2022年电子科大-计算机-操作系统实验报告-2014级

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1、电 子 科 技 大 学实验报告学生：郫县 LBJ 学号：指导教师：温柔可爱的刘杰彦实验地点：主楼 A2-413 实验时间：2017年 4 月 22 日上午一、实验室名称：电脑学院主楼机房二、实验项目名称：进程与资源管理实验分工： 郫县 LBJ 进程管理设计郫县小胖子资源管理设计郫县威斯布鲁克进程调度与时钟中断设计三、实验学时： 2 四、实验原理：此处的实验原理在指导书上非常丰富，因此不照搬过来，主要写出所要使用到知识点，具体实现过程中的原理分析见报告第八部分“实验步骤”处。（一） 总体设计系统总体架构如图1 所示，最右边部分为进程与资源管理器，属于操作系统内核的功能。要求能够设计与实现一个简单

2、的进程与资源管理器，具有如下功能：完成进程创建、撤销和进程调度；完成多单元 (multi_unit)资源的管理；完成资源的申请和释放；完成错误检测和定时器中断功能。图 1 系统总体结构（二） Test shell设计应具有的功能：精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 1 页，共 18 页1、从终端或者测试文件读取命令；2、将用户需求转换成调度内核函数即调度进程和资源管理器；3、在终端或输出文件中显示结果：如当前运行的进程、错误信息等。（三） 进程管理设计1、进程状态与操作2、进程控制块结构 PCB 3、主要函数：创建进程、撤销进程（四）

3、资源管理设计1、主要数据结构 RCB 2、请求资源3、释放资源五进程调度与时钟中断设计关键：使用基于优先级的抢占式调度策略，在同一优先级内使用时间片轮转算法。参考课上 ppt ：五、实验目的：设计和实现进程与资源管理，并完成Test shell 的编写，以建立系统的进程管理、调度、资源管理和分配的知识体系，从而加深对操作系统进程调度和资源管理功能的宏观理解和微观实现技术的掌握。六、实验内容：设计与实现一个简单的进程与资源管理器，要求具有如下功能： 完成进程创建、撤销和进程调度；完成多单元 (multi_unit)资源的管理；完成资源的申请精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归

4、纳总结 - - - - - - -第 2 页，共 18 页和释放；完成错误检测和定时器中断功能。通过编写测试脚本 test shell来完成对进程与资源管理器的测试。七、实验环境设备、元器件：Windows 7、Visual Studio 2015八、实验步骤：（一） 系统功能需求分析：（二） 总体框架设计：1、 具体原理和总体工作流程分析：首先，通过 test shell从测试文件中读入各种命令。然后，对命令进行分析，将用户的需求转换成调度内核函数，也就是说，通过调度进程和资源管理器，实现创建进程、撤销进程、进程调度、对资源进行管理、申请和释放资源、 检测错误和定时器中断等功能，从而模拟一个

5、操作系统对进程进行调度和对资源进行管理的过程。最后，在终端或者输出文件中， 把一系列操作后的结果显示出来，包括当前运行的进程、错误信息等。2、 相关方法和算法：（1） C 语言中的结构 struct ，用来实现 PCB 、RCB 等（2） C 语言中的指针、链表操作，用来实现将PCB和 RCB 加入队列尾部、从队列中删除、转移至阻塞队列等操作，以及进程的调度执行等。本实验中我们采用的带头结点的链表来实现各种操作。（3） 基于优先级的调度算法、时间片轮转调度算法、抢占式调度算法的综合应用。3、 模块调用关系：本实验中，我们组共编写了三个头文件 pcb.h 、和四个源文件 ( 、pcb.c 、te

6、st_shell_data.c)，因此可以分为主函数设计模块、进程管理设计模块、 资源管理设计模块和 test shell设计模块。在主函数模块中， 需要调用其他三个模块， 如创建进程、 展示父子子进程等操作，需要调用进程管理设计模块；调度算法的执行、展示各种队列等，需要调用 test shell设计模块；精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 3 页，共 18 页在进程管理设计模块中， 像销毁 PCB等操作，需要执行对 RCB 的释放，则需调用 test shell设计模块；在资源管理设计模块中，提供一些最小的操作，不调用其他模块；在 t

7、est shell设计模块中，设计到对资源和进程的各种操作，需要调用资源管理设计模块和进程管理设计模块。（三） 进程管理设计模块详细设计本部分我负责实现我们的计划是在在进程管理设计模块中，实现关于进程的各种最基础的结构和操作，具体包括：实现 PCB结构体、 PCB链表、 PCB子节点链表；实现对 PCB链表的初始化、对子节点链表的初始化、新建PCB 、对 PCB链表中进行删除、插入、移除不free 、从等待和阻塞队列中获取PCB得知、打印当前 PCB父节点、打印当前 PCB 父节点、打印当前 PCB子节点链表、 插入子队列的尾部、从子队列尾部删除。1、 进程状态与操作（1） 进程状态共 rea

8、dy/running/blocked三种状态 , 通过结构 struct实现，代码如下：structint running;int blocked;int ready; PCB_STATUS ;/定义 pcb 状态的三种情况（2） 进程操作：在本次实验中， 将会读进程进行以下操作， 结合这些操作的具体内容和所学知识，很容易考虑到通过链表来实现这些操作。创建(create)： (none) - ready 撤销(destroy)： running/ready/blocked - (none) 请求资源 (Request): running - blocked (当资源没有时，进程阻塞 ) 释放资

9、源 (Release): blocked - ready (因申请资源而阻塞的进程被唤醒) 时钟中断 (Time_out): running - ready 调度： ready - running / running -ready 2、 主要数据结构实现：精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 4 页，共 18 页1进程控制块结构PCB 进程控制块 PCB是进程存在的唯一标识， 并且常驻内存， 进程控制块中有许多信息，在本次实验中，根据我们的需求，所设计的进程控制块结构如下：结合实验指导书，我们通过结构struct实现进程控制块结构PCB

10、，包含以下信息：PID name Other_resources /: resource which is occupied Status: Type & List/ type: ready, block, running ., /List: RL(Ready list) or BL(block list) Creation_tree: Parent/Children Priority: 0, 1, 2 (Init, User, System) 主要代码及注释如下：struct PCB /pcb结构体char name 64 ;/Pname unsignedint pid;/Pid struc

11、t RCB_LIST* rcb_list;/Other resources struct PCB_LIST* parent_pcb;/父进程struct CHILD_PCB_LIST* child_pcb;/子进程int state;/Type&List int priority;/0,1,2 ;（3） 实现一个 PCB的链表，方便后面的操作：struct PCB_LIST /pcb链表struct PCB pcb;struct PCB_LIST * next_pcb;（4） 实现 PCB的子节点链表：struct CHILD_PCB_LIST /pcb子节点链表struct PCB_LIST

12、* node;struct CHILD_PCB_LIST* next_node;精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 5 页，共 18 页3、 主要操作设计实现过程（1） 初始化 PCB链表添加了头结点 : void init_pcb_list( struct PCB_LIST * list)if(* list)return;struct PCB_LIST * p =( struct PCB_LIST*) malloc( sizeof( structPCB_LIST ); p- next_pcb = NULL ; memset( p,NU

13、LL ,sizeof( struct PCB );* list = p ;（2） 初始化子节点链表：void init_child_pcb_list( struct CHILD_PCB_LIST * list)if(* list)return;struct CHILD_PCB_LIST * p = ( structCHILD_PCB_LIST*) malloc( sizeof( struct CHILD_PCB_LIST); p- next_node =NULL; memset( p,NULL ,sizeof( struct CHILD_PCB_LIST);* list = p ;（3） 创建

14、一个新的 PCB: structPCB_LIST * create_pcb( char *name ,unsignedintpid ,intstate,unsignedint priority, struct PCB_LIST* parent_pcb)struct PCB pcb; strcpy( pcb . name , name , strlen( name ); pcb. pid = pid; pcb. rcb_list =NULL; pcb. state = state; pcb. priority = priority; pcb. parent_pcb = parent_pcb; p

15、cb. child_pcb = NULL ;struct PCB_LIST* pcb_node = ( structPCB_LIST *) malloc( sizeof( struct PCB_LIST); pcb_node- pcb = pcb; pcb_node- next_pcb =NULL;return pcb_node;（4） 从 PCB链表中进行删除 : void destory_from_pcb_list( struct PCB_LIST* list,char* name )精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 6 页，共

16、18 页struct PCB_LIST* pr_temp,* temp ; pr_temp = temp = list;int ret = 1;while( temp )if(! strcmp( name , temp- pcb . name )& ret) release_resource( temp ); pr_temp = temp = list; ret = 0;if(! strcmp( name , temp- pcb . name ) pr_temp- next_pcb = temp- next_pcb; free( temp );return; pr_temp = temp; t

17、emp = temp- next_pcb;5插入 pcb 链表：void insert_into_pcb_list( struct PCB_LIST* list,structPCB_LIST * node )if(!*list) init_pcb_list( list);struct PCB_LIST * pr_temp,* temp ; pr_temp = temp = * list;while( temp ) pr_temp = temp; temp = temp- next_pcb; pr_temp- next_pcb = node;（5） 从 PCB链表中移除，并不释放该PCB占用的空

18、间：void delete_from_pcb_list( struct PCB_LIST* list,char* name )struct PCB_LIST* pr_temp,* temp ; pr_temp = temp = list;精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 7 页，共 18 页while( temp )if(! strcmp( name , temp- pcb . name ) pr_temp- next_pcb = temp- next_pcb;return; pr_temp = temp; temp = temp-

19、next_pcb;（6） 从等待和阻塞队列中获取PCB的地址：struct PCB_LIST* get_pcb( char* name )struct PCB_LIST* temp;for( int i = 2; i =0; i-) temp = READY_LIST i -next_pcb;while( temp )if(! strcmp( temp - pcb . name , name )return temp; temp = temp- next_pcb;if( BLOCKED_LIST) temp = BLOCKED_LIST- next_pcb;while( temp )if(!

20、strcmp( temp - pcb . name , name )return temp; temp = temp- next_pcb;returnNULL ;（7） 打印当前 PCB的父节点void show_pcb_parent( struct PCB_LIST* node) printf( %s parent node is %s n, node- pcb . name ,node - pcb . parent_pcb- pcb . name );（8） 打印当前 PCB的子节点链表精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 8 页，共

21、 18 页void show_pcb_child( struct PCB_LIST* node) printf( %s child is , node- pcb . name );struct CHILD_PCB_LIST* temp = node- pcb . child_pcb;if( temp ) temp = temp- next_node;while( temp ) printf( - |%s|, temp- node - pcb . name ); temp = temp- next_node; printf( n);（9） 插入子队列的尾部voidinsert_into_chil

22、d_pcb_list( structCHILD_PCB_LIST*list, structPCB_LIST * node )if(!*list) init_child_pcb_list( list);struct CHILD_PCB_LIST * pr_temp,* temp ; pr_temp = temp = * list;while( temp ) pr_temp = temp; temp = temp- next_node;struct CHILD_PCB_LIST * p = ( structCHILD_PCB_LIST*) malloc( sizeof( struct CHILD_

23、PCB_LIST); p- node = node; p- next_node =NULL; pr_temp- next_node = p ;（10） 从子队列尾部进行删除void delete_from_child_pcb_list( struct CHILD_PCB_LIST* list,char* name )struct CHILD_PCB_LIST* pr_temp,* temp ;if(! list)return; pr_temp = list; temp = pr_temp- next_node;while( temp )精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳

24、总结 - - - - - - -第 9 页，共 18 页if(! strcmp( name , temp- node - pcb . name ) pr_temp- next_node = temp- next_node;return; pr_temp = temp; temp = temp- next_node;（四） 其他模块设计组内其他人设计1、 Test shell设计Test shell将调度我们设计的进程与资源管理器，从而完成测试，具有以下功能：1从终端或者测试文件读取命令；2将用户需求转换成调度内核函数即调度进程和资源管理器；3在终端或输出文件中显示结果：如当前运行的进程、错误信

25、息等。2、 资源管理设计与进程管理设计的思路和流程相似，首先是设计好各类数据结构，包括RCB结构体、 RCB 等待队列链表、系统RCB 结构体、系统 RCB 链表、 RCB 链表。之后是实现好各类与RCB有关的基础操作，包括初始化前面设计的各种链表、新建 RCB ，以及对链表进行插入、删除、移除等操作，还有显示RCB 队列的操作。3、 实验进程调度与时钟中断设计核心思想即时间片轮转调度算法、优先级调度算法、 抢占式算法的综合应用，设计到对前面各模块的调用。九、实验数据及结果分析：将实验指导书中给出的测试命令，程序从该文件读取命令， 并将执行结果输出到屏幕，如下列图所示：上图结果与试验指导书中给

26、出的预期输出结果是一致的，说明实验成功。具体的结果分析： 为了更易于观察， 我们可以注释掉读文件的操作，让程序精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 10 页，共 18 页从键盘输入读取命令，每步命令的解释及相关执行结果截图如下：cr x 1 /创建优先级为1的进程 x，应显示“ * the x is running”cr p 1 /创建优先级为1的进程 p，应显示“ * the x is running”cr q 1 /创建优先级为1的进程 q，应显示“ * the x is running”cr r 1 /创建优先级为1的进程 r ，应

27、显示“ * the x is running”经过以上四条指令，就绪队列中优先级1 的队列中应依次为x、p、q、r，可用资源数应该都是总的资源数， 执行结果、就绪队列、资源队列情况见下列图：to /一个时间片结束，应去执行p，显示“ * the p is running”同时， x 进程 PCB 将进入优先级为0 的就绪队列，如下列图：req 2 1 /为当前进程x 申请 1 个 R2资源，显示不变输出显示不变，但是可用资源数目会发生变化，如下列图：to /一个时间片结束，应去执行q，显示“ * the q is running ”req R3 3 /为当前进程q 申请 3 个 R3资源，显示

28、不变过程中截图如下，可用资源数目进一步减小：to /一个时间片结束，应去执行r ，显示“ * the r is running”req R4 3 /为当前进程x 申请 3 个 R4资源，显示不变to /一个时间片结束， 应去执行优先级为0 的就绪队列中的第一个进程x，显示“ * the x is running”to 指令后截图如下，包括此时就绪队列的情况，所有进程的PCB都在优先级为 0 的就绪队列中：to /一个时间片结束，应去执行p，显示“ * the p is running”，x移到优先级0 就绪队列的结尾新的优先级为 0 的就绪队列截图如下：下面的两条指令分别为当前进程申请资源，申

29、请不到足够的资源，相应进程则会进入阻塞队列。req R3 1 /p申请 1 个 R3，但 R3已经全部给了q，因此 p 被阻塞，进入阻塞队列，当前转去执行原来在p 后的 q 进程，显示“ * the q is running”显示及阻塞队列如下：req R4 2 /q申请 2 个 R4，但 R4已经只剩下1 个，因此 q 被阻塞， 进入阻塞队列，当前转去执行原来在q 后的 r 进程，显示“ * the r is running”精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 11 页，共 18 页req R2 2 /r申请 2 个 R2，但 R2已

30、经只剩下1 个，因此 r 被阻塞， 进入阻塞队列，当前转去执行原来在r 后的 x 进程，显示“ * the x is running”以上两步过后，阻塞队列及就绪队列截图如下：to /一个时间片结束，就绪队列中只有x，因此仍然执行x，显示“ * the x is running ”de q /撤销 q 进程，将释放q 进程占用的3 个 R3资源，前面因为申请不到R3资源而被阻塞的p 进程将重新回到就绪队列，位于x 的后面，显示不变to /一个时间片结束，应去执行p，显示“ * the p is running”to /一个时间片结束，应去执行x，显示“ * the x is running”经

31、过以上四条指令，就绪队列中优先级0 的队列中应依次为x、p，阻塞队列中应该只有 r ，如下列图：至此，详细的每步分析完毕，实验成功。十、实验结论：本次实验过程中， 我组成员分工明确， 在熟练掌握课堂知识的基础上，使用c 语言模拟了操作系统对进程和资源的管理，成功地实现了基于优先级和时间片轮转的抢占式调度算法，实验结果与预期相同，很好地完成了本次实验十一、总结及心得体会：（1） 链表、指针的掌握和应用十分重要；（2） 将总的任务划分成各个模块， 实现各个模块后再总体实现， 可以提高效率；（3） 在程序中增加一些出错处理的提示信息，有利于提高调试过程的效率。十二、对本实验过程及方法、手段的改良建议

32、：可以增加难度更大的功能，如模拟进程中断后，返回断点继续执行等。报告评分：指导教师签字：精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 12 页，共 18 页电 子 科 技 大 学实验报告学生：郫县 LBJ 学号：指导教师：温柔可爱的刘杰彦实验地点：主楼A2-413 实验时间： 2017年 6 月 2 日一、 实验室名称：电脑学院主楼机房二、 实验项目名称：内存地址转化实验三、 实验学时： 2 四、 实验原理：（一） 逻辑地址到线性地址的转换1、 逻辑地址、段标识符、索引号、GDT 、LDT 、T1 字段、段描述符、 Base字段、线性地址等概念；

33、2、 GDTR 、LDTR等相关寄存器知识；以上两条在实验指导书中很详细，篇幅较长，不做粘贴了3、 逻辑地址到线性地址的转换过程从逻辑地址到线性地址的转换过程，如下列图所示以T1=1 为例，此时从段选择符中别离出段描述符和T1 字段，T1=1，说明段描述符存放在LDT 中；1从 GDTR 中获得 GDT 的地址，从 LDTR 中获得 LDT 在 GDT 中的偏移量，查找 GDT，从中获取 LDT 的起始地址；2从 DS 中的高 13 位获取 DS 段在 LDT 中索引位置，查找LDT ，获取 DS段的段描述符，从而获取DS 段的基地址；3根据 DS 段的基地址段内偏移量，获取所需单元的线性地址

34、。精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 13 页，共 18 页、（二） 线性地址到物理地址的转换1、 物理地址的概念；不做粘贴了2、 将线性地址转换成物理地址的步骤：(1) 、因为页目录表的地址放在CPU 的 cr3 寄存器中，因此首先从cr3 中取出进程的页目录表地址 操作系统负责在调度进程的时候，已经把这个地址装入对应寄存器；(2) 、根据线性地址前十位，在页目录表中，找到对应的索引项，因为引入了二级管理模式，页目录中的项，不是页的地址，而是一个页表的起始地址。(3) 、查找页表， 根据线性地址的中间十位， 在页表中找到数据页的起始地

35、址；(4) 、将页的起始地址与页内偏移量即线性地址中最后12位相加，得到最终我们想要的物理地址；五、 实验目的：1掌握电脑的寻址过程2掌握页式地址地址转换过程3掌握电脑各种寄存器的用法六、 实验内容：本实验运行一个设置了全局变量的循环程序，通过查看段寄存器，LDT表，GDT表等信息，经过一系列段、页地址转换，找到程序中该全局变量的物理地址。七、 实验器材设备、元器件：电脑、 Linux 内核 +Bochs虚拟机八、 实验步骤：精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 14 页，共 18 页1、 点击 bochs.exe 安装 bochs。2、

36、 拷贝bootimage-0.11-hd、diska.img、hdc-0.11-new.img、mybochsrc-hd.bxrc至安装目录。3、 在安装目录中找到bochsdbg.exe 程序，并运行。4、 在弹出的界面中，点击“Load”加载配置文件“ mybochsrc-hd.bxrc ”。随后，点击“ Start ”启动 Bochs 虚拟机。5、 虚拟机启动后，出现两个窗口，一个为Bochs 控制窗口 Console，另一个为 Linux 操作系统运行窗口主显示窗口Display 。6、 在控制窗口输入“ c”后回车，加载 Linux 操作系统。7、 在 Linux 操作系统中，使用v

37、i 工具编写 mytest2.c 源文件。随后执行“ gcc -o mytest2 mytest2.c”命令编译并生成“ mytest2 ”可执行文件。实验中所使用的 C语言代码如下：#include int j =0x123456;int main() printf( the address of j is 0x%xn,&j );while( j ); printf( program terminated normally!n);return0;8、 在 Linux 操作系统中，运行“ ./mytest2 ”可执行文件，结果如下：精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结

38、 - - - - - - -第 15 页，共 18 页由此可以看出，在“ while j ”处进入死循环，程序的第二条输出语句不会被执行。9、 先关闭 bochs 和虚拟机，再，选择debugger，点击 start ，在 console 界面输入 c 后回车， 在 display界面中再次输入 ./mytest2 ， 运行之前写好分程序，再回到 console 界面进行 Ctrl+c操作：10、在控制窗口中输入sreg 命令，查看段的具体信息。根据ds 段的信息是可以确定索引号为标蓝的13 位，即索引号为02H ，TI 为标红的 1 位，对应TI=1，因此可知段描述符放在LDT 中，并且为

39、LDT表的第三项。0x0017=0000 0000 0001 0 111B 11、查看 LDTR寄存器，其中存放了 LDT在 GDT 的位置，可知索引号为标蓝的13 位，即索引为 0DH ，表示 LDT起始地址存放在 GDT 的第 14 项。0x0068=0000 0000 0110 1 000B 12、查看 GDTR 寄存器，其中存放了GDT 在内存中的起始地址5CB8H ：13、由上图可知，GDT 在内存中的起始地址为5CB8H ，因为每一个段描述符由8 个字节组成，则LDT的首地址为：GDTR +0x0D*8 = 0x5CB8 + 0x0D*8 = 0x5D20 执行 xp /2w 0x

40、5cb8+0x0d*8 ，查看 GDT 中对应的表项，得到LDT段描述符：精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 16 页，共 18 页根据原理中的数据结构，由上图可知LDT的基址为： 0x00fd92d0。14、因 为 段 描 述 符 在LDT 表 中 的 偏 移 量 为2， , 所 以 执 行xp /2w 0x00fd92d0+2*8，查看 LDT中第 3 项段描述符， 即 ds 段的描述符信息， 应与ds 寄存器 dl 、dh中的数值完全相同，比较见下列图：与此同时，根据原理中的数据结构和表项， 由上图计算出 DS段基址为 0x100

41、0 0000，与用 sreg 得到信息一致：15、程序运行显示 j 的偏移地址为 0x3004：计算线性地址0x10000000+0x3004 = 0x10003004，换算为二进制，并按照10-10-12 比特进行划分：0x10003004=0001 0000 00 00 0000 00110000 0000 0100 B 可知页目录索引为1000000B ，即 64；页表索引为11b，即 3；页内偏移为100B，即 4。16、使用 creg 查看寄存器 CR3 值为 0，即页目录表的起始地址为0。使用 xp /w 64*4 ，查看 PDE 为 0x00fa6027, 0x00fa6027

42、= 0000 0000 1111 1010 0110 0000 0010 0111 B 将标红的为 20 位下一级索引，左移12 位，得到下一级索引为0x00fa6000：17、执行 xp /w 0x00fa6000+3*4 ，查看 PTE为 0x00fa3067：同理，下一级索引为0x00fa3000，得到物理地址为0x00fa3000+4。18、使用 xp /w 0x00fa3000+4,内容为 0x00123456，与 C语言源程序中为J设置的值相同：19、执行 setpmem 0x00fa3004 4 0, 设置 0x00fa5004 开始的四个字节均为0，并检查是否成功：精选学习资料

43、 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 17 页，共 18 页由上图可知，设置成功。20、在 Console 输入 c 继续运行程序，在Display 显示程序正常结束，实验成功：九、 实验数据及结果分析：修改 j的值为 0 后，再运行程序，程序可以正常结束，显示“program terminated normally!”, 实验成功每一步的具体分析及原理见报告第八部分，图文并茂，非常漂亮。十、 实验结论：通过本次实验， 结合电脑寻址过程、 页式地址转换过程、 电脑各种寄存器的用法等知识， 成功寻找到变量的存储位置，并对变量的值进行修改， 从而使程序可以正常结束，成功地完成了实验要求。十一、总结及心得体会：一通过这次实验接触到了使用bochs 这一虚拟机来运行linux内核，开拓了眼界；二加深了对电脑的寻址过程、 页式地址转换过程、 电脑各寄存器的用法等知识的理解和掌握；三在紧张的期末复习阶段用自习的电脑再做一遍实验，写一下实验报告， 截一截图，复习知识的同时放松了身心。十二、对本实验过程及方法、手段的改良建议：可以跟汇编语言结合起来，加强学科的交叉性，还能同时稳固汇编语言。报告评分：指导教师签字：精选学习资料 - - - - - - - - - 名师归纳总结 - - - - - - -第 18 页，共 18 页