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？ 因为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。
BIOS是被固化在主板上的一块很小的ROM芯片里的程序。它位于内存地址空间的0xFE000- -0xFFFFF。CPU一加电即会设置CS/IP到BIOS的入口地址。从而执行BIOS。
（书P1-3）
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？
因为BIOS并不知道用户的操作系统需要加载几个扇区。为了能够和不同的操作系统协同工作，逆变效率
采用了“两头约定”、“定位识别”的方法。对于操作系统而言，只需要把最开始执行的程序“定位”
在启动扇区，其余程序可以依照操作系统的设计顺序加载到后续扇区中。对于BIOS而言，“约定”
接到启动操作系统的命令，“定位识别”只从启动扇区加载代码，而不需要在意扇区中的是什么操作系统。
这样可以站在整个系统的高度，统一设计、统一安排，简单、有效。
（书P7）
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？
（书P4）BIOS的中断向量表位于0x00000的位置，如果把bootsect加载到0x00000，则会覆盖BIOS的中断向量表。而后面的代码中还会使用到BIOS的中断服务程序，所以这里还不能覆盖它。因此，要加载到0x07c00。
（书P9）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。而后面操作系统根据自己的需要设计安排了内存，所以将bootsect立刻移动到0x90000处。BIOS加载bootsect是操作系统无法控制的，所以无法直接加载到位。
4.bootsect、setup、head程序之间是怎么衔接的？给出代码证据。
（书P15）bootsect中jmpi 0,SETUPSEG跳转到setup中。
（书P25）setup最后jmpi 0,8跳转到head.s中。
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？
（书P24-25）此时已打开A20地址线，进入到保护模式中，所以这里的jmpi 0,8的语义与前面不同。8应当按照二进制的方式理解，每一位都有意义。8（1000）末两位00应当理解为内核特权级，第三位0表示GDT，1表示所选的表的第一项。
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？
“保护”的是进程之间的相互独立。它的保护体现在特权级和段页式内存管理机制上。特权级使得操作系统可以对系统的所有资源进行管理，而普通的用户程序无此权限。分页机制可以让普通 用户程序无法接触到实际的物理内存相关的信息，同时也可以用于让不同进程分布在不同的地址空间中，从而实现进程间的隔离。
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？
（书P33）原来的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。所以需要重新建立GDT。
无绳电熨斗8.进程0的task_struct在哪？具体内容是什么？
（书P65）在kernel/sched.c中，定义了static union task_union init_task={INIT_TASK,}；这里正是进程0的task_struct的定义。INIT_TASK中描述了其具体内容。
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。
（书P39）图1-42。
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？
（书P40）剩余的是一部分head程序的代码。该部分内存没有被规划作其它用处，所以剩余了下来。
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。
（书P42）因为操作系统的main函数不会返回，所以没有必要使用call。
（P36）pushl $_main
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,÷_error)），并给出代码证据。
P54
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。
通过IOPL来加以保护。指令in,ins,out,outs,cli,sti等I/O敏感指令，只有在CPL<=IOPL才能执行，低特权级的访问这些指令会引发#GP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通过iret将IOPL设置为0。所以用户进程无法调用cli指令
14.进程0的task_struct在哪？具体内容是什么？给出代码证据。
同第8题
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)
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。
二次沉淀池
（书P55）dlp为0代表只能由内核处理，为3则表示可以由3特权级调用。系统调用是运行用户进程调用的，所以需要设置为3.而另外两种是内核使用的，不允许用户进程调用，所以dpl设置为0。
16.进程0 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。
（P78-79）Linux系统规定，除了进程0之外，所有进程都要由一个已有进程在3特权级下创建。而进
程0此前一直是在0特权级运行，所以要先调用move_to_user_mode()转变为3特权级。该函数模仿中断硬件压栈的动作，将后面代码的ss、esp、eflags、cs、eip压入到栈中，再通过iret指令翻转特权级。
17.在Linux操作系统中大量使用了中断、异常类的处理，究竟有什么好处？
CPU是主机中关键的组成部分，进程在主机中的运算肯定离不开CPU，而CPU在参与运算过程中免不了进行“异常处理”，这些异常处理都需要具体的服务程序来执行。这种32位中断服务体系是为适应一种被动相应中断信号的机制而建立的。这样CPU就可以把全部精力都放在为用户程序服务上，对于随时可能产生而又不可能时时都产生的中断信号，不用刻意去考虑，这就提高了操作系统的综合效率。以“被动相应”模式替代“主动轮询”模式来处理中断问题是现代操作系统之所以称之为“现代”的一个重要标志。
（P85）中断使CPU硬件自动将SS、ESP、EFLAGS、CS、EIP这5个寄存器的数值压入到栈中。所以无法到这些参数的压栈代码。
19.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。
（书P262）
std; repne; scasb //置方向位，al(0)与对应每个页面的(di)内容比较
jne 1f //如果没有等于0的字节，则跳转结束（返回0）
movb $11(%%edi) //1=>[1+edi]，将对应页面内存映像比特位置1.
sall $12,%%ecx //页面数*4K=相对页面起始地址
addl %2,%%ecx //加上低端内存地址，得到页面起始物理地址
movl $$ecx,%%edx //将页面实际其实地址->edx寄存器
movl $1024,%%ecx //寄存器ecx置计数器1024
涉水喉
leal 4092(%%edx),%%edi //将4092+edx的位置->edi(该页面的末端)
rep;stosl //将edi所指内存清零（反方向，将该页面清零）
focuss
movl %%edx,%%eax //将页面起始地址->eax(返回值)
20.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。
（P97）先为新的页表申请一个空闲页面，并把进程0中的第一个页表里面的前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个页表项可以控制640kb的内存空间）。进程0和进程1的页表暂时都指向了相同页面。之后对进程1的页目录表进行设置。最后，用重置cr3的方法刷新页变换高速缓存。进程1的页表和页目录设置完毕。
21.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16MB顶端倒数第一页、第二页。请问，这两个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（可以图示）并给出代码证据。
内核的线性地址空间。task_struct及内核栈都是用户态所无法访问的，这些数据结构肯定是不能够放在普通程序可见的位置上，所以必定被放在了内核的线性地址空间里。另外，内核的线性地址空间和物理地址是一一对应的，get_free_page返回的页必定在内核的线性地址空间上。
22.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。
内核线性地址空间。图略。
23.#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。
临时数据结构tmp用于组建长跳转指令的操作数。该操作数由4字节偏移地址和2字节的段选择符组成。因此__tmp中的a的值是32位偏移值，而b的低地址是新TSS段的选择符（高2字节不用）。ljump后面跟的*&__tmp.a实际上是长跳转指令的操作数。跳转到TSS段选择符会造成任务切换到该TSS对应的进程。对于造成任务切换的长跳转a值无用。而switch_to正是用于切换进程的，所以a的值无意义，直接通过后面b的值实现了任务切换。
24.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。
在fork中调用了系统调用，处理器自动把ss，esp，eflags，cs，eip压入到栈中，其中eip为下一条指令的地址。而进程0创建出了进程1，并将进程1的tss中的eax设置为了1。由于进程1的tss中的eip此时等于进程0中的tss的eip，所以当二者继续运行时，都从同一个地方继续运行，只是返回值不同（因为之前设置了tss），从而产生了fork反复执行的效果。
25、打开保护模式、分页后，线性地址到物理地址是如何转换的？
P260-261。
26、getblk函数中，申请空闲缓冲块的标准就是b_count为0，而申请到之后，为什么在wait_on_buffer(bh)后又执行if（bh->b_count）来判断b_count是否为0？
因为wait_on_buffer中有可能会sleep，如果这个过程中发生了任务切换，有可能当前buffer就被别人占用了，所以要再检测一遍。无人机控制系统
27、b_dirt已经被置为1的缓冲块，同步前能够被进程继续读、写？给出代码证据。
可以被继续读写。进程方面所有的数据都是和缓冲块打交道的，所以最后都会通过bread函数来获得对应的缓冲块。获得缓冲块以后，进程会直接进行读写相关的操作。而在bread中，只判断了是否是b_uptodate的，而不会判断b_dirty。所以，对于b_dirty为1的缓冲块，只要它还是b_uptodate的，就可以继续读写。
28、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？
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(;;);
}
该函数会输出panic的信息，如果当前进程不是进程0，则同步所有的缓冲块到设备，之后死循环。当前进程会被一直阻塞在panic这里，不会进一步运行。
不需要改进？
29、详细分析进程调度的全过程。考虑所有可能（signal、alarm除外）
首先在task数据（进程槽）中，从后往前进行遍历，寻进程槽中，进程状态为“就緒态”且时间片最大的进程作为下一个要执行的进程。通过调用switch_to()函数跳转到指定进程。在此过程中，如果发现存在状态为“就緒态”的进程，但这些进程都没有时间片了，则会从后往前遍历进程槽为所有进程
