文章目录

操作系统
- 准备
- 系统调用
- 计算机体系结构及内存分层体系
- - 地址空间 & 地址空间是如何生成的
  - MMU
  - 连续内存分配
  - - 内存碎片问题
    - 分区的动态分配
    - 压缩式碎片整理
    - 交换时碎片整理
  - **非连续内存分配**
  - - **分段**
    - **分页**
    - **帧**
    - **页**
    - **页寻址机制**
    - TLB
    - 二级页表
    - **多级页表**
    - 反向页表
- 虚拟内存
- 进程
- - 进程的定义
  - 进程的组成
  - 进程控制块(Process Control Block)
  - 进程的生命周期
  - 进程挂起
- 线程
- - 线程与进程的比较
- 上下文切换context
- 调度
- 文件系统

因为是听课时候记得笔记，所以可能会比较混乱，可以当作了解操作系统来看

操作系统

学习目标:什么是操作系统？

准备

系统启动及中断
物理内存管理
虚拟内存管理
内核线程管理
用户进程管理
CPU调度
同步与互斥
文件系统

预备知识:

计算机结构原理
数据结构
C和汇编语言

前言

用户角度:操作系统是一个控制软件，用来控制和限制用户的使用
管理应用程序:
1. 为应用程序提供服务
2. 杀死应用程序
资源管理:
管理外设、分配资源
Linux.Windows.Android的界面
属于外壳(Shell)，而不是内核(Kernel)，Kernel是我们研究重点，在Shell之下

计算机最重要的三部分：
CPU、内存、硬盘

Kernel-操作系统系统（uCore）内部组件，包括:

CPU调度器
物理内存管理
虚拟内存管理 - 提供上层更大的更安全的一块空间环境
文件系统管理 - 抽象出来以文件形式存储保存数据
中断处理与设备驱动

OS Kernel的特征:

四个：并发、共享、虚拟、异步

并发：计算机系统中一段时间内，存在多个运行的程序运行，需要OS管理和调度;
并行：计算机系统中在一个时间点上，存在多个程序同时运行（需要有多核CPU才能完成）
共享：同时访问，互斥共享
虚拟：把CPU虚拟为进程，把硬盘虚拟为文件系统。利用多道程序设计技术，让每个用户都觉得有一个计算机专门为他服务
异步：程序执行不是一贯到底，而是走走停停，向前推进的速度是不可预知。但只要运行环境相同，OS需要保证程序的运行结果也要相同

CODEING
计算机调度方式：分时调度(schedule时间片轮询，中断帮助完成分时调度)

微内核：模块化，消息之间不是以函数方式通信，而是通过消息松耦合的架构通信。
优点：服务与服务之间模块化，更安全(file system,device driver, network stack, i/o system)
缺点：数据通信的代价高，服务与服务之间通信要先传给内核，再有内核转发到服务，需要多次拷贝空间，性能差。

计算机组成：CPU，内存，IO外设

操作系统启动过程：
X86：

BIOS
加电自检，检测一些外设，将Bootloader从硬盘第一个扇区(512byte)加载到0x7c00，跳转到CS:IP = 0000:7c00)
Bootloader
1.将操作系统的代码和数据从硬盘加载到内存中
2.跳转到操作系统的起始位置

系统调用

应用程序主动向操作系统发出服务请求(应用请求)

异常：

非法指令或者其他坏的处理状态(内存出错)

中断：

来自不同的硬件设备的计时器和网络的中断(来源与外设)

1. 处理时间

中断：异步
异常：同步
系统调用：异步或同步（如果操作程序发出请求后阻塞等待—同步；如果程序发出系统调用请求(同步)，后去做别的事情，等系统返回结果再去通知程序—异步）

2. 响应

中断：持续，对用户应用是透明的
异常：杀死或者重新执行意想不到的的应用程序指令
系统调用：等待和持续

中断：

保存当前处理状态
中断服务程序处理
清除中断标记
恢复之前保存的处理状态

异常:

保存现场
异常处理：杀死产生异常的程序，重新执行异常指令
恢复现场

系统调用

标准C库的例子：

应用程序调用printf()时，会触发系统调用write()
常见的read、write、ioctl

程序访问主要是通过高层次的API接口而不是直接进行系统调用

win32 API 用于windows(可以直接系统调用)

POSIX API 用于POSIX-based systems(包括UNIX\LINUX\MacOS X的系统)是一套通用可移植的API，只要遵循这个标准都可以执行（可以直接产生系统调用）

JAVA API用于JAVA 虚拟机(JVM)(不能直接残生系统调用，需要再去调用win32/posix)

学习目标:
操作系统是如何完成系统调用的？

通常情况

用户态:应用程序的特权比较低，不能直接发送机器指令和直接访问设备IO

内核态:操作系统运行中，操作系统可以执行任何一条指令，包括机器指令，访问设备IO

函数调用和系统调用的区别?

函数调用：实际上是在一个栈空间中的调用和返回
系统调用：应用程序和操作系统都拥有各自的堆栈，当应用程序发出系统调用的时候，它需要从用户态的堆栈空间切换到内核态的堆栈空间，同时还需要特权级别的转换(用户->内核)；堆栈切换和特权转换都需要一定的开销，也就意味着系统调用的会比函数调用的开销大很多，但这样做目的也为了更加安全和可靠。

知识小结:

跨越操作系统边界的开销

在执行时间上的开销超过程序调用

开销：

1 建立中断/异常/系统调用好与对应服务例程映射关系的初始化开销

2 建立内核堆栈

3 验证参数

4 内核态映射到用户态的地址空间更新页面映射权限

5 内核态独立地址空间TLB

计算机体系结构及内存分层体系

计算机体系结构主要分为三大块:

CPU:程序和软件上的控制

内存: 主要放置程序的代码和数据

外设：满足一些功能，把数据保存在硬盘中…

内存分层体系组成：

CPU所访问的数据和指令所存放的位置在哪里？

CPU内部:寄存器->cache

资源很有限

CPU外部：主存->物理硬盘

速度稍慢，但是硬盘可以掉电保存数据，等再启动时CPU读入到内存

在操作系统中管理内存的不同方法：

程序重定位
分段
分页
虚拟内存
按需分页虚拟内存

内存的实现高度依赖于硬件

必须知道内存架构
MMU(内存管理单元)：硬件组件负责处理CPU的内存访问请求

地址空间 & 地址空间是如何生成的

地址空间定义
地址空间生成
地址安全检查

物理地址:硬件真实的地址

逻辑地址(虚拟地址):一个运行程序所拥有的内存地址

过程: .c -> .s -> .o -> xxx

* 预处理：gcc -E xxx.i xxx.c
* 编译：gcc -S xxx.S xxx.i
* 汇编：gcc -c xxx.o xxx.S
* 链接：gcc -o xxx.elf xxx.o

生成：编译->汇编->链接(编译器符号地址空间)

运行：加载硬盘中的程序，放到内存中运行（CPU中loader，逻辑地址空间）

MMU

CPU中有一个MMU，MMU有一块区域表示了这个映射关系，正如上图中蓝色区域的地址转换过程。

当CPU要执行某一条指令时候，它的ALU固件需要这条指令的内容，他会发出这个这个请求，这个请求中带有逻辑地址，CPU中的MMU会去查询这个逻辑地址在对应的表中有没有对应的物理地址，如果有这个物理地址，那么就可以找到。

连续内存分配

内存碎片问题

分区的动态分配

第一适配

最佳适配

最差适配
压缩式碎片整理
交换时碎片整理

碎片问题

分区的动态分配

第一适配

优势：

简单
易于产生更大空闲块，向着地址空间的结尾

劣势：

外部碎片
不确定性

压缩式碎片整理

把内存中分布不连续的地址空间，重新排序使得连续，从而减少内存碎片。但是会系统的内存拷贝开销会非常大

交换时碎片整理

换入换出(swap)充分利用硬盘部分，p3在运行时，不够p4在内存中等待所需的空间，把p4一部分移到硬盘中(暂时把没有执行的程序放入硬盘中，等需要执行时再放入内存)

非连续内存分配

连续内存分配的缺点：

分配给一个程序的物理内存时连续的

内存利用率较低

有外碎片、内碎片的问题

非连续内存分配的优点：

一个程序的物理地址空间是非连续的

更好的内存利用和管理

允许共享代码与数据(共享库等…)

支持动态加载和动态链接

非连续内存分配的缺点：

如何建立虚拟地址和物理地址之间的转换

软件方案

硬件方案：

分段：

程序的分段地址

分段寻址方案

分页

分段

通过段号（index）就可以找到对应到段表里面的真实项，就知道了这个项中在物理地址的限制，CPU会判断一下一个限制是否是一个非法的操作，如果不合法的地址，会产生一个异常，kill这个进程；如果合法就会取出这个物理地址进一步处理。

问题：段表谁来建立？—>操作系统

分页

划分物理内存至固定大小的帧（大小是2的幂，eg:512，4096，8192）
划分逻辑地址空间至相同大小的页(大小是2的幂，eg:512，4096，8192)
建立方案转换逻辑地址为物理地址(pages to frames)
- 页表
- MMU/TLB

帧

在物理地址使用帧

页

在逻辑地址上使用页

一个程序的逻辑地址空间被划分为大小相等的页
- 页内偏移大小 = 帧内偏移大小
- 页号大小 <> 帧号大小

页寻址机制

流程分析：

CPU先获取逻辑地址，逻辑地址中记录了两部分：offset偏移量(o)和pages页号

§，页号当做index索引，然后根据页号(page number)在页表基址(page base address)上的偏移，找到页表(page table)中找到对应的帧号，然后根据帧号(frame number)和offset偏移量(o)找到实际的物理地址。

页表(page table)是谁建立的?

page table 是操作系统建立的，这样才能让程序完成映射关系，才能正常的跑

页表
- 页表概括
- 转换后备缓冲区(TLB)
- 二级/多级页表
- 反向页表

地址转换实例

解释
第一个逻辑地址(4,0)代表在页表中的第5个(01234，都是用0开始计数)，flags的resident bit(是否对应物理地址的存在位)为图中标红部分(0->没有对应的帧块，物理地址不存在。1->有对应的帧块，物理地址存在)。

第二个逻辑地址(3，1023)，同理即可，对应的页帧号为00100 -> 4，再根据后面的偏移量找到对应的物理地址(4,1023)。

64位计算机->寻址空间为2^64

一个页的大小 -> 1024byte -> 2^10

一个页表会多大? -> 2^64 / 2^10

页表性能问题：(空间、时间)

每个应用程序都会有一个页表，会导致栈的空间很大，浪费资源，CPU的cache放不下，需要把页表放到内存中，开销很大
如何解决？
- 缓存(caching)
- 间接访问(Indirection)访问
TLB

什么是TLB？:

把我们经常访问的页表项放到TLB中，因为虽然TLB(CPU中)访问很快，但是大小是很有限的，如果TLB中有记录页表项被访问到(TLB命中)，可以不经过页表，直接访问物理地址。如果TLB中没有记录页表项被访问到(TLB未命中)，CPU会去访问页表，再去访问物理地址。
那会不会经常出现TLB未命中？

不会的，因为在32位系统中TLB有4K个项，可以被访问4K次。
延伸扩展：

在我们编程时候，尽量把变量和存储放到一个位置，减小TLB的开销

二级页表

二级页表产生原因？

由于上节说到页表占用的空间太大，那如何使得页表占用的空间尽量小，引入二级页表。

寻址流程：

CPU是知道一级页表的起始地址的，然后根据p1的number作为index查到一级页表中的page table项，一级页表中存的这个值是二级页表的起始位置(如图箭头所示)，然后根据p2的number作为Index(一级页表的address+p2Number)查到二级页表的帧号(frame number)，再用帧号加上对应的offset偏移量得到相应的物理地址。页的offset与帧的offset是一样的
优点：

省空间 -> 如果p1中查不到对应的p2映射，那么就不用保留p2在内存中

多级页表

明白了二级页表进一步也推出多级页表

优点

省空间，时间换取空间 比如我们的64位操作系统可以用5级页表表示，随着页表的增多开销随之越来越大

反向页表

这里不赘述了，想学习的小伙伴自己学一下

虚拟内存

如果在计算机系统中，尤其是在多道程序运行的环境下，可能会出现内存吃紧问题，怎么办？
- 如果是程序太大，超过内存容量，可以采用手动覆盖(overlay)技术，只把需要的指令和数据保存在内存中
- 如果是程序太多，可以采用自动的交换（swpping）技术，把暂时不能执行的程序送到外存中
- 如果想在有限容量的内存中，以更小的页颗粒度为单位装入更多更大的程序，可以采用自动的虚拟存储技术

进程

进程的描述
- 进程的定义
- 进程的组成
- 进程的特点
- 进程控制结构

进程的定义

由静态的程序，加载到内存中，成为动态的进程

进程的组成

一个进程应该包含：

程序的代码
程序处理的数据
程序计数器中的值，指示下一条将运行的指令
一组通用的寄存器的当前值，堆、栈
一组系统资源（如打开的文件）

程序与进程的区别？
- 进程是动态的，程序是静态的：程序是有序代码的集合；进程是程序的执行，进程有核心态/用户态
  - 为什么进程有核心态和用户态的区分？
    
    一个进程不止在用户态上操作，比如需要读写硬盘这些外设，都需要由操作系统去完成
- 进程是暂时的，程序是永久的：进程是一个变化的过程，程序是可以永久保存
- 进程与程序的组成不同，进程的组成包含：程序、数据、进程控制块（即进程状态信息）

进程运行不是一直执行的，会被优先级更高的进程打断，然后再进行执行

进程的特点：
- 动态性：可动态的创建，结束进程
- 并发性：进程可以被独立调度并占用处理机运行；并发并行(多核)
- 独立性：不同进程的工作不相互影响(页表来保证)
- 制约性：因访问共享数据/资源或进程间同步而产生制约

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a：动态
b：独立
c：调度切换

进程控制块(Process Control Block)

这部分挺有用的

进程的生命周期

进程生命期管理
- 进程创建 -> 初始化
- 进程运行 -> 执行
- 进程等待 -> 等待
- 进程唤醒 -> 就绪
- 进程结束 -> 消亡

进程创建

引起进程创建的3个主要过程：

系统初始化

用户请求创建一个新进程

正在运行的进程执行了创建进程的系统

进程等待

进程唤醒

进程结束

为什么会从running变为ready？

因为系统的内存资源和CPU的处理是有限的，当有多个程序在运行时，如果一个程序在规定的时间片内没有完成，就会被切换为下一个进程去执行，也就是从running变为ready。
可能的状态变化如下：

NULL->New：一个新进程被产生出来执行一个程序

New->Ready：当进程被创建完成并初始化后，一切就绪准备运行时，变为就绪状态。是否会持续很久->不会，因为OS创建pcb是很快的

Ready->Running：处于就绪状态的进程被进程调度程序选中后，就分配到处理机上来运行。

Running->Exit：当进程便是它已经完成或者因出错，当前运行进程会有操作系统作结束处理

Running->Ready：处于运行状态在其运行过程中，由于分配给它的处理机时间片用完而让出处理机谁完成？->操作系统

Running->Blocked：当进程请求某样东西且等待时

Blocked->Running：当进程要等待某事件到来时，它从阻塞状态到就绪状态

进程挂起

实质：把进程暂时放到外存中

挂起状态

阻塞挂起状态(Blocked-suspend)：进程在外存并等待某事件的出现
就绪挂起状态(Ready-suspend)：进程在外存，但只要进入内存，即可运行

线程

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[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-BBFOLIyy-1660920031857)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209135706333.png)]

程序分析:
- 单进程: 播放声音可能不连贯,因为是单进程,read是阻塞读取,可能比较慢,而play比较快,当play完成后,read读耗费时间,导致卡顿
- 多进程: 如果使用多进程的话,
  - 1.存在一个cpu调度,内存占用(维护进程的系统开销较大;创建进程时,分配资源,建立PCB;撤销进程时,回收资源,撤销PCB;进程切换时,保存当前进程的状态信息)
  - 2.IPC(进程间通信复杂)的问题

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系统资源分配的最小单位,系统调度的最小单位?

如何理解这句话:

进程主要就是负责资源的管理(打开文件,访问网络…)

线程成为了进程组成的重要部分,一个进程中的所有线程共享该进程的所有资源

一个线程组成:code(代码段),Initialized data(数据段),stack(堆栈)

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-7lJ0RifA-1660920031858)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209142213138.png)]

如何理解线程的缺点:

线程能够共享一个进程的所有资源,若某个线程由于意外破坏了某个资源,其他线程访问这个资源也会出错.如果一个线程崩溃了,所有线程都会崩溃,进程也会挂掉.

什么时候用线程什么时候用进程?

强调性能使用线程,强调安全性使用进程

eg:你浏览器创建的所有网页都是线程,如果一个线程崩溃了,会导致所有网页不能打开,浏览器都崩溃了,这样的设计就不好!!!!!!!! ---> chrome都是使用进程模式

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-1LWBbMsz-1660920031858)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209143200417.png)]

线程与进程的比较

进程时资源分配单位,线程是CPU调度单位

资源:内存,文件,网络…

cpu调度单位:一些控制流所需要的信息
进程拥有一个完整的资源平台,而线程只独享必不可少的资源
线程同样具有就绪,阻塞和执行三种基本状态,同样具有状态之间的转换关系
线程能减少并发执行的时间和空间开销

1 线程的创建时间比进程短

因为进程要创建内存去管理,创建文件去管理

线程直接使用进程已经创建好的内存和文件

2 线程的终止时间比进程短

同上同理

3 同一进程内的线程切换时间比进程短

因为同一个进程中的线程拥有相同的页表,所以切换快

切换进程时它们的页表都是不同的

4 由于同一进程的各线程间共享内存和文件资源,可直接进行不通过内核通信

同一个线程它们使用的地址是相同的,直接访问地址即可

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-vlrM1f2k-1660920031859)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209145105828.png)]

用户线程:CPU的调度单位为进程

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-aV0RHi6g-1660920031859)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209145250601.png)]

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-nPW6HhpY-1660920031859)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209145353390.png)]

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-JwrDq0rA-1660920031859)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209145628846.png)]

内核线程:CPU调度单位为线程

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-M4HATWru-1660920031860)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209145802784.png)]

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-sEdONlJU-1660920031860)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209145839329.png)]

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-d5iKAdGS-1660920031860)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209150106717.png)]

上下文切换context

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-iPkdGiI5-1660920031861)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209150334203.png)]

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-elNecVkS-1660920031861)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209150453952.png)]

什么时上下文切换?

process P0运行时要上下文切换,它要把进程寄存器信息保存在PCB中,把另一个进程process p1寄存器信息的PCB恢复CPU中

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-bmxt4Fzk-1660920031862)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209150722211.png)]

进程的创建

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-wBMFWjsC-1660920031862)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209151001342.png)]

exec会把另外一个程序覆盖之前的进程代码段,PCB时不变的,如果执行了why would I execute证明exec执行失败

执行fork

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-Im1IiSS7-1660920031862)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209151513125.png)]

执行exec

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-7DOqjOuB-1660920031863)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209151623736.png)]

执行fork

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-Jrz7Unte-1660920031863)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209151704753.png)]

执行exec

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-sHxg9QAV-1660920031864)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209151823996.png)]

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-pJnU10aN-1660920031864)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209151849806.png)]

这是很方便去执行一个新的进程
fork优化

因为fork会拷贝父进程的资源,开销大,你要执行exec是不需要之前父进程的资源,所以拷贝过程是多余的 使用vfork:不会复制所有的资源

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-gtD8pN7U-1660920031865)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209152001586.png)]

现在系统基本都是COW

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-qLkaI261-1660920031865)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211209154050685.png)]

调度

上下文切换
- 切换CPU的当前任务，从一个进程/线程到另一个
  - 保存当前进程/线程在PCB/TCP中的执行上下文
    - 读取下一个进程/线程的上下文
CPU调度
- 从就绪队列中挑选一个进程/线程作为CPU将要运行的下一个进程/线程
- 调度程序：挑选进程/线程的内核函数(通过一些调度)
- 什么时候进行调度?

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-g81CdttI-1660920031866)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211215211452357.png)]

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-YUmBuMIW-1660920031866)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211215211622392.png)]

文件系统

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-oufOa0z6-1660920031866)(C:\Users\11639\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20211215213740242.png)]

虚拟文件系统:/proc…

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