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# Four Fundamental OS Concepts
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## Complexity 复杂性
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操作系统的硬件非常复杂。如果没有操作系统，用户必须直接与硬件交互，这将非常困难。操作系统通过提供抽象来隐藏硬件的复杂性，使用户能够更容易地使用计算机。
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这也就意味着，如果处理不当：
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- 复杂性会“泄露”出来。例如一些第三方驱动程序导致系统崩溃，或者某些功能无法正常工作。
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- 安全漏洞。例如2017年，Intel的CPU存在一个名为Meltdown的漏洞。攻击者甚至可以访问kernel模式的内存！
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- 不同版本的库会导致应用程序可能出问题。(现在我们有了Docker)
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一般来说，操作系统进行的"抽象"包括：
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- Processor -> Thread
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- Memory -> Address Space
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- Disks, SSDs, ... -> Files
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- Networks -> Sockets
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- Machines -> Processes
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## Thread of Control
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Thread 是一个独一无二的context, 其包括程序计数器、寄存器、堆栈、CPU标志位、内存等等。
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### Resident / Running 驻留(运行态)
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当一个线程处于Resident状态时，表示该线程正在被CPU执行。
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Resident指: 寄存器当前保存了该线程的state (content)。
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- 包括程序计数器(PC, program counter)、当前执行的指令的地址
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- PC指向内存中下一条指令的地址
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- 包括程序当前正在计算的数据
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- 栈指针
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- 剩下的、内存里的数据
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### Suspended / Ready 挂起(就绪态)
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当一个线程处于Suspended状态时，表示该线程已经准备好运行，但由于某些原因（如等待资源、等待I/O操作完成等）而暂时未执行。
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与Resident状态具有很多相反的状态：
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- CPU的state不再是该线程的content，而是另一个线程的content
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- PC指向另一个线程的指令地址
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- 大多数情况下，线程的content被保存在内存中，而不是寄存器中
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### Content Switch 上下文切换
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#### 使用场景
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现代的操作系统通常支持多线程。电脑上可以同时运行很多线程，但单个CPU核心一次只能执行一个线程。当操作系统需要切换正在运行的线程时，就会发生上下文切换。
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以图中为例:
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- T1时刻，vCPU1在CPU核心上，vCPU2在内存中
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- T2时刻，vCPU1在内存中，vCPU2在CPU核心上
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在T1和T2之间，操作系统进行了一次**context switch**，也就是上下文切换：
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- 将vCPU1的状态保存到**Thread Control Block** (TCB, 位于内存) 中。
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- 将vCPU2的状态从内存加载到CPU核心上
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- 其他操作.....
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上下文切换不是毫无开销的。一般来讲，它会耗费几微秒的时间。因此，操作系统会尽量减少上下文切换的次数，并使用各种手段减少上下文切换的开销，以提高系统性能。
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有多种条件可以出发一次Content Switch: 计时器、I/O事件、系统调用、线程优先级变化等等。
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#### Thread Control Block (TCB)
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TCB是一些数据，保存了线程的状态信息，包括寄存器值、堆栈指针、程序计数器、PC等。
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通常来讲，TCB被存储在内存的kernel空间中。
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#### Address Space 地址空间
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## Reliability 可靠性
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简单的上下文切换不提供操作系统保护，而我们显然不会希望一个user program崩掉整个系统！因此，操作系统需要提供一些保护机制。
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- 可靠性：破坏操作系统通常会导致其崩溃
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- 安全性：限制线程的操作范围
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- 隐私性：限制每个线程仅能访问其被允许访问的数据
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- 公平性：每个线程应限制在其应得的系统资源份额内（CPU时间、内存、I/O等）
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仅靠软件是不足以更好的保护系统的，因此我们有了一些硬件层面的保护机制:
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### Base and Bound (B&B) 基址寄存器、边界寄存器
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如图所示，程序地址“看起来”位于 0 ~ 100 之间；但，当它被加载到内存内时，它被重新定位到 1000 ~ 1100 之间。
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这是一种基于编译器、加载器的保护机制。它把操作系统和用户程序隔离，保护操作系统。
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我们也可以通过添加一个加法器来实现更高效的B&B机制：
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这是一种硬件辅助的内存重定向。
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B&B机制有很多缺点。最显著的缺点之一是，它无法简单地处理用户程序allocate或者free内存的情况。由此，我们有了一个更复杂的机制:
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### Address Space Translation 地址空间转换
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我们可以通过增添一个特定的“小盒子”，来实现更高效的地址空间转换:
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这个“小盒子”被称为**Memory Management Unit** (MMU)，它可以将虚拟地址转换为物理地址。
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这个解决方案很好地解决了B&B机制的缺点。用户程序可以allocate或者free内存，而不需要担心地址空间的重叠问题。其中，有一个至今仍然在使用的机制: **Paging** (分页机制)。
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### Paging 分页机制
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分页机制将内存划分为固定大小的页（通常是4KB）。每个页都有一个对应的页表项，记录了该页在物理内存中的位置。当程序访问一个虚拟地址时，MMU会查找对应的页表项，将虚拟地址转换为物理地址。
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我们还可以实现一点更“酷”的东西。为了节约内存，我们甚至可以让一些Page实际上不在内存中！对这些page的访问会触发一个**page fault**，程序中断后，操作系统将所需的page从磁盘加载到内存中，然后继续执行程序。
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## Processes 进程
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进程是具有受限权限的执行环境。
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- （受保护的）具有一个或多个线程的地址空间
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- 拥有内存（地址空间）
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- 拥有文件描述符、文件系统上下文...
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- 封装一个或多个共享进程资源的线程
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复杂的应用程序可以 fork/exec（创建/执行）子进程。
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某种意义上来说，进程是一些“城市”，而操作系统是管理他们的“政府”。
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- 每个城市都有自己的居民（线程），有自己的资源（内存、文件描述符等）。程序假设它们是独立的，不会相互干扰。
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- 政府负责管理这些城市，确保城市A出问题不会波及到城市B、审查城市AB之间的通信、分配硬件资源给城市, etc.
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### 为什么需要进程？
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- 它让不同程序、组件之间相互隔离，不会一个崩溃连带其他崩溃。
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- 操作系统免受它们的影响
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- 提供内存保护
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### 保护与效率之间的基本权衡
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- 进程**内**通信更容易。
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- 线程之间可以直接访问共享内存
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- 进程**间**通信更难
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- 需要使用IPC机制（如管道、消息队列、共享内存等）来进行通信
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### 单线程与多线程
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可以从途中看到，各个线程**共享资源**（同一个地址空间、文件描述符等），但每个线程都有**自己的程序计数器、寄存器、堆栈**等。
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## privilege levels 权限级别
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上边我们提到了页表。那如果，应用A想要把页的映射地址改到一个它不应该访问的地址上怎么办？我们有了权限级别来解决这个问题。
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### Dual Mode Operation 双模式操作
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CPU至少会提供以下两个模式:
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- User mode (Ring 3) 用户模式：应用程序运行在这个模式下，权限受限，无法直接访问硬件资源。
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- Kernel mode (Ring 0) 内核模式：操作系统运行在这个模式下，拥有完全的权限。
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由此，我们解决了问题：当操作系统让其他应用程序运行时，它会将CPU切换到User mode。这样子，应用A就不能直接修改页表了。
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如果应用程序需要从硬盘读取数据，它会发出一个系统调用（system call），请求操作系统执行这个操作。操作系统会将CPU切换到Kernel mode，执行相应的操作，然后再切换回User mode。
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由此，我们得出了经典的UNIX系统架构:
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### How to switch? 如何切换当前模式？
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从用户态到内核态:
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- ```System call``` 系统调用
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- 定义: 进程请求系统服务，例如exit
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- 系统调用类似于函数调用
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- 没有要调用的系统函数的地址
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- 类似于远程过程调用 (RPC)
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- 将系统调用 ID 和参数整理到寄存器中，并执行系统调用
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- ```Interrupt``` 中断
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- 某些原因触发上下文切换
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- 例如：Timer 、I/O 设备
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- ```Trap``` 陷阱或```Exception``` 异常
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- 进程内部同步事件触发上下文切换
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- 例如：```Protection Violation - Segmentation Fault```（段错误）、除以零, etc.
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在一次，例如```Interrupt```发生后，CPU会把当前正在运行的程序保存在```Thread Control Block (TCB)```中。TCB中保存了程序计数器、寄存器值、堆栈指针等，并存储在Kernal memory中。 |