HIT计算机系统大作业-程序人生

5.7 Hello的动态链接分析

查阅节头可知，.got.plt起始位置为0x404000。在调用dl_init前后，got[1]和got[2]的内容发生了变化。

5.8 本章小结

本章分析了可执行文件hello的ELF格式及其虚拟地址空间，分析了重定位过程、加载以及运行时函数调用顺序以及动态链接过程，深入理解了链接和重定位的过程。

第6章 hello进程管理

6.1 进程的概念与作用

6.1.1. 进程的概念

进程是一个执行中的程序的实例，是系统进行资源分配和调度的基本单位

6.1.2. 进程的作用

进程提供独立的逻辑控制流，好像程序在独占地使用处理器一样。也提供一个私有的地址空间，好像我们的程序独占地使用内存系统。

6.2 简述壳Shell-bash的作用与处理流程

6.2.1. 壳Shell-bash的作用

Shell为用户提供命令行界面，使用户可以在这个界面中输入shell命令，然后shell执行一系列的读/求值步骤，读步骤读取用户的输入的命令行，求值步骤则解析命令行，并运行程序。完成后重复上述步骤，直到用户退出shell。从而完成用户与计算机的交互来操作计算机。

6.2.2. 壳Shell-bash的处理流程

Shell等待用户输入指令。在用于输入指令后，从终端读取该命令并进行解析。若该命令为shell的内置命令，则立即执行该命令，否则，shell会通过fork创建一个子进程，通过execve加载并运行该可运行目标文件，用waitpid命令等待执行结束并对其进行回收，从内核中将其删除。若将该文件转为后台运行，则shell返回到循环的顶部，等待下一条命令。完成上述过程后，shell重复上述过程，直到用户退出shell。

6.3 Hello的fork进程创建过程

shell会调用fork函数创建一个子进程，内核会为新进程创建各种数据结构，并分配给它一个唯一的pid。新进程的虚拟内存与调用fork的进程的虚拟内存相同

6.4 Hello的execve过程

execve函数会根据文件名加载并运行程序。在虚拟内存中，它会删除用于区域，并映射私有区域，同时会设置程序计数器，

6.5 Hello的进程执行

当开始运行hello时，内存为hello分配时间片。如果一个系统运行多个进程，那么处理器的一个物理控制流被分成了多个逻辑控制流。逻辑流交错使用处理器。如果在此期间发生了异常或者系统中断，则内核会休眠该进程，并在核心态中进行上下文切换，将控制权交给其他进程。当hello执行到sleep时，hello会休眠，再次上下文切换，控制交付给其他进程。一段时间后再次上下文切换，恢复hello在休眠前的上下文信息，控制权交给hello继续执行。

hello在执行循环语句后，程序调用getchar()，hello从用户态进入核心态，并再次上下文切换，控制交付给其他进程。最终，内核从其他进程回到hello进程，在return后进程结束。

6.6 hello的异常与信号处理

6.6.1. 正常执行

正常执行时，hello每隔一秒打印一次，进入循环，共打印8次。打印完毕后，等待用户输入回车后程序终止。shell回收hello子进程，继续等待用户输入指令。

6.6.2. 不停乱按

乱按对于程序运行没有影响

6.3.3. 按ctrl+z

按下后，产生中断异常，此时hello的父进程shell接收到SIGSTP信号，运行信号处理程序。最终hello被挂起。

6.3.3.1. 输入ps

在此之后输入ps，打印出各个进程的pid，其中包括被挂起的hello。

6.3.3.2. 输入jobs

输入jobs，可以看到被挂起的hello的pid和它的状态。

6.3.3.3. 输入pstree -p

可以看到，从祖先进程到hello的树为：

systemd(1)->systemd(985)->gnome-terminal(2427)->bash(2459)->hello(26475)

6.3.3.4. 输入fg

输入fg后，挂在后台的hello进程被重新调到前台运行，并继续执行。

6.3.3.5. 输入kill

输入kill -9 26576，发送信号SIGKILL给进程26576，该进程被杀死。

6.3.4. 按ctrl-c

按下后，会导致段异常，从而内核信号产生SIGINT，发送给shell。shell收到该信号后，向子进程发送SIGKILL来强制终止子进程hello并回收它。这是再运行ps，发现已经没有进程helo，说明它已经被终止且回收。

6.7本章小结

本章总结了hello进程的执行过程，展示了hello进程的执行以及hello的异常和信号处理。

第7章 hello的存储管理

7.1 hello的存储器地址空间

7.1.1. 逻辑地址

又称段地址，是段寄存器的偏移地址，是程序汇编后出现在汇编代码中的地址。逻辑地址分为两部分，一个部分为段基址，另一个部分为段偏移量。在CPU保护模式下，需要经过寻址方式的计算和变换才可以得到内存中的有效地址。

7.1.2. 线性地址

是一种中间地址，在地址空间由连续的整数表示，是逻辑地址到物理地址变换之间的中间层。在各段中，逻辑地址是段中的偏移地址，其偏移量加上基地址就是线性地址。

7.1.3. 虚拟地址

是程序访问存储器使用的逻辑地址。使用虚拟地址时，CPU通过生成一个虚拟地址来访问主存，这个虚拟地址在被送至内存钱先转换成适当的物理地址。在linux中，虚拟地址数值等于线性地址

7.1.4. 物理地址

计算机系统的主存被组织称一个由一个由非常大个连续的字节大小的单元组成的数组，其中每一个字节都被给与一个唯一的物理地址。

7.2 Intel逻辑地址到线性地址的变换-段式管理

逻辑地址表示为[段标识符:段内偏移量]，段标识符是一个16位长的字段（段选择符）。

1. 根据段选择符的T1选择，当前要转换段位是GDT还是LDT，再根据寄存器，得到其地址。
2. 拿出段选择符的前13位，查找到对应的段描述符，得到Base。
3. 将基地址和逻辑地址相加，获得线性地址。

7.3 Hello的线性地址到物理地址的变换-页式管理

虚拟地址用VA来表示。处理虚拟地址即处理线性地址。VA分为虚拟页号（VPN）与虚拟页偏移量（VPO）。CPU取出VPN，通过页表基址寄存器来定位页表条目，在有效位为1时，从页表条目中取出信息物理页号（PPN），通过将物理页号与虚拟页偏移量（VPO）结合，得到由物理地址和物理页偏移量（PPO）组成的物理地址。

7.4 TLB与四级页表支持下的VA到PA的变换

TLB：处理器向MMU发送虚拟地址，MMU向TLB发送VPN请求储存其中的PTE缓存，随后返回PTE条目。若发生缺页，会启动缺页处理程序。

四级页表：会将VPN分为4段，分别为VPN1、VPN2、VPN3、VPN4，通过树结构对其进行查找，从而找到合适的PTE条目。

7.5 三级Cache支持下的物理内存访问

得到物理地址后，根据物理地址从cache中寻找。到了L1后，寻找物理地址检测是否命中，如果不命中则寻找下一级L2，接着L3。如果L3也不命中，则需要从内存中取出相应的块并放入cache中，直到出现命中。

7.6 hello进程fork时的内存映射

fork()函数被父进程调用时，内核会创建一个子进程，为新的子进程创建环境，并分配给子进程唯一的pid，且该pid与父进程不同。为了给hello进程创建虚拟内存，fork()函数创建了当前进程的mm_struct、区域结构和页表的原样副本，并将两个进程的每个页都标记为只读，将两个进程中的区域结构都标记为私有的写时复制。当fork()从新的进程中返回时，hello进程现在的虚拟内存刚好和调用fork()时的虚拟内存相同，并且映射的也是同一个物理内存。但其中任意一个进程进行写操作时，写时复制机制就会创建新页面，在新的页面中进行写操作，并且原来的虚拟内存映射到创建的新页上，因此每个进程都具有私有的地址空间。

7.7 hello进程execve时的内存映射

加载并运行hello需要如下几个步骤。

7.7.1. 删除已存在的用户区域。删除当前进程虚拟地址的用户部分中的已存在的区域结构。

7.7.2. 映射私有区域。创建新的代码、数据、堆和栈段。虚拟地址空间的代码和数据区域被映射为hello文件的.text和.data区。

7.7.3. 映射共享区域。如果hello程序与共享对象（或目标）链接，那么这些对象都是动态链接到这个程序的，然后再映射到用户虚拟地址空间中的共享区域内。

7.7.4. 设置程序计数器。设置当前上下文的程序计数器，使之指向代码区域的入口点。

7.8 缺页故障与缺页中断处理

当指令引用一个相应的虚拟地址，而与该地址相应的物理页面不在内存中，会触发缺页异常。缺页异常会调用内核中的缺页异常处理程序，该程序会选择一个牺牲页，即存放在PP3的VP4。若VP4已经被修改了，那么内核就会将它复制回磁盘，否则直接修改。接下来，内存从磁盘复制VP3到内存中的PP3，更新PTE3，然后返回。当异常处理程序返回时，它会重新启动导致缺页的指令，该指令会将导致缺页的虚拟地址重新发送到地址翻译硬件。此时，VP3已经缓存在主存中，可以正常处理，而不会触发缺页。

7.9动态存储分配管理

动态内存分配器维护着一个进程的虚拟内存区域，称为堆。分配器将堆视为一组不同大小的块来维护。每个块要么是已分配的，要么是空闲的。

7.10本章小结

本章主要介绍了hello的存储器地址空间，并介绍了逻辑地址、线性地址、虚拟地址、物理地址等概念。分析了段式管理是如何完成从逻辑地址到线性地址（虚拟地址）的变换的。分析了页式管理是如何完成线性地址到物理地址的变换。分析了TLB与四级页表支持下的VA到PA的变换。介绍了三级Cache支持下的物理内存访问的流程。分析了hello进程fork与execve时的内存映射。介绍了缺页故障和缺页中断的处理。分析了动态存储分配管理。

第8章 hello的IO管理

8.1 Linux的IO设备管理方法

设备的模型化：文件

设备管理：unix io接口

在Linux中，所有的IO设备都被模型化为文件，而所有的输入和输出都被当做相应的文件的读写操作。将所有的输入和输出都能以一种统一且一致的方式来执行，这边是Linux的IO设备管理方法。

8.2 简述Unix IO接口及其函数

8.2.1. Unix IO接口

Linux将设备映射为文件，所有输入输出都当做文件读写来执行。

下面是Unix接口的操作。

1. 打开文件

一个应用程序通过要求内核打开相应的文件，来宣告它想要访问一个IO设备。内存返回一个描述符，用于标识这个文件。内核记录和这个打开文件相关的所有信息。

1. 每个进程开始时三个打开的文件

Linux shell 创建的每个进程都有3个打开的文件，分别为标准输入、标准输出和标准错误，即stdin、stdout、stderr。

1. 改变当前的文件位置

对于每个打开的文件，内核保持着一个文件位置k，初始值为0。这个文件位置是从文件开始的字节偏移量。应用程序能够通过执行seek操作，显式地设置文件的当前位置k。

1. 读写文件

读操作即从文件复制n个字节到内存。从当前文件位置k开始读入，然后将k增加到k+n。如果读到文件末尾，则触发EOF。同样，写操作时从内存中复制一些字节到一个文件，从当前文件k开始，然后更新k。

1. 关闭文件

当应用完成了对文件的访问之后，它就会通知内核关闭这个文件。然后内核会释放文件打开时创建的数据结构，并将这个描述符恢复到可用的描述符池中。无论一个进程因为何种原因终止，内核都会关闭所有打开的文件并释放他们的内存资源。

8.3 printf的实现分析

https://www.cnblogs.com/pianist/p/3315801.html

首先观察printf()的实现代码：

int printf(const char* fmt, …){

int i;

char buf[256];

va_list arg = (va_list) ((char*)(&fmt)+4);

i = vsprintf(buf, fmt, arg);

write(buf, i);

return i;

}

可以发现，printf()的第一个参数为const char* 类型的fmt，而后面的参数用…代替。然后我们要设法得知传入参数的个数。

va_list arg = (va_list)((char*)(&fmt)+ 4);

这里可以看到arg是一个字符指针，其中(char*)((&fmt)+4)表示的是…中的第一个参数。这是因为C语言中，参数压栈的方向是从右向左的。也就是，先是最右面的参数入栈，然后是倒数第二个。接下来是

i=vsprintf(buf, fmt, arg);

首先查看一下vsprintf()的函数体。

int vs_printf(char* buf, const char* fmt, va_list args){

char* p;

char tmp[256];

va_list p_next_arg = args;

for (p=buf ; *fmt; fmt++){

if (*fmt != ‘%’){

*p++ = *fmt;

continue;

}

fmt++;

switch(*fmt){

case ‘x’：

itoa(tmp, *((int*)p_next_arg));

strcpy(p, tmp);

p_next_arg += 4;

break;

case ‘s’:

break;

default:

break;

}

}

return (p-buf);

经过分析发现，vsprintf()返回的是要打印的字符串的长度。后面一句

write(buf, i);

这句是写操作，将buf与参数数量i传入，将buf中的i个元素写到终端。然后我们观察一下write函数的实现。

write:

mov eax, _NR_write

mov ebx, [esp + 4]

mov ecx, [esp + 8]

Int INT_VECTOR_SYS_CALL

接下来看sys_call的实现

sys_call:

call save

push dword [p_proc_ready]

sti

push ecx

push ebx

call [sys_call_table +eax * 4]

add esp, 4*3

mov [esi + EAXREG – P_STACKBASE], eax

cli

ret

在这里，sys_call实现了显示字符串。

8.4 getchar的实现分析

可以看到，getchar的实现是用一个宏实现的

#define getchar() getc(stdin)

getchar()有一个int类型的返回值。当程序调用getchar()时，程序等着用户按键。用户输入的字符被放在键盘缓冲区中，直到用户按下回车为止。当用户键入回车后，getchar()开始从stdin中每次读入一个字符。如果用户在按下回车之前输入了不止一个字符，那么其他字符会保留在键盘缓冲区中，等待后续的函数调用读取。

8.5本章小结

本章介绍了hello的IO管理方法，分析了printf()和getchar()函数的实现

结论

一个简单程序的执行，需要软件和硬件、软件与操作系统等的交互和配合。表面上简单，但实际上异常复杂。

附件

hello.i 预处理器处理后得到的文件。

hello.s 编译器处理后得到的文件，将高级语言翻译为汇编

hello.o 汇编器处理后得到的可重定位目标文件

hello 链接器链接后得到的可执行文件

hello_o_elf.txt 由hello.o得到的.elf文件

hello1_elf.txt 由hello得到的.elf文件

hello_o_s.txt 由hello.o得到的反汇编文件

hello_s.txt 由hello得到的反汇编文件

script.sh 用于生成hello所使用的脚本文件

参考文献

为完成本次大作业你翻阅的书籍与网站等

1. 【CSAPP】程序人生-Hello’s P2P – 知乎 (zhihu.com)
2. 程序人生-Hello’s P2P-CSDN博客