19年期末复习题
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？
最开始启动计算机的时候，计算机内存未初始化，没有任何程序。而因为CPU只能读取内存中的程序，所以必须将操作系统先加载进内存当中才能使用操作系统的代码，这就需要使用BIOS。BIOS程序的入口地址为0xFFFF0,即为CS:IP指向位置，所以CPU就可以运行BIOS程序。
BIOS 需要完成一些检测工作，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至 0x7C00 处，然后将跳转至 0x7C00运行操作系统自身的代码。所以计算机启动最开始运行的是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？
BIOS和操作系统的开发通常是不同的团队，按固定的规则约定，可以进行灵活的各自设计相应的部分。BIOS接到启动操作系统命令后，只从启动扇区将代码加载至0x7c00(BOOTSEG)位置，而后续扇区由bootsect代码加载。
bootsect代码由编写系统的用户负责，与之前BIOS无关。这样构建的好处是站在整个体系的高度，统一设计和统一安排，简单而有效。
如果要使用BIOS进行加载，而且加载完成之后再执行，则需要很长的时间，因此Linux采用的是边执行边加载的方法。
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？
加载0x07c00是BIOS提前约定设置的，不能加载到0x00000是因为从0x00000开始到0x003ff这1KB内存空间都是BIOS首先约定进行加载中断向量表的地方，不能进行覆盖。
而后挪到0x90000处是操作系统开始根据自己的需要安排内存了，具体原因如下：
① 内核会使用启动扇区中的一些数据，如第 508、509 字节处的 ROOT_DEV；
② 依据系统对内存的规划，内核占用 0x00000 开始的空间，因此 0x07c00 可能会被覆盖。
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：jmpi 0,SETUPSEG;
bootsect首先利用int 0x13中断分别加载setup程序及system模块，待bootsect程序的任务完成之后，执行代码jmpi 0,SETUPSEG。由于 bootsect 将 setup 段加载到了 SETUPSEG:0 （0x90200）的地方,在实模式下，CS:IP指向setup程序的第一条指令，此时setup开始执行。
② setup跳转到head程序：jmpi 0,8
执行setup后，内核被移到了0x00000处，CPU变为保护模式，执行jmpi 0,8
并加载了中断描述符表和全局描述符表。该指令执行后跳转到以GDT第2项中的 base_addr 为基地址，以0为偏移量的位置，其中base_addr为0。由于head放置在内核的头部，因此程序跳转到head中执行。
5.setup程序的最后是jmpi 0,8 ，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？
此时为32位保护模式，“0”表示段内偏移，“8”表示段选择符。转化为二进制：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表示根据GDT中的第2项来确定代码段的段基址和段限长等信息。可以得到代码是从head 的开始位置，段基址 0x00000000、偏移为 0 处开始执行的。
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？p438-440
（1） 保护模式在“保护”什么？它的“保护”体现在哪里？
保护操作系统的安全，不受到恶意攻击。保护进程地址空间。
“保护”体现在
打开保护模式后，CPU 的寻址模式发生了变化，基于 GDT 去获取代码或数据段的基址，相当于增加了一个段位寄存器。防止了对代码或数据段的覆盖以及代码段自身的访问超限。对描述符所描述的对象进行保护：在 GDT、 LDT 及 IDT 中，均有对应界限、特权级等；在不同特权级间访问时，系统会对 CPL、 RPL、 DPL、 IOPL 等进行检验，同时限制某些特殊指令如 lgdt, lidt,cli 等的使用；分页机制中 PDE 和 PTE 中的 R/W 和 U/S 等提供了页级保护，分页机制通过将线性地址与物理地址的映射，提供了对物理地址的保护。
（2）特权级的目的和意义是什么？
特权级机制目的是为了进行合理的管理资源，保护高特权级的段。
意义是进行了对系统的保护，对操作系统的“主奴机制”影响深远。Intel 从硬件上禁止低特权级代码段使用部分关键性指令，通过特权级的设置禁止用户进程使用 cli、 sti 等指令。将内核设计成最高特权级，用户进程成为最低特权级。这样，操作系统可以访问 GDT、 LDT、 TR，而 GDT、 LDT 是逻辑地址形成线性地址的关键，因此操作系统可以掌控线性地址。物理地址是由内核将线性地址转换而成的，所以操作系统可以访问任何物理地址。而用户进程只能使用逻辑地址。总之，特权级的引入对操作系统内核进行保护。
（3）分页有“保护”作用吗？
分页机制有保护作用，使得用户进程不能直接访问内核地址，进程间也不能相互访问。用户进程只能使用逻辑地址，而逻辑地址通过内核转化为线性地址，根据内核提供的专门为进程设计的分页方案，由MMU非直接映射转化为实际物理地址形成保护。此外，通过分页机制，每个进程都有自己的专属页表，有利于更安全、高效的使用内存，保护每个进程的地址空间。
为什么特权级是基于段的？（超纲备用）
通过段，系统划分了内核代码段、内核数据段、用户代码段和用户数据段等不同的数据段，有些段是系统专享的，有些是和用户程序共享的，因此就有特权级的概念。
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？
P33点评
8.进程0的task_struct在哪？具体内容是什么？
进程0的task_struct位于内核数据区，因为在进程0未激活之前，使用的是boot阶段的user_stack，因此存储在user_stack中。
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限长(640KB)，而 TSS 则保存了各种寄存器的值，包括各个段选择符。
代码如下：(若未要求没时间可不写)
INIT_TASK的定义见P68。
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。
如何分页
head.s在setup_paging开始创建分页机制。将页目录表和4个页表放到物理内存的起始位置，从内存起始位置开始的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，使之分别指向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指向倒数第二个页面，即0xFFF000-0x1000开始的4KB字节的内存空间，依此类推。
挂接关系图
代码证据
P39最下面
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？
剩余代码：
包含代码段如下after_page_tables(栈中压入了些参数)、 ignore_int(初始化中断时的中断处理函数) 和 setup_paging(初始化分页)。
剩余的原因：
after_page_tables 中压入的参数，为内核进入 main 函数的跳转做准备。设计者在栈中压入了 L6: main，以使得系统出错时，返回到 L6 处执行。
ignore_int 为中断处理函数，使用 ignore_int 将 idt 全部初始化，如果中断开启后存在使用了未设置的中断向量，那么将默认跳转到 ignore_int 处执行，使得系统不会跳转到随机的地方执行错误的代码。
setup_paging 进行初始化分页，在该函数中对 0x0000 和 0x5000 的进行了初始化操作。该代码用于跳转到 main，即执行“ret”指令。
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。
CALL 指令会将 EIP 的值自动压栈，保护返回现场，然后执行被调函数，当执行到被调函数的ret指令时，自动出栈给 EIP .并还原现场，继续执行CALL 的下一行指令。在由head程序向main函数跳转时，不需main函数返回；且因为main函数是最底层的函数，无更底层的函数进行返回。因此要达到既调用 main又不需返回，选择ret。
调用路线图：见P42 图1-46。仿call示意图 下面部分
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。
（先画图见P54 图2-9然后解释）以set_trap_gate(0,÷_error)为例，其中，n是0，gate_addr是&idt[0]，也就是idt的第一项中断描述符的地址；type是15，dpl（描述符特权级）是0；addr是中断服务程序divide_error(void)的入口地址。
代码证据：P53 代码
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。
根据Intel Manual，cli和sti指令与CPL和EFLAGS[IOPL]有关。通过IOPL来加以保护指令in,ins,out,outs,cli,sti等I/O敏感指令，只有CPL(当前特权级)<=IOPL才能执行，低特权级访问这些指令将会产生一个一般性保护异常。
IOPL位于EFLAGS的12-13位，仅可通过iret来改变，INIT_TASK中IOPL为0，在move_to_user_mode中直接执行“pushfl \n\t”指令，继承了内核的EFLAGS。IOPL的指令仍然为0没有改变，所以用户进程无法调用cli指令。因此，通过设置 IOPL， 3特权级的进程代码不能使用 cli 等I/O敏感指令。
具体代码：move_to_user_mode()此处一共两部分代码第一部分 P79
#define move_to_user_mode() \
asm(“movl %%esp, %%eax\n\t” \
……
“pushfl\n\t” \ // ELAGS 进栈
……
”)
第二部分代码见P 68 INIT_TASK
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))
#define set_intr_gate(n,addr) \
_set_gate(&idt[n],14,0,addr)
#define set_trap_gate(n,addr) \
_set_gate(&idt[n],15,0,addr)
#define set_system_gate(n,addr) \
_set_gate(&idt[n],15,3,addr)
读懂代码。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。
答：
当用户程序产生系统调用软中断后， 系统都通过system_call总入口找到具体的系统调用函数。 set_system_gate设置系统调用，须将 DPL设置为 3，允许在用户特权级（3）的进程调用，否则会引发 General Protection 异常。set_trap_gate 及 set_intr_gate 设置陷阱和中断为内核使用，需禁止用户进程调用，所以 DPL为 0。
16.进程0 fork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。
Linux操作系统规定，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。需要将进程0通过调用move_to_user_mode()从内核态转换为用户态。进程0从0特权级到3特权级转换时采用的是模仿中断返回。
设计者通过代码模拟 int（中断） 压栈， 当执行 iret 指令时， CPU 将SS,ESP,EFLAGS,CS,EIP 5 个寄存器的值按序恢复给 CPU， CPU之后翻转到 3 特权级去执行代码。
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？
采用以“被动模式” 代替“主动轮询” 模式来处理终端问题。进程在主机中运算需用到 CPU，其中可能进行“异常处理” ，此时需要具体的服务程序来执行。 这种中断服务体系的建立是为了被动响应中断信号。因此， CPU 就可以更高效的处理用户程序服务， 不用考虑随机可能产生的中断信号，从而提高了操作系统的综合效率。
18.copy_process函数的参数最后五项是：long eip,long cs,long eflags,long esp,long ss。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。
在 fork()中， 当执行“int $0x80” 时产生一个软中断， 使 CPU 硬件自动将 SS、 ESP、EFLAGS、 CS、 EIP 这 5 个寄存器的数值按这个顺序压入进程 0 的内核栈。 硬件压栈可确保 eip 的值指向正确的指令， 使中断返回后程序能继续执行。因为通过栈进行函数传递参数，所以恰可做为 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。
通过逆向扫描页表位图 mem_map， 并由第一空页的下标左移 12 位加 LOW_MEM 得到该页的物理地址， 位于 16M 内存末端。P89代码考试不用看
过程：
① 将EAX 设置为0,EDI 设置指向mem_map 的最后一项（mem_map+PAGING_PAGES-1），std设置扫描是从高地址向低地址。从mem_map的最后一项反向扫描，找出引用次数为0(AL)的页，如果没有则退出；如果找到，则将找到的页设引用数为1；
② ECX左移12位得到页的相对地址，加LOW_MEM得到物理地址，将此页最后一个字节的地址赋值给EDI（LOW_MEM+4092）；
③ stosl将EAX的值设置到ES:EDI所指内存，即反向清零1024*32bit，将此页清空；
④ 将页的地址（存放在EAX）返回。
20.分析copy_page_tables（）函数的代码，叙述父进程如何为子进程复制页表。
P97一段话解释
21.进程0创建进程1时，为进程1建立了task_struct及内核栈，第一个页表，分别位于物理内存16MB顶端倒数第一页、第二页。请问，这两个页究竟占用的是谁的线性地址空间，内核、进程0、进程1、还是没有占用任何线性地址空间？说明理由（可以图示）并给出代码证据。
答：均占用内核的线性地址空间， 原因如下：
通过逆向扫描页表位图，并由第一空页的下标左移 12 位加 LOW_MEM 得到该页的物理地址，位于 16M 内存末端。 代码如下
unsigned long get_free_page(void)
{register unsigned long __res asm("ax");
__asm__("std ; repne ; scasb\n\t"
"jne 1f\n\t"
"movb $1,1(%%edi)\n\t"
"sall $12,%%ecx\n\t"
"addl %2,%%ecx\n\t"
"movl %%ecx,%%edx\n\t"
"movl $1024,%%ecx\n\t"
"leal 4092(%%edx),%%edi\n\t"
"rep ; stosl\n\t"
" movl %%edx,%%eax\n"
"1: cld"
:"=a" (__res)
:"0" (0),"i" (LOW_MEM),"c" (PAGING_PAGES),
"D" (mem_map+PAGING_PAGES-1)
);
return __res;
}
进程 0 和进程 1 的 LDT 的 LIMIT 属性将进程 0 和进程 1 的地址空间限定0~640KB， 所以进程 0、 进程 1 均无法访问到这两个页面， 故两页面占用内核的线性地址空间。进程 0 的局部描述符如下
include/linux/sched.h: INIT_TASK
/* ldt */ {0x9f,0xc0fa00}, \
{0x9f,0xc0f200}, \
内核线性地址等于物理地址(0x00000~0xfffff)， 挂接操作的代码如下(head.s/setup_paging)：
movl $pg0+7,pg_dir /* set present bit/user r/w */
movl $pg1+7,pg_dir+4 /* --------- " " --------- */
movl $pg2+7,pg_dir+8 /* --------- " " --------- */
movl $pg3+7,pg_dir+12 /* --------- " " --------- */
movl $pg3+4092,%edi
movl $0xfff007,%eax /* 16Mb - 4096 + 7 (r/w user,p) */
std
1: stosl /* fill pages backwards - more efficient :-) */
subl $0x1000,%eax
jge 1b
22.假设：经过一段时间的运行，操作系统中已经有5个进程在运行，且内核分别为进程4、进程5分别创建了第一个页表，这两个页表在谁的线性地址空间？用图表示这两个页表在线性地址空间和物理地址空间的映射关系。
内核的线性地址空间
注：65 和 81 应该改成 64 和 80
23.
#define switch_to(n) {\
struct {long a,b;} __tmp; \
__asm__("cmpl %%ecx,_current\n\t" \
"je 1f\n\t" \
"movw %%dx,%1\n\t" \
"xchgl %%ecx,_current\n\t" \
"ljmp %0\n\t" \
"cmpl %%ecx,_last_task_used_math\n\t" \
"jne 1f\n\t" \
"clts\n" \
"1:" \
::"m" (*&__tmp.a),"m" (*&__tmp.b), \
"d" (_TSS(n)),"c" ((long) task[n])); \
}
代码中的"ljmp %0\n\t" 很奇怪，按理说jmp指令跳转到得位置应该是一条指令的地址，可是这行代码却跳到了"m" (*&__tmp.a)，这明明是一个数据的地址，更奇怪的，这行代码竟然能正确执行。请论述其中的道理。
答：其中a对应EIP，b对应CS，ljmp此时通过CPU中的电路进行硬件切换，进程由当前进程切换到进程n。CPU将当前寄存器的值保存到当前进程的TSS中，将进程n的TSS数据及LDT的代码段和数据段描述符恢复给CPU的各个寄存器，实现任务切换。