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基于网上搜索的版本以及历届师兄的版本，进行了整合和修改

对应参考书籍如下，对应P页数也是指该书的页数。

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。需要使用BIOS。在加电后， 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boots ect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，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。

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,&divide_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,&divide_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)