分类： LINUX
2009-01-09 21:21:04
一、看《完全注释》第二章的几个困惑：
1.书第10页，2.3 Linux系统定时不太好理解，看了两遍还是有点晕。其中说“如果被中断的当前进程工作在内核态，即在内核程序中运行时被中断，则do_timer()会立刻退出”。
这里退出后是接着在内核态执行吗？那为什么还要对内核运行时间进行统计呢？
2.还是系统定时这一节的“如果程序添加过定时器”，这里的定时器，指的就是一个函数调用吗？“定时器链表”是什么意思？
3.看了这么久还是不太明白进程运行在用户态和内核态的区别，能通俗地讲一下，什么情况是运行在用户态，什么情况是运行在内核态的吗？
我原来的理解是，执行程序自身代码是运行在用户态，调用系统调用时是运行在内核态
但书第13页，即2.4.3进程初始化那节中有一句话：“它（move_to_user_mode）把main.c程序执行流从内核态（特权级0）移动到了用户态（特权级3）的任务0中继续执行”-----这句话我觉得很迷惑，main.c程序本身就是操作系统的内部代码，怎么还存在内核态和用户态的问题？要不就是我原来对用户态和内核态的理解是不正确的。
4.书第15页，即2.4.5进程调度这一节中，有一句话“如果此时没有其他进程可运行，系统就会选择进程0运行...只要系统空闲就调度进程0运行”，这里进程0被调度运行的作用是什么？
答：挨着理解的顺序来吧
3、什么情况是运行在用户态，什么情况是运行在内核态？
我原来的理解是，执行程序自身代码是运行在用户态，调用系统调用时是运行在内核态
但书第13页，即2.4.3进程初始化那节中有一句话：“它（move_to_user_mode）把main.c程序执行流从内核态（特权级0）移动到了用户态（特权级3）的任务0中继续执行”-----这句话我觉得很迷惑，main.c程序本身就是操作系统的内部代码，怎么还存在内核态和用户态的问题？
其实内核态和用户态的没有本质的区别，只是规定了一种访问权限罢了。最简单的回答是cs, ss 这两个段寄存器里的选择子的 RPL，就是最低两位就代表了 CPU 当前所运行的特权级，也被称做 CPL。比如你会在 head.S 看到 0x10，或者在 move_to_user_mode 这个宏里看到 0x17 这些数。这就是段选择子。如果 cs 中是0x10的话，0x10 写成二进制数就是 00010000，注意看最低两位是00，那么，当前CPU的特权级就是0，就叫处于核心态。而如果 cs 中是 0x17(二进制为 00010111，最后两位是11)，当前特权级就是 3(二进制的11)，这就叫处于用户态。
“执行程序自身代码是运行在用户态，调用系统调用时是运行在内核态”这句话没错，但是要搞清楚哪些才是系统调用。你在 Linux 上写程序，使用的系统调用最终会变成 int 0x80 的中断调用。然后通过中断服务程序进入内核空间，包括使用内核代码，访问内核堆栈。Linux 是这样做的，规定中断服务程序运行在内核态，因为内核态对各种资源有充分的使用权限，而其他的程序都运行在用户态，这是为了保护计算机资源不被随便占用。所以写在内核里的程序也不一定是运行在内核态的，除了中断服务程序，其他程序都是运行在用户态的。
开机以后一直运行到main()函数，然后进行各种初始化，这都是运行在内核态里的，因为进入保护模式之后，默认就是在内核态。等到初始化完了，不再需要调度各种资源了，再在内核态里呆着就不合适了，于是使用 iret（在move_to_user_mode这个宏里）这个常用的技巧转到了用户态去了。所以在那之后的程序就都是运行在用户态里的了。直到遇到中断（比如时钟中断）CPU才会重新回到内核态，执行中断服务程序。
1、其中说“如果被中断的当前进程工作在内核态，即在内核程序中运行时被中断，则do_timer()会立刻退出”，这里退出后是接着在内核态执行吗？那为什么还要对内核运行时间进行统计呢？
有了以上的理解，再来看这个问题。首先你要搞清楚中断机制。无论程序运行在什么特权级，中断都是会发生的。而且一旦发生中断就要求CPU马上响应进入中断服务程序。而由上面分析可知中断服务程序肯定都是运行在特权级0（ring0）上的。于是进入中断不外乎两种情况：中断之前，CPU运行在核心态，另外就是运行在用户态。如果是运行在核心态，中断前后都是在RING0上运行，不会发生特权级的变化。如果是运行在用户态，则会有RING3到RING0的变化。do_timer这个函数的参数就是CPL，也就是中断之前CPU的特权级。设想这样一种状况，CPU正在执行另一个必须响应的硬件中断服务程序，这时，时钟中断发生，CPU进入时钟中断服务程序（timer_interrupt），如果在 do_timer里进行了进程调度，让CPU跑去干别的活去了，那么那个硬件中断就无法被及时响应了。这是不允许的，于是 Linux 就采用这样的规则：如果是从RING0进入时钟中断的，那么do_timer就会在 schedule()之前退出（就是上面说的立即退出）继续执行原来的程序，退出之后仍然运行在核心态。如果是从Ring3进入时钟中断的，那就要检查一下当前条件是不是应该进行进程调度。如果满足，则进行进程调度，回到Ring3。
至于时间统计，我想没什么好解释的，如果时钟中断之前程序运行在内核态，那就把内核时间加1，表示一个滴答，如果之前是运行在用户态，那就把用户态的时间加1。记住，时钟中断程序执行时间很短，所以这种统计的误差还是可以容忍的。
2.还是系统定时这一节的
“如果程序添加过定时器”，这里的定时器，指的就是一个函数调用吗？
“定时器链表”是什么意思？
这个东西，光解释是没有用的，你要自己去看代码，定时器是一个函数这种说法不准确，但是可以这么理解着先。“定时器链表”你去看代码，很清楚的。
4、有一句话“如果此时没有其他进程可运行，系统就会选择进程0运行...只要系统空闲就调度进程0运行”
这里进程0被调度运行的作用是什么？
进程0只有 for(;;) pause();这句话而已，pause()是个系统调用，你自己去看 pause() 的代码好了。作用恐怕也就只有告诉CPU说现在很闲，没事可干，你不用瞎跑。我也拿不准，像这样边角的东西，等到大框架搭起来之后再来处理好了。现在还是赶紧弄清楚进程，中断等等问题是最重要的。
还有，不要和理论纠缠太多，多读代码，一边读一边回头看理论。光扑在第二章的理论上，收获不大。
二、对段选择符和段描述符的几点疑问
1.GDT中为什么要设置一个"空描述符"啊?有什么用呢?
2.既然LDT的段选择符等信息都放在LDTR中了,为什么还要在GDT中再存一遍呢?
3.看书上说段寄存器可分为可见部分和隐藏部分,可见部分存放的是段选择符,隐藏部分存放的是段基地址,限长和属性信息,可是段寄存器只有16啊,段选择符就占了14位了,那个只剩两位作隐藏部分,如何能存放这么多信息呢?还是说我的理解有误?
4.我们知道每个段描述符是8字节,64位,对于这64位的格式,其中把基地址分成三部分,把段限长分成两部分,处理器会把它们组合起来.那为什么要分成这么多个部分呢,还不如直接连起来,省得处理器重新组合一遍了...
答：1.GDT中为什么要设置一个"空描述符"啊?有什么用呢?
这应该是 Intel 的规定吧，有什么用就不知道了。
2.既然LDT的段选择符等信息都放在LDTR中了,为什么还要在GDT中再存一遍呢?
因为每个进程都会有自己的局部描述符表，在 task_struct 这个结构中可以看到。为了方便管理，就把每个进程的局部描述符表的地址存入了GDT表。因为GDT只有一个，这样，某个进程的 LDT 就可以在 GDT 中使用它的进程号计算得到。当然，如果你不怕麻烦的话，把 LDT 和 TSS 的基址存到 task_struct 结构也未尝不可。只是像 lldt 这样的很多宏定义可就不是那么简洁易懂了。
3.看书上说段寄存器可分为可见部分和隐藏部分,可见部分存放的是段选择符,隐藏部分存放的是段基地址,限长和属性信息,可是段寄存器只有16啊,段选择符就占了14位了,那个只剩两位作隐藏部分,如何能存放这么多信息呢?还是说我的理解有误?
16位全是可见部分。隐藏部分其实是从GDT中自动加载过来的。所以隐藏部分应该是XX位（我记不清楚了，应该是64位，与GDT中描述符相对应的）。段选择符无论从什么意义上讲都不可能是 14 位。段选择子有三部分信息：选择子在GDT(或者LDT)中的第几项，RPL 和 TI。如果抛去 RPL 和 TI 不算的话，那也是 13 位。至于 RPL 和 TI 是什么意思，我想就不用我多嘴了。
4.我们知道每个段描述符是8字节,64位,对于这64位的格式,其中把基地址分成三部分,把段限长分成两部分,处理器会把它们组合起来.那为什么要分成这么多个部分呢,还不如直接连起来,省得处理器重新组合一遍了...
这是为了和以前的芯片兼容。这种事情很常见，a20 地址线，奇怪的键盘映射，都是为了兼容以前的硬件。所以写程序的时候，这些东西都很烦。尤其是不连续的地址，要对着图好好算一下才能保证正确。
补充：GDT相当于是一个总管家,它记录着所有进程的LDT, 但是 LDTR 中只记录着当前进程的LDT. 如果发生了进程调度,那么 LDTR 就要问 GDT 要下一个被调度的 LDT.
LDTR 确实是为了提高访问局部段的速度。
三、1.系统调用的返回值问题
为什么系统调用的返回值在EAX中，是不是C函数的返回值一般会放在EAX中？
2.时钟中断问题
在时钟中断发生后，时钟中断处理程序会关中断，若此时外部硬件有中断，那么在时钟中断处理程序返回后，cpu会发现刚才的中断吗？
3.有关两个函数问题
在书本的P318，129-130行的两函数中，（nr<<1）+FIRST_TSS_ENTRY 和 （nr<<1）+FIRST_LDT_ENTRY 我觉得应该是索引号啊，他们乘8才是地址啊
在书本P316中，67行与68行之间的倒数第2行注释中，他说“第94行调用sys_call_table中sys_fork函数时压入的返回地址”。有吗？难道是压入的是P267，95行的EAX,但这时sys_fork()结束后才压的。
答：1.系统调用处理函数也是函数啊，放到eax里面方便在C中读取。
2.外部硬件中断此时会暂存在8259A的寄存器里面，如果多个相同的外部硬件中断，就会丢失。
3.注意gdt的数据类型，
4 typedef struct desc_struct {
5 unsigned long a,b;
6 } desc_table[256];
7
8 extern unsigned long pg_dir[1024];
9 extern desc_table idt,gdt;
也就是说，一个gdt是两个unsigned long的，所以在加指针的时候，真正加的是（nr<<1）*两个unsigned long的大小
4.压入的应该是sys_fork函数的返回值
