操作系统高级教程.docx

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1.为什么开始启动计算机的时候，执行的是BIOS代码而不是操作系统自身的代码？

计算机启动的时候，内存未初始化，CPU不能直接从外设运行操作系统，所以必须将操作系统加载至内存中，而这个工作最开始的部分，BIOS需要完成一些检测工作，和设置实模式下的中断向量表和服务程序，并将操作系统的引导扇区加载值0x7c00处，然后将跳转至0x7c00。

这些就是由bios程序来实现的。

所以计算机的启动最开始执行的是BIOS代码。

2.为什么BIOS只加载了一个扇区，后续扇区却是由bootsect代码加载？

为什么BIOS没有直接把所有需要加载的扇区都加载？

对于bios来说，“约定”在接到启动操作系统的命令后，“定位识别”只从启动扇区把代码加载到0x7c00这个位置。

后续扇区则由bootsect代码加载，这些代码由编写系统的用户负责，与bios无关。

这样构建的好处就是站在整个体系的高度，统一设计和统一安排，简单而有效。

Bios和操作系统的开发都可以遵循这一约定，灵活地进行各自的设计。

操作系统的开发也可以按照自己的意愿，内存的规划等等都很灵活。

3.为什么BIOS把bootsect加载到0x07c00，而不是0x00000？

加载后又马上挪到0x90000处，是何道理？

为什么不一次加载到位？

（1）因为bios将从0x00000开始的1KB字节构建中断向量表，接着的256K字节内存空间构建了bios数据区，所以不能把bootsect加载到0x00000，0x07c00是bios设置的内存地址，不是bootsect能够决定的。

（2）首先，在启动扇区中会有一些数据，将会被内核利用到。

其次，依据系统对内存的规划，内核终会将占用0x0000其中的空间，因此0x7c00可能被覆盖。

将该扇区挪到0x90000，在setup.s中，获取一些硬件数据保存在0x90000-0x901ff处，可以对一些后面内核将要利用的数据集中保存和管理。

4.bootsect、setup、head程序之间是怎么衔接的？

给出代码证据。

（1）bootsect跳转到setup程序：

jumpi0,SETUPSEG

这句代码跳转到0x90200处，即setup程序加载的位置，CS:

IP指向setup程序的第一条指令，意味着setup开始执行

（2）setup跳转到head程序，CPU工作模式首先转变为保护模式然后执行jumpi0,8

0指的是段内偏移，8是保护模式下的段选择符：

01000，其中两位表示内核特权级，第三位0代表GDT，1表示GDT表中中的内核代码段，段基址为0x00000000,而head程序地址就在这里，意味着head程序开始执行

5.setup程序的最后是jmpi0,8，为什么这个8不能简单的当作阿拉伯数字8看待，究竟有什么内涵？

这里面的8要看作是二进制的1000，最后两位00表示内核特权级，第三位0表示GDT表，第四位1表示所选的表的1项来确定内核代码段的段基址和段线长等信息。

这样我们得到的代码就是从段基址0x00000000偏移为0处开始执行，即head的开始位置。

6.保护模式在“保护”什么？

它的“保护”体现在哪里？

特权级的目的和意义是什么？

分页有“保护”作用吗？

（1）在GDT、LDT及IDT中，均有自己的界限，特权级等属性，这是对描述符所描述的对象的保护

（2）在不同的特权级间访问的时候，系统会对CPL、RPL、DPL、IOPL等进行检验，对不同层级的程序进行保护，还限制某些特殊指令的使用如lgdt、lidt、cli等

（3）分页机制中PDE和PTE中的R/W和U/S等，提供了页级保护。

分页机制将线性地址与物理地址加以映射，提供了对物理地址的保护

特权级目的：

在于保护高特权的段，其中操作系统的内核处于最高的特权级

特权级意义：

在于保护模式中的特权级，对操作系统的“主奴机制”影响深远

7.在setup程序里曾经设置过gdt，为什么在head程序中将其废弃，又重新设置了一个？

为什么设置两次，而不是一次搞好？

原来的GDT位于setup中，将来此段内存会被缓冲区覆盖，所以必须将GDT设置head.s所在位置。

如果先将GDT设置在head所在区域，然后移动system模块，则GDT会被覆盖，如果先移动system在复制GDT，则head.s对应的程序会被覆盖掉，必须重建GDT。

若先移动system至0x0000再将GDT复制到0x5cb8-0x64b8处，虽然可以实现，但由于setup.s与head.s连接时不在同一文件，setup无法直接获取head中的gdt的偏移量，需事先写入，这会使设计失去一般性，给程序编写带来很大不便。

8.进程0的task_struct在哪？

具体内容是什么？

进程0的task_struct是操作系统设计者事先写好的，位于内核数据区，存储在user_task中（因为在进程0未激活之前，使用的是boot阶段的user_task）

Staticuniontask_unioninit_task={INIT_TASK};

具体内容如下：

包含了进程0的进程状态，进程0的LDT、进程0的TSS等等。

其中ldt设置了代码段和堆栈段的基址和线长（640KB）。

而TSS则保存了各种寄存器的值，包括各个段选择符。

9.内核的线性地址空间是如何分页的？

画出从0x000000开始的7个页（包括页目录表、页表所在页）的挂接关系图，就是页目录表的前四个页目录项、第一个个页表的前7个页表项指向什么位置？

给出代码证据。

head.s在setup_paging开始创建分页机制。

将页目录表和4个页表放在物理内存的起始位置开始的5个页空间内容全部清零（每页4kb），然后设置页目录表的前4项，分别指向4个页表。

然后开始从高地址向低地址方向填写4个页表，依次指向内存从高地址向低地址方向的各个页面。

即将第4个页表的最后一项（pg3+4092指向的位置）指向寻址范围的最后一个页面。

即从0Xfff000开始的4kb大小的内存空间。

将第4个页表的倒数第二个页表项（pg3-4+4092）指向倒数第二个页面，即0Xfff000-0x1000开始的4KB字节的内存空间

Head.s中：

Setup_paging:

Movl$1024*5,%ecx

Xorl%eax,%eax

Xorl%edi,%eax

Xorl%edi,%edi

Cld;rep;stosl

Movl$pg0+7pg

Movl

10.在head程序执行结束的时候，在idt的前面有184个字节的head程序的剩余代码，剩余了什么？

为什么要剩余？

11.为什么不用call，而是用ret“调用”main函数？

画出调用路线图，给出代码证据。

12.用文字和图说明中断描述符表是如何初始化的，可以举例说明（比如：

set_trap_gate（0,÷_error）），并给出代码证据。

13.在IA-32中，有大约20多个指令是只能在0特权级下使用，其他的指令，比如cli，并没有这个约定。

奇怪的是，在Linux0.11中，3特权级的进程代码并不能使用cli指令，这是为什么？

请解释并给出代码证据。

14.进程0的task_struct在哪？

具体内容是什么？

给出代码证据。

进程0的task_struct位于内核数据区，即task结构的第0项init_task。

Structtask_struct*task[NR_TASKS]={&（init_task,task）};

具体内容：

包含了进程0的进程状态、进程0的LDT、进程0的TSS等等。

其中ldt设置了代码段和堆栈段的基址和限长（640KB），而TSS则保存了各种寄存器的值，包括了各个段选择符。

具体值如下（课本P68）

15.在system.h里

#define_set_gate（gate_addr,type,dpl,addr）\

__asm__（"movw%%dx,%%ax\n\t"\

"movw%0,%%dx\n\t"\

"movl%%eax,%1\n\t"\

"movl%%edx,%2"\

:

\

:

"i"（（short）（0x8000+（dpl<<13）+（type<<8）））,\

"o"（*（（char*）（gate_addr）））,\

"o"（*（4+（char*）（gate_addr）））,\

"d"（（char*）（addr））,"a"（0x00080000））

#defineset_intr_gate（n,addr）\

_set_gate（&idt[n],14,0,addr）

#defineset_trap_gate（n,addr）\

_set_gate（&idt[n],15,0,addr）

#defineset_system_gate（n,addr）\

_set_gate（&idt[n],15,3,addr）

这里中断门、陷阱门、系统调用都是通过_set_gate设置的，用的是同一个嵌入汇编代码，比较明显的差别是dpl一个是3，另外两个是0，这是为什么？

说明理由。

P61

Dpl表示的是特权级，0和3分别表示0特权级和3特权级。

异常处理是由内核来完成，Linux处于对内核的保护，不允许用户进程直接访问内核。

但是有些情况下，用户进程又需要内核代码的支持，因此就需要系统调用，它是用户进程与内核打交道的接口，是由用户进程直接调用的。

因此其在3特权级下

16.进程0fork进程1之前，为什么先调用move_to_user_mode（）？

用的是什么方法？

解释其中的道理。

因为在Linux-011中，除进程0之外，所有进程都是由一个已有进程在用户态下完成创建的，但是此时进程0还处于内核态，因此要调用move_to_user_mode（）函数，模仿终端返回的方式，实现进程0的特权级从内核态转化成用户态，又因为在Linux-0.11中转换特权级时采用中断和中断返回的方式，调用系统中断实现从3到0的特权级转换，中断返回时转换为3特权级。

因此，进程0从0特权级到3特权级转换时采用的是模拟中断返回

17.在Linux操作系统中大量使用了中断、异常类的处理，究竟有什么好处？

CPU是主机关键的组成部分，进程在主机中的运算肯定离不开CPU，而CPU在参与运算过程中免不了进行“异常处理”，这些异常处理都需要具体的服务程序来执行。

这种32位中断服务体系是为适应一种被动响应中断信号而建立的。

这样CPU就可以把全部精力都放在用户程序服务上，对于随时可能产生而又不可能时时都产生的中断信号，不用刻意去考虑，这就提高了操作系统的综合效率。

以“被动模型”代替“主动轮询”模式来处理中断问题是现代操作系统被称为“现代”一个标志。

18.copy_process函数的参数最后五项是：

longeip,longcs,longeflags,longesp,longss。

查看栈结构确实有这五个参数，奇怪的是其他参数的压栈代码都能找得到，确找不到这五个参数的压栈代码，反汇编代码中也查不到，请解释原因。

Copy_process执行时因为进程调用了fork函数，会导致中断，中断使CPU硬件自动将SS、ESP、EFLAGS、CS、EIP这几个寄存器的值按照顺序压入进程0内核栈，又因为函数传递参数是使用栈的，所以刚好可以作为copy_process的最后五项参数

19.分析get_free_page（）函数的代码，叙述在主内存中获取一个空闲页的技术路线。

通过你想扫描页表位图mem_map，并由第一空页的下标左移12位家加LOW_MEM得到该页的物理地址，位于16M内存末端，代码如下（get_free_page）

Unsignedlong