作者：南京航空航天大学 计算机科学与技术学院 金航 未经作者允许，禁止转载
回想我们之前的运行环境由谁来提供？AM，但是AM并不是操作系统，其没有中断和文件的概念。
OS：提供文件管理服务，我们的程序都是在OS下运行的。现在我们要实现一个简单的操作系统支持dummy的运行。
可以认为是我们运行在NEMU/AM之上的一个OS
- 输出两条log
- 初始化
ramdisk：即内存模拟磁盘 - 初始化设备：调用AM的初始化函数
- 加载用户程序：通过
loader将用户程序加载到指定位置（第一个任务） - 跳转到用户程序入口点：即调用
entry函数
- 先将待运行的用户程序放于
ramdisk的映像中（编译阶段完成） - 开始运行项目，首先加载
ramdisk - 从
ramdisk中将程序读到指定内存处（运行NANOS-LITE后由loader完成） - 调用放置好的程序
- 按讲义要求编译出
dummy-x86 - 执行
make update更新ramdisk
这样以后，可执行文件就进入了ramdisk.img这个映像文件中。
注意：每需要更换ramdisk的内容都需要更新ramdisk。
- 目前，我们只需要直接将程序读到
0x4000000（即框架自带的DEFAULT_ENTRY宏定义）这个位置就可以了。使用ramdisk.c中提供的函数。 - 可执行程序在哪里？
ramdisk偏移为0的地方。 - 可执行程序有多大？整个
ramdisk那么大 - 在哪里实现
loader？理所当然：loader.c。 - 很简单，1行代码就能实现。
- 正常实现后，NEMU会报出未实现指令的错误（0xcd），这就是
INT指令。请见后文。
注意：虽然说整个ramdisk中只有dummy-x86一个可执行文件，但是所有的库都已经被编译到这个可执行文件中了，这和我们平时写的程序的库函数调用过程不太一样（真正x86平台的程序通过动态链接库调用）。
一般来说，用户程序运行在第3级，而操作系统运行在第0级。保证了一般用户程序拿不到操作系统的部分特权。
如果用户程序试图去执行一条他的权限不够的特权级指令，CPU就会抛出一个异常。因此我们本章的内容就是异常控制流。
这个特权级的检查本来是由分段机制负责控制的，但是我们的NEMU为了简单，不包含分段的保护机制。（理论课上，分段是个考试重点，这里我们不讲，需要的时候简单讲）
最典型的特权保护机制：银行取钱。
注意：我们PA中所有的程序相当于直接运行在和操作系统位于同一级的第0级上。
我们的操作系统有义务将部分特权安全地给客户程序使用，这就有了系统调用的存在。虽然我们的程序有权利能够执行这些特权指令，但是为了后续实验，我们仍要实现系统调用这个模块。
提问：回想我们C语言程序调用一个函数如何传参？传参的过程在机器级层面上是个什么样的过程？（答案：我们在C语言中函数的传参通常先将各个参数压栈，然后通过CALL指令跳转到函数体的入口点。这只是参数传递的方式之一，最简单的参数传递是寄存器传递，如果后面学微机原理，就会知道用寄存器传参是最好写的）
那么，我们系统调用不使用CALL指令，因为CALL指令只能调用用户态的函数，并不能完成特权级转换。这里我们引入了INT中断指令。再特殊一点，我们这里用到的是int 0x80的系统调用来陷入内核态。
通过寄存器传参。系统调用参数的顺序一定要记住：EAX, EBX, ECX, EDX。
C语言函数的返回值是如何返回的？（答案：EAX寄存器带回）
那么，系统调用和函数调用一样，也是将返回值放入EAX之中带回。
在Navy-app中，nanos.c的_syscall_()函数。通过调用这个函数，就可以便利地帮我们编译出上述的五条指令（把参数值依次放入对应寄存器中并进行系统调用）以及带回返回值。
通过门描述符来找，门描述符的格式见讲义。这里特别指出：我们只需要关心两个用来被拼接在一起的地址字段和P位。
将每个中断门描述符看作一个结构体，那么内存中有一段区域，这个区域存放着门描述符数组，这个数组就是IDT，即中断描述符表。
这个表中存放着每一个中断的入口地址，我们通过中断号作为索引在IDT中找到其对应的描述符，然后将该描述符中的地址域组合，得到中断服务程序的入口地址。
我们认为，中断的服务程序都是已经加载到内存中了，需要中断调用的时候直接经过一定手续，让EIP指向中断服务程序的入口点（中断服务程序的第一个指令）即可
我们如何能够找到IDT在内存中的哪个位置？那就是IDTR寄存器，它始终指向IDT表的首地址。
我们说，执行一次指令INT 0x??就是一次中断调用，而当
0x?? = 0x80
时，这个中断为系统调用。因此，触发系统调用就是触发一个特殊的异常。
我们说系统调用是一个特殊的中断调用，所以系统调用肯定需要经过中断调用的流程。详细流程见i386手册和讲义。这里简述如下：
- 保护现场（将EFLAGS, EIP, CS压栈）。为什么要保护现场？为了让程序返回调用点后仍然能保持原先的状态。
- 从IDTR中得到IDT首地址，并通过中断号在IDT中寻址，找到一个门描述符。
- 得到门描述符后，首先检验门描述符的
P位，若这个门描述符无效，请直接结束程序的运行并进行调试。 - 将门描述符的地址字段相拼接，成为跳转地址。然后设置跳转即可。
- 在CPU结构体中添加
IDTR寄存器（自行参考IDTR的结构），并实现LIDT指令（2行代码能够实现），定义宏HAS_ASYE。实现以后，项目就会在启动后对IDT进行初始化，初始化内容包括填IDT表和注册处理函数。（这一步是加入AM为我们提供的ASYE，有兴趣自己看一下，很简单） - 实现
INT指令（1行代码能够实现），但是我们不要把处理过程写在INT里面，而是用INT去调用raise_intr函数。这个函数实现的内容即上述中断调用的过程（20行代码以内可以实现）。其中，门描述符GateDesc结构体框架已为我们写好，直接用就行。注意：这里讲义上有几个注意事项，不要忘记实现。 - 重新运行
dummy程序，若出现了讲义说的未实现指令（0x60，PUSHA），说明正常实现。 - 实现
PUSHA指令，用于将所有一般寄存器压栈，以保存现场，即程序在进行中断调用前的状态。 - 注意重新组织
_RegSet的顺序，使得其内的寄存器指针或错误号等项目和陷阱帧一致。 - 重新运行
dummy程序，在irq_handle中出现了HIT BAD TRAP，从提示消息知是8号事件（注意：一定是8号事件）未被处理，则说明正常实现。
中断调用经过其自己通用的流程过后，将异常封装成了一个个事件，现在开始针对不同的中断类型进行处理，这就是事件分发，即对应我们的do_event函数。注意：我们并不是直接调用do_event函数，而是在初始化的时候把do_event函数注册为了事件分发函数，所以此时会调用这个函数。
我们前文提到的未处理的8号事件，可以去am.h中查一下，其实这就是一个_EVENT_SYSCALL，即系统调用事件。因此我们需要调用系统调用事件的处理函数去处理这个事件。
而我们的系统调用处理函数就是do_syscall，目前，我们这个阶段只需要处理2个类型的系统调用即可，即SYS_none和SYS_exit。具体来说，这个函数中做的事情就是得到四个参数（有可能有没用上的），然后根据中断调用类型选择合适的后续处理函数（本阶段暂不涉及，下阶段文件调用时会涉及）。处理完毕后，设置返回值到约定的地方（忘了吗？请看前文）即可。
- 在
do_event中识别系统调用并调用do_syscall - 正确实现
arch.h中的几个可以从现场寄存器中获取参数的寄存器的宏 - 完成并实现
SYS_none和SYS_exit这两个系统调用 - 设置返回值到寄存器中
- 实现
POPA（0x61）和IRET（0xcf）指令（调用的时候保护现场，调用完成后当然要恢复现场啦） - 成功运行
dummy项目并HIT GOOD TRAP
注意：省去了初始化时候的部分调用过程以及NEMU中部分调用过程，仅写出和系统调用相关的：
| 次序 | 函数名 | 所在项目 | 所在子项目 | 所在代码文件 |
|---|---|---|---|---|
| 1 | main | navy-apps | dummy | dummy.c |
| 2 | _syscall_ | navy-apps | libos | nanos.c |
| 3 | make_EHelper(int) | nemu | - | system.c |
| 4 | raise_intr | nemu | - | intr.c |
| 5 | vecsys | am | x86-nemu | tarp.S |
| 6 | asm_trap | am | x86-nemu | tarp.S |
| 7 | irq_handle | am | x86-nemu | asye.c |
| 8 | H(即do_event) | nanos-lite | - | irq.c |
| 9 | do_syscall | nanos-lite | - | syscall.c |