操作系统那些事

现代操作系统的实现是一个高度抽象的、复杂的、伟大的工程。本文主要是简单介绍操作系统里面的最重要的三个抽象概念：进程，虚拟地址空间，文件，以及他们各自涉及到的相关要点。

 

进程

进程是对cpu的抽象，cpu是执行一条条的指令，进程被抽象为程序的执行流。

 

跟进程相似的一个概念是线程，其中线程可以再分为2类，一类是用户级线程，也就是posix线程（c语言里面的pthread类函数）；还有一类是内核级线程（轻量级进程）。前者只是在用户空间运行，不会被进程调度器所管理，所以在多SMP的环境下，它体现不出良好的性能。后者则能够被内核中的进程调度器所管理，但是由于需要上下文的切换，即从用户空间和内核之间切换，这需要一定的开销，但是比纯进程的上下文切换开销要小。

 

所以可以这么总结，上下文切换开销：进程>轻量级进程>线程

                  SMP环境下的优势：进程>轻量级进程>线程

 

再谈谈进程和线程（posix线程，轻量级进程介于2者之间，不多说了）的联系和区别。

联系：

首先，不管是进程还是线程，它们都是对cpu的抽象，都是程序执行流。其次，线程必须依赖于其所在的进程才能存在，没有进程，何谈线程。默认情况下，可以认为一个进程里面只有一个线程（主线程），可以通过调用c语言函数pthread_create()产生一个线程，相对于初始的主线程，这个线程叫做对等线程。最后2者都有三种状态，运行、就绪、等待。就绪状态是等待cpu到达，等待状态是进程阻塞在某种状态，比如IO操作的完成

区别：

每个进程有自己的地址空间（即下文将会谈到的虚拟地址空间），一般情况，虚拟地址空间的范围（32位机器）是0到4G，记住，这是虚拟的空间，是操作系统对内存的抽象，实际上它是通过页表映射到物理内存的，比较一般的进程占用的物理内存大约就是20M左右。线程是依赖于其所在进程的，也就是各个线程共享进程的地址空间，能够看到进程当中的各个变量，文件描述符等。当然线程也有自己独有的地址空间，即线程栈。

由于进程拥有独立的地址空间，所以进程之间通信变得相对麻烦，一般可以通过信号，队列，共享内存，socket进行通信。线程之间也可以通过这些机制进行通信，但是由于各个线程共享所在进程的地址空间，所以通信变得比较容易。

 

最后简单说说进程之间的关系。系统启动的时候有个进程id为1的init进程，这个进程是整个系统中最主要的，很多进程都是由它fork出来的。当父进程死掉时，一般是由init进程对其子进程进行回收的，避免子进程变为僵尸进程（无用进程，但是占用资源）。很多时候父进程需要显式地等待子进程死亡，然后为他收尸。另外，一类的进程形成进程组，进程组有个进程组id。

 

虚拟地址空间

虚拟地址空间是对存储器的抽象，对于程序员或者进程来说，进程的寻址范围（32位机器）是0到4G。这4G的空间被分为栈、堆、BSS（未初始化的数据段）、已初始化的数据段、程序正文段。当程序从磁盘载入时，程序正文段、已初始化的数据段被写入相应的数据，BSS中的变量被初始化为0。堆、栈在最初的时候是空的。

虚拟地址空间只是操作系统提供给进程的一个友好的存储器模型，实际上，进程的一切行为都是发生在物理存储器上的。那么就需要一种机制将虚拟地址空间映射到物理内存，这就是页表。将虚拟地址空间和物理存储器划分为多个页面（二者之间的页面大小一般是相同的，典型地为4k），这样每个虚拟页就可以根据页表表项映射到对应的物理页。

 

程序被执行时，cpu会将pc寄存器中的地址送到内存总线，比如：mov ax 0x12345678，0x12345678这个地址是虚拟地址。很显然，只靠页表是不能够找到对应的物理地址的，因为页表粒度太粗了，所以引入了一个MMU（内存管理单元），它根据页号和页面偏移将物理地址计算出来。

 

页表是存放在内核中，而且是每个进程都有对应的页表。这样的话，一方面是每次物理地址计算，都多了一次内存访问，内存访问速度相对于cpu来说是小巫见大巫。又根据程序一般具有局部性，就是说每个程序反复用到的页面只有那么几个。这种情况在计算机领域是很常见的，没错，就是使用更nb的设备把它缓存起来，这就是TLB，它的作用是根据虚拟页号快速地找到相应的物理页号。然后再使用MMU计算出物理地址。另一方面的问题是，4G的虚拟地址空间，4k的页面大小需要100万个页表表项。即使每个表项1B（其实肯定不止啦），都要1M的空间。这个问题可以通过多级页表来解决。

 

另外，如果某个虚拟地址不能在当前的页表中找到相应的物理页号，这种情况叫做缺页中断。这会cpu陷入内核，使用某种算法将某个物理页面淘汰出去。淘汰是这样进行的：如果这个页面被进程修改过了，那么将其写入磁盘，否则只是简单地丢弃。然后将相应的页面从磁盘中载入到物理页面中，接着修改页表表项

 

虚拟内存的概念是经过高度抽象化的，早期的操作系统是没有虚拟内存的概念，所以将cpu送出的地址（物理地址）直接送往存储器总线，这导致多道程序设计相当麻烦，历史上曾经使用基址寄存器和界限寄存器进行解决，但效果不好。另外针对内存超载，曾经使用过swapping技术进行解决，即将进程换出到磁盘。也使用过覆盖的方式，将程序划分为一个个段，相当之麻烦。自从有了虚拟内存，我们生活在幸福的时代。但是不应该忘记历史，一是不重复历史，二是某些技术可能在嵌入式等低端设备上变得相当可行。

 

文件

文件是对磁盘的抽象。磁盘（专业一点叫磁盘驱动器）是由一个个盘片组成的，柱面，磁道，扇区的概念不说了，现代磁盘的构造相对比较复杂。但是基本上还是由盘片，柱面，扇区这3个元素来决定的寻址的。盘面的上方有磁盘臂在移动，用于磁盘寻道。SATA接口的磁盘读取数据的速度大约100MB/s，但这仅仅是数据传输速度，还要考虑寻道和等待时间，这2个是耗时的操作。

 

磁盘中有个叫MBR的很小的区域，它是用来存放分区信息和引导程序的，因为MBR太小了，所以分区的数量是有限制的，linux系统中最多4个主分区。MBR会确定活动分区，读入分区的第一个块——引导块，引导块中的程序将会装入该分区中的操作系统。引导块之后是超级块，空闲空间，i节点，根目录，文件和目录。每一分区对应一个文件系统，所以i节点的概念是对于一个分区来说的，也就是说一个系统中可以由重复的i节点。所有的文件系统之上又有一个虚拟文件系统，对上层提高统一的接口。

 

先解释2个重要概念：

i节点是一个数据结构，一般情况下，一个i节点对应一个文件，它记录了文件的信息和文件的磁盘地址，不包括文件名。

目录项，其实linux中，目录也是被当做文件的，那么目录中的内容是什么呢？就是目录项，目录项是由文件名和i节点组成的。硬连结是通过增加目录项来实现的，删除一个连结文件的时候，就把对应的目录项给删了，但不会删除i节点，直到没有目录项指向i节点时，才会删除i节点。

 

刚刚说过，文件是对磁盘的抽象，所以当我们创建一个文件时，然后往其中写入一些信息，然后保存，映射到磁盘上就是一些磁盘扇区被写入相应的信息（包括i节点信息，目录项信息，数据信息），这中间涉及到比较多的细节。接下来根据本人的理解，简单介绍。

 

当我们在进程中打开一个文件的时候，是怎样定位到相应的磁盘的磁道上？一般情况下，文件系统的根目录i节点都是随系统启动而保存在内存中的。当要查找/usr/jonda/my.txt时，系统可以容易地知道根目录/的i节点找到对应的磁盘地址，然后找到目录项usr，然后找到usr的i节点，然后找到usr的磁盘块，然后找到usr的目录项jonda，然后找到jonda的i节点，然后找到jonda的磁盘块，然后找到jonda的目录项my.txt，然后找到my.txt的i节点，然后找到my.txt的数据。

 

文件的内核数据结构保存在进程表项中，其中包括fd，文件表，i节点表，fd指向文件表表项，文件表表项有一个指针指向i节点表表项。文件表中最主要的是文件的偏移量（fork进程的时候，父子进程共享文件表）。i节点里的信息上面已经说过（磁盘里的i节点只是记录信息，只有放到内存中，才有数据结构可言，才能被进程直接访问）。

 

打开之后便是读写文件，现在的计算机都是使用DMA技术进行文件读写的。DMA装置是一个芯片，它代替了以前使用cpu直接进行磁盘的读写文件。下面讲述一下文件的读取操作，它是cpu，DMA控制器（DMA控制器有字节计数寄存器，内存地址寄存器，控制寄存器），磁盘控制器，内存，总线，磁盘之间相互协作进行的。首先cpu根据内核数据结构对DMA控制器发送指令，让它读取某文件。指令信息包括端口信息，磁盘块信息，文件偏移量，存储器地址。然后将这些信息传给磁盘控制器，磁盘控制器将信息整合后指向到某个扇区，然后将数据读取到磁盘控制器缓冲区，然后再根据总线上（由DMA控制器写的）的地址信息，将缓冲区中的数据拷贝到内存当中，当DMA控制器的字节计数器为0时，向cpu发出中断操作。然后cpu继续执行程序中接下来的指令。

 

文中很多东西可能没有说清楚，本来应该用图来说明会很清晰的，但是现在不想弄了，先放着，以后有心情的时候来改。写到这里我才想起来，今天是约了人去爬山的。。。悲剧了。

 

本来每个学期我都会将学习和生活记录下来的，但是这学期实在不想了，平淡的人生无需太多的解释说明，另外那qq空间早就应该废了。昨晚我转辗反侧，不写生活的事情了，怎么也得写一篇技术相关的文章来纪念一下这4年的大学生活，所以写了此文，其实只是总结一些东西而已，可能还总结得不好。

 

还有5天，小弟我将走出华南某理工学校，如果某大神不幸看到此文，请嘴下留情，不吝赐教，我将不胜感激。