操作系统原理（二）操作系统的逻辑结构

第二章 操作系统的逻辑结构

1、操作系统的逻辑结构

1.1、逻辑结构的概念

逻辑结构就是 OS 的设计和实现思路

1.2、逻辑结构分类

• 整体式结构
• 层次式结构
• 微内核结构（客户/服务器结构，Client/Seryer）

1、整体式结构

整体式结构以模块为单位，模块之间互相调用。

特点

• 模块设计、编码和调试独立
• 模块调用自由
• 模块通信多以全局变量形式完成

缺点

• 信息传递随意，维护和更新困难

2、层次式结构

例如：TCP/IP协议

所有的功能模块按照次序排成若干层，相邻层单向依赖或单向调用

分层原则

• 硬件相关-最底层
• 外部特性-最外层
• 中间层-调用次序或消息传递顺序
• 共性的服务-较低层
• 活跃功能-较低层

层次结构的优点

• 结构清晰，避免循环调用。
• 整体问题局部化，系统的正确性容易保证。
• 有利于操作系统的维护、扩充、移植

3、微内核结构（客户/服务器结构，Client/Server）

操作系统=微内核+核外服务器

• 微内核
  足够小，提供OS最基本的核心功能和服务
  1、实现与硬件紧密相关的处理
  2、实现一些较基本的功能
  3、负责客户和服务器间的通信
• 核外服务器
  完成OS的绝大部分服务功能，等待应用程序提出请求由若干服务器或进程共同构成；
  例如：进程/线程服务器、虚存服务器、设备管理服务器等 以进程形式运行在用户态

实例

2、CPU的态

2.1、概念

• CPU的工作状态；
• 对资源和指令使用权限的概述；

2.2、态的分类

• 核态（Kernel mode）
  能够访问所有资源和执行所有的指令；管理程序/os内核；
• 用户态（User node，目态）
  仅能访问部分资源，其他资源受限；管理用户程序；
• 管态（Supervisor mode）
  介于核态和用户态之间；

管态界限比较模糊，我们一般讨论用户态和核态之间的转换。

2.3、用户态与核态之间的转化

• 用户态向核态转化
  用户请求OS提供服务；
  发生中断；
  用户进程产生错误（内部中断）；
  用户态企图执行特权指令；

• 核态向用户态转化
  一般是执行中断返回：IRET

用户态向内核态转有多种情形（用户请求OS提供服务、发生中断、用户进程产生错误、用户态企图执行特权指令），但是本质上就是一种情形，即通过中断的形式进入。
系统调用、异常、外围设备的中断是系统在运行时由用户态转到内核态的最主要的3种方式，其中系统调用的本质其实也是中断，相对于外围设备的硬中断，这种中断称为软中断，这是操作系统为用户特别开放的一种中断。所以，从触发方式和效果上来看，这三种切换方式是完全一样的，都相当于是执行了一个中断响应的过程。但是从触发的对象来看，系统调用是进程主动请求切换的，而异常和硬中断则是被动的

2.4、硬件和OS对CPU的观察

• 硬件按照“态“来区分CPU的状态
• OS按照“进程”来区分CPU的状态

2.5、英特尔cpu的态

如图，分为三层，从内到外，权限降低。

3、分时存储系统

3.1、存储器

3.2、分时存储系统的工作原理

命中，则直接从Cache里面读取指令，数据；如果没有命中，则先会找主存，如果还没有命中，则会导致访问缺页，即去找辅存。

4、中断机制

4.1、什么是中断机制

中断机制是现代计算机系统中的基本机制之一，它在系统中起着通信网络的作用，以协调系统对各种外部事件的响应和处理，中断是实现多道程序设计的必要条件，中断是CPU 对系统发生的某个事件作出的一种反应。

• 引起中断的事件称为中断源。
• 中断源向CPU 提出处理的请求称为中断请求。
• 发生中断时被打断程序的暂停点称为断点。
• CPU暂停现行程序而转为响应中断请求的过程称为中断响应。
• 处理中断源的程序称为中断处理程序。
• CPU执行有关的中断处理程序称为中断处理。
• 而返回断点的过程称为中断返回。中断的实现由软件和硬件综合完成，硬件部分叫做硬件装置，软件部分称为软件处理程序
  
  中断机制包括硬件的中断装置和操作系统的中断处理服务程序。

中断的一个例子

在你敲打键盘的时候，键盘控制器（控制键盘的硬件设备）会发送一个中断，通知操作系统有键按下。中断本质是一种特殊的电信号，由硬件设备发向处理器。处理器接受到中断后，会马上向操作系统反映此信号的到来，然后就由os负责处理这些新到来的数据。硬件设备生成中断的时候并不考虑与处理器的时钟同步——换句话说就是中断随时可以产生。因此，内核随时可能因为新到来的中断而被打断。

4.2、中断的一些概念

4.3、中断的响应过程

4.4、中断的本质（对比中断和轮询）

虽然人们在谈到中断（Interrupt）时，总会拿轮询（Polling）来做“反面”例子，但中断和轮询并不是完全对立的两个概念，，它们是对立统一的。

“CPU执行完每条指令时，都会去检查一个中断标志位”，这句话是所有关于中断长篇大论的开场白，但很容易被人忽略，其实，这就是中断的本质。

举个例子，CPU老板是一家公司的光杆司令，所有的顾客都要他亲自跑去处理，还要跟有关部门打点关系，CPU觉得顾客和公关这两样事它一个人搞不来，这就是轮询；终于这家公司升级发展了，CPU老板请了一个秘书，所有的顾客都先由秘书经手，CPU心情好的时候就去看一下，大部分时间都忙着去公关了，这时它觉得轻松了很多，这就是中断了~~

也就是说，中断和轮询是从CPU老板的角度来看的，不管怎样，事件都还是有人来时刻跟踪才能被捕获处理，不过是老板还是秘书的问题。所有的中断（或者异步，回调等）背后都有一个轮询（循环，listener）。

5、CPU的上下文切换

我们都知道，Linux 是一个多任务操作系统，它支持远大于 CPU 数量的任务同时运行。当然，这些任务实际上并不是真的在同时运行，而是因为系统在很短的时间内，将 CPU 轮流分配给它们，造成多任务同时运行的错觉。

而在每个任务运行前，CPU 都需要知道任务从哪里加载、又从哪里开始运行，也就是说，需要系统事先帮它设置好CPU 寄存器和程序计数器

5.1、什么是 CPU 上下文

CPU 寄存器和程序计数器就是 CPU 上下文，因为它们都是 CPU 在运行任何任务前，必须的依赖环境。

• CPU 寄存器是 CPU 内置的容量小、但速度极快的内存。
• 程序计数器则是用来存储 CPU 正在执行的指令位置、或者即将执行的下一条指令位置。

什么是 CPU 上下文切换

就是先把前一个任务的 CPU 上下文（也就是 CPU 寄存器和程序计数器）保存起来，然后加载新任务的上下文到这些寄存器和程序计数器，最后再跳转到程序计数器所指的新位置，运行新任务。

而这些保存下来的上下文，会存储在系统内核中，并在任务重新调度执行时再次加载进来。这样就能保证任务原来的状态不受影响，让任务看起来还是连续运行。

5.2、CPU 上下文切换的类型

根据任务的不同，可以分为以下三种类型 -

• 进程上下文切换
• 线程上下文切换
• 中断上下文切换

进程上下文切换

Linux 按照特权等级，把进程的运行空间分为内核空间和用户空间，分别对应着下图中， CPU 特权等级的 Ring 0 和 Ring 3。

• 内核空间（Ring 0）具有最高权限，可以直接访问所有资源；
• 用户空间（Ring 3）只能访问受限资源，不能直接访问内存等硬件设备，必须通过系统调用陷入到内核中，才能访问这些特权资源。
  

进程既可以在用户空间运行，又可以在内核空间中运行。进程在用户空间运行时，被称为进程的用户态，而陷入内核空间的时候，被称为进程的内核态。

5.3、系统调用

从用户态到内核态的转变，需要通过系统调用来完成。比如，当我们查看文件内容时，就需要多次系统调用来完成：首先调用 open() 打开文件，然后调用 read() 读取文件内容，并调用 write() 将内容写到标准输出，最后再调用 close() 关闭文件。

在这个过程中就发生了 CPU 上下文切换，整个过程是这样的：

• 1、保存 CPU 寄存器里原来用户态的指令位
• 2、为了执行内核态代码，CPU 寄存器需要更新为内核态指令的新位置。
• 3、跳转到内核态运行内核任务。
• 4、当系统调用结束后，CPU 寄存器需要恢复原来保存的用户态，然后再切换到用户空间，继续运行进程。

所以，一次系统调用的过程，其实是发生了两次 CPU 上下文切换。（用户态-内核态-用户态）

不过，需要注意的是，系统调用过程中，并不会涉及到虚拟内存等进程用户态的资源，也不会切换进程。这跟我们通常所说的进程上下文切换是不一样的：进程上下文切换，是指从一个进程切换到另一个进程运行；而系统调用过程中一直是同一个进程在运行。

所以，系统调用过程通常称为特权模式切换，而不是上下文切换。系统调用属于同进程内的 CPU 上下文切换。但实际上，系统调用过程中，CPU 的上下文切换还是无法避免的。

进程上下文切换跟系统调用又有什么区别呢

首先，进程是由内核来管理和调度的，进程的切换只能发生在内核态。所以，进程的上下文不仅包括了虚拟内存、栈、全局变量等用户空间的资源，还包括了内核堆栈、寄存器等内核空间的状态。

因此，进程的上下文切换就比系统调用时多了一步：在保存内核态资源（当前进程的内核状态和 CPU 寄存器）之前，需要先把该进程的用户态资源（虚拟内存、栈等）保存下来；而加载了下一进程的内核态后，还需要刷新进程的虚拟内存和用户栈。

如下图所示，保存上下文和恢复上下文的过程并不是“免费”的，需要内核在 CPU 上运行才能完成。

5.4、进程上下文切换潜在的性能问题

根据 Tsuna 的测试报告，每次上下文切换都需要几十纳秒到数微秒的 CPU 时间。这个时间还是相当可观的，特别是在进程上下文切换次数较多的情况下，很容易导致 CPU 将大量时间耗费在寄存器、内核栈以及虚拟内存等资源的保存和恢复上，进而大大缩短了真正运行进程的时间。这也正是导致平均负载升高的一个重要因素。

另外，我们知道， Linux 通过 TLB（Translation Lookaside Buffer）来管理虚拟内存到物理内存的映射关系。当虚拟内存更新后，TLB 也需要刷新，内存的访问也会随之变慢。特别是在多处理器系统上，缓存是被多个处理器共享的，刷新缓存不仅会影响当前处理器的进程，还会影响共享缓存的其他处理器的进程。

5.5、发生进程上下文切换的场景

• 为了保证所有进程可以得到公平调度，CPU 时间被划分为一段段的时间片，这些时间片再被轮流分配给各个进程。这样，当某个进程的时间片耗尽了，就会被系统挂起，切换到其它正在等待 CPU 的进程运行。
• 进程在系统资源不足（比如内存不足）时，要等到资源满足后才可以运行，这个时候进程也会被挂起，并由系统调度其他进程运行。
• 当进程通过睡眠函数 sleep 这样的方法将自己主动挂起时，自然也会重新调度。
• 当有优先级更高的进程运行时，为了保证高优先级进程的运行，当前进程会被挂起，由高优先级进程来运行
• 发生硬件中断时，CPU 上的进程会被中断挂起，转而执行内核中的中断服务程序。

5.6、线程上下文切换

线程与进程最大的区别在于：线程是调度的基本单位，而进程则是资源拥有的基本单位。说白了，所谓内核中的任务调度，实际上的调度对象是线程；而进程只是给线程提供了虚拟内存、全局变量等资源。

所以，对于线程和进程，我们可以这么理解： - 当进程只有一个线程时，可以认为进程就等于线程。 - 当进程拥有多个线程时，这些线程会共享相同的虚拟内存和全局变量等资源。这些资源在上下文切换时是不需要修改的。 - 另外，线程也有自己的私有数据，比如栈和寄存器等，这些在上下文切换时也是需要保存的。

发生线程上下文切换的场景

• 前后两个线程属于不同进程。此时，因为资源不共享，所以切换过程就跟进程上下文切换是一样。
• 前后两个线程属于同一个进程。此时，因为虚拟内存是共享的，所以在切换时，虚拟内存这些资源就保持不动，只需要切换线程的私有数据、寄存器等不共享的数据

5.7、中断上下文切换

为了快速响应硬件的事件，中断处理会打断进程的正常调度和执行，转而调用中断处理程序，响应设备事件。而在打断其他进程时，就需要将进程当前的状态保存下来，这样在中断结束后，进程仍然可以从原来的状态恢复运行。

跟进程上下文不同，中断上下文切换并不涉及到进程的用户态。所以，即便中断过程打断了一个正处在用户态的进程，也不需要保存和恢复这个进程的虚拟内存、全局变量等用户态资源。中断上下文，其实只包括内核态中断服务程序执行所必需的状态，包括 CPU 寄存器、内核堆栈、硬件中断参数等。

对同一个 CPU 来说，中断处理比进程拥有更高的优先级，所以中断上下文切换并不会与进程上下文切换同时发生。同样道理，由于中断会打断正常进程的调度和执行，所以大部分中断处理程序都短小精悍，以便尽可能快的执行结束。

另外，跟进程上下文切换一样，中断上下文切换也需要消耗 CPU，切换次数过多也会耗费大量的 CPU，甚至严重降低系统的整体性能。所以，当你发现中断次数过多时，就需要注意去排查它是否会给你的系统带来严重的性能问题。