中科院操作系统高级教程-思考题-2015最新完整版

1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？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没有把所有需要加载的扇区都加载？对BIOS而言，“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，等等都更为灵活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字节构建了了中断向量表，接着的256KB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，内核终会占用0x0000其实的空间，因此0x7c00可能会被覆盖。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：jmpi0,SETUPSEG;这条语句跳转到0x90200处，即setup程序加载的位子，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jmpi0,80指的是段内偏移，8是保护模式下的段选择符：01000，其中后两位表示内核特权级，第三位0代表GDT，1则表示GDT表中的第一项，即内核代码段，段基质为0x0000000,而head程序地址就在这里，意味着head程序开始执行。5.setup程序里的cli是为了什么？cli为关中断，以为着程序在接下来的执行过程中，无论是否发生中断，系统都不再对此中断进行响应。因为在setup中，需要将位于0x10000的内核程序复制到0x0000处，bios中断向量表覆盖掉了，若此时如果产生中断，这将破坏原有的中断机制会发生不可预知的错误，所以要禁示中断。6.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？这里8要看成二进制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表示所选的表（在此就是GDT表）的1项来确定代码段的段基址和段限长等信息。这样，我们可以得到代码是从段基址0x00000000、偏移为0处开始执行的，即head的开始位置。注意到已经开启了保护模式的机制，所以这里的8不能简单的当成阿拉伯数字8来看待。7.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？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是进入保护模式。A20是cpu的第21位地址线，A20未打开的时候，实模式中cs：ip最大寻址为1MB+64KB,而第21根地址线被强制为0，所以相当于cpu“回滚”到内存地址起始处寻址。当打开A20的时候，实模式下cpu可以寻址到1MB以上的高端内存区。A20未打开时，如果打开pe，则cpu进入保护模式，但是可以访问的内存只能是奇数1M段，即0-1M,2M-3M,4-5M等。A20被打开后，如果打开pe，则可以访问的内存是连续的。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。8.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？main函数运行在32位的保护模式下，但系统启动时默认为16位的实模式，开机时的16位实模式与main函数执行需要的32位保护模式之间有很大的差距，这个差距需要由3个汇编程序来填补。其中bootsect负责加载，setup与head则负责获取硬件参数，准备idt,gdt,开启A20，PE,PG，废弃旧的16位中断响应机制，建立新的32为IDT，设置分页机制等。这些工作做完后，计算机处在了32位的保护模式状态了，调用main的条件就算准备完毕。9.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。（图在P42）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？因为没有更底层的函数程序接收操作系统的返回。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。after_page_tables:pushl$__main;//将main的地址压入栈，即EIPsetup_paging:ret;//弹出EIP，针对EIP指向的值继续执行，即main函数的入口地址。10.保护模式的“保护”体现在哪里？1）在GDT、LDT及IDT中，均有自己界限，特权级等属性，这是对描述符所描述的对象的保护2）在不同特权级间访问时，系统会对CPL、RPL、DPL、IOPL等进行检验，对不同层级的程序进行保护，同还限制某些特殊指令的使用，如lgdt,lidt,cli等3）分页机制中PDE和PTE中的R/W和U/S等，提供了页级保护。分页机制将线性地址与物理地址加以映射，提供了对物理地址的保护。P43811.特权级的目的和意义是什么？为什么特权级是基于段的？目的：在于保护高特权级的段，其中操作系统的内核处于最高的特权级。意义：保护模式中的特权级，对操作系统的“主奴机制”影响深远。在操作系统设计中，一个段一般实现的功能相对完整，可以把代码放在一个段，数据放在一个段，并通过段选择符（包括CS、SS、DS、ES、FS和GS）获取段的基址和特权级等信息。特权级基于段，这样当段选择子具有不匹配的特权级时，按照特权级规则评判是否可以访问。特权级基于段，是结合了程序的特点和硬件实现的一种考虑。12.在setup程序里曾经设置过一次gdt，为什么在head程序中将其废弃，又重新设置了一个？为什么折腾两次，而不是一次搞好？原来的GDT位于setup中，将来此段内存会被缓冲区覆盖，所以必须将GDT设置head.s所在位置。如果先将GDT设置在head所在区域，然后移动system模块，则GDT会被覆盖掉，如果先移动system再复制GDT，则head.s对应的程序会被覆盖掉，所以必须重建GDT。若先移动system至0x0000再将GDT复制到0x5cb8~0x64b8处，虽可以实现，但由于setup.s与head.s连接时不在同一文件，setup无法直接获取head中的gdt的偏移量，需事先写入，这会使设计失去一般性，给程序编写带来很大不便。13.在head程序执行结束的时候，在idt的前面有184个字节的head程序的剩余代码，剩余了什么？为什么要剩余？剩余的内容：0x5400~0x54b7处包含了after_page_tables、ignore_int中断服务程序和setup_paging设置分页的代码。原因：after_page_tables中压入了一些参数，为内核进入main函数的跳转做准备。为了谨慎起见，设计者在栈中压入了L6，以使得系统可能出错时，返回到L6处执行。ignore_int:使用ignore_int将idt全部初始化，因此如果中断开启后，可能使用了未设置的中断向量，那么将默认跳转到ignore_int处执行。这样做的好处是使得系统不会跳转到随机的地方执行错误的代码，所以ignore_int不能被覆盖。setup_paging:为设置分页机制的代码，它在分页完成前不能被覆盖14.进程0的task_struct在哪？具体内容是什么？给出代码证据。进程0的task_struct位于内核数据区，即task结构的第0项init_task。structtask_struct*task[NR_TASKS]={&(init_task.task),};具体内容：包含了进程0的进程状态、进程0的LDT、进程0的TSS等等。其中ldt设置了代码段和堆栈段的基址和限长(640KB)，而TSS则保存了各种寄存器的值，包括各个段选择符。具体值如下：（课本P68）15.进程0创建进程1时，为进程1建立了自己的task_struct、内核栈，第一个页表，分别位于物理内存16MB的顶端倒数第一页、第二页。请问，这个了页究竟占用的是谁的线性地址空间，内核、进程0、进程1、还是没有占用任何线性地址空间（直接从物理地址分配）？说明理由并给出代码证据。这两个页占用的是内核的线性地址空间，依据在setup_paging（文件head.s）中，movl$pg3+4092,%edimovl$0xfff007,%eax/*16Mb-4096+7(r/wuser,p)*/std1:stosl/*fillpagesbackwards-moreefficient:-)*/subl$0x1000,%eax上面的代码，指明了内核的线性地址空间为0x000000~0xffffff（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。16.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。这两个页面均占用内核的线性空间。17.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。首先在copy_process（）函数中，对进程1做个性化调整设置，调整tss的数据。Intcopy_process（intnr,longebp,…）P92然后再执行到如下代码：＃defineswitch_to()……ljmp….p196程序在执行到“ljmp％0/n/t”这一行，ljmp通过cpu任务们机制自动将进程1的tss值恢复给cpu,自然也将其中tss.eip恢复给cpu,现在cpu指向fork的if(_res=0)这一行。而此时的_res值就是进程1中tss的eax的值，这个值在前面被写死为0，即p-tss.eax=0;所以直行到return(ty