中國(guó)科學(xué)院大學(xué)操作系統(tǒng)考試思考題答案

經(jīng)典word整理文檔，僅參考，雙擊此處可刪除頁(yè)眉頁(yè)腳。本資料屬于網(wǎng)絡(luò)整理，如有侵權(quán)，請(qǐng)聯(lián)系刪除，謝謝！1.為什么計(jì)算機(jī)啟動(dòng)最開(kāi)始的時(shí)候執(zhí)行的是BIOS代碼而不是操作系統(tǒng)自身的代碼？答：通常我們用C語(yǔ)言寫(xiě)的用戶(hù)程序，必須在操作系統(tǒng)的平臺(tái)上執(zhí)行，即操作作最開(kāi)始的部分，就是由bios程序來(lái)實(shí)現(xiàn)的。所以計(jì)算機(jī)啟動(dòng)最開(kāi)始執(zhí)行的是bios代碼2.為什么BIOS只加載了一個(gè)扇區(qū)，后續(xù)扇區(qū)卻是由bootsect代碼加載？為什么BIOS沒(méi)有把所有需要加載的扇區(qū)都加載？答：對(duì)BIOS啟動(dòng)扇區(qū)把代碼加載到0x7c00這個(gè)位置。后續(xù)扇區(qū)則由bootsect代碼加載，這些代碼由編寫(xiě)系統(tǒng)的用戶(hù)負(fù)責(zé)，與BIOS無(wú)關(guān)。這樣構(gòu)建的好處是站在整個(gè)體系的高度，統(tǒng)一設(shè)計(jì)和統(tǒng)一安排，簡(jiǎn)單而有效。BIOS和操作系統(tǒng)的開(kāi)發(fā)都可BIOS可以不用知道內(nèi)核鏡像的大小以及其在軟盤(pán)的分布等等信息，減輕了BIOS程序的復(fù)雜度，降低了硬更為靈活。另外，如果要使用BIOS進(jìn)行加載，而且加載完成之后再執(zhí)行，則需要很長(zhǎng)的時(shí)間，因此Linux采用的是邊執(zhí)行邊加載的方法。3.為什么BIOS把bootsect加載到0x07c00，而不是0x00000？加載后又馬上挪到0x90000處，是何道理？為什么不一次加載到位？BIOS首先會(huì)把中斷向量表加載到0x000000x003ff的1KB的內(nèi)存空間，在加載bootsect時(shí)約定加載到0x07c00處，符合內(nèi)存布局，如下。加載之后挪到0x90000處的原因如下：首先內(nèi)核會(huì)使用啟動(dòng)扇區(qū)中的一些數(shù)據(jù)，如第508509字節(jié)處的ROOT_DEV；其次，依據(jù)系統(tǒng)對(duì)內(nèi)存的規(guī)劃，內(nèi)核占用0x0000開(kāi)始的空間，因此0x7c00可能會(huì)被覆蓋。因?yàn)榧虞d到0x07c00是BIOS約定好的，操作系統(tǒng)只能遵守這個(gè)約定。4.bootsect、setup、head程序之間是怎么銜接的？給出代碼證據(jù)。答：bootsect首先利用int0x13中斷分別加載setup程序及systembootsect程序的任務(wù)完成之后，執(zhí)行jmpi0,SETUPSEG由于bootsect將setup段加載到了SETUPSEG:0的地方,在實(shí)模式下，該指令跳轉(zhuǎn)到setup段的第一條指令。setup執(zhí)行了之后，內(nèi)核被移到了0x00000處，系統(tǒng)進(jìn)入了保護(hù)模式，并加載了中斷描述符表和全局描述符表lidtidt_48lgdtgdt_48在保護(hù)模式下，一個(gè)重要的特征就是根據(jù)GDT決定后續(xù)執(zhí)行哪里的程序。開(kāi)啟保護(hù)模式后，執(zhí)行jmpi0,8根據(jù)保護(hù)模式的機(jī)制，該指令執(zhí)行后跳轉(zhuǎn)到以GDT第2項(xiàng)中的base_addr為基0base_addr為0head放置在內(nèi)核的頭部，因此程序跳轉(zhuǎn)到head中執(zhí)行5.setup程序里的cli是為了什么？答：cli是關(guān)中斷指令。因?yàn)榇藭r(shí)需要由16位實(shí)模式向32位保護(hù)模式轉(zhuǎn)變，即式的中斷機(jī)制尚未完成時(shí)不允許響應(yīng)中斷，以免發(fā)生未知的錯(cuò)誤。6.setup程序的最后是jmpi0,8為什么這個(gè)8不能簡(jiǎn)單的當(dāng)作阿拉伯?dāng)?shù)字8看待？答：這里8要看成二進(jìn)制1000，最后兩位00表示內(nèi)核特權(quán)級(jí)，第三位0表示GDT1表示根據(jù)GDT中的第2項(xiàng)來(lái)確定代碼段的段基址和段限長(zhǎng)等0x000000000處開(kāi)始執(zhí)行的，即head的開(kāi)始位置。注意到已經(jīng)開(kāi)啟了保護(hù)模式的機(jī)制，這里的8是保護(hù)模式下的段選擇符，而不能當(dāng)成簡(jiǎn)單的阿拉伯?dāng)?shù)字8來(lái)看待。7.打開(kāi)A20和打開(kāi)pe究竟是什么關(guān)系，保護(hù)模式不就是32位的嗎？為什么還要打開(kāi)A20？有必要嗎？答：有必要。A20是cpu的第21位地址線，A20未打開(kāi)的時(shí)候，實(shí)模式下的最大尋址為1MB+64KB,而第21根地址線被強(qiáng)制為0，所以相當(dāng)于cpu“回滾”到內(nèi)存地址起始處尋址。打開(kāi)A20僅僅意味著CPU可以進(jìn)行32位尋址，且最大尋址空間是，而打開(kāi)PE是使能保護(hù)模式。打開(kāi)A20是打開(kāi)PE的必要條件；而打開(kāi)A20不一定非得打開(kāi)PE。打開(kāi)PE是說(shuō)明系統(tǒng)處于保護(hù)模式下，如果不打開(kāi)A20的話，可以訪問(wèn)的內(nèi)存只能是奇數(shù)1M段，若要真正在保護(hù)模式下工作，必須打開(kāi)A20，實(shí)現(xiàn)32位尋址。8.Linux是用C語(yǔ)言寫(xiě)的，為什么沒(méi)有從main還是開(kāi)始，而是先運(yùn)行3個(gè)匯編程序，道理何在？答：通常用C語(yǔ)言編寫(xiě)的程序都是用戶(hù)應(yīng)用程序，這類(lèi)程序的執(zhí)行必須在操作行代碼從硬盤(pán)加載到內(nèi)存。BIOS程序在運(yùn)行，需要借助BIOS分別加載bootsectsetup及system3個(gè)程序來(lái)IDT和、設(shè)置分頁(yè)機(jī)制等等，并實(shí)現(xiàn)從開(kāi)機(jī)時(shí)的16位實(shí)模式到main函數(shù)執(zhí)行需要的32位保護(hù)模式之間的轉(zhuǎn)換。當(dāng)計(jì)算機(jī)處在32main的條件才算準(zhǔn)備完畢。9.為什么不用call，而是用main函數(shù)？畫(huà)出調(diào)用路線圖，給出代碼證據(jù)。答：CALL指令會(huì)將EIP的值自動(dòng)壓棧，保護(hù)返回現(xiàn)場(chǎng)，然后執(zhí)行被調(diào)函數(shù)，檔執(zhí)行到被調(diào)函數(shù)的ret指令時(shí)，自動(dòng)出棧給EIPCALLhead程序向mainmain函數(shù)返回的；同時(shí)由于main所以要達(dá)到既調(diào)用maincall而是選擇了ret調(diào)用線路圖見(jiàn)P42圖146。代碼如下：（見(jiàn)P36最下面）setup_paging：…ret10.保護(hù)模式的“保護(hù)”體現(xiàn)在哪里？答：打開(kāi)了保護(hù)模式后，CPU的尋址模式發(fā)生了變化，需要依賴(lài)于GDT去獲GDT又防止了代碼段自身的訪問(wèn)超限，明顯增強(qiáng)了保護(hù)作用。同時(shí)，保護(hù)模式中特權(quán)級(jí)的引入對(duì)于操作系統(tǒng)內(nèi)核提供了強(qiáng)有力的保護(hù)。Intel從硬件上禁止低特權(quán)級(jí)代碼段使用一些關(guān)鍵性指令，還提供了機(jī)會(huì)允許操clisti等對(duì)掌控局面TR、LDT是邏輯地址形成線性地址的關(guān)鍵，因此操作系統(tǒng)可以掌控線性地址。物理用戶(hù)進(jìn)程只能使用邏輯地址。11.特權(quán)級(jí)的目的和意義是什么？為什么特權(quán)級(jí)是基于段的？統(tǒng)的安全性。保護(hù)模式中特權(quán)級(jí)的引入對(duì)于操作系統(tǒng)內(nèi)核提供了強(qiáng)有力的保護(hù)。Intel從clisti等對(duì)掌控局面至關(guān)重要TRGDTLDT是只能使用邏輯地址。段，數(shù)據(jù)放在一個(gè)段，并通過(guò)段選擇符（包括CS、SS、DS、ES、FS和GS）點(diǎn)和硬件實(shí)現(xiàn)的一種考慮。12.在setup程序里曾經(jīng)設(shè)置過(guò)一次head設(shè)置了一個(gè)？為什么折騰兩次，而不是一次搞好？答：見(jiàn)P33點(diǎn)評(píng)。13.在headidt的前面有184個(gè)字節(jié)的head程序的剩余代碼，剩余了什么？為什么要剩余？idt前面有184after_page_tables、ignore_int和setup_paging代碼段，其中after_page_tablesignore_int用做初始化中斷時(shí)的中斷處理函數(shù)，setup_paging則是初始化分頁(yè)。剩余的原因：after_page_tablesmain函數(shù)的跳轉(zhuǎn)做準(zhǔn)備。L6處執(zhí)行。ignore_int為中斷處理函數(shù)，使用ignore_int將idt全部初始化，因此如果中斷開(kāi)啟后，可能使用了未設(shè)置的中斷向量，那么將默認(rèn)跳轉(zhuǎn)到ignore_int處執(zhí)行。這樣做的好處是使得系統(tǒng)不會(huì)跳轉(zhuǎn)到隨機(jī)的地方執(zhí)行錯(cuò)誤的代碼，所以ignore_int不能被覆蓋。setup_paging0x0000和0x5000的進(jìn)行了初始化操作。該代碼需要“剩余”用于跳轉(zhuǎn)到main，即執(zhí)行”ret”指令。14.進(jìn)程0的task_struct在哪？具體內(nèi)容是什么？給出代碼證據(jù)。答：進(jìn)程0的task_struct是操作系統(tǒng)設(shè)計(jì)者事先寫(xiě)好的，位于內(nèi)核數(shù)據(jù)區(qū)，存儲(chǔ)在user_stack中。因?yàn)樵谶M(jìn)程0boot階段的user_stack)staticuniontask_unioninit_task={INIT_TASK};具體內(nèi)容如下：包含了進(jìn)程00的0的TSSldt設(shè)置了代碼段和堆棧段的基址和限長(zhǎng)(640KB)TSS則保存了各種寄存器的值，包括各個(gè)段選擇符。代碼如下：INIT_TASK的定義見(jiàn)P68。15.進(jìn)程0創(chuàng)建進(jìn)程11建立了自己的task_struct表，分別位于物理內(nèi)存16MB的頂端倒數(shù)第一頁(yè)、第二頁(yè)。請(qǐng)問(wèn)，這個(gè)了頁(yè)究竟占用的是誰(shuí)的線性地址空間，內(nèi)核、進(jìn)程0、進(jìn)程1、還是沒(méi)有占用任何線性地址空間（直接從物理地址分配）？說(shuō)明理由并給出代碼證據(jù)。答：占用的是內(nèi)核的線性地址空間。先理解清楚，稍后補(bǔ)充)16.假設(shè)：經(jīng)過(guò)一段時(shí)間的運(yùn)行，操作系統(tǒng)中已經(jīng)有5個(gè)進(jìn)程在運(yùn)行，且內(nèi)核分別為進(jìn)程4、進(jìn)程5分別創(chuàng)建了第一個(gè)頁(yè)表，這兩個(gè)頁(yè)表在誰(shuí)的線性地址空間？用圖表示這兩個(gè)頁(yè)表在線性地址空間和物理地址空間的映射關(guān)系。答：在內(nèi)核的線性地址空間。圖片自己畫(huà)，參考如下圖)17.進(jìn)程0開(kāi)始創(chuàng)建進(jìn)程，調(diào)用了fork代碼執(zhí)行了兩次，第一次，跳過(guò)（）直接執(zhí)行了for(;;)，第二次執(zhí)行fork代碼后，執(zhí)行了goto語(yǔ)句，也沒(méi)有看到循環(huán)語(yǔ)句，是什么原因?qū)е路磸?fù)執(zhí)行？請(qǐng)說(shuō)明理由，并給出代碼證據(jù)。0創(chuàng)建進(jìn)程1ssespeflags，eip的值壓入了內(nèi)核棧，其中eip的值指向了int0x80的下一條指令。在執(zhí)行fork時(shí)，通過(guò)0x80號(hào)系統(tǒng)調(diào)用，內(nèi)核執(zhí)行copy_process函數(shù)，為進(jìn)程1準(zhǔn)備task_struct1的線性地址空間及物理頁(yè)面，其中設(shè)置了進(jìn)程1的TSS中eax的值為0的寄存器值設(shè)置進(jìn)程1的ss，esp，eflags，cs，eip。copy_process:p>pid=last_pid;…p>tss.eip=eip;p>tss.eflags=eflags;p>tss.eax=0;…p>tss.esp=esp;…p>tss.cs=cs&0xffff;p>tss.ss=ss&0xffff;…p>state=TASK_RUNNING;returnlast_pid;函數(shù)copy_process的返回值是last_pid，即進(jìn)程1的pid（pid不為0fork返回到進(jìn)程0后，進(jìn)程0判斷返回值非0，因此執(zhí)行代碼for(;;)pause();在sys_pause函數(shù)中，內(nèi)核設(shè)置了進(jìn)程0的狀態(tài)為，并11進(jìn)程1在TSS中設(shè)置了eip等寄存器的值，因此從int0x80的下一條指令開(kāi)始執(zhí)行，且設(shè)定返回eax的值作為fork的返回值（值為01執(zhí)行了init的函數(shù)。導(dǎo)致反復(fù)執(zhí)行，主要是利用了兩個(gè)系統(tǒng)調(diào)用sys_fork和sys_pause對(duì)進(jìn)程狀態(tài)的設(shè)置，以及利用了進(jìn)程調(diào)度機(jī)制。18.copy_process函數(shù)的參數(shù)最后五項(xiàng)是：longeip,longcs,longeflags,longesp,longss。查看棧結(jié)構(gòu)確實(shí)有這五個(gè)參數(shù)，奇怪的是其他參數(shù)的壓棧代碼都能找得答：在中，當(dāng)執(zhí)行“int$0x80”時(shí)產(chǎn)生一個(gè)軟中斷，該中斷使CPU硬件自動(dòng)將SSESPEFLAGSCSEIP這5個(gè)寄存器的數(shù)值按照這個(gè)順序壓入進(jìn)程0的內(nèi)核棧。利用硬件進(jìn)行壓棧，可以確保eip的值指向正確的指令，以使在中斷返回后，程序能夠繼續(xù)執(zhí)行。19.為什么staticinline_syscall0(type,name)中需要加上關(guān)鍵字inline？答：inline一般是用于定義內(nèi)聯(lián)函數(shù)，內(nèi)聯(lián)函數(shù)結(jié)合了函數(shù)以及宏的優(yōu)點(diǎn)，在定代碼會(huì)被直接嵌入在它被調(diào)用的地方，這樣省去了函數(shù)調(diào)用時(shí)的一些額外開(kāi)銷(xiāo)，比如保存和恢復(fù)函數(shù)返回地址等，可以加快速度。20.根據(jù)代碼詳細(xì)說(shuō)明copy_process函數(shù)的所有參數(shù)是如何形成的？函數(shù)參數(shù)可以由函數(shù)定義以外的程序通過(guò)壓棧的方式“做”出來(lái)。copy_processP83頁(yè)、P85頁(yè)、P86頁(yè)。21.根據(jù)代碼詳細(xì)分析，進(jìn)程0如何根據(jù)調(diào)度第一次切換到進(jìn)程1的。答：通過(guò)進(jìn)程0創(chuàng)建進(jìn)程1，并將其狀態(tài)設(shè)為，fork()函數(shù)執(zhí)行完畢后返回，進(jìn)入for(;;)pause();在sys_pause()中，將當(dāng)前進(jìn)程進(jìn)程的狀態(tài)設(shè)置為然后執(zhí)行schedule()task[]TASK_RUNNING的進(jìn)程進(jìn)程，然后切換到進(jìn)程1執(zhí)行，即switch_to(1)。代碼見(jiàn)P10622.內(nèi)核的線性地址空間是如何分頁(yè)的？畫(huà)出從0x000000開(kāi)始的7目錄表、頁(yè)表所在頁(yè)）的掛接關(guān)系圖，就是頁(yè)目錄表的前四個(gè)頁(yè)目錄項(xiàng)、第一個(gè)個(gè)頁(yè)表的前7個(gè)頁(yè)表項(xiàng)指向什么位置？給出代碼證據(jù)。45頁(yè)空間內(nèi)容全部清零（每頁(yè)4項(xiàng)，使之分別指向44第4地址方向填寫(xiě)4個(gè)頁(yè)面，依次指向內(nèi)存從高地址向低地址方向的各個(gè)頁(yè)面。圖見(jiàn)P39(注意要畫(huà)出7個(gè)頁(yè)，參考如下)代碼見(jiàn)P39最下面23.用文字和圖說(shuō)明中斷描述符表是如何初始化的，可以舉例說(shuō)明（比如：set_trap_gate(0,÷_error)答：以set_trap_gate(0,÷_error)為例，其中，n是0，gate_addr是&idt[0]，也就是idt的第一項(xiàng)中斷描述符的地址；type是15，dpl（描述符特權(quán)級(jí)）是0；addr是中斷服務(wù)程序divide_error(void)的入口地址。見(jiàn)P54圖29P53代碼24.進(jìn)程0fork進(jìn)程1之前，為什么先要調(diào)用move_to_user_mode()？用的是什么方法？解釋其中的道理。答：因?yàn)樵?.11中，除進(jìn)程0之外，所有進(jìn)程都是由一個(gè)已有進(jìn)程在用戶(hù)0move_to_user_mode()0為在0.11現(xiàn)從3到030從0特權(quán)級(jí)到3特權(quán)級(jí)轉(zhuǎn)換時(shí)采用的是模仿中斷返回。設(shè)計(jì)者首先手工寫(xiě)壓棧代碼模擬intiret指令時(shí)，CPU自動(dòng)將這5個(gè)寄存器的值（）按序恢復(fù)給CPU，CPU就會(huì)翻轉(zhuǎn)到3特權(quán)級(jí)去執(zhí)行代碼。25.進(jìn)程0創(chuàng)建進(jìn)程1時(shí)調(diào)用copy_process函數(shù)，在其中直接、間接調(diào)用了兩次get_free_page函數(shù)，在物理內(nèi)存中獲得了兩個(gè)頁(yè)，分別用作什么？是怎么設(shè)置的？給出代碼證據(jù)。答：第一次調(diào)用get_free_page函數(shù)申請(qǐng)的空閑頁(yè)面用于進(jìn)程1的task_struct及00的task_struct1esp01的堆棧的起始地址。代碼見(jiàn)P90及P92。第二次調(diào)用get_free_page函數(shù)申請(qǐng)的空閑頁(yè)面用于進(jìn)程1的頁(yè)表。在創(chuàng)建進(jìn)程1執(zhí)行copy_process中，執(zhí)行時(shí)，內(nèi)核為進(jìn)程1拷貝了進(jìn)程0的頁(yè)表（160P98。26.在32中，有大約20多個(gè)指令是只能在0特權(quán)級(jí)下使用，其他的指令，比如cli，并沒(méi)有這個(gè)約定。奇怪的是，在Linux0.11中，在3特權(quán)級(jí)的進(jìn)程代碼并不能使用cli據(jù)。答：cli指令用于復(fù)位IF標(biāo)志位，其執(zhí)行與當(dāng)前特權(quán)級(jí)和EFLAGS[IOPL]標(biāo)志位有關(guān)。只有當(dāng)CPL小于或等于IOPL時(shí)才可以執(zhí)行該指令。如果在CPL大于IOPL的情況下執(zhí)行，將會(huì)產(chǎn)生一個(gè)一般性保護(hù)異常，如下：set_trap_gate(13,&general_protection);由于在內(nèi)核IOPL的初始值為00在move_to_user_mode中，繼承了內(nèi)核的eflags，如下：move_to_user_mode()…"pushfl\n\t"\…"iret\n"\在進(jìn)程0的TSSeflags中的IOPL位為0P68如果沒(méi)有改動(dòng)的話也是0，即。因此，通過(guò)設(shè)置，可以限制3特權(quán)級(jí)的進(jìn)程代碼使用cli指令。27.根據(jù)代碼詳細(xì)分析操作系統(tǒng)是如何獲得一個(gè)空閑頁(yè)的。答：代碼見(jiàn)P90get_free_page函數(shù)。過(guò)程：(1)將EAX設(shè)置為0,EDI設(shè)置指向mem_map的最后一項(xiàng)（mem_map+PAGING_PAGES1std設(shè)置掃描是從高地址向低地址。從mem_map如果找到，則將找到的頁(yè)設(shè)引用數(shù)為1；(2)ECX左移12位得到頁(yè)的相對(duì)地址，加LOW_MEM得到物理地址，將此頁(yè)最后一個(gè)字節(jié)的地址賦值給（LOW_MEM+4092(3)stosl將EAX的值設(shè)置到ES:EDI所指內(nèi)存，即反向清零1024*32bit，將此頁(yè)清空；(4)將頁(yè)的地址（存放在）返回。28.用戶(hù)進(jìn)程自己設(shè)計(jì)一套LDT表，并與GDT掛接，是否可行，為什么？答：不可行。GDT和LDT放在內(nèi)核數(shù)據(jù)區(qū)，屬于0特權(quán)級(jí)，3特權(quán)級(jí)的用戶(hù)進(jìn)程無(wú)權(quán)訪問(wèn)修改。此外，如果用戶(hù)進(jìn)程可以自己設(shè)計(jì)LDT的話，表明用戶(hù)進(jìn)程可以訪問(wèn)其他進(jìn)程的，則會(huì)削弱進(jìn)程之間的保護(hù)邊界，容易引發(fā)問(wèn)題。29.保護(hù)模式下，線性地址到物理地址的轉(zhuǎn)化過(guò)程是什么？轉(zhuǎn)化過(guò)程如圖所示(見(jiàn)P97圖39)Linux0.11中僅有一個(gè)頁(yè)目錄表，其地址存放在CR3寄存器中，通過(guò)線性地址中的“頁(yè)目錄項(xiàng)”數(shù)據(jù)及CR3寄存器就可以應(yīng)的物理頁(yè)面，最后通過(guò)線性地址中的“頁(yè)內(nèi)偏移”落實(shí)到實(shí)際的物理地址值。30.為什么get_free_page（）將新分配的頁(yè)面清0？答：Linux在回收頁(yè)面時(shí)并沒(méi)有將頁(yè)面清0，只是將mem_map中與該頁(yè)對(duì)應(yīng)的位置0。在使用get_free_page申請(qǐng)頁(yè)時(shí)，也是遍歷mem_map尋找對(duì)應(yīng)位為0的頁(yè)，但是該頁(yè)可能存在垃圾數(shù)據(jù)，如果不清0的話，若將該頁(yè)用做頁(yè)表，則可能導(dǎo)致錯(cuò)誤的映射，引發(fā)錯(cuò)誤，所以要將新分配的頁(yè)面清0。31.內(nèi)核和普通用戶(hù)進(jìn)程并不在一個(gè)線性地址空間內(nèi)，為什么仍然能夠訪問(wèn)普通用戶(hù)進(jìn)程的頁(yè)面？16M物理內(nèi)存，所以?xún)?nèi)核可以訪問(wèn)普通用戶(hù)進(jìn)程的頁(yè)面。32.詳細(xì)分析一個(gè)進(jìn)程從創(chuàng)建、加載程序、執(zhí)行、退出的全過(guò)程。答：可以參考課本P273頁(yè)，其中的核心部分課上都進(jìn)行了介紹，包括、copy_process()、do_execve()及do_exit等。參考：首先，shell調(diào)用forkint0x80sys_fork(),調(diào)用find_empty_process()，為str1申請(qǐng)可用的pid和task[64]空閑位置，接著調(diào)用copy_process()為str1申請(qǐng)用來(lái)承載進(jìn)程task_struct和內(nèi)核棧的一個(gè)頁(yè)面，shell把自己的task_struct復(fù)制給str1進(jìn)程，然后修改str1的task_struct的部分?jǐn)?shù)據(jù)，包括時(shí)間片，TSS字段等。接著調(diào)用copy_mem()為進(jìn)程分段（確定段基址和段copy_page_tables為str1進(jìn)程另起一套頁(yè)目錄項(xiàng)和頁(yè)表項(xiàng)，并指向shell的頁(yè)面。還要解決文件繼承的問(wèn)題，然后將str1進(jìn)程TSS和LDT掛接在GDT的指定位置，完成這些后，將str1設(shè)為就緒態(tài)。接下來(lái)加載用戶(hù)程free_page_tables解除與shell，調(diào)整str1的task_struct，最后調(diào)整EIP和ESP。用戶(hù)程序被調(diào)度執(zhí)行，產(chǎn)生缺頁(yè)do_no_page為str1mem_map中，將str1址空間內(nèi)。執(zhí)行加載到的程序，產(chǎn)生壓棧動(dòng)作，若棧空間不夠，則產(chǎn)生缺頁(yè)中斷繼續(xù)申請(qǐng)頁(yè)面。最后，用戶(hù)進(jìn)程調(diào)用exit退出，釋放程序所占頁(yè)面，解除與文件有關(guān)的內(nèi)容，并調(diào)用tell_fathershell進(jìn)程收到用戶(hù)進(jìn)程發(fā)送的信號(hào)設(shè)置為就緒態(tài)，待其執(zhí)行時(shí)，釋放掉用戶(hù)進(jìn)程task_struct所占用的頁(yè)面，解除與task[64]的關(guān)系，這時(shí)用戶(hù)進(jìn)程徹底退出。33.詳細(xì)分析多個(gè)進(jìn)程（無(wú)父子關(guān)系）共享一個(gè)可執(zhí)行程序的完整過(guò)程。答：依次創(chuàng)建3個(gè)用戶(hù)進(jìn)程，每個(gè)進(jìn)程都有自己的task。假設(shè)進(jìn)程1先執(zhí)行，需1的線性地址空間。這時(shí)產(chǎn)生時(shí)鐘中斷，輪到進(jìn)程2執(zhí)行，進(jìn)程2也執(zhí)行同樣邏輯的程序。之后，又輪到進(jìn)程3執(zhí)行，也是壓棧，并設(shè)置text?？梢?jiàn)，三個(gè)進(jìn)程雖程序相同，但數(shù)據(jù)獨(dú)立，用TSS和LDT實(shí)現(xiàn)對(duì)進(jìn)程的保護(hù)。34.缺頁(yè)中斷是如何產(chǎn)生的，頁(yè)寫(xiě)保護(hù)中斷是如何產(chǎn)生的，操作系統(tǒng)是如何處理的？答：缺頁(yè)中斷：每個(gè)頁(yè)目錄項(xiàng)和頁(yè)表項(xiàng)都有個(gè)標(biāo)志位P，如果和一個(gè)頁(yè)面建立了P位置1，否則置0MMU在解析線性地址時(shí)，若發(fā)現(xiàn)某個(gè)表項(xiàng)的P位為零，說(shuō)明沒(méi)有對(duì)應(yīng)頁(yè)面，就會(huì)產(chǎn)生缺頁(yè)中斷。操作系統(tǒng)會(huì)調(diào)用_do_no_page頁(yè)表頁(yè)面的三級(jí)映射管理關(guān)系。時(shí)若某一進(jìn)程執(zhí)行寫(xiě)操作，就會(huì)產(chǎn)生“頁(yè)寫(xiě)保護(hù)”異常。操作系統(tǒng)會(huì)調(diào)用_do_wp_page，為該進(jìn)程申請(qǐng)空閑頁(yè)面，將該進(jìn)程的頁(yè)表