漫谈 | 从52个思考题来看《Linux内核设计的艺术》

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本文纯属学习笔记，为个人理解，内容正确性不能保证。访问请移步至(David’s Wikipedia) https://www.qingdujun.com/ ，这里有能“击穿”平行宇宙的乱序并行字节流…

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？(P1)

• 答：加电的一瞬间，计算机内存中，准确的说是RAM中，中空空如也，什么程序也没有。软盘里虽然有操作系统程序，但CPU的逻辑电路被设计为只能运行内存中的程序，没有能力直接从软盘运行操作系统。这就需要硬件主动加载0xffff0处的BIOS程序，由BIOS准备好中断向量表、中断服务程序，接着通过中断“int 0x19”将引导程序bootsect加载至内存，以及后续的一系列操作，最终操作系统自身代码才能位于内存中，被CPU执行。

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？(P6)

• 答：BIOS和操作系统通常由不同的专业团队开发的，为了能协调工作，对BIOS而言，“约定”接到启动操作系统命令，“定位识别”只从启动扇区把代码加载至0x7c00(BOOTSEG)位置，至于该扇区内容是什么，一概不管。BIOS程序是固化在主板ROM中，ROM内容一般无法改变，为保证其正确性以及生产、维护成本，BIOS只做必要工作。

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？(p5-17)

• 答：其一，0x07c00是历史约定。其二，0x000000为BIOS中断向量表位置，而后续一段时间内用的都还是BIOS中断，所以不能将其覆盖。其三，挪到0x90000处是操作系统内存规划行为，主要为了避免在内核system占据0x000000处时可能将0x07c00(bootsect)覆盖，造成在main中设置根设备时取不到正确数据。

4.bootsect、setup、head程序之间是怎么衔接的？给出代码证据。(P15,P26)

• 答：A）bootsect跳转至setup程序：jmpi 0, SETUPSEG;
  解释：通过BIOS的“int 0x13”中断，找到bootsect自身的中断服务程序，将setup加载至SETUPSEG(0x90200)处。同样手法，将system加载至SYSSEG(0x10000)处。bootsect程序任务都已经完成。然后，通过“jmpi 0, SETUPSEG”跳转至setup程序的加载位置，此时CS:IP指向setup程序的第一条指令。
  B）setup跳转至head程序：jmpi 0, 8
  解释：setup通过BIOS提供的中断服务程序提取了系统数据，存储在原来的bootsect位置只保留最后2字节未被覆盖（0x901fc，根设备号）。接着，将IF至0，完成关中断操作。然后，将system移动到0x00000位置，此时head已经占据了0x00000处，同时BIOS中断向量表彻底被覆盖。为此，setup开始为保护模式做准备，设置GDT、IDT并用CPU中专用寄存器IDTR、GDTR看住。接着，打开A20，也就是32位寻址模式，再对可编程中断控制器8259A进行重新编程，并置PE位为1，即设定处理器工作方式为保护模式，以后根据GDT决定执行哪里的程序。最后，通过“jmpi 0,8”跳转到head。“0”表示段内偏移，“8(1000)”是保护模式下的段选择符，最后两位“00”表示内核态，第二位“0”表示GDT，第一位“1”表示GDT表中GDT[1]项（内核代码段），从该项中得知段基址为0x00000000。结合上述偏移0，可知最终跳转至0x0000000处，执行head程序。

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？(P25)

• 答：此时，工作在32位保护模式下，“0”表示段内偏移，“8(1000)”是段选择符，需要当二进制来看。最后两位“00”表示内核态，如为“11”则表示用户态；第二位“0”表示GDT，如为“1”则表示LDT；最前面的“1”表示GDT [1]。最后从响应的位置（如，GDT[1]）获取段基址、限长等内容。

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？(P436-P439、P443)

• 答：其一，保护操作系统不受恶意侵害。其二，主要体现在利用保护和分页、特权级、中断等技术依托CPU提供的硬件机制，对进程调度、内存管理、文件系统等方面进行保护。其三，为了更好的管理资源并保护系统不受侵害，操作系统利用先机，以时间换取特权，先霸占所有特权；依托CPU提供的保护模式，着眼于“段”，在所有的段选择符最后两位标示特权级，禁止用户执行那些至关重要的指令。其四，对于分页来说，用户进程只能使用逻辑地址，而逻辑地址要经过内核转化为线性地址，实现了用户进程不可能访问内核地址，也不能进程间相互访问，起到保护作用。

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)

• 答：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，将来整个内存空间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.进程0的task_struct在哪？具体内容是什么？(P70)

• 答：内核数据段。具体内容包括状态、信号、pid、alarm、ldt、tss等管理该进程所需的数据。

  \linux0.11\include\linux\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, \ /* 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),0x, \ { 
         } \ }, \ } \linux0.11\kernel\sched.c struct task_struct *task[NR_TASKS] = { 
        &(init_task.task), }; 

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。(P39)

• 答：图参考P39。
  注意，页目录表需指向全部页表；页表需要指向全部页；页目录表、页表本身也是页。

  \linux0.11\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 xorl %eax,%eax /* pg_dir is at 0x0000 */ movl %eax,%cr3 /* cr3 - page directory start */ movl %cr0,%eax orl $0x,%eax movl %eax,%cr0 /* set paging (PG) bit */ ret /* this also flushes prefetch-queue */ 

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？(P31、P36、P40)

• 答：剩余内容0x054b8~0x05400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。after_page_tables中压入了一些参数，为内核进入main函数跳转做准备，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L6处执行；ignore_int是IDT的默认初始化值，既可以防止无意中覆盖代码或数据而引起的逻辑混乱，也可以对开发过程中的误操作给出及时的提示；setup_paging在分页完成前不能被覆盖。

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。(P42)

• 答：参考课本P42页。

  \linux0.11\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. 

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。(P52、P55)

• 答：对中断描述符表的初始化，就是将中断、异常处理的服务程序与IDT进行挂接，逐步重建中断服务体系。 set_trap_gate(0,&divide_error); //除零错误

  \linux0.11\include\asm\system.h #define set_trap_gate(n,addr) \ _set_gate(&idt[n],15,0,addr) #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)) 

  可以看出，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。

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。 (P68、P79、P92)

• 答：根据Intel Manual，cli和sti指令与CPL和EFLAGS[IOPL]有关。cli，如果CPL的权限高于等于EFLAGS中的IOPL的权限，即数值上CPL<=IOPL，则IF位清除为0，否则它不受影响。如果CPL大于当前程序或过程的IOPL，则产生保护模式异常。由于在内核中IOPL的值初始为0，且未经改变。INIT_TASK的TSS中设置了EFLAGS值，进程0又在move_to_user_mode中，继承了内核的EFLAGS。

  \linux0.11\include\linux\sched.h #define INIT_TASK \ //.. /*tss*/ { 
       0,PAGE_SIZE+(long)&init_task,0x10,0,0,0,0,(long)&pg_dir,\ 0,0,0,0,0,0,0,0, \ //eflags的值，决定了cli这类指令只能在0特权级使用 0,0,0x17,0x17,0x17,0x17,0x17,0x17, \ _LDT(0),0x, \ { 
       } \ }, \ } \linux0.11\include\asm\system.h #define move_to_user_mode() \ __asm__ ("movl %%esp,%%eax\n\t" \ "pushl $0x17\n\t" \ "pushl %%eax\n\t" \ "pushfl\n\t" \ //eflags进栈 "pushl $0x0f\n\t" \ "pushl $1f\n\t" \ "iret\n" \ //.. :::"ax") 

  而进程1在copy_process中TSS里，设置了EFLAGS的IOPL位为0。总之，通过设置IOPL，可以限制3特权级的进程代码使用cli。

  \linux0.11\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) { 
        //… p->tss.eip = eip; p->tss.eflags = eflags; p->tss.eax = 0; //… return last_pid; } 

14.进程0的task_struct在哪？具体内容是什么？给出代码证据。

• 答：同第8题。（题目重复）

15.在system.h里

\linux0.11\include\asm\system.h #define _set_gate(gate_addr,type,dpl,addr) \ __asm__