操作系统高级教程-思考题-最新版

1.进程0创建进程1时，为进程1建立了自己的task_struct、内核栈，第一个页表，分别位于物理内存16MB的顶端倒数第一页、第二页。请问，这个了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？说明理由并给出代码证据。

答：两次都是通过调用get_free_page()在物理内存里申请一个物理页，由于在head.s中决定内核的物理地址和线性地址是一一对应的。因此这两个页都在内核的线性地址空间内。

setup_paging:

movl $1024*5,%ecx /* 5 pages - pg_dir+4 page tables */

xorl %eax,%eax

xorl %edi,%edi /* pg_dir is at 0x000 */

cld;rep;stosl

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

2.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。

答：大师兄！！

3.进程0开始创建进程1，调用了fork（），跟踪代码时我们发现，fork代码执行了两次，第一次，跳过init（）直接执行了for(;;) pause()，第二次执行fork代码后，执行了init（）。奇怪的是，我们在代码中并没有看见向后的goto语句，也没有看到循环语句，是什么原因导致反复执行？请说明理由，并给出代码证据。

答：大师兄！！

4.copy_process函数的参数最后五项是：long eip,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。

答：在执行int n这条中断指令时(在此即为int 0x80)，系统会自动把ssesprflagscseip这五个寄存器的值压入栈中。

5.用图表示下面的几种情况，并从代码中找到证据：

a、当进程获得第一个缓冲块的时候，hash表的状态。

b、经过一段时间的运行，已经2000多个buffer_head挂到hash_table上时，hash表（包括所有的buffer_head）的整体状态。

c、经过一段时间的运行，有的缓冲块已经没有进程使用了（空闲），这样的空闲缓冲块是否会从hash_table上脱钩？

d、经过一段时间的运行，所有的buffer_head都挂到hash_table上了，这时，又有进程申请空闲缓冲块，将会发生什么？解释原因并找到代码证据。

答：

见书上P100-P01.

6.rd_load（）执行完之后，虚拟盘已经成为可用的块设备，并成为根设备。在向虚拟盘中copy任何数据之前，虚拟盘中是否有引导块、超级块、i节点位图、逻辑块位图、i节点、逻辑块？请解释其中的道理，并给出代码证据。

答：在rd_load（）执行之前，虚拟盘经初始化后中存放的全是0。

rd_init()中的代码段：---P46

cp = rd_start;

for (i=0; i< length; i++)

*cp++ = '\0';

且拷贝数据也是从虚拟盘开始处进行存放的。

rd_load()中的代码：---P121

cp = rd_start;

while (nblocks) {

if (nblocks> 2)

bh = breada(ROOT_DEV, block, block+1, block+2, -1);

else

bh = bread(ROOT_DEV, block);

…

}

(void) memcpy(cp, bh->b_data, BLOCK_SIZE);

…

}

7.在虚拟盘被设置为根设备之前，操作系统的根设备是软盘（包括软驱），请说明设置软盘为根设备的技术路线，并给出代码证据。

（提示：注意bootsect.s的249行，508这个数值。

.org 508

root_dev:

.word ROOT_DEV

）

答：在bootsect.s程序的开始处有一条语句对ROOT_DEV进行赋值。之后执行如下代码，确定所使用的根设备：

segcs

mov ax,root_dev

cmp ax,#0

jne root_defined

segcs

mov bx,sectors

mov ax,#0x0208 ! /dev/ps0 - 1.2Mb

cmp bx,#15

je root_defined

mov ax,#0x021c ! /dev/PS0 - 1.44Mb

cmp bx,#18

je root_defined

undef_root:

jmpundef_root

root_defined:

segcs

mov root_dev,ax

#1、首先会判断根设备是否已经设置，如果设置(如ROOT_DEV=0x306)则直接跳过。否则执行判定。#2、通过每磁道的扇区数判别是1.2Mb还是1.44Mb的软盘，判定完成后跳到末尾处。通过代码调试，发现该段代码执行完之后，存在地址0x901fc处的ROOT_DEV的值为0x021c，即为 1.44Mb的软盘。#3、在main函数开始时，执行====ROOT_DEV = ORIG_ROOT_DEV;======把存放于0x901fc处的值赋给ROOT_DEV。++++#define ORIG_ROOT_DEV (*(unsigned short *)0x901FC)

8.Linux0.11是怎么将根设备从软盘更换为虚拟盘，并加载了根文件系统？用文字、图示表示，并给出代码证据。

答：大师兄！！

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。

答:

Head.s中：

setup_paging:

movl $1024*5,%ecx /* 5 pages - pg_dir+4 page tables */

xorl %eax,%eax

xorl %edi,%edi /* pg_dir is at 0x000 */

cld;rep;stosl

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 /* --------- " " --------- */

_pg_dir用于表示内核分页机制完成后的内核起始位置，也就是物理内存的起始位置0x000000，以上四句完成页目录表的前四项与页表1，2,3,4的挂接

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

完成页表项与页面的挂接，是从高地址向低地址方向完成挂接的，16M内存全部完成挂接

10.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。

答：对中断描述符表的初始化，就是将异常处理一类的中断服务程序与中断描述符表进行挂接。以set_trap_gate(0,÷_error)为例，0表示该中断函数的地址挂接在中断描述符表的第0项位置处，而&devide_error就是该异常处理函数的地址。对set_trap_gate(0,÷_error)进行宏展开后得到

#define set_trap_gate(0,&devide_error)\

_set_gate(&idt[0],15,0,&devide_error)

之后执行如下代码：

#define _set_gate(&idt[0],15,0,&devide_error)(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+(0<<13)+(15<<8))), \

"o" (*((char *) (&idt[0]))), \

"o" (*(4+(char *) (&idt[0]))), \

"d" ((char *) (&devide_error)),"a" (0x00080000))

%0=0x8f00,%1指向idt[0]的起始地址，%2指向四个字节之后的地址处。

#1、将地址&devide_error放在EAX的低两个字节，EAX的高两字节不变。#2、把0x8f00放入EDX的低两字节，高两字节保持不变。#3、把EAX放在%1所指的地址处，占四字节。#4、将EDX放在%2所指的地址处，占四字节。

大师兄！！

11.为什么计算机启动最开始的时候执行的是BIOS代码而不是操作系统自身的代码？

答：因为在计算机上电启动的时候，内存里没有任何代码，需要借助于BIOS代码进行加载引导扇区以及系统代码，在进行一系列的配置（如加载中断向量表和中断服务程序等）后才能够执行操作系统自身的代码。

大师兄和P1.

12.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没有把所有需要加载的扇区都加载？

答：这是因为BIOS默认在计算机启动的时候通过BIOS中断只从启动扇区(对Linux-0.11而言指软盘的第一个扇区)加载代码。而后续代码的加载则是通过系统中断完成的。因为如果要使用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。

P6

13.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？

答：因为BIOS首先会把中断向量表加载到0x00000-0x003ff的1KB的内存空间，在加载bootsect时约定加载到0x07c00处。挪到0x90000处是操作系统自身的代码完成的，是为加载后续代码做准备；而加载到0x07c00是BIOS约定好了的，操作系统也没办法。

P9

14.bootsect、setup、head程序之间是怎么衔接的？给出代码证据。

答：bootsect在完成自身复制之后，将setup加载到自己的后面(0x90200处)，将system模块加载到0x10000处。在完成加载之后，通过指令jmpi 0,SETUPSEG 跳转到setup程序处执行。setup首先关中断将system移动到内存地址起始位置0x0处。完成从16位模式向32位模式转变之后，执行jmpi 0,8 跳到head程序处执行。

P14和P24

15.setup程序里的cli是为了什么？

答：cli是关中断指令。因为此时需要由16位实模式向32位保护模式转变，在新的中断机制未建好之前不允许响应中断(即使有，在操作系统看来跟没有一样)，因此使用cli指令关闭所有的中断(当然不包括NMI)。

P16

16.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？

答：因为此时已经工作于32位保护模式下，此时“0”是段内偏移地址；而“8”是段选择符，用以选择段描述符表和描述符表项以及所要求的特权级。

P24

17.打开A20和打开pe究竟是什么关系，保护模式不就是32位的吗？为什么还要打开A20？有必要吗？

答：1、打开A20仅仅意味着CPU可以进行32位寻址，且最大寻址空间是4GB。打开PE 是使能保护模式。打开A20是打开PE的必要条件；而打开A20不一定非得打开PE。2、有必要。打开PE只是说明系统处于保护模式下，但若真正在保护模式下工作，必须打开A20，实现32位寻址。

P20和P22

18.Linux是用C语言写的，为什么没有从main还是开始，而是先运行3个汇编程序，道理何在？

答：从main函数开始执行是一般应用程序的惯例，其实现需要编译器和操作系统为其完成一系列的支撑工作；而Linux是操作系统程序，是最底层的管理和支撑程序，没有其他程序为其执行做支撑，上电时只能在实模式下通过执行3个汇编程序完成向32位模式的转变，之后才可能执行main函数。

P40

19.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。

答：因为在由head程序向main函数跳转时，是不需要main函数返回的；这是由于main函数已经是最底层的函数了，没有更底层的支撑函数支持其返回。所以Linux采用ret指令，模拟函数返回，跳转到main函数去执行。

P38

20.保护模式的“保护”体现在哪里？

答：#1、保护模式下，对寄存器和内存空间的访问有等级限制，这样防止了用户程序任意串改系统代码。例如，只有在0特权级下才能对控制寄存器进行读写，而在其他特权级下，这种操作是不允许的。#2、采用分页机制，用户进程对内存的读写使用的是线性地址，即基址+偏移。

P402

21.特权级的目的和意义是什么？为什么特权级是基于段的？

答：特权级是操作系统为了更好的管理内存空间而设的，提高了系统的安全性。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。

P398和P405

22.在setup程序里曾经设置过一次gdt，为什么在head程序中将其废弃，又重新设置了一个？为什么折腾两次，而不是一次搞好？

答：参考书上P30的点评。

P30

23.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？

答：通过运行Linux-0.11代码，可以看到剩余的代码是标号after_page_tables之后head程序中的代码。因为head程序共占用25KB+184B的内存空间，系统在建立好分页机制和GDT、IDT之后，在内存空间0x05400-0x54b8处留有184B的空间未使用，因此产生了剩余。

after_page_tables:

pushl $0 # These are the parameters to main :-)

pushl $0

pushl $0

pushl $L6 # return address for main, if it decides to.

pushl $_main

jmpsetup_paging

L6:

jmp L6 # main should never return here, but

# just in case, we know what happens.

int_msg:

.asciz "Unknown interrupt\n\r"

.align 2

ignore_int:

pushl %eax

pushl %ecx

pushl %edx

push %ds

push %es

push %fs

movl $0x10,%eax

mov %ax,%ds

mov %ax,%es

mov %ax,%fs

pushl $int_msg

call _printk

popl %eax

pop %fs

pop %es

pop %ds

popl %edx

popl %ecx

popl %eax

iret

.align 2

setup_paging:

movl $1024*5,%ecx /* 5 pages - pg_dir+4 page tables */ xorl %eax,%eax

xorl %edi,%edi /* pg_dir is at 0x000 */

cld;rep;stosl

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

xorl %eax,%eax /* pg_dir is at 0x0000 */

movl %eax,%cr3 /* cr3 - page directory start */

movl %cr0,%eax

orl $0x80000000,%eax

movl %eax,%cr0 /* set paging (PG) bit */

ret /* this also flushes prefetch-queue */

.align 2

.word 0

idt_descr:

.word 256*8-1 # idt contains 256 entries

.long _idt

.align 2

.word 0

gdt_descr:

.word 256*8-1 # so does gdt (note that that's any

.long _gdt # magic number, but it works for me :^)

24.进程0的task_struct在哪？具体内容是什么？给出代码证据。

答：在内核数据段。进程0的管理结构task_struct的母本在代码设计阶段就视线设计好了，直接编译加载进内核数据段。内容有状态、信号、pid、alarm、ldt、tss等管理该进程所需的数据。代码证据：

Sched.c:

uniontask_union {

structtask_struct task;

char stack[PAGE_SIZE];

};

static union task_unioninit_task = {INIT_TASK,};

Sched.h:

#define INIT_TASK \

/* state etc */ { 0,15,15, \

/* signals */ 0,{{},},0, \

/* ec,brk... */ 0,0,0,0,0,0, \

/* pid etc.. */ 0,-1,0,0,0, \

/* uidetc */ 0,0,0,0,0,0, \

/* alarm */ 0,0,0,0,0,0, \

/* math */ 0, \

/* fs info */ -1,0022,NULL,NULL,NULL,0, \

/* filp */ {NULL,}, \

{ \

{0,0}, \

/* ldt */ {0x9f,0xc0fa00}, \

{0x9f,0xc0f200}, \

}, \

/*tss*/ {0,PAGE_SIZE+(long)&init_task,0x10,0,0,0,0,(long)&pg_dir,\ 0,0,0,0,0,0,0,0, \

0,0,0x17,0x17,0x17,0x17,0x17,0x17, \

_LDT(0),0x80000000, \

{} \

}, \

}

25.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)

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：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的，Linux出于对内核的保护，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。

P61

27.进程0 fork进程1之前，为什么先要调用move_to_user_mode()？用的是什么方法？解释其中的道理。

答：因为在Linux-0.11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，模仿中断返回的方式，实现进程0的特权级从内核态转化为用户态。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仿中断返回。

P67-68

28.进程0创建进程1时调用copy_process函数，在其中直接、间接调用了两次get_free_page函数，在物理内存中获得了两个页，分别用作什么？是怎么设置的？给出代码证据。

答：1、申请的第一个页面用于存放进程1的管理结构和进程1工作于内核态时的栈，设置分为两部分，一部分直接拷贝于进程0，另一部分在copy_process()函数中配置。具体代码参考P80。2、第二个页面存放的是进程1的页表，同样是拷贝于进程0的页表，为160个页表项。

P74和P83

29.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，在3特权级的进程代码并不能使用cli 指令，会报特权级错误，这是为什么？请解释并给出代码证据。

答：

====cli指令用于复位IF标志位。在IA-32体系结构中规定，只有当CPL小于或等于IOPL 时才可以执行该指令。如果在CPL大于IOPL的情况下执行，将会产生一个一般保护异常（#GP）。保护异常(#GP)是interrupt 0x13，

在trap_init()中设置--set_trap_gate(13,&general_protection);

=====IA32硬件规定，在执行CLI指令的时候，当前代码的特权级数值上必须不高于当前EFLAGS寄存器中IOPL字段的值。进程0的EFLAGS值设置为0，后续进程如果没有改动也是0，IOPL=0。因此特权级3的代码不能用cli。

30.在Linux操作系统中大量的使用了中断、异常类的处理，为什么？究竟有什么好处？答：

=====CPU在参与运算的时候，可能会发生外设读写、时钟中断以及一些其他的异常情况，这就要求CPU停下来去处理这些异常。最原始的设计CPU不断地对这些端口进行轮询，查看是否发生了异常。显然这种方法效率很低。因此就采用了这种中断方式，变主动轮询为被动响应，只有在发生异常的时候CPU才停下正在进行的运算进行处理，其他时候都在做自己的事情。这大大提高了操作系统的综合效率。

=====中断：变主动轮训为被动相应，提高系统的效率。某些软中断还有特殊作用，如提供系统调用接口等。

异常：程序中出现异常会被硬件捕获，交给操作系统处理。这提供给操作系统一些挽回错误和从错误中恢复的能力，保证操作系统的强壮性。这样操作系统就不会轻易因为某些小异常，如浮点异常、内存访问越界而崩溃。

31.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。

32.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。

33.论证进程1（3特权级）的代码在线性地址、物理地址的什么地方？是0-64MB？还是64-128MB？给出代码证据。

34.#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。

35.进程0的作用是什么？给出代码证据。