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6.828 Lab1 part 2

Ex4：複習C語言中的pointer,並確認了解pointer.c的每一個位址與現象。
Ans：Too easy to describe... :P

Ex5：如果bootloader的link address設定錯誤(不是0x7c00)，第1行會出錯的指令為何？
Ans：boot/boot.S的"ljmp    $PROT_MODE_CSEG, $protcseg"，因為ljmp會將絕對位址載入。(先出現的jnz不會出錯是因為jnz是相對跳轉，透過gdb與boot.asm便可發現jnz後的相對位址都是一致的)。

Ex6：分別在BIOS進入到bootloader時與bootloader進入到kernel時觀察0x100000的前8個word，說明為何在這兩個時間點，同樣的記憶體位置的值會不同？
Ans：因為bootloader會根據kernel image所指定的位置(ELF program header中的LMA)將kernel的每個segment載入記憶體，所以新的值是kernel image的text segment。

Ex7：追蹤JOS kernel，觀察0x100000與0xf0100000兩處的記憶體。如果mapping沒有建立正確，哪條指令會出錯？
Ans：kernel/entry.S中：
        mov $relocated, %eax
        jmp *%eax
relocated:

"jmp *%eax"會錯。因為link address定為0xf0100000，所以relocated的值為0xf01xxxxx，當mapping沒有正確設置，就會無法讓EIP正確地從0x1xxxxx跳轉到0xf01xxxxx。

Ex8：將八進制的顯示加進cprintf()中。
Ans：

  1. //in lib/printfmt.c
  2. void
  3. vprintfmt(void (*putch)(int, void*), void *putdat, const char *fmt, va_list ap)
  4. {
  5. ...
  6.         // (unsigned) octal
  7.         case 'o':
  8.             // Replace this with your code.
  9.             num = getint(&ap, lflag);
  10.             base = 8;
  11.             goto number;
  12. ...
  13. }

Ex9：找出kernel在何處、如何設定stack？
Ans：在kernel/entry.S中：

...

 70     # Clear the frame pointer register (EBP)
 71     # so that once we get into debugging C code,
 72     # stack backtraces will be terminated properly.
 73     movl    $0x0,%ebp           # nuke frame pointer
 74
 75     # Set the stack pointer
 76     movl    $(bootstacktop),%esp
...
 95 ###################################################################
 96 # boot stack
 97 ###################################################################
 98     .p2align    PGSHIFT     # force page alignment
 99     .globl      bootstack
100 bootstack:
101     .space      KSTKSIZE
102     .globl      bootstacktop
103 bootstacktop:


我們可以看到，kernel將stack top(esp)設在bootstacktop，大小為KSTKSIZE(在data section bootstack ~ bootstacktop)，x86的stack增長時會從bootstacktop往下遞減位址。

Ex10：熟悉x86的calling convention。
Ans：呼叫函式時，會先將caller-saved registers推入stack，接著是參數依右至左依序推入，然後再推入EIP，進入function後，推入EBP，然後再讓EBP指到目前ESP。function中必須適當保護callee-saved registers，返回時，依序恢復EBP與EIP，並將回傳值放在EAX。可參考這篇圖文並茂的文章。


Ex11&E12：實作backtrace()，並印出相關檔案與行號。
Ans：基本上就是反覆讀取EBP與EIP，然後以debuginfo_debug()獲取相關檔案與行號的訊息，有趣的是，debugging format採用的是STABS。本來要自己寫的，但看到HawxChen已經寫好了，而且沒有幾行程式，就不作重複的工嘍~
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誰在呼叫我？不同的backtrace實作說明好文章

今天下班前一個同事問到：如何在Linux kernel的function中主動印出backtrace以方便除錯？ 寫過kernel module的人都知道，基本上就是用dump_stack()之類的function就可以作到了。但是dump_stack()的功能是如何作到的呢？概念上其實並不難，慣用手法就是先觀察stack在function call時的變化(一般OS或計組教科書都有很好的說明，如果不想翻書，可以參考 這篇 )，然後將對應的return address一層一層找出來後，再將對應的function名稱印出即可(透過執行檔中的section去讀取函式名稱即可，所以要將KALLSYM選項打開)。在userspace的實作可參考Jserv介紹過的 whocallme 或對岸好手實作過的 backtrace() ，都是針對x86架構的很好說明文章。 不過從前面兩篇文章可以知道，只要知道編譯器的calling convention，就可以實作出backtrace，所以是否GCC有提供現成的機制呢？Yes, that is what __builtin_return_address() for!! 可以參考這篇 文章 。該篇文章還提到了其他可以拿來實作功能更齊全的backtrace的 程式庫 ，在了解了運作原理後，用那些東西還蠻方便的。 OK，那Linux kernel是怎麼做的呢？就是用頭兩篇文章的方式啦~ 每個不同的CPU架構各自手工實作一份dump_stack()。 為啥不用GCC的機制？畢竟...嗯，我猜想，除了backtrace以外，開發者還會想看其他register的值，還有一些有的沒的，所以光是GCC提供的介面是很難印出全部所要的資訊，與其用半套GCC的機制，不如全都自己來~ arm的實作 大致上長這樣，可以看到基本上就只是透過迭代fp, lr, pc來完成： 352 void unwind_backtrace (struct pt_regs * regs , struct task_struct *tsk) 353 { 354 struct stackframe frame ; 355 register unsigned long current_sp asm ( "...
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中文試譯：Load-time relocation of shared libraries

作者： eliben 原文連結： http://eli.thegreenplace.net/2011/08/25/load-time-relocation-of-shared-libraries/ 共享庫的載入時重定位 這篇文章的目的在解釋現代作業系統如何讓共享庫在載入時的連結動作發生。我們聚焦在32位元的x86 Linux上頭，但相同的原則在其他的作業系統與CPUs上一樣適用。 要注意的是，共享庫有許多不同的名字 - 共享庫（shared libraries）,共享物件（ shared objects）,動態共享物件（ dynamic shared objects (DSOs)）,動態連結庫（ dynamically linked libraries（如果你習慣的是Windows的環境，就知道這是所謂的DLL））。為了一致性，我在整篇文章中會使用"共享庫"這個字眼。 載入可執行檔 如同其他支援虛擬記憶體的作業系統，Linux將可執行檔載入到一個固定的記憶體位址。如果我們檢視任意一個可執行檔的ELF header，我們將可發現一個Entry point的位址： $ readelf -h /usr/bin/uptime ELF Header: Magic: 7f 45 4c 46 01 01 01 00 00 00 00 00 00 00 00 00 Class: ELF32 [...] some header fields Entry point address: 0x8048470 [...] some header fields 這是由linker所放置的，可告訴作業系統要從何處開始執行此執行檔[1]。如果我們用GDB載入程式並觀察0x8048470的位址，我們將可看到.text segment的第一個被執行的指令。 這代表的是，當linker連結可執行檔時，會把全部的內部符號引用的位址都確定下來（function以及data），確定它們的固定的、最終的位址。Linker本身會對自己進行一些relocation[2]，但最終的結果不會有任何的relocation。 講啥啊？注意，我在上段文中特別強...
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在Unix的世界中，file system佔據一個極重要的抽象化地位。其中，/ 所代表的rootfs更是所有後續新增file system所必須依賴前提條件。以Linux為例，黑客 Jserv 就曾經詳細說明過 initramfs的背後設計考量 。本篇文章不再重複背景知識，主要將追蹤rootfs初始化的流程作點整理，免得自己日後忘記。 :-) file system與特定CPU架構無關，所以我觀察的起點從init/main.c的start_kernel()開始，這是Linux作完基本CPU初始化後首先跳進的C function(我閱讀的版本為 3.12 )。跟root file system有關的流程羅列如下： start_kernel()         -> vfs_caches_init_early()         -> vfs_caches_init()                 -> mnt_init()                         -> init_rootfs()                         -> init_mount_tree()         -> rest_init()                 -> kernel_thread(kernel_init,...) 其中比較重要的是mnt_int()中的init_rootfs()與init_mout_tree()。init_rootfs()實作如下： int __init init_root...
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