操作系统基础
1.什么是操作系统
操作系统（OS）是计算机硬件和应用之间的一层软件。
五个深色为基本部分，上层应用使用OS提供的接口来使用计算机硬件。
2.打开操作系统
- 计算机说到底就是一个计算模型，从图灵机到通用图灵机，再到冯诺依曼计算机结构。
- 计算机执行的过程就是：取指执行。因此要将OS从磁盘/硬盘中，读到内存中，这样才可以正常运行。
- （Intel结构即×86结构）对Intel这个PC机来说其内存中有一部分是固化的（固化在0xFFFF0中），叫ROM BIOS（basic in out sysytem）
- 开机之后，计算机执行的第一句指令：刚开始在FFFF0处，在BIOS区执行固定的程序。检查RAM，键盘显示器磁盘...
- 将0磁道0扇区的东西（操作系统的引导扇区，一个扇区512字节）读到0x7c00处
- 跳到引导扇区执行启动程序。(cs<<4+IP=0x7c00)
- 引导扇区代码bootsect.s，是汇编代码
- 地址都是段地址：偏移地址 int 0x13是关键，BIOS开始读磁盘扇区的中断。为setup读四个扇区，system模块继续读。 读了setup之后，进入ok_load_setup，int 0x10是关键，BIOS中断，显示字符。 Lecture3：操作系统启动 将操作系统读入内存+完成初始化。
- setup模块，setup.s int 0x15BIOS中断，获得物理内存的大小，放在ax中，然后送到90002保存。方便之后管理内存。 获得显卡参数、设备号等等信息，放在内存中，方便之后管理。 移动system模块到0位置。整个内存中，操作系统一直放在0地址处开始的位置。 最后的gdt：xxxxx，初始化gdt表。
setup最后执行一个jmpi 0,8，因为已经进入了保护模式，寻址方式进行改变，这个程序跳到零地址处，即system模块。 传统jmpi 0,8，即0给ip，8给cs，偏移地址为cs左移4位+ip，这样最多能表示20位，即1M的地址，太少了。需要改变寻址方式，切换到32位模式（保护模式），启动32位寻址模式（4G）。 cr0最后一位如果为1，进入保护模式。
使用gdt得到地址。现在cs叫做选择子，存放的不再是地址，而是表中的下标，通过cs在表中（即gdt全局描述表）查找，再＋ip，得到地址。 gdt是通过硬件实现的，速度很快。 保护模式下的中断，也变为在IDT找，找中断处理函数的入口地址。 2. system模块 system模块的第一部分的代码为head.s。
head.s又做了许多事情，在保护模式下，与前面的16位汇编代码不同。
main永不停止，不会返回，main如果返回了，就进入L6，死循环。
main中执行各种初始化的函数。 比如，mem_init执行内存初始化。
初始mem_map数组，每次解4k内存，4k作为一页。数组表格中保存哪些是内存是使用的，哪些没用。 end_mem，即为总的内存，可以求出数组的尺寸大。 Lecture4：操作系统接口（OS Interface） 操作系统的接口：连接上层用户和操作系统软件，屏蔽了实现的细节。
用户使用计算机：通过命令行、图形按钮、应用程序。这是总体的使用，并不是真正的接口。
使用命令行的时候：命令对应的是程序，编译完就是可执行文件，shell命令将可执行文件执行（申请CPU执行，使用一些函数）。
图形按钮（鼠标点击、键盘按下）：图形界面就是一个包括画图的C程序。硬件系统实现一个消息队列，当鼠标/键盘点下之后，通过中断送入消息队列；应用程序要实现一个消息循环，getmessage，来拿出内部的这些消息，通过消息处理函数，完成该消息对应的功能。
==关键在于调用的重要函数，这就是操作系统的接口。== 称为==系统调用==。
Lecture5：系统调用的实现 上层的函数，不能直接调用内核中的信息，不能直接jmp/mov，需要使用系统调用提供的接口才可以进入到内核中，得到信息，这样更加安全。
使用一种硬件设计，来将内核程序和用户程序进行隔离，用户态和内核态。 DPL描述目标内存段的特权级，0表示是内核段。CPL描述当前的特权级。当前特权级比目标更小（即当前特权更高），才可以访问。
硬件提供了唯一的主动进入内核的方法，即中断。 系统调用的核心，执行int 0x80指令，中断处理函数处理中断，根据该中断执行相应代码完成进入内核的操作。
宏syscall3，展开汇编指令，把NR_write置给eax，int 0x80调用中断，进入内核。 int 0x80：
到IDT表中找到中断处理程序入口位置（使用system call函数），跳到那里执行，处理之后再回来。 会将DPL设为3，这样CPL=DPL，就可以进入内核了。
Lecture6：操作系统的历史 IBSYS监控系统（1955-1965） OS/360（1965-1980） MULTICS（1965-1980） UNIX（1980-1990） Linux（1990-2000）
Lecture7：我们的任务
Lecture8：CPU管理的直观想法 操作系统在管理CPU的时候引出了多进程图像。
CPU的工作原理：
自动的取指执行。PC存放指令地址，取到地址，CPU执行指令，PC会自动更改为下一个指令的地址。 那么最简单的管理CPU方法，就是设置好PC的初值即可。 由于I/O指令比计算指令所需要的时间多得多，近似是10 ^ 6倍，因此简单的设置PC初值，一个一个指令顺序执行，I/O执行的时间，CPU需要等待，因此效率非常低。 让多道程序，交替执行，可以重复利用CPU，提高效率。在一个CPU上交替执行多个程序，即并发。 如何做到并发：
我们需要控制PC，在CPU等待的时候，切换到其他程序，等待结束还要可以切换回来。 同时切换回来的时候，要恢复原来的执行状态（这些信息在切换出去的时候需要记录下来）。 进程：
进程是执行中的程序，记录程序运行的样子。 进程有开始、结束、程序没有。 进程会走走停停，走停对程序无意义。 进程需要记录ax，bx等，程序不需要。 Lecture9：多进程图像 启动了的程序就是进程，多个进程推进；操作系统只需要将这些进程记录好，要按照合理的次序推进（分配资源、进行调度），这就是多进程图像。
多进程图像从启动开始，到关机结束。是操作系统的核心图像。
利用PCB这种数据结构来记录进程信息。
操作系统有序地维护这个进程状态图。 PCB描述进程，队列中排队，状态表示进程的状态 多进程的交替切换（队列操作+调度+切换）：
schedule()函数，完成切换，从就绪队列中找到下一个进程（PCB），切换到下一个进程。 getNext()函数，进行进程调度，即找到下一个进程。简单的方法有FIFO，引入优先级。 switch_to()函数，进行切换，当前进程的一些信息保存到PCB，然后把下一个进程的PCB加载，就切换到下一个进程了。 多个进程可能会相互影响（因为都在内存中，可能会导致进程2直接访问了进程1的地址，导致进程1出错），因此可以限制对之前进程地址的读写，进行多进程的地址空间分离，进程之间地址互不影响，这是内存管理的主要内容。 多进程合作，核心在于进程同步（合理的推进顺序）。 Lecture10：用户级线程（多个进程如何切换）
将资源和指令执行分开，只需要切换PC，不需要切换内存中的映射表，则为线程。 线程是有价值的，许多程序需要共享资源，因此不需要切换资源，使用线程即可。
create创造第一次切换时的样子，yield进行切换（切换出去再切换回来）。
==每个线程自己一个栈，只有yield可以切换栈==。TCB为线程控制块(Thread Control Block,TCB)，与上面的PCB类似。 204是在调用yield时候压栈的，因此在yield结束的时候弹出204，因此不需要jmp 204，yield结束之后会弹出204，执行204的}，弹出104，返回到104，yield只需要切换栈即可。按照原本的jmp，会多执行一次204。
yield都是用户级线程，只是在用户态切换，不进入内核。如果某个线程需要使用硬件，那么需要经过内核，那么等待的时候，内核看不到该线程还有其他的线程一起运行，会直接切换到其他的进程。这边应该执行的线程也会停止运行。 核心级线程schedule（内核级线程）可以进入内核，并发性更好。由操作系统完成，用户不可见。
Lecture11：内核级线程
多处理器跟多核有区别，多处理器是每个处理器自己一套cache，MMU（相关映射），多核是多个CPU共用一套。 因此多核可以快速进行多内核级线程，因为共用MMU，不需要切换资源。注意只有内核级线程，OS才可以分配硬件，才能用到多核，核是OS管理的。
两套栈，每个线程有一套栈（用户栈和内核栈）。 进入内核的时候（中断，进入内核），用到内核栈。
INT中断，启用内核栈，通过指针与用户栈相连，内核栈存放用户栈当前执行到的位置，方便之后退回。 SS:SP即用户栈栈顶地址，CS:IP即用户程序开始的地址。 进入内核之后：
在内核中也会切换线程，switch_to。 比如S和T两个线程，首先进入S的内核（通过中断），需要切换时，在S的内核栈找到T的TCB，切换栈，到T的内核栈，使用iret中断返回指令，再切换到T的用户栈。
如果是进程切换，还需要切换地址映射表（内存管理）。
Lecture12：内核级线程实现 核心是栈的切换。
fork系统调用，引起中断。在A中执行，遇到fork。 遇到 0x80，中断（找到当前内核栈，将SS,SP送入内核栈，然后执行system_call）
将用户态的现场情况，保存到内核栈中。 内核态中执行sys_fork，即中断函数的功能。 在中断函数执行过程中，发现可能需要等待，则就需要进行切换。 即cmp比较，状态state如果不为0，说明该线程阻塞，则schedule切换到其他线程。 cmp比较，counter不为0，则时间片用光了，也需要调度切换。 结束之后，进行中断返回函数，从内核栈回到用户态。
next即找到切换线程/进程的TCB，switch_to完成切换，next具体算法后面讲。
图里是基于TSS的切换，效率较慢；现在都使用内
