跟踪地址翻译过程
1.准备
./dbg-asm c
在Bochs中编译运行 test.c
只要test.c不变，0x00003004这个值在任何人的机器上都是一样的。即使在同一个机器上多次运行test.c，也是一样的。
test.c是一个死循环，只会不停占用CPU，不会退出。
2.暂停
在命令行窗口按 Ctrl+c，Bochs 会暂停运行，进入调试状态
其中的 000f 如果是 0008，则说明中断在了内核里。那么就要 c，然后再 ctrl+c，直到变为 000f 为止。
如果显示的下一条指令不是 cmp ...（这里指语句以 cmp 开头），就用 n 命令单步运行几步，直到停在 cmp ...。
使用命令 u /8，显示从当前位置开始 8 条指令的反汇编代码，结构如下：
这就是 test.c 中从 while 开始一直到 return 的汇编代码。变量 i 保存在 ds:0x3004 这个地址，并不停地和 0 进行比较，直到它为 0，才会跳出循环。
现在，开始寻找 ds:0x3004 对应的物理地址。
3.段表
ds:0x3004 是虚拟地址，ds 表明这个地址属于 ds 段。首先要找到段表，然后通过 ds 的值在段表中找到 ds 段的具体信息，才能继续进行地址翻译。
每个在 IA-32 上运行的应用程序都有一个段表，叫 LDT，段的信息叫段描述符。
LDT 在哪里呢？ldtr 寄存器是线索的起点，通过它可以在 GDT（全局描述符表）中找到 LDT 的物理地址。
用 sreg 命令（是在调试窗口输入）：
可以看到 ldtr 的值是 0x0068=0000000001101000（二进制），表示 LDT 表存放在 GDT 表的 1101（二进制）=13（十进制）号位置（每位数据的意义参考后文叙述的段选择子）。
而 GDT 的位置已经由 gdtr 明确给出，在物理地址的 0x00005cb8。
用 xp /32w 0x00005cb8 查看从该地址开始，32 个字的内容，及 GDT 表的前 16 项，如下：
GDT 表中的每一项占 64 位（8 个字节），所以我们要查找的项的地址是 0x00005cb8+13*8。
输入 xp /2w 0x00005cb8+13*8，得到：
“0x52d00068 0x000082fd” 将其中的加粗数字组合为“0x00faa2d0”，这就是 LDT 表的物理地址（为什么这么组合，参考后文介绍的段描述符）。
xp /8w 0x00fd52d0，得到：
4.段描述符
在保护模式下，段寄存器有另一个名字，叫段选择子，因为它保存的信息主要是该段在段表里索引值，用这个索引值可以从段表中“选择”出相应的段描述符。
先看看 ds 选择子的内容，还是用 sreg 命令：
可以看到，ds 的值是 0x0017。段选择子是一个 16 位寄存器，它各位的含义如下图：
其中 RPL 是请求特权级，当访问一个段时，处理器要检查 RPL 和 CPL（放在 cs 的位 0 和位 1 中，用来表示当前代码的特权级），即使程序有足够的特权级（CPL）来访问一个段，但如果 RPL（如放在 ds 中，表示请求数据段）的特权级不足，则仍然不能访问，即如果 RPL 的数值大于 CPL（数值越大，权限越小），则用 RPL 的值覆盖 CPL 的值。
而段选择子中的 TI 是表指示标记，如果 TI=0，则表示段描述符（段的详细信息）在 GDT（全局描述符表）中，即去 GDT 中去查；而 TI=1，则去 LDT（局部描述符表）中去查。
看看上面的 ds，0x0017=0000000000010111（二进制），所以 RPL=11，可见是在最低的特权级（因为在应用程序中执行），TI=1，表示查找 LDT 表，索引值为 10（二进制）= 2（十进制），表示找 LDT 表中的第 3 个段描述符（从 0 开始编号）。
LDT 和 GDT 的结构一样，每项占 8 个字节。所以第 3 项 0x00003fff 0x10c0f300（上一步骤的最后一个输出结果中） 就是搜寻好久的 ds 的段描述符了。
用 sreg 输出中 ds 所在行的 dl 和 dh 值可以验证找到的描述符是否正确。
接下来看看段描述符里面放置的是什么内容：
可以看到，段描述符是一个 64 位二进制的数，存放了段基址和段限长等重要的数据。其中位 P（Present）是段是否存在的标记；位 S 用来表示是系统段描述符（S=0）还是代码或数据段描述符（S=1）；四位 TYPE 用来表示段的类型，如数据段、代码段、可读、可写等；DPL 是段的权限，和 CPL、RPL 对应使用；位 G 是粒度，G=0 表示段限长以位为单位，G=1 表示段限长以 4KB 为单位；其他内容就不详细解释了。
5.段基址和线性地址
组合规则见段描述符结构：其实就是将基地址进行组合
费了很大的劲，实际上我们需要的只有段基址一项数据，即段描述符 “0x00003fff 0x10c0f300” 中加粗部分组合成的 “0x10000000”。这就是 ds 段在线性地址空间中的起始地址。用同样的方法也可以算算其它段的基址，都是这个数。
段基址+段内偏移，就是线性地址了。所以 ds:0x3004 的线性地址就是：
0x10000000 + 0x3004 = 0x10003004
用 calc ds:0x3004 命令可以验证这个结果。
6.页表
从线性地址计算物理地址，需要查找页表。线性地址变成物理地址的过程如下：
首先需要算出线性地址中的页目录号、页表号和页内偏移，它们分别对应了 32 位线性地址的 10 位 + 10 位 + 12 位，所以 0x10003004 的页目录号是 64，页号 3，页内偏移是 4。
IA-32 下，页目录表的位置由 CR3 寄存器指引。“creg”命令可以看到：
说明页目录表的基址为 0。看看其内容，“xp /68w 0”：
页目录表和页表中的内容很简单，是 1024 个 32 位（正好是 4K）数。这 32 位中前 20 位是物理页框号，后面是一些属性信息（其中最重要的是最后一位 P）。其中第 65 个页目录项就是我们要找的内容，用“xp /w 0+64*4”查看：
这就是我们要找的页目录表
里面的内容是 0x00fa6027
具体分析一下里面的结构
页表所在的物理页框号为0x00fa6，即页表在物理内存为0x00fa6000处，从该位置开始查找3号页表项(每个页表项4个字节)，用命令:xp /w 0x00fa6000 + 3*4
7.物理地址
页表里所显示的即线性地址 0x10003004 对应的物理页框号为 0x00fa5，和页内偏移 0x004 连接在一起，得到 0x00fa5004，这就是变量 i 的物理地址。
可以用两种方法验证：
第一种方法是用命令 page 0x10003004
第二种方法是用命令 xp /w 0x00fa5004
现在，通过直接修改内存来改变 i 的值为 0，命令是： setpmem 0x00fa5004 4 0，表示从 0x00fa5004 地址开始的 4 个字节都设为 0。然后再用“c”命令继续 Bochs 的运行，可以看到 test 退出了，说明 i 的修改成功了，此项实验结束。
添加系统调用号
目录 oslab/linux-0.11/include
在 unistd.h 中添加下面代码
然后增加两个系统调用号
添加系统调用的定义
文件位置oslab/linux0.11/include/linux/sys.h
增加函数声明
改写系统调用数
文件位置：oslab/linux0.11/kernel/system_call.s
编写 shm.c
文件位置：oslab/linux0.11/kernel/shm.s
#define __LIBRARY__ #include <unistd.h> #include <linux/kernel.h> #include <linux/sched.h> #include <linux/mm.h> #include <errno.h> static shm_ds shm_list[SHM_SIZE] = {{0, 0, 0}}; int sys_shmget(unsigned int key, size_t size) { int i; unsigned long page; /* If the size exceeds the size of one page of memory */ if (size > PAGE_SIZE) { printk("shmget: size %u cannot be greater than the page size %ud. \n", size, PAGE_SIZE); return -ENOMEM; } if (key == 0) { printk("shmget: key cannot be 0.\n"); return -EINVAL; } for (i = 0; i < SHM_SIZE; i++) { if (shm_list[i].key == key) { return i; } } page = get_free_page(); if (!page) { return -ENOMEM; } printk("shmget get memory's address is 0x%08x\n", page); for (i = 0; i < SHM_SIZE; i++) { if (shm_list[i].key == 0) { shm_list[i].key = key; shm_list[i].size = size; shm_list[i].page = page; return i; } } return -1; } void *sys_shmat(int shmid) { unsigned long data_base, brk; if (shmid < 0 || SHM_SIZE <= shmid || shm_list[shmid].page == 0 || shm_list[shmid].key <= 0) { return (void *)-EINVAL; } data_base = get_base(current->ldt[2]); printk("current's data_base = 0x%08x,new page = 0x%08x\n", data_base, shm_list[shmid].page); brk = current->brk + data_base; current->brk += PAGE_SIZE; if (put_page(shm_list[shmid].page, brk) == 0) { return (void *)-ENOMEM; } return (void *)(current->brk - PAGE_SIZE); }
brk指针在哪里？可以参考下图。我们可以发现 brk 指针正好指向堆区顶部，我们可以利用这个指针帮我们定位需要申请的空间首地址。
在进程PCB当中记录了brk指针的 逻辑地址，然后加上进程开始处的虚拟地址就可以得到brk指针的虚拟地址或者叫线性地址（虚拟地址=段基址+逻辑地址）
