简介

计算机是由很多资源组成的，像咱们常见的 CPU、内存、硬盘等。如果咱们想要应用这些资源去实现某个计算工作，那么就须要有一个管理者来协调这些资源，操作系统就是这个管理者。

它将硬件和用户隔离开来，屏蔽了底层的复杂性，同时提供了对立的操作规范，简化了程序的编码运行。大伙会常常看到所谓的 内核态 和 用户态 运行模式。其实就是基于下面的理念来划分的，内核态领有更大的权限和能力，比方能够操作硬件；而用户态所能操作的指令以及拜访的内存空间是有限度的，相当于受管制的普通用户。

不过，下面的操作系统次要是思考到通用性，会有这些限度，如果是其余类型的操作系统，那就得依据它的用处来调动资源了。操作系统的类型次要如下：

• 批处理零碎：用户将一批作业提交给操作系统后就不再干涉，由操作系统管制它们主动运行。批处理操作系统不具备交互性，它是为了进步 CPU 的利用率而提出的一种操作系统。
• 多道程序分时系统：零碎将解决工夫划分成一个个的工夫片，依据工夫片，轮流切换给各个程序应用。因为工夫距离很短，每个用户感觉就像独占计算机一样。
• 实时操作系统：在规定的工夫之内疾速的对作业做出响应，调度所有可利用的资源实现实时工作。提供及时响应和高可靠性是其次要特点。

当初常见的操作系统采纳 分时解决 的形式执行工作。常见的操作系统有 Unix、Linux、DOS、Windows、Mac 等。

在操作系统里，次要对以下四种对象进行了形象治理：过程治理、内存治理、文件治理、I/O 治理。不同的组件彼此独立，即便某个组件故障了也不影响另一个组件的性能。

过程治理

什么是过程？

过程是属于操作系统的一个治理对象，它的内部结构蕴含了很多货色，不仅有咱们本人编写的代码流程，还有以后跟 CPU、内存等硬件交互的状态信息。相当于咱们将咱们本人想要执行的工作定义好，而后扔给操作系统，操作系统会安顿资源来协调实现这个工作。而这一整个过程就被形象为了过程。

当操作系统将一个程序加载到内存后，会分成上面几个区域：

• 代码区：存放程序编译后生成的机器指令，也就是 CPU 将要执行的指令，它是只读的。
• 数据区：寄存已初始化的全局变量、动态变量、常量数据，在 main 开始前就曾经调配和初始化的了。
• BBS 区：寄存的是未初始化的全局变量和动态变量。
• 栈区：由编译器主动调配开释，寄存函数的参数值、返回值和局部变量，在程序运行过程中实时调配和开释，栈区由操作系统主动治理，毋庸程序员手动治理。
• 堆区：用于程序运行过程中，动态内存的调配；由程序员本人申请开释，较容易产生内存透露。

当过程开始运行时，通常会波及到 5 个状态:

• 创立状态: 当程序启动时，须要到零碎创立过程治理块（PCB：Process Control Block）实现资源分配，进入正在创立的状态。
• 就绪状态: 创立状态实现之后，过程曾经筹备好，此时还没被 CPU 调度到，需期待调配。
• 运行状态: 被 CPU 调度，调配到肯定的工夫片，开始进入运行状态。
• 阻塞状态: 正在期待某个事件实现（比方 IO 操作），当操作实现后则进入就绪状态，期待 CPU 调度进入运行状态。
• 终止状态: 过程完结或被终止，无奈再被执行。

在过程运行期间次要是就绪、运行、阻塞状态这几种状态轮流转换。

下面提到过有一个过程治理块的创立过程，也就是 PCB 的生成。在 Linux 里它是一个 task_struct 的构造体，被称为 过程描述符。PCB 保护了过程的很多信息，像下面提到过的过程状态这种管制信息，还有形容信息(例如过程的标识符)、资源管理信息(像治理内存数据结构的指针)、CPU 的执行信息等。相当于操作系统对过程的治理都在这个构造里体现。

过程的调度

当过程被创立进去后，之所以还不能被立刻执行，是因为操作系统有属于本人的一套准则来决定调度，这个被称之为过程调度。一个好的调度决策是有以下特点的：

• 对于用户来说，响应工夫应该是最短的。
• 每小时解决的作业数量应该是最大的，即优良的调度算法应该提供最大的吞吐量。
• CPU 的利用率应该是 100%。
• 每个过程能最大偏心的取得 CPU 的执行。

过程调度的次要指标是让 CPU 始终处于繁忙状态，并为所有程序提供最短的响应工夫。为了实现这一点，必须要适当的中断程序的运行以及唤起其余程序运行。以后的调度分为了两大类：

• 领先调度：让程序按肯定的工夫去占有这些资源，工夫到了就被迫让呈现有资源，给其余的程序轮流应用。
• 非抢占式调度：让程序顺利的实现本人的工作，再把资源腾出来给其余程序应用。

以后的调度算法也有很多，总的能够分为上面几类：

• 先来先服务(FCFS)：按先后顺序进行调度。
• 最短作业优先：按执行工夫长度来调度。
• 优先级调度：给每个过程定义一个优先级，每次须要过程切换时，找优先级最高的过程进行调度。
• 循环调度(Round Robin)：让程序再一个工夫片内占有 CPU 资源，工夫到了就换下一个，平等看待程序，没有特殊性。
• 多级队列调度：将过程存储到不同的队列中，每个队列都有本人的调度算法，比方按先来先服务，优先级调度等。
• 多级反馈队列：设置多个不同优先级的队列，动静调整过程所在的队列，如果过程应用过多的 CPU 工夫，那么它会被移到更低的优先级队列。

上下文切换

当产生了程序调度的时候，势必波及到以后过程状态的保留，以及另一个行将运行的过程的状态加载。这一过程被称之为 上下文切换。过程的上下文信息是保留在 PCB，也就是过程管制块里的，保留的信息包含了 CPU 寄存器的值、过程状态和内存治理信息。

上下文切换是纯正的性能开销，因为在此过程中，操作系统不做任何有用的工作，仅仅只是为了切换而切换。所以这一块会很容易就变成瓶颈，导致咱们会常常 new 一个新的过程来进步执行效率。

过程的创立

过程被创立进去后都有一个整数标识符，称为过程标识符或 PID。过程也能够通过 fork 创立出具备父子关系的新过程。在传统的 UNIX 零碎上，过程调度程序被称为 sched，会被赋予 PID：0。它在系统启动时会启动 init 过程，init 过程的 PID 为 1。前面 init 过程会负责启动所有零碎守护过程和用户登录，成为其余过程的最终父过程。

过程的完结

通过零碎调用 exit，过程能够申请终止运行。当然，也有可能有其余起因导致过程完结，比方零碎无奈提供必要的系统资源或执行了 kill 命令。当一个过程完结时，它将开释所有的系统资源，包含关上的文件，占用的内存。

但如果是 fork 进去的子过程要完结，它在开释这些资源后，还会残留着一些状态信息在 PCB 里，也就是子过程的 PCB 信息还会留在零碎里。只有等到父过程调用 wait 或 waitpid 函数来取走这些信息后才会真正的完结。

如果父过程比子过程先完结，那么此时子过程会交给 init 过程治理。当子过程完结时，即便没有原来的父过程去收走那些残留信息也没关系，因为 init 过程会接手治理。

但如果子过程先完结，此时父过程还没完结，又没有调用 wait/waitpid 来取走相干信息，导致子过程的过程描述符始终残留在零碎里，那么就会始终占用着资源。当父过程也完结后，就会变为僵尸过程，此时的僵尸过程还是得交给 init 过程治理，由 init 过程对立清理。

过程间的通信

以后，如果想要实现过程间的数据传输，能够有如下几种形式：

• 管道（Pipe）：在缓存中开拓处输入和输出文件流空间，只能实用于父子过程通信。
• 命名管道（FIFO）：不同过程的管道通信，通过关上同一个 FIFO 文件进行数据传输。
• 音讯队列（MessageQueue）：寄存在内核中的音讯链表，简略高效。
• 共享内存（SharedMemory）：容许两个不相干的过程拜访同一个逻辑内存，通过映射同一段物理内存来实现，往往须要其余机制辅助，比方信号量。
• 信号量（Semaphore）：相似于一个计数器，是一个非凡变量，罕用于过程间的同步控制。
• 套接字（Socket）：可用于同一台机子的不同过程通信，也能够不同机子的不同过程通信。
• 信号（sinal）：用于告诉接管过程某个事件曾经产生。

线程

后面提到过过程是操作系统将要执行的一个程序工作，这个工作将会在调配到资源后开始。其中，CPU 是最重要的一个资源，因为它将会执行对应的程序指令。但对于过程来讲，会有个限度，它不能并发的去执行外部的程序指令，一旦过程在执行过程中被阻塞（比方读取硬盘数据），那么只能挂起期待了。

所以，如果在过程外面再形象出一层，让 CPU 的执行粒度再细化一层，那么过程就能够并发的执行指令了。这就是线程，线程依靠于过程存在，操作系统在分配资源时仍以过程为单位，只不过到了执行单元，也就是调度粒度，则是以线程为单位。这样的话，如果一个过程里创立出了多个线程，那么这多个线程就能够并发执行了，特地是对于多核操作系统，将更能施展出它的作用。

在同一个过程里的多个线程是共享资源的，比方数据段、代码段等。与过程相比，创立线程所须要的工夫将更少，占用的资源、通信的老本也比拟少，所以线程被称之为轻量级过程。多线程的存在将加强零碎的吞吐量，减少单位工夫内的作业处理量。

个别的，用户能够调用操作系统的 api 去创立线程，并且容许由用户本人去创立、治理、销毁，这种线程叫用户态线程。如果操作系统只反对 过程 这一档次调度的话，那么这种多线程实际上是属于多对一模式，也就是看起来有多线程概念，实际上某个线程阻塞的话，那么其余线程也会阻塞。

如果操作系统反对到 线程 这一档次的调度，那么此时操作系统须要在内核态也创立出属于内核治理的线程，而后将用户态线程和内核态线程绑定，当内核态线程获取到 cpu 的执行资源时，就能够执行对应绑定的用户态线程了。

这种绑定过程能够有一对一模型，也能够有多对多模型，但当初很多操作系统都是多对多模型，因为不可能让用户有限的创立线程来一对一绑定，像 Linux 操作系统就是多对多模型。

内存治理

古代计算机体系是一个为数据处理而设计的构造（冯·诺依曼体系结构），执行指令和数据会同时寄存在存储器里。这里的存储器包含了凑近 CPU 的高速缓存（cache），也包含了咱们相熟的内存条这种主存储器（RAM）；当然，还有像磁盘这种便宜但速度较慢的外存储器。通过这些存储器的分工合作，使得程序具备长期记忆、疾速运算的特点。

在晚期的操作系统里，物理内存都是裸奔在 CPU 背后的，也就是程序能够间接操作物理内存。而内存的调配形式采纳的是间断调配治理，也就是用户程序将会失去一段间断的地址空间，次要有繁多间断和分区式调配形式：

• 繁多间断调配：分为零碎区和用户区，零碎区是操作系统应用，用户区给用户程序应用。用户程序加载到内存时会一次性调配所需内存，并始终占用，直到程序完结。
• 固定分区调配：将内存空间划分为若干个固定大小的间断区域，当程序须要分配内存时，会从一张分区阐明表中查找未应用且大小适合的区域来调配。
• 动静分区调配：下面划分的区域大小将不再固定，是动静划分的，当程序开释后比拟容易呈现内部碎片，须要采纳 压缩技术 合并这些碎片。

虚拟地址

下面这种间接拜访物理内存的形式会让程序变得很 软弱，很容易就呈现拜访抵触和内存碎片。为此，操作系统提供了一种机制，将程序要拜访的地址和实在的物理地址进行了隔离，形象出了面向程序的虚拟地址空间。

当程序运行起来后，每个程序都有属于本人的虚拟地址空间，这种虚拟地址空间的益处就在于每个程序所看到的内存地址都是对本人负责的，跟其余程序互不烦扰，不必放心抵触的问题。而且一开始并不会调配真正的物理内存，只有当 CPU 须要操作这个虚拟地址的时候，才会通过 一个内存治理单元（MMU）来映射真正的物理地址。

下面这种形象出虚拟地址的形式，使得程序看到的地址空间将不再须要和底层的物理内存地址空间一一对应，也就是说，一个程序的实在物理地址将能够是离散的，不须要始终间断的，而这更有利于物理内存的高效利用，只须要有一个相似映射关系机制即可。而这种设计次要有分段治理和分页治理。

分段治理

分段治理将程序的虚拟地址空间划分成多个段，这些段的划分根据是依据程序本身的逻辑关系来调配的，例如 main 函数的划分为一个段，库函数的划分一个段，数据划分为一个段。总之，这些段是有逻辑含意，能够由用户本人来指定段名。

为了能建设跟物理内存的映射关系，每当创立出一个段的时候，就会在一个段表里保护以后段的信息，段表里的段信息包含了以后段的索引号：段号；以后段的最大长度：段长以及以后段在物理内存里的起始地址：段基地址。

这样的话，只有虚拟地址是由段号和段内偏移量组成的话，那么就能够推算出物理内存地址了：即依据段号在段表里找到以后段基地址，段基地址加上段内偏移量就能够失去实在的物理地址了：

有下面能够看出，段地址其实是二维的，因为须要咱们给出段名（段号）以及段内偏移量来标识一个虚拟地址。

分页治理

分段治理尽管建设起一套映射的机制，然而它蕴含了逻辑含意，须要用户去指定段名（段号）和段内偏移量。这种治理形式太过于灵便了，如果调配某一个段的段长很大，那么就很容易产生内部内存碎片了。

为此，操作系统提供了分页治理形式，并且对用户是不可见的。它将虚拟地址空间和物理地址空间切割成了一个个固定大小的页（例如在 Linux 里页的大小为 4k），并且它们的映射关系会交由一张页表来保护。

页表里蕴含了虚拟地址页号和物理地址页号的关联关系，只有咱们的虚拟地址蕴含了页号和页偏移量，那么就能够通过页表找到物理地址页号，依据物理地址页号找到物理内存地址，再加上页偏移量，就失去物理地址了。

多级页表

页的大小是固定的，而虚拟地址空间大小也是固定的，比方在 32 位的 Linux 零碎里，一个虚拟地址空间大小将会调配到 4G，如果按每页为 4k 计算，那么对于一个程序来讲，操作系统就要治理 100 多万个页了。如果有多个程序同时运行，那对于操作系统来讲，压力将会很大，效率也提不下来。

所以，操作系统进行了多级治理，例如，将这 100 多万个页先拆分到 1024 个页表里，每个页表治理着 1024 个页项。这样就放大了治理页数，而且很多时候程序可能也就须要 100 多 M 的地址空间，并不会真正的用上所有的地址空间，所以前面的页表也并不需要去创立出具体的页项，能够等到应用的时候再创立。

段页式治理

分段治理让程序的内存调配有了逻辑含意，能更好的满足用户需要，而分页治理进步了内存的利用率，缩小了内部内存碎片。因而将两者联合，也就是当初操作系统罕用的段页式内存治理了。

段页式治理会先将程序划分为多个有逻辑意义的段，比方代码段、数据段等。而后在这些段里进行了按页治理的形式。段页式治理的虚拟地址是由段号、段内页号和页内位移组成。当要依据这些信息查找物理地址时，将会经验上面三个过程：

• 依据段号找到该段的页表起始地址
• 依据页表起始地址找到物理页号
• 依据物理页号找到物理内存的基地址，再联合页内位移就能够失去物理地址了。

内存替换

只管操作系统为内存治理进行了很多优良的设计，但对于物理内存来讲，它的下限就是固定的，比方内存条大小为 4G，那再怎么优化，也只能应用 4G 的下限。所以，一旦操作系统检测到没有足够的闲暇内存调配时，此时就须要启动“替换”机制了。将那些近期不再应用或不会再用的内存替换到硬盘上，这样就能临时的闲暇出更多的物理内存来应用了。如果有些物理内存加载进来后始终没有被批改过，那么就会间接删除，等到下次触发缺页中断，从新加载。

因而，怎么适合的去替换这些闲暇内存，也是须要用决策的，以后风行操作系统都是采纳段页式治理内存的，所以次要有三种“页面置换”算法：

• 最佳置换算法：抉择将来长时间不被拜访的或者当前永不应用的页面进行淘汰，这种是一种理想化算法，须要去预估应用工夫，所以很难剖析失去。
• 先进先出页面置换算法：最先进入内存的页面最先被淘汰，性能较差，因为有些频繁应用的页面会被频繁替换进来，影响性能。
• 最近起码应用置换算法：抉择最近且起码应用的页面进行淘汰，性能较好，合乎局部性原理，Linux 零碎采纳的就是这种算法

如果页面替换频繁，那么操作系统势必要花更多的工夫来执行这些动作，这在操作系统里称之为抖动平稳，当产生这种景象的时候，CPU 的利用率将会很低，因为内存不能及时反馈获取。

总结

操作系统的过程治理、内存治理是咱们程序运行的根底保障，其解决的问题也是经典的案例，很值得咱们深刻的学习！

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