注：本文使用的所有截图均来自于网易公开课课程

1.开机

开机的时候，内存里的bios先进行外设的自检，然后从硬盘加载bootloader到内存，然后指令转到bootloader的地址，然后再把操作系统加载到内存里，然后指令转到操作系统的地址，由操作系统接管整个机器。

2.中断和异常

中断（interrupt）：来源于外设，系统调用（system call）和异常（exception）来源于应用程序。处理时间：中断异步，异常同步，系统调用异步或同步，同步指你知道这里会发生，异步指你在等待，不知道这里会不会发生。响应：中断，持续，异常，杀死或重新执行，系统调用：等待和持续。

产生中断或者异常，由哪个位置服务呢？我们有个表，一侧称为key，是中断号或者异常号，给他编号可以区分不同的外设的中断，每个编号有个地址，收到中断，查中断表，直接转到地址去执行指令。程序的保存与恢复：中断后程序回到之前状态执行。

  • 中断处理过程

硬件：外设产生中断标记，cpu看到标记可以得出是哪号中断，可以得到一个具体的中断号，把中断号发给操作系统。
软件：保存被打断的现场+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。

  • 异常处理过程

异常编号，保存现场，异常处理（杀死产生异常的程序或者重新执行异常指令），恢复现场后，重点是，这里可能会修复异常指令后重新执行指令

  • 系统调用过程

系统调用接口：操作系统给应用程序提供服务。
如：应用程序代码printf触发系统调用write，包括显示设备和显示内容，获取信息后就会去执行。
操作系统有各自的高级API，应用程序一般直接调用这些高级API，比如win32API用于windows，java API用于JAVA虚拟机（jvm），POSIX用于POSIX-based system（包括unix，linux，macosx），JVM是虚拟在windows和posix上的。

  • 操作系统怎样完成系统调用的实现呢？

Interface（应用程序通过library库访问） –> 触发从用户态到内核态的转变（用户态：特权级低，不能访问特权指令和IO指令，内核态：特权级高，可以访问所有的指令，控制权从应用程序交到操作系统 -> 从系统调用ID号，等参数做标识，从而识别并完成对应服务。函数调用：一个堆栈内完成；系统调用，不同堆栈完成

3.1 计算机体系结构和内存分层

  • 体系结构

CPU，内存，设备（I/O）

  • 内存层次结构

CPU访问的数据包括指令和数据，从CPU往外：寄存器，cache，主存（即物理内存），磁盘（虚拟内存）

  • 操作系统的目标

1． 抽象：应用程序不用考虑底层的东西，只要考虑一个连续的逻辑地址空间即可
2． 保护：内存中可同时运行多个不同的应用程序，可能会需要访问想同的内存空间，可能会破坏，需要隔离。
3． 共享：很多应用程序要共享数据，进程之间要交互，使得进程之间能够安全可靠地传递数据
4． 虚拟化：当内存不够的时候，把最需要内存空间的数据放到内存里，暂时不需要访问的数据可以放到硬盘里，硬盘分配出一块虚拟空间。

CPU运行程序时，要把两个部分放到内存中：
（1） 程序本身 （2）程序要使用的数据
操作系统管理内存必须高度依赖硬件

3.2 地址空间和地址生成

  • 物理地址空间

主存和硬盘，和硬件直接对应，管理和控制由硬件完成。

  • 逻辑地址空间

一个运行的程序看到的内存空间（程序没有直接访问硬盘的权限，需要通过操作系统转化地址，并且方便应用程序自身的访问和控制）是一个简单的一维数据空间。两者形成映射。

  • 逻辑地址生成

对一个.c file从硬盘上创建编译汇编链接，再载入到内存中的全过程：（每个部分的逻辑地址都是只对它自己有意义）
1、一个c file，函数位置和变量名字就是它逻辑地址；
2、经过编译后得.s file，还是名字；
3、经过汇编，得到.o file，这时候，语句已经分布到一个它的一维的逻辑地址了，比如，jmp 75，指的是跳到逻辑地址为75的语句
4、再经过链接（多个文件），成为exe file，已经是可以执行但是目前还存放在硬盘里的程序，地址已经进行了全局的分布，不同的.o程序对应到了同一个一维逻辑地址的不同位置，从常规库开始分布，后面是各个文件语句的位置。
5、载入：放在硬盘中的exe文件，通过loader，loader也是一个应用程序，当程序被操作系统放到内存中去运行，loader在上面的逻辑地址加上一个偏移量，得到了内存中的逻辑地址。
1到5步，不需要操作系统参与，通过编译器，通过loader等，就可以完成，接下来，我们要把这个最终得到的内存中的逻辑地址转化成物理地址。
CPU有一个叫MMU，内存管理单元，里面有一块区域，表示了逻辑地址到物理地址的映射关系，也存在内存中的一个位置。我们查这个表，就能知道了。

  • CPU执行指令流程

流程：CPU执行一条指令，ALU部件需要发出请求这条指令的内容，参数就是逻辑地址，CPU就去查MMU中的映射表，如果有就找到了物理地址，如果没有就去内存的map中找，然后CPU的控制器给主存发出一个请求，需要这个物理地址的内容，主存通过总线把这个内容通过主线传到CPU，进行执行。操作系统完成的就是在这个流程之前，就建好逻辑地址到物理地址的映射关系。这个关系可以放在内存中，加快速度。

操作系统还要设置逻辑地址空间的基址和界限，以保证内存访问的正确性。超过界限，就抛出异常，按前述异常处理。

3.3 连续内存分配

内存碎片：外碎片，程序分配的区域之间的碎片；内碎片：程序分配之内的碎片
操作系统把程序从硬盘加载到内存中去，需要分配一块空间，常用的分配策略：
首次适配first fit，最优适配best fit和最差适配worst fit
first fit：从零开始，找到的第一个能放得下的空间放它
best fit：最小的可以放得下的空间放它
worst fit：最大的可以放得下的空间放它

3.4 连续内存分配：压缩式与交换式碎片整理

（一）压缩式碎片整理
重置程序以合并孔洞
要求所有程序是动态可重置的
（二）交换式碎片整理
运行程序需要更多的内存
抢占等待的程序&回收它们的内存

4.1 非连续内存分配：分段

可以更好的利用碎片，需要从逻辑地址到物理地址的转换：软件方案带来开销太大，所以要和硬件进行结合。
主要方法：分段方法和分页方法。

分段方法核心问题

如何寻址和怎么实现分段寻址机制？

  • 思想
    连续逻辑地址分段后放在不连续的不同段的物理地址中。
  • 寻址
    一个逻辑地址，分为一个段号s和段内偏移offset的二元组（s，offset），可以是段寄存器+地址寄存器方案，也可以是两个接在一起的单地址方案。
  • 实现
    一个程序，通过CPU执行每条指令，CPU就要进行寻址，即具体的物理地址在哪，逻辑地址分成两部分，第一部分是段号，第二部分是段偏移，操作系统建立一个段表，对于一个逻辑地址的段号作为索引index，在段表里查找出唯一一个二元组（base，limit），这个二元组对应的是物理地址的基址和界限，然后再基址的基础上加上偏移offset即为物理地址。如果超过了界限，就按之前说的，抛出异常，按异常的方法进行处理，流程如下图：

4.2 非连续内存分配：分页

和分段一样，也需要页号和页的偏移

把物理内存划分为固定大小的帧；把逻辑地址划分至相同大小的页

划分大小是2的幂，划分数量也是2的幂，这样就能把页号，帧号和页内偏移，帧内偏移都用二级制的位数来代替。

一个物理地址是二元组（f，o）f是帧号，共有2(f)个帧，o有S位，即每帧有2(s)字节，注意，这里每个位置是存了一个字节，因为计算机中最基础的存储单位是字节。

逻辑地址：页
逻辑地址被分为大小相等的页，页内偏移大小=帧内偏移大小，页号大小和帧号大小进行映射，其他的格式和物理地址一样，注意的是，保存页号的位数一般来说会大于保存帧号的位数，那么物理内存少了怎么办？用到虚拟内存，以后再说。
转换过程：页号作为索引，在页表里面查找对应帧号，需要的是两个，页号和页表基址（页表从哪里开始），查找得到帧号在加上偏移量（两个偏移量是相同的）得到物理地址。

4.3 非连续内存分配 页表

操作系统和硬件相互配合才能完成的目标：页表
页表是个大数组，索引是页号，索引对应的内容是帧号，页表项还包含着一些用来描述状态的标志位（Flags）标志存在与否，写入读出等

16位地址，对应的是64kb逻辑地址，如果这时候只有32kb物理内存，我们一般以1kb为一页，页号就有6位（绿色11到16），帧号只有5位（绿色11到15），可能有些逻辑地址就不存在对应的物理地址。

页表里面，resident bit 代表当前物理内存是否存在，0代表不存在，1代表存在，CPU如果访问这个地址会产生一个异常。一般情况下，这样的非法访问，操作系统杀死这个程序

  • 带来的问题：页表会占用的空间开销大和时间慢。

空间：64位机器如果每页1024字节，那么一个页表要用64-10=54位空间来存放页表，而这个相当于2^20TB，根本不现实。而且对于多个应用程序，为了有效实施内存的隔离，每个程序对应各自的页表，n个程序就要用n个页表，更耗空间。

时间：既然页表很大，CPU的cache只有几mb，肯定放不下，只能放在内存里。访问一个内存单元需要访问页表加访问实际物理地址两次内存访问，内存访问并不快

  • 解决方法

时间：缓存（TLB）
空间：间接访问（多级页表）
TLB，简单来说，这是个CPU里的缓冲，直接存好了常用的逻辑地址的页号p和物理地址的帧号f，如果命中，就不需要去查页表了。如果miss，则查表并更新到TLB中。32位系统，一个页是4kb，每平均访问4*1024次才能碰到一次要查页表，TLB的缺失就很小。

TLB miss之后，从页表中存到TLB中，x86就是完全由硬件完成，MIPS则有软件操作系统完成。

4.4 非连续内存分配 页表-二级，多级页表

多级页表（不一定要平均分，以平均分为例）：
（注意，这个不对，引以为鉴）我们把一个n位的空间，分为k个n/k位的空间，第i个空间，寻址结果决定了下一个寻址的基址（即乘以一个2^（(k-i)*n/k）的空间），具体：一级页表号p1 number通过一级页表查到的一级页表项是二级页表的起始地址，加上二级页表号p2 number得到的页表项，存的是frame number

对16位页表分成两个8位来说，一级页表项之间（即上图一级页表每往上走一格）相差256字节的整数倍（大概可以这样简单理解），代表二级页表的基址，然后二级页表的大小也是256字节。就很像一个棵树，一级页表每一项对应内存不同基址。每个基址开始存着一个耳机页表，看样子好像没有节省空间，但是实际上，如果p1表里面的驻留位resident bit是0，那么p2表就不需要空间了，这样实际上能节省极大空间，多级页表，就是每一级都能得出下一级有些空间不需要，实际上这可能是个很不平衡的树，但是就很省空间。

4.5反向页表

前面都是页号映射到帧号，反向页表是帧号映射到页号，这样反向页表就是和物理内存大小对应。使用的是页寄存器：

那么怎么从反向页表里面查找逻辑地址页号对应的帧号呢？可以用关联内存，通过查找反向页表里的内容，输出它的索引，就对应物理地址，然而这样开销巨大，因为这个实现的机理非常复杂，导致容量不能做很大，而且放到cpu外面内存开销更大。对大的关联存储器，速度反而会下降。

那么我们怎么办，用hash table查找

用hash函数，输入一个值得到输出，输入的值为page number，输出frame number，用硬件加速，可以加一个PID标识，加上页号page number，能够得到一个简洁的hash函数，算出帧号frame number
缺点：hash函数可能会出现多个帧号结果，就要通过PID来判断取哪个
部分高级CPU里面存在反向页表

5虚拟内存

内存不够，用到硬盘，覆盖技术，交换技术，虚存技术

  • 覆盖技术

    如果程序块之间没有相互调用（可简单理解为函数调用），则相互独立的块可以放在同一块内存，运行一个时其他的放在硬盘里，由软件程序员手动指定，如图两种覆盖方法，A,BC,DEF和A,BEF,CD

  • 交换技术

  • 虚存技术

目标：不由程序员指定的自动完成更好的覆盖+只对程序部分内容进行的完成更好的交换
条件：程序的局部性原理，指程序在执行过程的一个较短周期内，指令和指令操作数的地址分别局限于一定区域
时间局部性，上述两点集中在一个较短时期；空间局部性，上述两点集中在一个较小区域
虚存：访问速度快，空间大，访问方便（不用手动调控）
考虑如下问题：

左边程序是先访问每一列，右边程序是先访问每一行
数组大小为4m，一页是4k，那么有1024页。结果如下：

在内存中，数组是按行排列的，也就是说，每一行大小是4k，就正好放在同一个页里面。那么，如果先读行，那就是第一次读出现异常，读入一页，然后要读1024次，才下一次缺页（TLB?），而如果先读页，那么每次都要重读，读完1024页又要读最开始的页，不仅慢，而且局部性差。

  • 虚存技术的基本概念

把程序按照分段，分页，和虚存技术合并，也就是在程序局部性比较好的时候，只对页进行操作，先将应用程序当前需执行的部分调入内存，程序就可以开始执行。过程中，如果少了一些东西，那么算缺页，再把缺的部分调入，如果缺页的同时没空间了，再把一些不常用的放入硬盘。注意到这里如果程序局部性比较好，缺页率就很低，影响就很小。

  • 虚拟技术的特征

空间大（硬盘提供支持）部分交换（按段或者按页）不连续性（物理内存分配不连续，逻辑地址不连续，因为唤入唤出可能把原本连续的虚拟地址变得不连续，操作系统会自己弥补）

  • 虚拟技术的实现

    左侧逻辑地址空间，右侧物理地址空间，页表维护映射关系，页表项的索引是页号，内容是页帧号。页表项内除了页帧号，还有几个bit，表示存不存在等状态。当不存在时会产生异常，异常机制会被我们利用为一种很有效的虚拟技术手段。
    虚存技术：在原本页式存储管理的基础上，增加请求调页和页面置换功能。请求调页：调入时是按页的；页面置换：唤入唤出操作。

  • 页表项添加几位来操作

    驻留位：判断当前页是在内存还是外村，1是内存，0是外存，缺页将导致缺页中断。保护位：表示允许访问的种类。修改位：如果修改过，可能要存回硬盘。访问位：如果被访问过，则设置此位，用于页面置换算法，比如最近访问的就不要换，很久没访问就换。

    如上图，左侧是逻辑地址的页表，其中索引是逻辑地址的页号，表项如下，其中x代表驻留位为0，数字代表驻留位为1而且偏移量为数字大小，比如最底下的0到4k这个页，页号是0，页项驻留位表示在主存中，偏移量是2，即，8k到12k区域。
    对第一条指令，把虚拟的0地址的内容赋给一个寄存器，那么虚拟0地址对应页号是0，页表中是2，那么对应的就是2*4k = 8192
    对第二条指令，虚拟地址为32780，页表中页号为8，对应的是X，不存在内存中的物理地址，产生缺页异常
  • 缺页中断处理过程

    过程描述：
    比如CPU要load一个内存，如果不存在内存里，即缺页，如果内存由空闲的物理页面，设帧号为f，转到第四步，将实际还在硬盘里的要load的逻辑地址页号为p的数据装入到内存帧f中，然后修改p对应的页表项的驻留位为1，页帧号为f。如果内存满，使用某种页面置换算法，选择一个页帧f，如果它在内存期间被修改过，由于内存断电不保存，还要把历史修改过的数据写到硬盘里，然后把f原本对应的页号q对应的页表项驻留位设为0，然后再转到4.
    概况：内存没满直接分配新页，并由操作系统设好页表，内存满了把一个挪出去，注意保存后设好挪出去的页表，然后再像第一步挪进来，再设好挪进来的页表。
    q为对数据修改后要写进硬盘的概率，上式如果p很小，那么这两项可能能是同等数量级。

6.1 最优页面置换算法

页面置换算法

功能：如果发生缺页，就要把你觉得不需要的页面换出去替换成需要的页面
目标：尽量减少页面的置换，因为硬盘的读写效率很低

像操作系统，这些需要常驻的内存，就要锁住，所以要加一个锁定位，lock bit
我们记录一个进程对页访问的轨迹，跟踪虚拟地址，重点是它的页号，因为访问同一页，不需要考虑偏移，因为同一页不会产生缺页中断。

最优页面置换算法（OPT）：当一个缺页中断发生时，对保存在内存中的每个逻辑页面，计算下一次访问它时还需等待最长时间的那一页，把它置换出来。缺点：这个是理想的，因为你实际上不知道未来是怎么样的。作用，可以用来评估其他算法优劣。

总结来说，置换的页面是将来最长时间不需要的页面。

横坐标代表当前内存中的页面和导入的时间，纵坐标代表从当前状态开始的时间和要访问的页面，值是按照当前算法内存中的页面。红点代表发生缺页中断的节点，下面也是一样

复习一下课程逻辑：
为了应用程序更方便->虚拟地址和物理地址->连续分配产生碎片->分段分页非连续分配->分页为主，两个地址都用页（帧）号和偏移量表示->映射地址时，要查页表，速度慢开销大->TLB和多级页表和反向页表->逻辑地址>物理地址->虚存技术：请求调页和页面置换->页面置换算法

6.2 先进先出算法 FIFO

即当缺页中断发生时，对于当前内存中的每一个页面，置换出在内存中停留最久的页面。缺点：可能效果很差，不单独使用，经常混合使用。
流程见下图：缺页中断太多了 0 0

6.3 最近最久未被使用 least recently used LRU

当发生缺页中断时，置换的页面是最近的最久未被使用的页面，是一种用历史来预测未来的方法，前提是局部性原理，见下图：需要注意的是，我们从当前中断点往前找到每一页最近一次被访问的位置，然后从里面选择最久的那个，所以叫最近（所有页中）最久（的那个）置换。

实现方法：
1、 链表，内部维护一个链表，对新访问的页面，从链表中删除后插入头部，即更新出最近的访问位置，当缺页中断时，链表尾部的就是要置换出的页面
2、 堆栈，同理，刚访问的页面，从栈中找到删除，然后放入栈顶，缺页中断时置换的页面是栈底页面

6.4时钟页面置换算法（clock算法）

LRU算法，精确记录最近最久的访问，要查找，耗时久，所以我们实际上不一定需要知道精确的访问时间，如果我们知道它最近有没有访问就行，那就好了。
时钟页面置换算法：每个页表项加入一个访问位，access bit，可以使0或者1，硬件和软件都能改变它的值。如果页面被访问，硬件会自动将其置1，然后我们把这些页按照一开始的顺序顺时针方向做一个循环链表，用一个指针，每次缺页中断时就开始扫描循环链表，如果当前指针指向的页acces bit是0，则把它置换，放入新的页面后对该新页面硬件自动置为1；如果是1，那就把它变成0（这里是操作系统来完成）。判断完后，指向下一个页。（即两种情况都要指向下一页）如果一圈都是1，那么循环一圈每个都变成0，然后又到第一个就把它置换出去，这个算法可以大概看成FIFO和LRU的结合体。


注意这里，每次缺页中断的指针是继承前一次的位置，如上图绿色的标志位置。

标志位的变化情况：
访问（1或0变成1），缺页，转到是0置换，是1就变成0跳到下一个。

我们可以形成一个画面，CPU疯狂的在内存中的页面跳来跳去，这时候循环链表的时钟指针是不动的，当形成缺页中断时，这时候时钟指针开始转动，处理，实际上也很快，然后处理好后，CPU又开始疯狂的跳来跳去，指针又不动了，只有发生缺页中断时开始转动。这样的画面有助于理解记忆。

6.5 二级机会法（enhanced clock algorithm）

我们在时钟页面置换算法中再加上一位，dirty bit，如果访问是写操作，那么access bit和dirty bit都置为1，如果是读操作，那么access bit是1，dirty bit是0。如下图：

我们的思想是，写操作还要把内存中的部分存到硬盘里，如果把它置换出去，但是不停地写，那么每次对它进行写操作，都得把它再读进来，然后再写出去，这样会造成两倍开销，所以我们多给它一次机会，即上图右下角表格，每次缺页，时钟指针转到一个页面对其这两位进行这样的处理，重点是11变成01，也就是对刚写访问（也就是11）的文件多给它一次循环的机会，放到下一个循环再置换，所以叫二次机会法。

标志位的变化情况：
写访问（10或00变成11），读访问（10或00变成10），缺页，则按上表的规律。循环和更新指针的方法和clock方法类似。

巩固方法：可以对每个方法算上面表格的结果。

6.6 最不常用法（least frequently used，LFU）

当缺页中断发生时，选择访问次数最少的页面淘汰。
基本思路：设置一个记录该页被访问多少次的计数器，然后开销太大（比如需要很多位数），还有如果一个页进程开始时访问很多，但是现在基本不用了，按这个就一直会占用内存，实际可以置换出去。
改进方法：如果我们隔一段时间，把这个计数器左移一位，就是把它变小，对时间就可以大概查看分段的规律。

6.7 Belady现象和各方法比较

采用FIFO算法是，有时候分配物理页面数量增加，缺页率反而提高。如下图，物理页面是4，缺页9次，物理页面加1到5，缺页10次。图中使用的是FIFO的队列头尾，新来的放入尾。

不同算法的比较：

6.8局部页替换算法的问题，工作集模型

局部当然分配越多物理页越好，但是其他的程序分配的页就少了。
前面的局部页替换算法的前提都是局部性原理，如何对局部性原理进行定量分析呢？
使用工作集模型。工作集和常驻集：

可以理解为一个框，这个框框住一段时间，如下图：


6.9两个全局置换算法

方法一：当出现缺页时，在工作集以外的页面淘汰掉

方法二：缺页率算法，简单来说，就是当缺页率高，那么证明应该读入更多的页面，增加工作集；如果缺页率低，应该腾出空间给其他进程，减小工作集。


当两次缺页之间时间大，那么就把这个时间差外的移除并加入缺失页，如果小，则仅加入缺失页。上图中下方的数字代表两次缺页时间差。

6.10 抖动问题



如果疯狂缺页，可能页面还没处理好又发生了缺页，那么久很慢了，所以上图是一个尽可能多的跑进程的同时又保证比较快的CPU运行的一个trade off折中。
7.1~7.4进程的定义，组成，特点，PCB
程序是一段代码，进程是代码动态运行后的运行过程，包括各个不同的部分，比如控制的状态啊，要使用的数据啊，等等，它的数据结构很复杂，叫进程控制块，PCB，里面包含各个不同的量给操作系统来操控管理进程。

7.5~7.7进程管理：进程的生命期管理，进程的状态模型，进程的挂起
进程创建start：操作系统创建一个最初始进程，由它创建接下来的所有进程；根据用户要求创建进程；进程自身创建子进程。
进程状态：new，ready，running，blocked
ready：已获取处理机以外所有的资源；running：获取处理机开始运行；blocked：出现中断比如读写文件比如等待指令，进入阻塞；new：ready之前和创建后之间的状态；程序并发地在不同的进程切换，比如一个程序阻塞的话就转换到其他进程，加快效率。一个CPU不能并行。

进程的挂起：从内存转到外存


我们使用方便删除插入的队列来控制进程的各个状态，不同的状态产生不同的队列，每个PCB根据自己的状态在不同的队列之间切换，按照优先级插入

7.8为什么使用线程

比如一个听mp3进程，如下图，可能一个函数后到下一个函数要等，听歌可能就不流畅，我们把它分成三个分开的部分，可以并发地执行，这一点和进程相似，但是像7.1~7.3中所说，为了安全，进程不能互相访问各自内存，而这里我们要访问同一块内存（这三部分属于同一个进程），所以线程就是能并发执行并且共享资源的过程。


7.9什么是线程

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