操作系统（上）

参考自：公众号小林coding的图解系统
链接：https://pan.baidu.com/s/15zW9NaAIL5FJBeEF2aFdxQ
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硬件部分

首先我们要明确一个概念，读写速度越快（花费的CPU时钟周期越少）的硬件就越靠近CPU，且越昂贵。

CPU（中央处理器）

等于人体的大脑，是计算机得以运行的根本。32位CPU一次可装入4字节数据（32bits），64位CPU一次可装入8字节数据（64bits）。
64位CPU的优势在于能够计算的数值更大，比如（2^40）这个数，64位CPU可一次性装入并运算，放到32位CPU上只能把数拆分为高位与低位，分两次装入。
事实上，如果不计算2^32以上的大数，32位与64位CPU之间没有区别。只不过在32位CPU上运行的程序并不能直接移植到64位系统上。
在CPU内部，还有多种寄存器，包括但不限于通用寄存器（存放运算的数据）、程序计数器（也就是PC，PC指针指向了下一条指令在内存的地址）、指令寄存器（存放指令本身，指令被执行前，会被装载在这里）。

总线

分为以下三种：
1、地址总线：用于指定CPU要操作的内存地址，32位CPU采用的地址总线是并行的，也就是说有32根地址总线，可操作的地址空间是4GB（2^32 bytes）
2、数据总线：用于读写内存数据，32位CPU最好也配备32跟数据总线
3、控制总线：用于发送和接收信号，比如中断等信号，CPU收到信号就会进行响应

存储器

存储器分为很多种，内存、cache、寄存器以及硬盘。他们的特性、性能、应用场景各不相同，总的来说，就是读写速度越快的越贵，容量越少。除了硬盘之外，其他存储器在关机后，内部存储的数据都会丢失。

寄存器

寄存器的数量可达数十甚至数百个，32位CPU中大多数寄存器都能存储4字节数据，64位CPU则是8字节。寄存器的读写一般只需要花费半个时钟周期。

CPU cache

即高速缓冲存储器，使用SRAM芯片，读写速度次于寄存器。cache共分为三级。

L1级读写需要2-4个时钟周期，大小在几十到几百KB，每个CPU核心都有自己的L1高速缓存。在L1里指令与数据时分开存放的，所以通常分成指令缓存与数据缓存。
L2级读写需要10-20个时钟周期，大小在几百到几千KB，其位置比L1更远离CPU。同样地，每个CPU核心都有自己的L2高速缓存。
L3级读写需要20-60个时钟周期，大小在几MB到几十MB，多个CPU核心共享L3高速缓存。

内存

使用DRAM芯片，比SRAM便宜（意味着读取速度更慢，容量更大）。其访问数据需要200-300个时钟周期。

硬盘

分为SSD（固态硬盘）以及HDD（机械硬盘），断电后也能保存数据，固态的速度比内存慢10-1000倍。机械比内存慢十万倍，因为内部是靠磁盘旋转，然后靠磁头读取数据的。

存储器层次关系

CPU并不会跟每一种存储器进行数据交换，而是通过寄存器，寄存器再通过cache…，因此每一种存储器只会与相邻的存储器进行数据交换。

细聊cache

在linux系统中，我们可以根据一下命令查看三级高速缓存的大小。

CPU读取数据时会先访问cache，如果cache中恰好有所需的数据就直接读取而不必再访问内存，这就是缓存命中。
cache从内存中一块一块地读取数据，这些小块称为cache line（缓存块）。
CPU访问内存数据时同样是一块块读取的，这些块称为Block（内存块）。
要把内存块放到cache里面的话，就需要把一块内存块的地址映射到缓存块的地址上。通过地址取模可以分配缓存块行号，但还需要其他信息才能唯一指定缓存块中的数据块。
具体数据结构如下：

CPU访问一个内存地址的时候，需要4个步骤：
1、找到数据对应的cache line地址
2、判断有效位，如果无效就直接访问内存并重新加载数据
3、对比内存地址和cache line的组标记，如果不一致就直接访问内存并重新加载数据
4、根据内存地址的偏移量信息从cache line中读取对应的字

缓存一致性

即保持缓存中的数据与内存中的一致。对于单核CPU来说，只需要在缓存未命中的时候把对应的cache block标记为脏，然后再把数据写回内存就可以了。但是对于多核CPU（只共享L3 cache），还需要考虑多个CPU间的缓存一致性问题。多核CPU的缓存一致性需要有以下两种机制：
1、写传播：某个CPU核心的缓存更新需要同步到其他CPU
2、事务串行化：某个核心对数据的操作顺序，在其他核心看来也是一致的，打个比方，一个核心的缓存里的数据i先更改为100，再更改为200，那么这个过程放在别的核心里面也是一样的流程。

MESI协议

为了实现CPU缓存一致性而生的协议，主要定义了cache line的四种状态：modified（已修改）、exclusive（独占）、shared（共享）、invalidated（已失效）。
1、modified：表示当前缓存块的数据已被更改，并且还没有与内存同步。
2、exclusive：表示数据还没有更改，且没有与其他CPU缓存分享。
3、shared：多个CPU缓存都保存着这份数据。
4、invalidated：数据失效，不能再读取这份数据了。
举黎姿（黎姿永远的女神！）：
1、1号CPU从内存读取变量i，此时其他CPU并没有缓存i，因此在1号CPU里对应的缓存块应标记为exclusive。
2、2号CPU也从内存读取了i，此时会发送信息给其他CPU，由于1号CPU缓存了i，因此缓存块应该从exclusive变为shared。
3、1号CPU更改了i的值，由于此时是shared柱状态，需要向其他所有CPU发送广播，请求他们把i对应的缓存块标记为invalidated。1号CPU修改完i值后，缓存块标记为modified。
4、如果1号继续修改modified数据，就无须再进行广播了。
5、1号CPU的i值对应的缓存块将被替换，由于此时是modified状态，就会在被替换时把i写回内存。
在exclusive和modified状态下修改数据都是不需要发送广播的，如果采用总线嗅探技术，每次修改都需要广播，无疑会增大总线压力。

状态转移图：

伪共享

所谓的伪共享，是指特定情况下，两个CPU读取同一块数据时，本该都是shared状态，然而在一系列特定的操作后，却变成一个已修改，另一个无效，且无法跳出这个状态循环。

故事伊始，我们假设有a、b两个变量，它们都不在cache，我们也有两个线程，它们分别绑定了1号CPU和2号CPU。假设线程1只读写a，线程2只读写b。
1、1号CPU读取a，但a、b恰好分在同一个cache line，此时应该是exclusive状态。
2、2号CPU读取b，此时应该是shared状态。
3、1号CPU要修改a，那么就先进行广播，请求2号把cache line修改为invalidated，然后1号标记为modified并修改。
4、2号CPU要修改b，由于是目前的cache line是invalidated，为了同步，应该先把1号CPU的modified数据协会到内存。2号CPU再从内存读取包含b的一块cache line，把状态更改为modified并修改。
5、如果1号与2号CPU交替修改a和b，就会重复步骤3和4，那么cache的作用就体现不出来了（每次修改数据都要从内存读进来）。

综上所述，对于多线程共享的热点数据，也就是经常会修改的数据，应当避免分在同一个cache line。

线程调度

linux系统中的任务有优先级，优先级越高则越快相应。分为实时任务（优先级0-99），普通任务（优先级100-139）。
对于不同的任务，有以下三种调度类：
1、deadline和realtime：用于实时任务，有以下特点：一、按照deadline（ddl）最近的优先调度。二、相同优先级排在前面的先调度。三、每个任务都有时间片，用完之后就放回队列尾部。支持抢占式任务调度。
2、fair：由CFS调度器管理，应用于普通任务。

每个CPU都有自己的运行队列，三种调度类各占一个，分别为dl_rq、rt_rq、csf_rq。其中csf_rq根据vruntime（任务的虚拟运行时间）大小来排序。

中断

搞单片机的应该听过，中断是操作系统响应硬件设备请求的机制，一旦发生中断，当前进程立刻挂起，并保护现场，然后去执行中断处理程序，处理完毕再回来恢复现场。（然而单片机学的并不好，有些术语好像并没有用对）。

如果整个中断流程用时太长，就会降低运行效率。因此linux系统把中断分为两部分。上半部分处理与硬件相关的事，下半部分用于后续处理。
比如，网卡接收网络包的时候，先是把这些包读到内存中，完成上半部分，然后内核触发软中断，进行网络数据包解析，下半部分用时一般较长。