (void *)logicalAddr;
}
-
修改Makefile文件
文件位置：kernel/Makefile
修改完成之后重新编译整个工程。 -
编写测试代码
这里编写两个测试进程，一个进程向共享内存页中写入数据，另一进程从中读取数据，比对写入和读出的数据就能验证实验过程是否正确。
test1.c每间隔5秒向共享内存页中写入递增的数据，代码如下：
#define __LIBRARY__
#include <shm.h>
#include <unistd.h>
static inline _syscall1(void*,shmat,int,shmid);
static inline _syscall2(int,shmget,key_t,key,size_t,size);
int main()
{
key_t key = 666;
size_t size = sizeof(int);
int shmid = shmget(key,size);
int* p = (int*)shmat(shmid);
*p = 0;
while(1){
(*p)++;
printf("process1:write %d\r\n",*p);
sleep(5);
}
return 0;
}
test2.c每间隔5妙从共享内存页中读取数据，代码如下：
#define __LIBRARY__
#include <shm.h>
#include <unistd.h>
static inline _syscall1(void*,shmat,int,shmid);
static inline _syscall2(int,shmget,key_t,key,size_t,size);
int main()
{
key_t key = 666;
size_t size = sizeof(int);
int shmid = shmget(key,size);
int* p = (int*)shmat(shmid);
while(1){
printf("process2:read %d\r\n",*p);
sleep(5);
}
return 0;
}
- 文件拷贝
先在lab6目录下，执行下列命令就行挂载：
sudo ./mount-hdc
然后将test1.c和test2.c拷贝到linux-0.11中，命令如下：
cp test1.c test2.c ./hdc/usr/root/
另外，在test1.c和test2.c中用到shm.h和修改过的unistd.h，因此也需要将这两个文件拷贝到Linux-0.11中，命令如下(在lab6目录下)：
cp ./linux-0.11/include/unistd.h ./hdc/usr/include/
cp ./linux-0.11/include/shm.h ./hdc/usr/include/
- 编译并运行测试代码
运行Linux-0.11，然后编译test1.c和test2.c，命令如下：
gcc -o test1 test1.c
gcc -o test2 test2.c
sync
注意，Linux-0.11只有一个终端，而现在需要在一个终端上同时运行两个程序，方法是在命令末尾输入&，命令就会进入后台运行。命令如下：
./test1 &
./test2 &
然后就可看到打印出来的信息了，如下图所示：
可以看出，写入和读出的数据是一样的。
注意，在实验过程发现，如果一个进程结束会将共享的物理内存页释放，此时如果另一个进程再去读写该物理内存页就会导致错误！
至此，整个实验结束！
