中国科学院大学2023杨力祥老师操作系统高级教程思考题（1）

国科大操作系统高级教程思考题，参考书是《Linux内核设计的艺术-图解Linux操作系统架构设计与实现原理（第二版）》杨老师上课讲的特别棒，该文章供自己学习使用，有欠妥当的地方欢迎批评指正，参考往年学长学姐的文章，今年又有一些新题。

第一次思考题：

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？

答：

计算机被设计为从内存中运行程序，无法直接从软盘或者硬盘中运行。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。需要使用BIOS。在加电后， BIOS 需要完成一些硬件检测工作，同时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。BIOS程序存放在ROM中，ROM断电后也能保持信息，但一被烧就不能改变数据，适合存放BIOS这种不需要修改的例行工作。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？

答：

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，这些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。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。例如，BIOS可以不用知道内核镜像的大小以及其在软盘的分布等等信息，减轻了BIOS程序的复杂度，降低了硬件上的开销。而操作系统的开发者也可以按照自己的意愿，内存的规划，等等都更为灵活。另外，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，此外，对于不同的操作系统，其代码长度不一样，可能导致操作系统加载不完全。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？

答：

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。

（1）加载0x07c00是BIOS提前约定设置的，BIOS把bootsect加载到0x07c00而不是0x00000，是因为0x00000处存放着BIOS构建的1k大小的中断向量表和256B的BIOS数据区，这些数据还有用处，不能进行覆盖。

（2）加载后又挪到0x90000是因为，操作系统对内存的规划是在0x90000存放bootsect，然后bootsect执行结束之后，立即将系统机器数据存放在此处，这样就可以及时回收寿命结束的程序占据的内存空间。而且后续会把120K的系统模块存放到0x00000处，这会覆盖0x07c00处的代码和数据。

（3）不一次加载到位的原因是由于“两头约定”和“定位识别”，所以在开始时bootsect“被迫”加载到0X07c00位置。现在将自身移至0x90000处，说明操作系统开始根据自己的需要安排内存了。

下图为bootsect.s, setup.s, head.s代码执行过程中内存映像变化（这个图非常重要！！！！一定记住了）。

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

解释这个问题之前先搞明白bootsect、setup、head都干了啥（作为扩展总结一下，大致浏览即可，杨老师书上写的已经很详细了）

bootsect:

1. 自我迁移：加电自检后，BIOS将引导扇区加载到内存0x7C00处。bootsect.s 随后将自身代码从0x7C00移动到内存的0x90000处，为操作系统加载腾出空间。

2. 加载 setup 模块：将磁盘上的 setup 模块（由 setup.s 编译而成）加载到内存中bootsect后面的位置，即0x90200。

3. 读取磁盘参数：利用BIOS中断0x13，读取磁盘参数表中当前启动引导盘的参数。

4. 显示加载信息：在屏幕上显示“Loading system…”字符串，提供用户反馈，表明系统正在加载。

5. 加载 system 模块：从磁盘上将 system 模块加载到内存的0x10000处。这是内核映像的标准加载地址。

6. 确定根文件系统设备号：

   • 如果已指定设备号（root_dev不为0），则直接使用该设备号。
   • 如果未指定，根据引导盘的每磁道扇区数确定盘的类型，并保存相应的设备号到 root_dev（位于引导块的0x508地址处）。

7. 执行 setup 程序：最后，执行跳转到 setup 程序的开始处（0x90200），以继续操作系统的启动过程。

setup:

1. 读取系统数据：利用ROM BIOS中断读取计算机的硬件和配置信息，并将这些信息保存到内存地址0x90000处，覆盖了原先的 bootsect 程序所在的位置。

2. 移动 system 模块：将系统模块（内核映像）从0x10000-0x8ffff的位置整体移动到内存的0x00000处，这是为了准备将控制权交给操作系统。

3. 加载IDTR和GDTR：设置中断描述符表寄存器（IDTR）和全局描述符表寄存器（GDTR），为进入保护模式做准备。

4. 开启A20地址线：为了访问超过1MB的内存，启用A20地址线是必要的步骤。

5. 重新配置8259A中断控制器：将硬件中断号设置为0x20-0x2f，以避免与x86架构的软件中断号冲突。

6. 进入32位保护模式：设置CPU的控制寄存器CR0，切换CPU到32位保护模式。

7. 跳转到 head.s：在准备完毕后，跳转到 head.s 程序，这是内核执行的下一个阶段，head.s 在保护模式下运行。

8. 设置临时的IDT和GDT：setup.s 中还包括了设置中断描述符表（IDT）和全局描述符表（GDT）的代码，其中还包括了当前内核代码段的描述符和数据段的描述符，以确保在切换到32位模式后CPU能够正确解析内核的地址空间。

系统执行完setup之后内存映像：

head：

1. 设置数据段寄存器：加载各个数据段寄存器，为后续程序的运行做准备。

2. 初始化中断描述符表（IDT）：重新设置IDT，共256项，每项都指向一个处理中断的程序。

3. 重新设置全局描述符表（GDT）：根据保护模式的要求，配置全局描述符表。

4. 检测A20地址线：通过比较物理地址0和1MB处的内容，确保A20地址线已经开启，这是访问高于1MB内存地址的前提条件。

5. 检测数学协处理器：检测PC机是否含有数学协处理器，并相应设置控制寄存器CR0中的标志位。

6. 设置分页机制：配置内存分页处理机制，将页目录表放在物理地址0开始处，并设置后续的页表，使其能够寻址最多16MB的内存。

7. 覆盖自身：由于页目录表被放置在head.s所在的内存位置，因此head.s程序会被覆盖。

8. 跳转到main()函数：利用返回指令跳转到在/init/main.c程序中定义的main()函数，这标志着内核的高级初始化过程的开始。

系统执行完head之后内存映像：

答：

① bootsect→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。

在bootsect程序中135-139行中有如下程序

//代码路径：boot\bootsect.s 135-139
! after that (everyting loaded), we jump to
! the setup-routine loaded directly after
! the bootblock:

	jmpi	0,SETUPSEG     !跳转到 0x9020:0000(setup.s 程序的开始处)。

!Tips:该程序到这已经完全结束了

而关于SETUPSEG的定义

//代码路径：boot\bootsect.s 34-39
SETUPLEN = 4					! nr of setup-sectors [setup 程序的扇区数(setup-sectors)值]
BOOTSEG  = 0x07c0			! original address of boot-sector[bootsect 的原始地址(是段地址，以下同)]
INITSEG  = 0x9000			! we move boot here - out of the way [将 bootsect 移到这里 -- 避开]
SETUPSEG = 0x9020			! setup starts here [setup 程序从这里开始]
SYSSEG   = 0x1000			! system loaded at 0x10000 (65536).[system 模块加载到 0x10000(64 kB)处]
ENDSEG   = SYSSEG + SYSSIZE		! where to stop loading [停止加载的段地址]

此时执行红线过程：

② setup→head程序：jmpi 0,8

执行setup后，内核被移到了0x00000处，系统进入了保护模式，执行jmpi 0,8

并加载了中断描述符表和全局描述符表lidt idt_48；1gdt gdt_48。在保护模式下，一个重要的特征就是根据GDT决定后续执行哪里的程序。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。这里8要转化为二进制：1000,最后两位00表示内核特权级（若是11则表示用户），第三位0表示 GDT 表（若是1则表示LDT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，即head的开始位置。

关于jmpi 0,8的解释

jmpi    0,8  ! jmp offset 0 of segment 8 (cs) ! 跳转至cs段8，偏移0处。

此时我们已经将 system 模块移动到 0x00000开始的地方，所以这里的偏移地址是 0。这里的段值8是32位保护模式下的段选择符，用于选择描述符表和描述符表项以及所要求的特权级。 段选择符长度为16 位(2 字节)；位 0-1 表示请求的特权级0-3，linux 操作系统只用到两级：0 级(系统级)和 3 级(用户级)；位 2用于选择全局描述符表(0)还是局部描述符表(1);位 3-15 是描述符表项的索引，指出选择第几项描述符。所以段选择符8(0b0000,0000,0000,1000)表示请求特权级0、使用全局描述符表中的第1项，该项指出代码的基地址是0(参见 209行)，因此这里的跳转指令就会去执行 system 中的代码。

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） 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，明显增强了保护作用。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，这是对描述符所描述的对象的保护；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。其中操作系统的内核处于最高的特权级。

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 等对掌控局面至关重要的指令。有了这些基础，操作系统可以把内核设计成最高特权级，把用户进程设计成最低特权级。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）

在操作系统设计中，一个段一般实现的功能相对完整，可以把代码放在一个段，数据放在一个段，并通过段选择符（包括CS、SS、DS、ES、Fs和GS）获取段的基址和特权级等信息。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。特权级基于段，这样当段选择子具有不匹配的特权级时，按照特权级规则评判是否可以访问。特权级基于段，是结合了程序的特点和硬件实现的一种考虑。

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GDT所在的位置是设计代码时在setup.s里面设置的数据，将来这个setup模块所在的内存位置会在设计缓冲区时被覆盖。如果不改变位置，将来GDT的内容肯定会被缓冲区覆盖掉，从而影响系统的运行。这样一来，将来整个内存中唯一安全的地方就是现在head.s所在的位置了。

那么有没有可能在执行setup程序时直接把GDT的内容复制到head.s所在的位置呢？肯定不能。如果先复制GDT的内容，后移动system模块，它就会被后者覆盖；如果先移动system模块，后复制GDT的内容，它又会把head.s对应的程序覆盖，而这时head.s还没有执行。所以，无论如何，都要重新建立GDT。

8.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。

操作系统 虚拟内存 、分段、分页的理解

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0xFFF000-0x1000000开始的4KB字节的内存空间，依此类推。

挂接关系图：

总体效果图

代码证据：注意，页目录表需指向所有页表；页表须要指向所有页；页目录表、页表自己也是页。

//代码路径：boot\head.s
.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 */

9.根据内核分页为线性地址恒等映射的要求，推导出四个页表的映射公式，写出页表的设置代码。

线性地址最终要转换为物理地址。Linux 0.11在怠速前打开了PG，线性地址是通过页目录表——页表——页面三级映射模式，最终落实到物理地址的。在保护模式下，如果没有打开PG，线性地址恒等映射到物理地址；如果打开了PG，则线性地址需要通过MMU进行解析，以页目录表、页表、页面的三级映射模式映射到物理地址。（注意：这里是为了实现支持多进程执行，不是内核分页的机制）

答：

内核分页采用线性地址恒等映射。内核的段基址是0，代码段和数据段的段限长都是16 MB。每个页面大小为4 KB，每个页表可以管理1024个页面，每个页目录表可以管理1024个页表。既然确定了段限长是16 MB，这样就需要4个页目录项（attention：只用了四个页目录项管理4个页表）下辖4个页表，来管理这16 MB的内存

页表设置代码：(内核分页采用恒等映射模式，调用get_free_page( )函数后，获取的线性地址值直接就可以当物理地址来用)

//代码路径：boot/head.s:
…
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
…

10.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，然后执行被调函数的程序，等到执行被调函数的ret 指令时，自动出栈给EIP并还原现场，继续执行call的下一条指令。然而对操作系统的main 函数来说，如果用call 调用main函数，那么ret时返回给谁呢？在由head程序向main函数跳转时，是不需要main函数返回的；同时由于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。用ret 实现的调用操作当然就不需要返回了，call做的压栈和跳转动作需要手工编写代码，模仿了call的全部动作，实现了调用setup_paging函数。压栈的EIP值不是调用setup_paging函数的下一行指令的地址，而是操作系统的main函数的执行入口地址，这样当setup_paging函数执行到ret时，从栈中将操作系统的main函数的执行入口地址_main自动出栈给EIP，EIP指向main函数的入口地址,实现了用返回指令调用main函数。所以要达到既调用main又不需返回，就不采用call而是选择了ret“调用”了。

仿call示意图

//代码路径：boot\head.s
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
	jmp setup_paging
L6:
	jmp L6			# main should never return here, but
				# just in case, we know what happens.

第二次思考题：

main函数调用关系图：

linux0.11线性地址空间使用分布图：

1、计算内核代码段、数据段的段基址、段限长、特权级。

在 Linux 0.11 中，内核代码段和数据段的段基址实际上是相同的，都是 0x00000000；代码段和数据段的段限长设置为能够覆盖整个物理内存空间；特权级为0特权级

Linux 系统中虚拟地址空间分配图：

2、计算进程0的代码段、数据段的段基址、段限长、特权级。

3、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规定，除了进程0外，所有进程都要由一个已有的进程在3特权级下创建，进程0此时处于0特权级。按照规定，在创建进程1之前要将进程0转变为3特权级。方法是调用move_to_user_mode()函数，模仿中断返回动作，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。设计者首先手工写压栈代码模拟int（中断）压栈，当执行iret指令时，CPU自动将这5个寄存器的值（SS，ESP,EFLAGS，CS，EIP）按序恢复给CPU，CPU就会翻转到3特权级去执行代码。

4、根据什么判定move_to_user_mode()中iret之后的代码为进程0的代码。

#define move_to_user_mode() \
__asm__ ("movl %%esp,%%eax\n\t" \
	"pushl $0x17\n\t" \
	"pushl %%eax\n\t" \
	"pushfl\n\t" \
	"pushl $0x0f\n\t" \
	"pushl $1f\n\t" \
	"iret\n" \
	"1:\tmovl $0x17,%%eax\n\t" \
	"movw %%ax,%%ds\n\t" \
	"movw %%ax,%%es\n\t" \
	"movw %%ax,%%fs\n\t" \
	"movw %%ax,%%gs" \
	:::"ax")

iret 指令已经改变了 CPU 的特权级（0特权级->3特权级）。

iret之后的代码目的是为了设置用户模式下的各种段寄存器（如 DS、ES、FS、GS），这样做是因为当从内核模式切换到用户模式时，必须确保所有的段选择器都正确地设置为用户模式的段选择器。在 Linux 0.11 中，段选择器 0x17 代表用户模式数据段的选择器。

5、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，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：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：

//进程0的task_struct的值
/*
 *  INIT_TASK is used to set up the first task table, touch at
 * your own risk!. Base=0, limit=0x9ffff (=640kB)
 */
#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, \
/* uid etc */	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, \
		{} \
	}, \
}

6、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。

set_trap_gate 和set_intr_gate的dpl是3，set_system_gate的dpl是0。dpl为0表示只能在内核态下允许，dpl为3表示系统调用可以由3特权级调用。
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。

7、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，找到内存中（从高地址开始）第一个空闲（字节为0）页面，将其置为1。ecx左移12位加LOW_MEM获得该页的物理地址，并将页面清零。最后返回空闲页面物理内存的起始地址。代码如下：

//代码路径：mm\memory.c
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:"
	:"=a" (__res)
	:"0" (0),"i" (LOW_MEM),"c" (PAGING_PAGES),
	"D" (mem_map+PAGING_PAGES-1)
	:"di","cx","dx");
return __res;
}

8、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。详细论证其他所有参数是如何传入的。

copy_process执行是因为进程调用了fork函数创建进程，会执行“int 0x80”产生一个软中断，中断使CPU硬件自动将ss,esp,eflags,cs,eip这5个寄存器的值按顺序压入进程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的最后五个参数。

9、详细分析Linux操作系统如何设置保护模式的中断机制。

①对支持轮询的8253定时器进行设置。这一步操作如图2-20中的第一步所示，其中LATCH最关键。LATCH是通过一个宏定义的，通过它在sched.c中的定义“#define LATCH（1193180/HZ）”，即系统每10毫秒发生一次时钟中断。

②对支持轮询的8253定时器进行设置。这一步操作如图2-20中的第一步所示，其中LATCH最关键。LATCH是通过一个宏定义的，通过它在sched.c中的定义“#define LATCH（1193180/HZ）”，即系统每10毫秒发生一次时钟中断。

③对支持轮询的8253定时器进行设置。这一步操作如图2-20中的第一步所示，其中LATCH最关键。LATCH是通过一个宏定义的，通过它在sched.c中的定义“#define LATCH（1193180/HZ）”，即系统每10毫秒发生一次时钟中断。

10、分析Linux操作系统如何剥夺用户进程访问内核及其他进程的能力。

所有程序的设计都是基于段的。

①进程跨越到内核

用户进程代码段的特权级都是3，内核的特权级是0，Intel IA-32架构禁止代码跨越特权级长跳转，3特权级长跳转到0特权级是禁止的，0特权级长跳转到3特权级同样是禁止的。所以这样的非法长跳转指令会被CPU硬件有效阻拦，进程与内核的边界得到有效的保护。

②当一个进程的代码中有非法的跨进程跳转的指令时，比如，ljmp指令执行时，该指令后面的操作数是“段内偏移段选择子”。代码段的段选择子存储在CS里面。仔细考察一下，可以看出Linux 0.11中所有进程的CS的内容都是一样的，用二进制表示的形式都是0000000000001111。CPU硬件无法识别是哪一个进程的CS，也就无法选择段描述符，只能默认使用当前LDT中提供的段描述符，所以类似ljmp这样的段间跳转指令，无论后面操作数怎么写，都无法跨越当前进程的代码段，也就无法进行段间跳转，最终只能是执行到本段。

11、

_system_call:
 cmpl $nr_system_calls-1,%eax
 ja bad_sys_call

分析后面两行代码的意义。

验证发起的系统调用编号是否在有效范围内，阻止非法的系统调用。

第三次思考题：

1、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。

copy_process执行是因为进程调用了fork函数创建进程，会执行“int 0x80”产生一个软中断，中断使CPU硬件自动将ss,esp,eflags,cs,eip这5个寄存器的值按顺序压入进程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的最后五个参数。

2、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，找到内存中（从高地址开始）第一个空闲（字节为0）页面，将其置为1。ecx左移12位加LOW_MEM获得该页的物理地址，并将页面清零。最后返回空闲页面物理内存的起始地址。代码如下：

//代码路径：mm\memory.c
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:"
	:"=a" (__res)
	:"0" (0),"i" (LOW_MEM),"c" (PAGING_PAGES),
	"D" (mem_map+PAGING_PAGES-1)
	:"di","cx","dx");
return __res;
}

3、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。

进入copy_page_tables函数后，先为新的页表申请一个空闲页面，并把进程0中第一个页表里的前160个页表项复制到这个页面中（1个页表项控制一个页面4KB内存空间，160个页表项能够控制640KB内存空间）。进程0和进程1的页表暂时度指向了相同的页面，意味着进程1也能够操做进程0的页面。以后对进程1的页目录表进行设置。最后，用重置CR3的方法刷新页面变换高速缓存。进程1的页表和页目录表设置完毕。进程1此时是一个空架子，尚未对应的程序，它的页表又是从进程0的页表复制过来的，它们管理的页面彻底一致，也就是它暂时和进程0共享一套页面管理结构。

//代码路径：kernel/fork.c
int copy_mem(int nr,struct task_struct * p)
{
	......
	set_base(p->ldt[1],new_code_base);//设置子进程代码段基址
	set_base(p->ldt[2],new_data_base);//设置子进程数据段基址
	//为进程1创建第一个页表、复制进程0的页表，设置进程1的页目录项
	if (copy_page_tables(old_data_base,new_data_base,data_limit)) {
			free_page_tables(new_data_base,data_limit);
			return -ENOMEM;
		}
		return 0;
}

//代码路径：mm/memory.c
......
#define invalidate（）\
__asm__（"movl%%eax，%%cr3"："a"（0））//重置CR3为0
......
int copy_page_tables(unsigned long from,unsigned long to,long size)
{
	unsigned long * from_page_table;
	unsigned long * to_page_table;
	unsigned long this_page;
	unsigned long * from_dir, * to_dir;
	unsigned long nr;
/*0x3fffff是4 MB，是一个页表的管辖范围，二进制是22个1，||的两边必须同为0，所以，from和to后22位必须都为0，即4 MB的整数倍，意思是一个页表对应4 MB连续的线性地址空间必须是从0x000000开始的4 MB的整数倍的线性地址，不能是任意地址开始的4 MB，才符合分页的要求*/
	if ((from&0x3fffff) || (to&0x3fffff))
		panic("copy_page_tables called with wrong alignment");
/*一个页目录项的管理范围是4 MB，一项是4字节，项的地址就是项数×4，也就是项管理的线性地址起始地址的M数，比如：0项的地址是0，管理范围是0～4 MB，1项的地址是4，管理范围是4～8 MB，2项的地址是8，管理范围是8～12MB……＞＞20就是地址的MB数，＆0xffc就是＆111111111100b，就是4 MB以下部分清零的地址的MB数，也就是页目录项的地址*/
	from_dir = (unsigned long *) ((from>>20) & 0xffc); /* _pg_dir = 0 */
	to_dir = (unsigned long *) ((to>>20) & 0xffc);
	size = ((unsigned) (size+0x3fffff)) >> 22;
	for( ; size-->0 ; from_dir++,to_dir++) {
		if (1 & *to_dir)
			panic("copy_page_tables: already exist");
		if (!(1 & *from_dir))
			continue;
		from_page_table = (unsigned long *) (0xfffff000 & *from_dir);
		if (!(to_page_table = (unsigned long *) get_free_page()))
			return -1;	/* Out of memory, see freeing */
		*to_dir = ((unsigned long) to_page_table) | 7;
		nr = (from==0)?0xA0:1024;
		for ( ; nr-- > 0 ; from_page_table++,to_page_table++) {
			this_page = *from_page_table;
			if (!(1 & this_page))
				continue;
			this_page &= ~2;
			*to_page_table = this_page;
			if (this_page > LOW_MEM) {
				*from_page_table = this_page;
				this_page -= LOW_MEM;
				this_page >>= 12;
				mem_map[this_page]++;
			}
		}
	}
	invalidate();
	return 0;
}

4、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，分别位于物理内存两个页。请问，这两个页的位置，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。

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

//代码路径：mm/memory.c
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:"
	:"=a" (__res)
	:"0" (0),"i" (LOW_MEM),"c" (PAGING_PAGES),
	"D" (mem_map+PAGING_PAGES-1)
	:"di","cx","dx");
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：

//代码路径：boot\head.s
.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 */

上面的代码，指明了内核的线性地址空间为0x000000~Oxffffff(即前16M），且线性地址与物理地址呈现一一对应的关系。为进程1分配的这两个页，在16MB的顶端倒数第一页、第二页，因此占用内核的线性地址空间。
进程0的线性地址空间是内存前640KB，因为进程0的LDT中的limit 属性限制了进程0能够访问的地址空间。进程1拷贝了进程0的页表（160项），而这160个页表项即为内核第一个页表的前160项，指向的是物理内存前640KB，因此无法访问到16MB的顶端倒数的两个页。
进程0创建进程1的时候，先后通过get_free_page函数从物理地址中取出了两个页，但是并没有将这两个页的物理地址填入任何新的页表项中。此时只有内核的页表中包含了与这段物理地址对应的项，也就是说此时只有内核页表中有页表项指向这两个页的首地址，所以这两个页占用了内核线性空间。

5、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。

这两个页面均占用内核的线性地址空间。既然是内核线性地址空间，则与物理地址空间为一一对应关系。根据每一个进程占用16个页目录表项，则进程4占用从第65～81项的页目录表项。同理，进程5占用第81～96项的页目录表项。因为目前只分配了一个页面（用作进程的第一个页表），则分别只须要使用第一个页目录表项便可。映射关系如图：

6、

#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。

ljmp %0\n\t经过任务门机制并未实际使用任务门，将CPU的各个寄存器值保存在进程0的TSS中，将进程1的TSS数据以LDT的代码段、数据段描述符数据恢复给CPU的各个寄存器，实现从0特权级的内核代码切换到3特权级的进程1代码执行。其中tss.eip也天然恢复给了CPU，此时EIP指向的就是fork中的if(__res >= 0)语句。

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。

7、进程0开始创建进程1，调用fork（），跟踪代码时我们发现，fork代码执行了两次，第一次，执行fork代码后，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到向转向fork的goto语句，也没有看到循环语句，是什么原因导致fork反复执行？请说明理由（可以图示），并给出代码证据。

fork 为 inline 函数，其中调用了 sys_call0，产生 0x80 中断，将 ss, esp, eflags, cs, eip 压栈，其中 eip 为 int 0x80 的下一句的地址。在 copy_process 中，内核将进程 0 的 tss 复制得到进程 1 的 tss，并将进程 1 的 tss.eax 设为 0，而进程 0 中的 eax 为 1。在进程调度时 tss 中的值被恢复至相应寄存器中，包括 eip， eax 等。所以中断返回后，进程 0 和进程 1 均会从 int 0x80 的下一句开始执行，即 fork 执行了两次。

由于 eax 代表返回值，所以进程 0 和进程 1 会得到不同的返回值，在fork返回到进程0后，进程0判断返回值非 0，因此执行代码for(; pause();

在sys_pause函数中，内核设置了进程0的状态为 TASK_INTERRUPTIBLE，并进行进程调度。由于只有进程1处于就绪态，因此调度执行进程1的指令。由于进程1在TSS中设置了eip等寄存器的值，因此从 int 0x80 的下一条指令开始执行，且设定返回 eax 的值作为 fork 的返回值（值为 0），因此进程1执行了 init 的 函数。导致反复执行，主要是利用了两个系统调用 sys_fork 和 sys_pause 对进程状态的设置，以及利用了进程调度机制。
代码如下：

//代码路径：init/main.c
void main(void)	{
	......
	move_to_user_mode();
	if (!fork()) {//fork的返回值为1，if(!1)为假		/* we count on this going ok */
		init();//不会执行这一行
	}
//代码路径：include/unistd.h
int fork(void) \
{ \
long __res; \
__asm__ volatile ("int $0x80" \
	: "=a" (__res) \ //__res的值就是eax，是copy_process（）的返回值last_pid（1）
	: "0" (__NR_##name)); \
if (__res >= 0) \ //iret后，执行这一行！__res就是eax，值是1
	return (type) __res; \ //返回1！
errno = -__res; \
return -1; \
}
//代码路径：kernel/fork.c
int copy_process(int nr,long ebp,long edi,long esi,long gs,long none,
		long ebx,long ecx,long edx,
		long fs,long es,long ds,
		long eip,long cs,long eflags,long esp,long ss)
{
	struct task_struct *p;
	int i;
	struct file *f;

	p = (struct task_struct *) get_free_page();
	if (!p)
		return -EAGAIN;
	task[nr] = p;
	*p = *current;	/* NOTE! this doesn't copy the supervisor stack */
	p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
	p->pid = last_pid;
	p->father = current->pid;
	p->counter = p->priority;
	p->signal = 0;
	p->alarm = 0;
	p->leader = 0;		/* process leadership doesn't inherit */
	p->utime = p->stime = 0;
	p->cutime = p->cstime = 0;
	p->start_time = jiffies;
	p->tss.back_link = 0;
	p->tss.esp0 = PAGE_SIZE + (long) p;
	p->tss.ss0 = 0x10;
	p->tss.eip = eip;
	p->tss.eflags = eflags;
	p->tss.eax = 0;
	p->tss.ecx = ecx;
	p->tss.edx = edx;
	p->tss.ebx = ebx;
	p->tss.esp = esp;
	p->tss.ebp = ebp;
	p->tss.esi = esi;
	p->tss.edi = edi;
	p->tss.es = es & 0xffff;
	p->tss.cs = cs & 0xffff;
	p->tss.ss = ss & 0xffff;
	p->tss.ds = ds & 0xffff;
	p->tss.fs = fs & 0xffff;
	p->tss.gs = gs & 0xffff;
	p->tss.ldt = _LDT(nr);
	p->tss.trace_bitmap = 0x80000000;
	if (last_task_used_math == current)
		__asm__("clts ; fnsave %0"::"m" (p->tss.i387));
	if (copy_mem(nr,p)) {
		task[nr] = NULL;
		free_page((long) p);
		return -EAGAIN;
	}
	for (i=0; i<NR_OPEN;i++)
		if (f=p->filp[i])
			f->f_count++;
	if (current->pwd)
		current->pwd->i_count++;
	if (current->root)
		current->root->i_count++;
	if (current->executable)
		current->executable->i_count++;
	set_tss_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_TSS_ENTRY,&(p->tss));
	set_ldt_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_LDT_ENTRY,&(p->ldt));
	p->state = TASK_RUNNING;	/* do this last, just in case */
	return last_pid;
}

8、详细分析进程调度的全过程。考虑所有可能（signal、alarm除外）

1. 进程中有就绪进程，且时间片没有用完。

   正常情况下，schedule()函数首先扫描任务数组。通过比较每个就绪（TASK_RUNNING）任务的运行时间递减滴答计数counter 的值来确定当前哪个进程运行的时间最少。哪一个的值大，就表示运行时间还不长，于是就选中该进程，最后调用switch_to()执行实际的进程切换操作

2. 进程中有就绪进程，但所有就绪进程时间片都用完（c=0）

   如果此时所有处于TASK_RUNNING 状态进程的时间片都已经用完，系统就会根据每个进程的优先权值priority，对系统中所有进程（包括正在睡眠的进程）重新计算每个任务需要运行的时间片值counter。计算的公式是：

   counter = counter + priority/2

   然后 schdeule()函数重新扫描任务数组中所有处于TASK_RUNNING 状态，重复上述过程，直到选择出一个进程为止。最后调用switch_to()执行实际的进程切换操作。

3. 所有进程都不是就绪的c=-1

   此时代码中的c=-1，next=0，跳出循环后，执行switch_to(0)，切换到进程0执行，因此所有进程都不是就绪的时候进程0执行。

9、分析panic函数的源代码，根据你学过的操作系统知识，完整、准确的判断panic函数所起的作用。假如操作系统设计为支持内核进程（始终运行在0特权级的进程），你将如何改进panic函数？

panic()函数是当系统发现无法继续运行下去的故障时将调用它，会导致程序终止，然后由系统显示错误号。如果出现错误的函数不是进程0，那么就要进行数据同步，把缓冲区中的数据尽量同步到硬盘上。遵循了Linux尽量简明的原则。
改进panic函数：将死循环for(;；改进为跳转到内核进程（始终运行在0特权级的进程），让内核继续执行。

//代码路径：kernel/panic.c
#include 
#include 
void sys_sync(void);	/* it's really int */
volatile void panic(const char * s)
{
	printk("Kernel panic: %s\n\r",s);
	if (current == task[0])
		printk("In swapper task - not syncing\n\r");
	else
		sys_sync();
	**for(;;);**
}