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1. 為什么計(jì)算機(jī)啟動(dòng)最開(kāi)始的時(shí)候執(zhí)行的是BIOS代碼而不是操作系統(tǒng)自身的代碼？ 答：通常我們用C語(yǔ)言寫(xiě)的用戶(hù)程序，必須在操作系統(tǒng)的平臺(tái)上執(zhí)行，即操作系統(tǒng)為應(yīng)用程序創(chuàng)建進(jìn)程并把應(yīng)用程序的可執(zhí)行代碼加載到內(nèi)存。計(jì)算機(jī)啟動(dòng)的時(shí)候，操作系統(tǒng)并沒(méi)有在內(nèi)存中，我們首先要把操作系統(tǒng)加載到內(nèi)存，而這個(gè)工作最開(kāi)始的部分，就是由bios 程序來(lái)實(shí)現(xiàn)的。所以計(jì)算機(jī)啟動(dòng)最開(kāi)始執(zhí)行的是 bios 代碼 2. 為什么BIOS只加載了一個(gè)扇區(qū)，后續(xù)扇區(qū)卻是由bootsect代碼加載？為什么BIOS沒(méi)有把所有需要加載的扇區(qū)都加載？ 答：對(duì) BIOS 而言，“約定”在接到啟動(dòng)操作系統(tǒng)的命令后，“定位識(shí)別”只從啟動(dòng)扇區(qū)把代碼加載到 0x7c00 這個(gè)位置。后續(xù)扇區(qū)則由 bootsect 代碼加載，這些代碼由編寫(xiě)系統(tǒng)的用戶(hù)負(fù)責(zé)，與 BIOS 無(wú)關(guān)。這樣構(gòu)建的好處是站在整個(gè)體系的高度，統(tǒng)一設(shè)計(jì)和統(tǒng)一安排，簡(jiǎn)單而有效。BIOS 和操作系統(tǒng)的開(kāi)發(fā)都可以遵循這一約定，靈活地進(jìn)行各自的設(shè)計(jì)。例如， BIOS可以不用知道內(nèi)核鏡像的大小以及其在軟盤(pán)的分布等等信息，減輕了 BIOS 程序的復(fù)雜度，降低了硬件上的開(kāi)銷(xiāo)。而操作系統(tǒng)的開(kāi)發(fā)者也可以按照自己的意愿，內(nèi)存的規(guī)劃，等等都更為靈活。另外，如果要使用BIOS進(jìn)行加載，而且加載完成之后再執(zhí)行，則需要很長(zhǎng)的時(shí)間，因此Linux采用的是邊執(zhí)行邊加載的方法。 3. 為什么BIOS把bootsect加載到0x07c00，而不是0x00000？加載后又馬上挪到0x90000處，是何道理？為什么不一次加載到位？ 答：因?yàn)锽IOS首先會(huì)把中斷向量表加載到0x00000-0x003ff的1KB的內(nèi)存空間，在加載bootsect時(shí)約定加載到0x07c00處，符合內(nèi)存布局，如下。 加載之后挪到0x90000處的原因如下：首先內(nèi)核會(huì)使用啟動(dòng)扇區(qū)中的一些數(shù)據(jù)，如第 508、509 字節(jié)處的 ROOT_DEV；其次，依據(jù)系統(tǒng)對(duì)內(nèi)存的規(guī)劃，內(nèi)核占用 0x0000 開(kāi)始的空間，因此 0x7c00 可能會(huì)被覆蓋。因?yàn)榧虞d到0x07c00是BIOS約定好的，操作系統(tǒng)只能遵守這個(gè)約定。 4. bootsect、setup、head程序之間是怎么銜接的？給出代碼證據(jù)。 答：bootsect首先利用int 0x13中斷分別加載setup程序及system模塊，待bootsect程序的任務(wù)完成之后，執(zhí)行 jmpi 0,SETUPSEG 由于 bootsect 將 setup 段加載到了 SETUPSEG:0 的地方,在實(shí)模式下，該指令跳轉(zhuǎn)到setup段的第一條指令。 setup 執(zhí)行了之后，內(nèi)核被移到了0x00000處，系統(tǒng)進(jìn)入了保護(hù)模式，并加載了中斷描述符表和全局描述符表 lidt idt_48 lgdt gdt_48 在保護(hù)模式下，一個(gè)重要的特征就是根據(jù)GDT決定后續(xù)執(zhí)行哪里的程序。開(kāi)啟保護(hù)模式后，執(zhí)行 jmpi 0, 8 根據(jù)保護(hù)模式的機(jī)制，該指令執(zhí)行后跳轉(zhuǎn)到以GDT第2項(xiàng)中的 base_addr 為基地址，以0為偏移量的地方，其中base_addr為0。由于head放置在內(nèi)核的頭部，因此程序跳轉(zhuǎn)到head中執(zhí)行 5. setup程序里的cli是為了什么？ 答：cli是關(guān)中斷指令。因?yàn)榇藭r(shí)需要由16位實(shí)模式向32位保護(hù)模式轉(zhuǎn)變，即將進(jìn)行實(shí)模式下的中斷向量表和保護(hù)模式下中斷描述符表的交接工作，在保護(hù)模式的中斷機(jī)制尚未完成時(shí)不允許響應(yīng)中斷，以免發(fā)生未知的錯(cuò)誤。 6. setup程序的最后是jmpi 0,8 為什么這個(gè)8不能簡(jiǎn)單的當(dāng)作阿拉伯?dāng)?shù)字8看待？ 答：這里 8 要看成二進(jìn)制 1000，最后兩位00表示內(nèi)核特權(quán)級(jí)，第三位0表示 GDT 表，第四位1表示根據(jù)GDT中的第2項(xiàng)來(lái)確定代碼段的段基址和段限長(zhǎng)等信息。這樣，我們可以得到代碼是從段基址 0x00000000、偏移為 0 處開(kāi)始執(zhí)行的，即 head 的開(kāi)始位置。注意到已經(jīng)開(kāi)啟了保護(hù)模式的機(jī)制，這里的8是保護(hù)模式下的段選擇符，而不能當(dāng)成簡(jiǎn)單的阿拉伯?dāng)?shù)字8來(lái)看待。 7. 打開(kāi)A20和打開(kāi)pe究竟是什么關(guān)系，保護(hù)模式不就是32位的嗎？為什么還要打開(kāi)A20？有必要嗎？ 答：有必要。A20是cpu的第 21 位地址線(xiàn)，A20 未打開(kāi)的時(shí)候，實(shí)模式下的最大尋址為 1MB+64KB,而第21根地址線(xiàn)被強(qiáng)制為0，所以相當(dāng)于 cpu“回滾”到內(nèi)存地址起始處尋址。打開(kāi)A20僅僅意味著CPU可以進(jìn)行32位尋址，且最大尋址空間是4GB，而打開(kāi)PE是使能保護(hù)模式。打開(kāi)A20是打開(kāi)PE的必要條件；而打開(kāi)A20不一定非得打開(kāi)PE。打開(kāi)PE是說(shuō)明系統(tǒng)處于保護(hù)模式下，如果不打開(kāi)A20的話(huà)，可以訪(fǎng)問(wèn)的內(nèi)存只能是奇數(shù)1M段，若要真正在保護(hù)模式下工作，必須打開(kāi)A20，實(shí)現(xiàn)32位尋址。 8. Linux是用C語(yǔ)言寫(xiě)的，為什么沒(méi)有從main還是開(kāi)始，而是先運(yùn)行3個(gè)匯編程序，道理何在？ 答：通常用 C 語(yǔ)言編寫(xiě)的程序都是用戶(hù)應(yīng)用程序，這類(lèi)程序的執(zhí)行必須在操作系統(tǒng)上執(zhí)行，也就是說(shuō)要由操作系統(tǒng)為應(yīng)用程序創(chuàng)建進(jìn)程，并把應(yīng)用程序的可執(zhí)行代碼從硬盤(pán)加載到內(nèi)存。 而在計(jì)算機(jī)剛剛加電時(shí)，內(nèi)存中沒(méi)有操作系統(tǒng)程序，只有BIOS 程序在運(yùn)行，需要借助BIOS分別加載bootsect、setup及system模塊，然后利用這3個(gè)程序來(lái)完成內(nèi)存規(guī)劃、建立IDT和GDT、設(shè)置分頁(yè)機(jī)制等等，并實(shí)現(xiàn)從開(kāi)機(jī)時(shí)的16位實(shí)模式到 main 函數(shù)執(zhí)行需要的32位保護(hù)模式之間的轉(zhuǎn)換。 當(dāng)計(jì)算機(jī)處在32 位的保護(hù)模式狀態(tài)下時(shí)，調(diào)用main的條件才算準(zhǔn)備完畢。 9. 為什么不用call，而是用ret“調(diào)用”main函數(shù)？畫(huà)出調(diào)用路線(xiàn)圖，給出代碼證據(jù)。 答：CALL 指令會(huì)將 EIP 的值自動(dòng)壓棧，保護(hù)返回現(xiàn)場(chǎng)，然后執(zhí)行被調(diào)函數(shù)，檔執(zhí)行到被調(diào)函數(shù)的ret指令時(shí)，自動(dòng)出棧給 EIP 并還原現(xiàn)場(chǎng)，繼續(xù)執(zhí)行CALL 的下一行指令。在由head程序向main函數(shù)跳轉(zhuǎn)時(shí)，是不需要main函數(shù)返回的；同時(shí)由于main函數(shù)已經(jīng)是最底層的函數(shù)了，沒(méi)有更底層的支撐函數(shù)支持其返回。所以要達(dá)到既調(diào)用 main又不需返回，就不采用 call 而是選擇了 ret“調(diào)用”了。 調(diào)用線(xiàn)路圖見(jiàn)P42 圖1-46。 代碼如下： （見(jiàn)P36 最下面） setup_paging： … ret 10. 保護(hù)模式的“保護(hù)”體現(xiàn)在哪里？ 答：打開(kāi)了保護(hù)模式后，CPU 的尋址模式發(fā)生了變化，需要依賴(lài)于 GDT 去獲取代碼或數(shù)據(jù)段的基址。從 GDT 可以看出，保護(hù)模式除了段基址外，還有段限長(zhǎng)，這樣相當(dāng)于增加了一個(gè)段位寄存器。既有效地防止了對(duì)代碼或數(shù)據(jù)段的覆蓋，又防止了代碼段自身的訪(fǎng)問(wèn)超限，明顯增強(qiáng)了保護(hù)作用。 同時(shí)，保護(hù)模式中特權(quán)級(jí)的引入對(duì)于操作系統(tǒng)內(nèi)核提供了強(qiáng)有力的保護(hù)。Intel 從硬件上禁止低特權(quán)級(jí)代碼段使用一些關(guān)鍵性指令，還提供了機(jī)會(huì)允許操作系統(tǒng)設(shè)計(jì)者通過(guò)一些特權(quán)級(jí)的設(shè)置，禁止用戶(hù)進(jìn)程使用 cli、sti 等對(duì)掌控局面至關(guān)重要的指令。有了這些基礎(chǔ)，操作系統(tǒng)可以把內(nèi)核設(shè)計(jì)成最高特權(quán)級(jí)，把用戶(hù)進(jìn)程設(shè)計(jì)成最低特權(quán)級(jí)。這樣，操作系統(tǒng)可以訪(fǎng)問(wèn) GDT、LDT、TR，而 GDT、LDT 是邏輯地址形成線(xiàn)性地址的關(guān)鍵，因此操作系統(tǒng)可以掌控線(xiàn)性地址。物理地址是由內(nèi)核將線(xiàn)性地址轉(zhuǎn)換而成的，所以操作系統(tǒng)可以訪(fǎng)問(wèn)任何物理地址，而用戶(hù)進(jìn)程只能使用邏輯地址。 11. 特權(quán)級(jí)的目的和意義是什么？為什么特權(quán)級(jí)是基于段的？ 答：特權(quán)級(jí)是操作系統(tǒng)為了更好地管理內(nèi)存空間及其訪(fǎng)問(wèn)控制而設(shè)的，提高了系統(tǒng)的安全性。 保護(hù)模式中特權(quán)級(jí)的引入對(duì)于操作系統(tǒng)內(nèi)核提供了強(qiáng)有力的保護(hù)。Intel 從硬件上禁止低特權(quán)級(jí)代碼段使用一些關(guān)鍵性指令，還提供了機(jī)會(huì)允許操作系統(tǒng)設(shè)計(jì)者通過(guò)一些特權(quán)級(jí)的設(shè)置，禁止用戶(hù)進(jìn)程使用 cli、sti 等對(duì)掌控局面至關(guān)重要的指令。有了這些基礎(chǔ)，操作系統(tǒng)可以把內(nèi)核設(shè)計(jì)成最高特權(quán)級(jí)，把用戶(hù)進(jìn)程設(shè)計(jì)成最低特權(quán)級(jí)。這樣，操作系統(tǒng)可以訪(fǎng)問(wèn) GDT、LDT、TR，而 GDT、LDT 是邏輯地址形成線(xiàn)性地址的關(guān)鍵，因此操作系統(tǒng)可以掌控線(xiàn)性地址。物理地址是由內(nèi)核將線(xiàn)性地址轉(zhuǎn)換而成的，所以操作系統(tǒng)可以訪(fǎng)問(wèn)任何物理地址，而用戶(hù)進(jìn)程只能使用邏輯地址。 在操作系統(tǒng)設(shè)計(jì)中，一般一個(gè)段實(shí)現(xiàn)的功能相對(duì)完整，可以把代碼放在一個(gè)段，數(shù)據(jù)放在一個(gè)段，并通過(guò)段選擇符（包括 CS、SS、DS、ES、FS 和 GS）獲取段的基址和特權(quán)級(jí)等信息。特權(quán)級(jí)基于段，這樣當(dāng)段選擇子具有不匹配的特權(quán)級(jí)時(shí)，按照特權(quán)級(jí)規(guī)則判斷是否可以訪(fǎng)問(wèn)。特權(quán)級(jí)基于段，是結(jié)合了程序的特點(diǎn)和硬件實(shí)現(xiàn)的一種考慮。 12. 在setup程序里曾經(jīng)設(shè)置過(guò)一次gdt，為什么在head程序中將其廢棄，又重新設(shè)置了一個(gè)？為什么折騰兩次，而不是一次搞好？ 答：見(jiàn)P33 點(diǎn)評(píng)。 13. 在head程序執(zhí)行結(jié)束的時(shí)候，在idt的前面有184個(gè)字節(jié)的head程序的剩余代碼，剩余了什么？為什么要剩余？ 答：在idt前面有184個(gè)字節(jié)的剩余代碼，包含了after_page_tables、 ignore_int 和 setup_paging代碼段，其中after_page_tables往棧中壓入了些參數(shù)，ignore_int 用做初始化中斷時(shí)的中斷處理函數(shù)，setup_paging 則是初始化分頁(yè)。 剩余的原因： after_page_tables 中壓入了一些參數(shù)，為內(nèi)核進(jìn)入 main 函數(shù)的跳轉(zhuǎn)做準(zhǔn)備。為了謹(jǐn)慎起見(jiàn)，設(shè)計(jì)者在棧中壓入了 L6，以使得系統(tǒng)可能出錯(cuò)時(shí)，返回到 L6 處執(zhí)行。 ignore_int 為中斷處理函數(shù)，使用 ignore_int 將 idt 全部初始化，因此如果中斷開(kāi)啟后，可能使用了未設(shè)置的中斷向量，那么將默認(rèn)跳轉(zhuǎn)到 ignore_int 處執(zhí)行。這樣做的好處是使得系統(tǒng)不會(huì)跳轉(zhuǎn)到隨機(jī)的地方執(zhí)行錯(cuò)誤的代碼，所以 ignore_int 不能被覆蓋。 setup_paging 用于分頁(yè)，在該函數(shù)中對(duì) 0x0000 和 0x5000 的進(jìn)行了初始化操作。該代碼需要“剩余”用于跳轉(zhuǎn)到 main，即執(zhí)行”ret ”指令。 14. 進(jìn)程0的task_struct在哪？具體內(nèi)容是什么？給出代碼證據(jù)。 答：進(jìn)程0的task_struct是操作系統(tǒng)設(shè)計(jì)者事先寫(xiě)好的，位于內(nèi)核數(shù)據(jù)區(qū)，存儲(chǔ)在user_stack中。(因?yàn)樵谶M(jìn)程0未激活之前，使用的是boot階段的user_stack。) static union task_union init_task={INIT_TASK}; 具體內(nèi)容如下： 包含了進(jìn)程 0 的進(jìn)程狀態(tài)、進(jìn)程 0 的 LDT、進(jìn)程 0 的 TSS 等等。其中 ldt 設(shè)置了代碼段和堆棧段的基址和限長(zhǎng)(640KB)，而 TSS 則保存了各種寄存器的值，包括各個(gè)段選擇符。 代碼如下： INIT_TASK的定義見(jiàn)P68。 15. 進(jìn)程0創(chuàng)建進(jìn)程1時(shí)，為進(jìn)程1建立了自己的task_struct、內(nèi)核棧，第一個(gè)頁(yè)表，分別位于物理內(nèi)存16MB的頂端倒數(shù)第一頁(yè)、第二頁(yè)。請(qǐng)問(wèn)，這個(gè)了頁(yè)究竟占用的是誰(shuí)的線(xiàn)性地址空間，內(nèi)核、進(jìn)程0、進(jìn)程1、還是沒(méi)有占用任何線(xiàn)性地址空間（直接從物理地址分配）？說(shuō)明理由并給出代碼證據(jù)。 答：占用的是內(nèi)核的線(xiàn)性地址空間。(先理解清楚，稍后補(bǔ)充) 16. 假設(shè)：經(jīng)過(guò)一段時(shí)間的運(yùn)行，操作系統(tǒng)中已經(jīng)有5個(gè)進(jìn)程在運(yùn)行，且內(nèi)核分別為進(jìn)程4、進(jìn)程5分別創(chuàng)建了第一個(gè)頁(yè)表，這兩個(gè)頁(yè)表在誰(shuí)的線(xiàn)性地址空間？用圖表示這兩個(gè)頁(yè)表在線(xiàn)性地址空間和物理地址空間的映射關(guān)系。 答：在內(nèi)核的線(xiàn)性地址空間。(圖片自己畫(huà)，參考如下圖) 17. 進(jìn)程0開(kāi)始創(chuàng)建進(jìn)程1，調(diào)用了fork（），跟蹤代碼時(shí)我們發(fā)現(xiàn)，fork代碼執(zhí)行了兩次，第一次，跳過(guò)init（）直接執(zhí)行了for(;;) pause()，第二次執(zhí)行fork代碼后，執(zhí)行了init（）。奇怪的是，我們?cè)诖a中并沒(méi)有看見(jiàn)向后的goto語(yǔ)句，也沒(méi)有看到循環(huán)語(yǔ)句，是什么原因?qū)е路磸?fù)執(zhí)行？請(qǐng)說(shuō)明理由，并給出代碼證據(jù)。 答：進(jìn)程 0 創(chuàng)建進(jìn)程1采用了中斷機(jī)制，在中斷發(fā)生時(shí)由硬件將 ss，esp，eflags，cs，eip的值壓入了內(nèi)核棧，其中 eip 的值指向了 int 0x80 的下一條指令。在執(zhí)行fork時(shí)，通過(guò)0x80號(hào)系統(tǒng)調(diào)用，內(nèi)核執(zhí)行copy_process函數(shù)，為進(jìn)程1準(zhǔn)備其管理結(jié)構(gòu)（task_struct），設(shè)置進(jìn)程1的線(xiàn)性地址空間及物理頁(yè)面，其中設(shè)置了進(jìn)程1的 TSS 中 eax 的值為 0，狀態(tài)為T(mén)ASK_RUNNING，以及利用中斷壓棧的寄存器值設(shè)置進(jìn)程 1 的 ss，esp，eflags，cs，eip。 copy_process: p->pid = last_pid; … p->tss.eip = eip; p->tss.eflags = eflags; p->tss.eax = 0; … p->tss.esp = esp; … p->tss.cs = cs & 0xffff; p->tss.ss = ss & 0xffff; … p->state = TASK_RUNNING; return last_pid; 函數(shù)copy_process的返回值是last_pid，即進(jìn)程1的pid（pid不為0）。在fork返回到進(jìn)程0后，進(jìn)程0判斷返回值非 0，因此執(zhí)行代碼 for(;;) pause(); 在sys_pause函數(shù)中，內(nèi)核設(shè)置了進(jìn)程0的狀態(tài)為 TASK_INTERRUPTIBLE，并進(jìn)行進(jìn)程調(diào)度。由于只有進(jìn)程1處于就緒態(tài)，因此調(diào)度執(zhí)行進(jìn)程1的指令。由于進(jìn)程1在TSS中設(shè)置了eip等寄存器的值，因此從 int 0x80 的下一條指令開(kāi)始執(zhí)行，且設(shè)定返回 eax 的值作為 fork 的返回值（值為 0），因此進(jìn)程1執(zhí)行了 init 的函數(shù)。導(dǎo)致反復(fù)執(zhí)行，主要是利用了兩個(gè)系統(tǒng)調(diào)用 sys_fork 和 sys_pause 對(duì)進(jìn)程狀態(tài)的設(shè)置，以及利用了進(jìn)程調(diào)度機(jī)制。 18. copy_process函數(shù)的參數(shù)最后五項(xiàng)是：long eip,long cs,long eflags,long esp,long ss。查看棧結(jié)構(gòu)確實(shí)有這五個(gè)參數(shù)，奇怪的是其他參數(shù)的壓棧代碼都能找得到，確找不到這五個(gè)參數(shù)的壓棧代碼，反匯編代碼中也查不到，請(qǐng)解釋原因。 答：在fork()中，當(dāng)執(zhí)行“int $0x80”時(shí)產(chǎn)生一個(gè)軟中斷，該中斷使 CPU硬件自動(dòng)將SS、ESP、EFLAGS、CS、EIP這5個(gè)寄存器的數(shù)值按照這個(gè)順序壓入進(jìn)程0的內(nèi)核棧。利用硬件進(jìn)行壓棧，可以確保 eip 的值指向正確的指令，以使在中斷返回后，程序能夠繼續(xù)執(zhí)行。 19. 為什么static inline _syscall0(type,name)中需要加上關(guān)鍵字inline？ 答：inline一般是用于定義內(nèi)聯(lián)函數(shù)，內(nèi)聯(lián)函數(shù)結(jié)合了函數(shù)以及宏的優(yōu)點(diǎn)，在定義時(shí)和函數(shù)一樣，編譯器會(huì)對(duì)其參數(shù)進(jìn)行檢查；在使用時(shí)和宏類(lèi)似，內(nèi)聯(lián)函數(shù)的代碼會(huì)被直接嵌入在它被調(diào)用的地方，這樣省去了函數(shù)調(diào)用時(shí)的一些額外開(kāi)銷(xiāo)，比如保存和恢復(fù)函數(shù)返回地址等，可以加快速度。 20. 根據(jù)代碼詳細(xì)說(shuō)明copy_process函數(shù)的所有參數(shù)是如何形成的？ 答：一般在應(yīng)用程序中，一個(gè)函數(shù)的參數(shù)是由函數(shù)定義的，而在操作系統(tǒng)底層中，函數(shù)參數(shù)可以由函數(shù)定義以外的程序通過(guò)壓棧的方式“做”出來(lái)。 copy_process函數(shù)的所有參數(shù)正是通過(guò)壓棧形成的。代碼見(jiàn)P83頁(yè)、P85頁(yè)、P86頁(yè)。 21. 根據(jù)代碼詳細(xì)分析，進(jìn)程0如何根據(jù)調(diào)度第一次切換到進(jìn)程1的。 答：通過(guò)fork(),進(jìn)程0創(chuàng)建進(jìn)程1，并將其狀態(tài)設(shè)為T(mén)ASK_RUNNING，fork()函數(shù)執(zhí)行完畢后返回，進(jìn)入 for(;;) pause(); 在sys_pause()中，將當(dāng)前進(jìn)程(進(jìn)程0)的狀態(tài)設(shè)置為T(mén)ASK_INTERRUPTBLE,然后執(zhí)行schedule()，遍歷task[]數(shù)組，找到唯一的一個(gè)處于TASK_RUNNING的進(jìn)程(進(jìn)程1)，然后切換到進(jìn)程1執(zhí)行，即switch_to(1)。 代碼見(jiàn)P106 22. 內(nèi)核的線(xiàn)性地址空間是如何分頁(yè)的？畫(huà)出從0x000000開(kāi)始的7個(gè)頁(yè)（包括頁(yè)目錄表、頁(yè)表所在頁(yè)）的掛接關(guān)系圖，就是頁(yè)目錄表的前四個(gè)頁(yè)目錄項(xiàng)、第一個(gè)個(gè)頁(yè)表的前7個(gè)頁(yè)表項(xiàng)指向什么位置？給出代碼證據(jù)。 答：先把頁(yè)目錄表和4個(gè)頁(yè)表放在物理內(nèi)存的起始地址，從內(nèi)存起始位置開(kāi)始的5頁(yè)空間內(nèi)容全部清零（每頁(yè)4KB）。然后設(shè)置頁(yè)目錄表的前4項(xiàng)，使之分別指向4個(gè)頁(yè)表，將第4個(gè)頁(yè)表的最后一個(gè)頁(yè)表項(xiàng)指向?qū)ぶ贩秶淖詈笠粋€(gè)頁(yè)面，將第4個(gè)頁(yè)表的倒數(shù)第二個(gè)頁(yè)表項(xiàng)指向?qū)ぶ贩秶牡箶?shù)第二個(gè)頁(yè)面，從高地址向低地址方向填寫(xiě)4個(gè)頁(yè)面，依次指向內(nèi)存從高地址向低地址方向的各個(gè)頁(yè)面。 圖見(jiàn)P39(注意要畫(huà)出7個(gè)頁(yè)，參考如下) 代碼見(jiàn)P39 最下面 23. 用文字和圖說(shuō)明中斷描述符表是如何初始化的，可以舉例說(shuō)明（比如：set_trap_gate(0,÷_error)），并給出代碼證據(jù)。 答：以set_trap_gate(0,÷_error)為例，其中，n是0，gate_addr是&idt[0]，也就是idt的第一項(xiàng)中斷描述符的地址；type是15，dpl（描述符特權(quán)級(jí)）是0；addr是中斷服務(wù)程序divide_error(void)的入口地址。 見(jiàn)P54 圖2-9 P53 代碼 24. 進(jìn)程0 fork進(jìn)程1之前，為什么先要調(diào)用move_to_user_mode()？用的是什么方法？解釋其中的道理。 答：因?yàn)樵贚inux-0.11中，除進(jìn)程0之外，所有進(jìn)程都是由一個(gè)已有進(jìn)程在用戶(hù)態(tài)下完成創(chuàng)建的。但是此時(shí)進(jìn)程0還處于內(nèi)核態(tài)，因此要調(diào)用move_to_user_mode()函數(shù)，模仿中斷返回的方式，實(shí)現(xiàn)進(jìn)程0的特權(quán)級(jí)從內(nèi)核態(tài)轉(zhuǎn)化為用戶(hù)態(tài)。又因?yàn)樵贚inux-0.11中，轉(zhuǎn)換特權(quán)級(jí)時(shí)采用中斷和中斷返回的方式，調(diào)用系統(tǒng)中斷實(shí)現(xiàn)從3到0的特權(quán)級(jí)轉(zhuǎn)換，中斷返回時(shí)轉(zhuǎn)換為3特權(quán)級(jí)。因此，進(jìn)程0從0特權(quán)級(jí)到3特權(quán)級(jí)轉(zhuǎn)換時(shí)采用的是模仿中斷返回。 設(shè)計(jì)者首先手工寫(xiě)壓棧代碼模擬int（中斷）壓棧，當(dāng)執(zhí)行iret指令時(shí)，CPU自動(dòng)將這5個(gè)寄存器的值（SS,ESP,EFLAGS,CS,EIP）按序恢復(fù)給CPU，CPU就會(huì)翻轉(zhuǎn)到3特權(quán)級(jí)去執(zhí)行代碼。 25. 進(jìn)程0創(chuàng)建進(jìn)程1時(shí)調(diào)用copy_process函數(shù)，在其中直接、間接調(diào)用了兩次get_free_page函數(shù)，在物理內(nèi)存中獲得了兩個(gè)頁(yè)，分別用作什么？是怎么設(shè)置的？給出代碼證據(jù)。 答：第一次調(diào)用get_free_page函數(shù)申請(qǐng)的空閑頁(yè)面用于進(jìn)程1 的task_struct及內(nèi)核棧。首先將申請(qǐng)到的頁(yè)面清0，然后復(fù)制進(jìn)程0的task_struct，再針對(duì)進(jìn)程1作個(gè)性化設(shè)置，其中esp0 的設(shè)置，意味著設(shè)置該頁(yè)末尾為進(jìn)程 1 的堆棧的起始地址。代碼見(jiàn)P90 及 P92。 第二次調(diào)用get_free_page函數(shù)申請(qǐng)的空閑頁(yè)面用于進(jìn)程1的頁(yè)表。在創(chuàng)建進(jìn)程1執(zhí)行copy_process中，執(zhí)行copy_mem(nr,p)時(shí)，內(nèi)核為進(jìn)程1拷貝了進(jìn)程 0的頁(yè)表（160 項(xiàng)），同時(shí)修改了頁(yè)表項(xiàng)的屬性為只讀。代碼見(jiàn)P98。 26. 在IA-32中，有大約20多個(gè)指令是只能在0特權(quán)級(jí)下使用，其他的指令，比如cli，并沒(méi)有這個(gè)約定。奇怪的是，在Linux0.11中，在3特權(quán)級(jí)的進(jìn)程代碼并不能使用cli指令，會(huì)報(bào)特權(quán)級(jí)錯(cuò)誤，這是為什么？請(qǐng)解釋并給出代碼證據(jù)。 答： cli指令用于復(fù)位IF標(biāo)志位，其執(zhí)行與CPL(當(dāng)前特權(quán)級(jí))和EFLAGS[IOPL]標(biāo)志位有關(guān)。只有當(dāng)CPL小于或等于IOPL時(shí)才可以執(zhí)行該指令。如果在CPL大于IOPL的情況下執(zhí)行，將會(huì)產(chǎn)生一個(gè)一般性保護(hù)異常，如下： set_trap_gate(13, &general_protection); 由于在內(nèi)核IOPL的初始值為0，且未經(jīng)改變。進(jìn)程0在 move_to_user_mode 中，繼承了內(nèi)核的 eflags，如下： move_to_user_mode() … "pushfl\n\t" \ … "iret\n" \是否正確？ 在TSS中明確設(shè)置了eflags的iopl為0 在進(jìn)程0的TSS中，設(shè)置了eflags中的 IOPL 位為 0，代碼見(jiàn)P68，后續(xù)進(jìn)程 如果沒(méi)有改動(dòng)的話(huà)也是0，即IOPL=0。因此，通過(guò)設(shè)置 IOPL，可以限制3特權(quán)級(jí)的進(jìn)程代碼使用 cli 指令。 27. 根據(jù)代碼詳細(xì)分析操作系統(tǒng)是如何獲得一個(gè)空閑頁(yè)的。 答：代碼見(jiàn)P90 get_free_page函數(shù)。 過(guò)程： (1)將EAX 設(shè)置為0,EDI 設(shè)置指向mem_map 的最后一項(xiàng)（mem_map+PAGING_PAGES-1），std設(shè)置掃描是從高地址向低地址。從mem_map的最后一項(xiàng)反向掃描，找出引用次數(shù)為0(AL)的頁(yè)，如果沒(méi)有則退出；如果找到，則將找到的頁(yè)設(shè)引用數(shù)為1； (2) ECX左移12位得到頁(yè)的相對(duì)地址，加LOW_MEM得到物理地址，將此頁(yè)最后一個(gè)字節(jié)的地址賦值給EDI（LOW_MEM+4092）； (3) stosl將EAX的值設(shè)置到ES:EDI所指內(nèi)存，即反向清零1024*32bit，將此頁(yè)清空； (4) 將頁(yè)的地址（存放在EAX）返回。 28. 用戶(hù)進(jìn)程自己設(shè)計(jì)一套LDT表，并與GDT掛接，是否可行，為什么？ 答：不可行。GDT和LDT放在內(nèi)核數(shù)據(jù)區(qū)，屬于0特權(quán)級(jí)，3特權(quán)級(jí)的用戶(hù)進(jìn)程無(wú)權(quán)訪(fǎng)問(wèn)修改。此外，如果用戶(hù)進(jìn)程可以自己設(shè)計(jì)LDT的話(huà)，表明用戶(hù)進(jìn)程可以訪(fǎng)問(wèn)其他進(jìn)程的LDT，則會(huì)削弱進(jìn)程之間的保護(hù)邊界，容易引發(fā)問(wèn)題。 29. 保護(hù)模式下，線(xiàn)性地址到物理地址的轉(zhuǎn)化過(guò)程是什么？ 答：保護(hù)模式下，線(xiàn)性地址到物理地址的轉(zhuǎn)化是借助頁(yè)目錄表及頁(yè)表完成的。其轉(zhuǎn)化過(guò)程如圖所示(見(jiàn)P97 圖3-9)。Linux 0.11中僅有一個(gè)頁(yè)目錄表，其地址存放在CR3寄存器中，通過(guò)線(xiàn)性地址中的“頁(yè)目錄項(xiàng)”數(shù)據(jù)及CR3寄存器就可以找到頁(yè)目錄表中對(duì)應(yīng)的頁(yè)目錄項(xiàng)，通過(guò)該頁(yè)目錄項(xiàng)可以找到對(duì)應(yīng)的頁(yè)表，結(jié)合線(xiàn)性地址中的“頁(yè)表項(xiàng)”數(shù)據(jù)就可以找到對(duì)應(yīng)的頁(yè)表項(xiàng)，通過(guò)該頁(yè)表項(xiàng)可以找到對(duì)應(yīng)的物理頁(yè)面，最后通過(guò)線(xiàn)性地址中的“頁(yè)內(nèi)偏移”落實(shí)到實(shí)際的物理地址值。 30. 為什么get_free_page（）將新分配的頁(yè)面清0？ 答：Linux在回收頁(yè)面時(shí)并沒(méi)有將頁(yè)面清0，只是將mem_map中與該頁(yè)對(duì)應(yīng)的位置0。在使用get_free_page申請(qǐng)頁(yè)時(shí)，也是遍歷mem_map尋找對(duì)應(yīng)位為0的頁(yè)，但是該頁(yè)可能存在垃圾數(shù)據(jù)，如果不清0的話(huà)，若將該頁(yè)用做頁(yè)表，則可能導(dǎo)致錯(cuò)誤的映射，引發(fā)錯(cuò)誤，所以要將新分配的頁(yè)面清0。 31. 內(nèi)核和普通用戶(hù)進(jìn)程并不在一個(gè)線(xiàn)性地址空間內(nèi)，為什么仍然能夠訪(fǎng)問(wèn)普通用戶(hù)進(jìn)程的頁(yè)面？ 答：雖然內(nèi)核與普通進(jìn)程并不在一個(gè)線(xiàn)性地址空間內(nèi)，但是用戶(hù)進(jìn)程的頁(yè)面最終要從物理內(nèi)存上分配，而內(nèi)核的分頁(yè)機(jī)制即頁(yè)目錄表、頁(yè)表等，正好管理著16M物理內(nèi)存，所以?xún)?nèi)核可以訪(fǎng)問(wèn)普通用戶(hù)進(jìn)程的頁(yè)面。 32. 詳細(xì)分析一個(gè)進(jìn)程從創(chuàng)建、加載程序、執(zhí)行、退出的全過(guò)程。 答：可以參考課本P273頁(yè)，其中的核心部分課上都進(jìn)行了介紹，包括fork()、copy_process()、do_execve()及do_exit等。 參考： 首先，shell調(diào)用fork開(kāi)始創(chuàng)建進(jìn)程，產(chǎn)生int 0x80軟中斷，最終映射到sys_fork(),調(diào)用find_empty_process()，為str1申請(qǐng)可用的pid和task[64]空閑位置，接著調(diào)用copy_process()為str1申請(qǐng)用來(lái)承載進(jìn)程task_struct和內(nèi)核棧的一個(gè)頁(yè)面，shell把自己的task_struct復(fù)制給str1進(jìn)程，然后修改str1的task_struct的部分?jǐn)?shù)據(jù)，包括時(shí)間片，TSS字段等。接著調(diào)用copy_mem()為進(jìn)程分段（確定段基址和段限長(zhǎng)等），然后調(diào)用copy_page_tables為str1進(jìn)程另起一套頁(yè)目錄項(xiàng)和頁(yè)表項(xiàng)，并指向shell的頁(yè)面。還要解決文件繼承的問(wèn)題，然后將str1進(jìn)程TSS和LDT掛接在GDT的指定位置，完成這些后，將str1設(shè)為就緒態(tài)。接下來(lái)加載用戶(hù)程序：首先要做一些檢查工作，如可執(zhí)行文件的數(shù)據(jù)長(zhǎng)度和代碼長(zhǎng)度等；然后調(diào)用free_page_tables解除與shell的頁(yè)面共享關(guān)系，接著根據(jù)程序的長(zhǎng)度重新設(shè)置LDT，調(diào)整str1的task_struct，最后調(diào)整EIP和ESP。用戶(hù)程序被調(diào)度執(zhí)行，產(chǎn)生缺頁(yè)中斷，調(diào)用do_no_page為str1申請(qǐng)一個(gè)內(nèi)存頁(yè)面，并把它登記在mem_map中，將str1程序從硬盤(pán)加載到新分配的頁(yè)面中，把它的物理地址映射到進(jìn)程的線(xiàn)性地址空間內(nèi)。執(zhí)行加載到的程序，產(chǎn)生壓棧動(dòng)作，若?？臻g不夠，則產(chǎn)生缺頁(yè)中斷繼續(xù)申請(qǐng)頁(yè)面。最后，用戶(hù)進(jìn)程調(diào)用exit退出，釋放程序所占頁(yè)面，解除與文件有關(guān)的內(nèi)容，并調(diào)用tell_father給父進(jìn)程發(fā)信號(hào)，退出后執(zhí)行調(diào)度，shell進(jìn)程收到用戶(hù)進(jìn)程發(fā)送的信號(hào)設(shè)置為就緒態(tài)，待其執(zhí)行時(shí)，釋放掉用戶(hù)進(jìn)程task_struct所占用的頁(yè)面，解除與task[64]的關(guān)系，這時(shí)用戶(hù)進(jìn)程徹底退出。 33. 詳細(xì)分析多個(gè)進(jìn)程（無(wú)父子關(guān)系）共享一個(gè)可執(zhí)行程序的完整過(guò)程。 答：依次創(chuàng)建3個(gè)用戶(hù)進(jìn)程，每個(gè)進(jìn)程都有自己的task。假設(shè)進(jìn)程1先執(zhí)行，需要壓棧產(chǎn)生缺頁(yè)中斷，內(nèi)核為其申請(qǐng)空閑物理頁(yè)面，并映射到進(jìn)程1的線(xiàn)性地址空間。這時(shí)產(chǎn)生時(shí)鐘中斷，輪到進(jìn)程2執(zhí)行，進(jìn)程2也執(zhí)行同樣邏輯的程序。之后，又輪到進(jìn)程3執(zhí)行，也是壓棧，并設(shè)置text?？梢?jiàn)，三個(gè)進(jìn)程雖程序相同，但數(shù)據(jù)獨(dú)立，用TSS和LDT實(shí)現(xiàn)對(duì)進(jìn)程的保護(hù)。 34. 缺頁(yè)中斷是如何產(chǎn)生的，頁(yè)寫(xiě)保護(hù)中斷是如何產(chǎn)生的，操作系統(tǒng)是如何處理的？ 答：缺頁(yè)中斷：每個(gè)頁(yè)目錄項(xiàng)和頁(yè)表項(xiàng)都有個(gè)標(biāo)志位P，如果和一個(gè)頁(yè)面建立了映射關(guān)系，P位置1，否則置0。MMU在解析線(xiàn)性地址時(shí)，若發(fā)現(xiàn)某個(gè)表項(xiàng)的P位為零，說(shuō)明沒(méi)有對(duì)應(yīng)頁(yè)面，就會(huì)產(chǎn)生缺頁(yè)中斷。操作系統(tǒng)會(huì)調(diào)用_do_no_page為進(jìn)程申請(qǐng)空閑頁(yè)面，將程序加載到新分配的頁(yè)面中，并建立頁(yè)目錄表-頁(yè)表-頁(yè)面的三級(jí)映射管理關(guān)系。 頁(yè)寫(xiě)保護(hù)異常：假設(shè)兩個(gè)進(jìn)程共享一個(gè)頁(yè)面，該頁(yè)面處于寫(xiě)保護(hù)狀態(tài)即只讀，此時(shí)若某一進(jìn)程執(zhí)行寫(xiě)操作，就會(huì)產(chǎn)生“頁(yè)寫(xiě)保護(hù)”異常。操作系統(tǒng)會(huì)調(diào)用_do_wp_page，為該進(jìn)程申請(qǐng)空閑頁(yè)面，將該進(jìn)程的頁(yè)表指向新申請(qǐng)的頁(yè)面，然后將原頁(yè)表的數(shù)據(jù)復(fù)制到新頁(yè)面中，同時(shí)將原頁(yè)面的引用計(jì)數(shù)減1。該進(jìn)程得到自己的頁(yè)面，就可以執(zhí)行寫(xiě)操作。 35. 為什么要設(shè)計(jì)緩沖區(qū)，有什么好處？ 答：緩沖區(qū)的作用主要體現(xiàn)在兩方面： (1) 形成所有塊設(shè)備數(shù)據(jù)的統(tǒng)一集散地，操作系統(tǒng)的設(shè)計(jì)更方便，更靈活； (2) 數(shù)據(jù)塊復(fù)用，提高對(duì)塊設(shè)備文件操作的運(yùn)行效率。在計(jì)算機(jī)中，內(nèi)存間的數(shù)據(jù)交換速度是內(nèi)存與硬盤(pán)數(shù)據(jù)交換速度的2個(gè)量級(jí)，如果某個(gè)進(jìn)程將硬盤(pán)數(shù)據(jù)讀到緩沖區(qū)之后，其他進(jìn)程剛好也需要讀取這些數(shù)據(jù)，那么就可以直接從緩沖區(qū)中讀取，比直接從硬盤(pán)讀取快很多。如果緩沖區(qū)的數(shù)據(jù)能夠被更多進(jìn)程共享的話(huà)，計(jì)算機(jī)的整體效率就會(huì)大大提高。同樣，寫(xiě)操作類(lèi)似。 36. 操作系統(tǒng)如何利用buffer_head中的 b_data，b_blocknr，b_dev，b_uptodate，b_dirt，b_count，b_lock，b_wait管理緩沖塊的？ 答：b_data指向緩沖塊，用于找到緩沖塊的位置。 進(jìn)程與緩沖區(qū)及緩沖區(qū)與硬盤(pán)之間都是以緩沖塊為單位進(jìn)行數(shù)據(jù)交互的，而b_blocknr，b_dev唯一標(biāo)識(shí)一個(gè)塊，用于保證數(shù)據(jù)交換的正確性。另外緩沖區(qū)中的數(shù)據(jù)被越多進(jìn)程共享，效率就越高，因此要讓緩沖區(qū)中的數(shù)據(jù)塊停留的時(shí)間盡可能久，而這正是由b_blocknr，b_dev決定的，內(nèi)核在hash表中搜索緩沖塊時(shí)，只看設(shè)備號(hào)與塊號(hào)，只要緩沖塊與硬盤(pán)數(shù)據(jù)的綁定關(guān)系還在，就認(rèn)定數(shù)據(jù)塊仍停留在緩沖塊中，就可以直接用。 b_uptodate與b_dirt，是為了解決緩沖塊與數(shù)據(jù)塊的數(shù)據(jù)正確性問(wèn)題而存在的。b_uptodate針對(duì)進(jìn)程方向，如果b_uptodate為1，說(shuō)明緩沖塊的數(shù)據(jù)已經(jīng)是數(shù)據(jù)塊中最新的，可以支持進(jìn)程共享緩沖塊中的數(shù)據(jù)；如果b_uptodate為0，提醒內(nèi)核緩沖塊并沒(méi)有用綁定的數(shù)據(jù)塊中的數(shù)據(jù)更新，不支持進(jìn)程共享該緩沖塊。 b_dirt是針對(duì)硬盤(pán)方向的，b_dirt為1說(shuō)明緩沖塊的內(nèi)容被進(jìn)程方向的數(shù)據(jù)改寫(xiě)了，最終需要同步到硬盤(pán)上；b_dirt為0則說(shuō)明不需要同步 b_count記錄每個(gè)緩沖塊有多少進(jìn)程共享。b_dirt大于0表明有進(jìn)程在共享該緩沖塊，當(dāng)進(jìn)程不需要共享緩沖塊時(shí)，內(nèi)核會(huì)解除該進(jìn)程與緩沖塊的關(guān)系，并將b_count數(shù)值減1，為0表明可以被當(dāng)作新緩沖塊來(lái)申請(qǐng)使用。 b_lock為1說(shuō)明緩沖塊正與硬盤(pán)交互，內(nèi)核會(huì)攔截進(jìn)程對(duì)該緩沖塊的操作，以免發(fā)生錯(cuò)誤，交互完成后，置0表明進(jìn)程可以操作該緩沖塊。 b_wait記錄等待緩沖塊的解鎖而被掛起的進(jìn)程，指向等待隊(duì)列前面進(jìn)程的task_struct。