linux 0.11

Linux-0.11

理論コース：https：//www.bilibili.com/video/bv1d4411vv7u7

便利な参照（ Linux-0.11コメント済みバージョン）：https：//github.com/beride/linux0.11-1

メインブランチはLinux-0.11ソースコードです

コードの違いを表示：プルリクエスト対応するブランチを選択し、メインと比較します

✔§ab0オペレーティングシステムブーツ（Branch Lab0）

1. bootsect.sの書き換えは、主に次の機能を完了します。

   • bootsect.sは、画面に「xxx is booting ...」というメッセージを印刷できます。

2. セットアップを書き換えると、主に次の機能が完了します。

   • bootsect.sは、setup.sの読み込みを完了し、setup.sにジャンプして実行アドレスを開始できます。セットアップは、画面に「今すぐセットアップになっている」行を出力します。 setup.sは、少なくとも1つの基本的なハードウェアパラメーター（メモリパラメーター、グラフィックカードパラメーター、ハードディスクパラメーターなど）を取得し、メモリの特定のアドレスに保存し、画面に出力できます。 setup.sはLinuxカーネルをロードしなくなり、上記の情報を画面に表示するだけです。

実験指導書：https：//www.lanqiao.cn/courses/115/labs/568/document/

✔lab1システムコールを実装する（Branch Lab1）

1. kernel/system_call.sで変更されたシステムコールの総数は74です。
2. include/unistd.hにマクロを追加して、コール関数テーブルの位置付けを示します。
3. include/linux/sys.hに2つの関数（sys_iam、sys_whoami）関数定義を記述します。その後、2つの新しい関数を関数テーブルに追加します。
4. 2つのシステム呼び出しを実装するために、カーネル/who.cを追加しました。
5. MakeFileを変更します
   • OBJはWHOの依存関係を増やします（who.o）
   • 依存関係にwho.s and who.oに依存関係の生成条件を追加する
6. execute ./runを作成してLinuxサブシステムを入力し、/usr/include/unistd.hのiamとwhoamiのマクロ定義を追加します（ポイント2と同じ）。
7. ユーザー状態でテストプログラムを作成すると、成功したかどうかがテストされます。

実験的な指導書：https：//www.lanqiao.cn/courses/115/labs/569/document/

hurty§rab2は、プロセス操作軌跡の追跡を実装しています（Branch Lab2）

1. Process.cは、ハイブリッドCPUコンピューティングとIOコンピューティングをシミュレートするシナリオを実装し、マルチプロセスの方法で実行します。
2. /var/process.logにカーネルプロセスの切り替え（PIDステータス時間）のいくつかの状態を印刷します。
3. init/mainのinit（）関数がユーザー状態ステートメントに入り、ascoped file descriptor 3に/var/process.logに入ります。
4. kernel/printkにfprintk（）関数を実装して、process.logログの出力を印刷します。
5. 状態の切り替えポイントを見つけ、fprintk（）を追加してログを書きます。
   • Process Start Kernel/System_Call.s-> Sys_Fork（coly_processを呼び出す）
   • run、blocking state switch kernel/sched.c-> shinde sys_pause sleep_on naturtible_sleep_on wake_up
   • exit kernel/exit.c-> do_exit sys_waitpid
6. 注：Linux-0.11のGCCにはコンパイルできません//コメントされています。

実験指導帳：https：//www.lanqiao.cn/courses/115/labs/570/document/

✔lab3は、Linux0.11の元のTSSプロセスをスタックスイッチングに切り替えて置き換えます（Branch Lab3）

元のスイッチング方法はTSSを介したもので、これはレジスタのスナップショットに相当します。 Intelが提供する指示を通じて、現場で直接置き換えられますが、これは遅いです。スタックスイッチングがより効率的です。

kernel/sched.c

1. 元のSwitch_TOメソッドはTSSスイッチに基づいており、ヘッダーファイルにコメントアウトしたいと考えています。
2. 新しいSwitch_toには、2つのパラメーターが必要です（1：次のPCBへのポインター2：配列の次のタスクの位置がLDTを切り替えるために使用されます）。

kernel/system_call.s

1. Switch_toアセンブリの実装を書き込みます
2. PCBの切り替え
3. TSSカーネルスタックの位置を書き直します（現時点ではTSSは保持されますが、世界には1つのTSSのみがあり、プロセススイッチングを行うために使用されません。）
4. カーネルスタックを切り替えます
5. LDTスイッチ

カーネル/fork.c

1. PCBのTSS設定からログアウトします。
2. 新しいメンバー変数 - カーネルスタックをPCBに追加します。これは、カーネルスタック情報を保存するために使用されます。
3. ここにスタック情報を記述し、PCBをメンバー変数をポインターに向けてください。

実験指導書：https：//www.lanqiao.cn/courses/115/labs/571/document/

参照：https：//blog.csdn.net/qq_42518941/article/details/119182097

Linux0.11（Branch Lab4）でSemaphore System Callを実装するLab4

キーの知識ポイント

1. kernel/sched.c sleep_onは、着信待機キューヘッダーを渡し、状態をブロックするために電流を設定し、スケジュール（）を積極的に実行します。 TMPは元のブロッキングキューを保存します。目が覚めると、ブロッキングキューはすべて実行可能に設定されます。
2. kernel/sched.c wake_upブロックされたすべてのPCBを目覚めさせます。このプログラムでは、目覚めのチームリーダーのみを見ることができますが、Sleep_onと組み合わせて読む必要があります。組み合わせると、その後、ウェイクアップヘッドが目を覚ますことがわかります。

アプリケーション「PC.C」を書き、古典的なプロデューサーと消費者の問題を解決し、次の機能を完了します。

• プロデューサープロセスを確立する、n消費者プロセス（n> 1）
• ファイルを使用して共有バッファーを作成します
• プロデューサーのプロセスは、整数0、1、2、…、m、m> = 500をバッファーに書き込みます
• 消費者プロセスはバッファから読み取り、一度に1つずつ読み取り、バッファから読み取り番号を削除し、プロセスIDと +番号を標準出力に出力します
• バッファは同時に最大10個の数値しか節約できません

セマフォを実装します

 sem_t * sem_open ( const char * name , unsigned int value );
int sem_wait ( sem_t * sem );
int sem_post ( sem_t * sem );
int sem_unlink ( const char * name );

• Sem_openはセマフォを開きます
• セマフォが現在ゼロに等しい場合、プロセスをブロックします
• 1つのセマフォを追加します
• セマフォをオフにします

待機と投稿の焦点

• 待って
  • kernel/sched.c sleep_onに電話して、ブロッキングを待ちます
  • Linux割り込み（Linux0.11シングルコア）を使用して、クリティカルゾーンを保護します
  • SEMの1つの値を引いた
• 役職
  • SEMの値に1つを追加します。値が0を超える場合は、kernel/sched.c wake_upを呼び出して、このセマフォでブロックされたプロセスを目覚めさせます。
  • Linux割り込み（Linux0.11シングルコア）を使用して、クリティカルゾーンを保護します

実験指導書：https：//www.lanqiao.cn/courses/115/labs/572/document/

Rab5アドレスのマッピングと共有（Branch Lab5）

論理アドレス - > gdt-> ldt->ページテーブル - >物理アドレス

機器理論の知識

セグメントセレクター

GDTRによるグローバル記述子テーブルへのアクセスは、「セグメントセレクター」（実際のモードのセグメントレジスタ）を介して行われます。

15 3 2 1 0

|インデックス| | rpl |

• 3-15は記述子インデックスであり、記述テーブルの必要なセグメントの記述子を示します。
• 2セレクターがGDTまたはLDTで選択されているか（0がGDT 1を表すLDTを表すかどうかを示す）。
• 0-1は、選択する特権レベルです。

セグメントセレクターには、記述子インデックス（インデックス）、TI、およびリクエスト特権レベル（RPL）の3つの部分が含まれます。そのインデックス（記述子インデックス）部分は、記述子テーブルの必要なセグメントの記述子の位置を示します。この位置から、対応する記述子は、GDTRに保存されている記述子テーブルベースアドレスに基づいて見つけることができます。次に、記述子テーブルのセグメントベースアドレスと論理アドレス（SEL：オフセット）を線形アドレスに変換できます。セグメントセレクターのTi値は1つの0または1。0です。0は、セレクターがGDTで選択されていることを意味し、1はLDTでセレクターが選択されていることを意味します。リクエスト特権レベル（RPL）は、セレクターの特権レベルを表し、4つの特権レベル（レベル0、レベル1、レベル2、およびレベル3）があります。

特権レベルに関する注意：タスクの各セグメントには特定のレベルがあります。プログラムがセグメントにアクセスしようとするときはいつでも、プログラムが持っている特権レベルを特権レベルと比較して、セグメントにアクセスできるかどうかを判断します。システム条約は、CPUが同じ特権レベルのセグメントのみにアクセスできるか、より低い特権レベルでのみアクセスできることです。

たとえば、論理アドレスを指定してください：21H：12345678Hは線形アドレスに変換されます

a。セレクターSEL = 21H = 00000000100 0 01（b）平均：Selector = 4のインデックス、つまり0100、およびGDTの4番目の記述子が選択されています。 Ti = 0は、セレクターがGDTで選択されていることを意味します。最後の01は、特権レベルRPL = 1を意味します。

b。オフセット= 12345678Hこの時点でGDTの4番目の記述子で説明されているセグメントベースアドレスが1111111Hで、次に線形アドレス= 111111H + 12345678H = 23456789H。

GDTにアクセスしてください

1. 最初にGDTRレジスタからGDTベースアドレスを取得します。
2. 次に、GDTでは、セグメント記述子がセグメントセレクター高13ビット位置インデックスで評価されます。
3. ベースアドレスを取得し、オフセットを追加して線形アドレスを取得します。

アクセスLDT

1. 最初にGDTRレジスタからGDTベースアドレスを取得します。
2. LDTがLDTRレジスタから配置されているセグメントの位置インデックスを取得します（LDTRは13ビット高くなります）。
3. LDTセグメント記述子は、LDTセグメントベースアドレスを取得するために、この位置インデックスを備えたGDTで取得されます。
4. セグメントセレクターを使用して、LDTセグメントからセグメント記述子を取得します。
5. ベースアドレスを取得し、オフセットを追加して線形アドレスを取得します。

実験的な指導書：https：//www.lanqiao.cn/courses/115/labs/573/document/

✔✔️LAB6端子デバイス制御（Branch Lab6）

1. キーボード割り込みが発生すると、キーボードスキャンコードが削除され、スキャンコードがkey_tableテーブルに従って処理されます。
2. F12キーに対応する関数書き込みを完了します。
3. 処理後、対応するスキャンコードを使用して文字をPUT_QUEUEに入れます。
4. copy_to_cookedが最終的な前処理を行う最終処理のためにdo_tty_interruptを呼び出し、con_writeを呼び出してグラフィックカードに出力します。
5. 書き込み - > sys_write-> tty_write-> con_write。

実験指導帳：https：//www.lanqiao.cn/courses/115/labs/574/document/

Lab7 Procファイルシステムの実装（Branch Lab7）

理論的知識

ディスク

機械的なディスクの読み取りと書き込みには、3つのパラメーターを見つける必要があります

1. シリンダー（c）
2. 頭（h）
3. セクター

 block = C * ( H * S ) + H * S + S ;

いくつかのセクターを1つのブロックに分割して、ディスクの効率を向上させます（Linux0.11 2つのセクターを1つのブロックに分割します）。より高いレベルの場合、ディスクIOを実行するために読み取りおよび書き込みブロック番号を入力するだけです。

分割：ブートブロック|スーパーブロック| INODE BITMAP |データビットマップ|イノードブロック|データブロック

書類

FCB（Linux0.11のInode）を使用して、さまざまなタイプのファイル（例：デバイスファイル、ディレクトリファイルなど）を含むファイル情報を保存します。

 struct m_inode 
 { 
 unsigned short i_mode ;      // 文件类型和属性(rwx 位)。 
 unsigned short i_uid ;       // 用户id（文件拥有者标识符）。 
 unsigned long i_size ;       // 文件大小（字节数）。 
 unsigned long i_mtime ;      // 修改时间（自1970.1.1:0 算起，秒）。 
 unsigned char i_gid ;        // 组id(文件拥有者所在的组)。 
 unsigned char i_nlinks ;     // 文件目录项链接数。 
 unsigned short i_zone [ 9 ];   // 直接(0-6)、间接(7)或双重间接(8)逻辑块号。 
 /* these are in memory also */ 
 struct task_struct * i_wait ; // 等待该i 节点的进程。 
 unsigned long i_atime ;      // 最后访问时间。 
 unsigned long i_ctime ;      // i 节点自身修改时间。 
 unsigned short i_dev ;       // i 节点所在的设备号。 
 unsigned short i_num ;       // i 节点号。 
 unsigned short i_count ;     // i 节点被使用的次数，0 表示该i 节点空闲。 
 unsigned char i_lock ;       // 锁定标志。 
 unsigned char i_dirt ;       // 已修改(脏)标志。 
 unsigned char i_pipe ;       // 管道标志。 
 unsigned char i_mount ;      // 安装标志。 
 unsigned char i_seek ;       // 搜寻标志(lseek 时)。 
 unsigned char i_update ;     // 更新标志。 
 }; 

ディスク上のファイルのブロック番号は、イノードおよびその他のファイルの説明情報に保存されます。複数のレベルのディスクブロック位置ガイダンスがあります。これらは、ブロック位置を取得するための直接インデックスと間接インデックスに分割されます。

目次

ディレクトリに存在するサブディレクトリのイノードディスクブロック番号を含むディレクトリイノードに従って、対応するデータディスクブロック番号のデータを見つけます。レイヤーごとにレイヤーを検索すると、最終ターゲットディレクトリの場所を見つけることができます。

実験指導書：https：//www.lanqiao.cn/courses/115/labs/575/document/