OS运行原理

操作系统是什么

内容介绍：

• 在操作系统main函数的核心代码只有两行：

  for(;;) pause();//pause函数表示将进程挂起，直到收到信号才唤醒进程

• 其余部分，像IDT（中断向量表，一个函数指针数组）、系统调用表，异常处理方法等，大多都是函数。

所以可以得出如下结论：

• 操作系统一运行起来就被挂起（pause），然后什么都不做。

操作系统如何工作

工作流程介绍：

• CPU内部集成了一个名叫时钟源的硬件，它会按照一个稳定的频率刺激CPU特定部位（针脚）。CPU一但受到该刺激，首先会把当前正在运行的进程的上下文（也就是寄存器的内容）保存到进程PCB里（防止执行其他任务时把数据覆盖掉），然后CPU拿着时钟源这个硬件对应的中断号（也就是一个数字）去IDT里面找到一个函数（IDT是一个函数指针数组，中断号是下标，可以取出函数指针）。这个函数是一个进程调度服务。它的行为如下：将刚才正在运行的进程的时间片计数器减1，如果时间片变成了0，就重新挑选一个进程执行。执行后如果没有发生进程转换就把刚才保存的上下文恢复到CPU中。
  哦！原来OS基于时间片的进程调度功能是通过时钟源硬件+函数实现的，而时间片就是时钟源跳动一次的时间间隔。
• 除了时钟源的其他硬件，比如：键盘、鼠标、磁盘、显示器... ...一但遇到特定事件，比如：用户点击键盘、磁盘数据传输完成，就会通知CPU中的中断控制器，中断控制器会通知CPU，此时CPU拿到一个特定的中断号，带着这个中断号，CPU继续查找IDT，保存上下文，执行函数，恢复上下文... ...
  哦！原来OS不会轮询所有硬件来查看硬件是否准备完成，是否有数据，而是硬件发生变化后向CPU发送中断，不同硬件的中断对应不同的中断号，也就会执行不同的处理函数，然后对硬件进行读取，写入等操作。

所以我们可以大胆认为：

• 操作系统大概就是一个中断响应程序，是一个几乎什么都不做的懒汉，甚至就是一个函数集合。当然，实际不止这些，操作系统还会再启动的时候就fork出固定类型的子进程，这些子进程和普通进程一样被调度，但他们做的是操作系统的一些管理工作，比如定时把内存数据刷新到磁盘上，这不就是我们平时所说的操作系统的XX管理功能吗。

系统调用

• 为了让操作系统可以服务用户，操作系统提供系统调用，且不让用户以其他任何方式随便访问内核，以保证自己的安全性。
• 既然硬件可以刺激CPU，那同样也可以给CPU指定一条指令（system call / int 0x80）。只要遇到这条指令，CPU就会从固定寄存器取出一个数字充当中断号，然后去IDT中查找相应的中断服务并执行。根据中断号，CPU执行了处理软中断这个服务（函数），它的行为如下：从特定寄存器中取出一个数字当作偏移量，然后把它作为下标并从系统调用表里找到一个函数指针，并执行这个函数（也就是执行系统调用，参数会通过寄存器传给系统调用）。
  哦！原来想要调用系统调用很简单：给CPU寄存器写入中断号，写入想执行的系统调用在系统调用表中的偏移量，然后执行中断指令，触发软中断处理服务，从而找到并执行系统调用
• 所以执行系统调用根本不需要函数地址（区别于用户函数），只需要中断号和函数偏移量。所以C语言库中封装的所有系统调用其实就是:

  move eax 系统调用偏移量 system call [中断号]

• 这叫做软中断

异常处理

如果我们的程序，访问了野指针，或者是进行了除0运算等，进程就会直接被杀死。其原理如下：

• CPU进行计算后，如果计算溢出了或者是进行了除0这样的非法操作，会把相应寄存器上的相应标志位置1，等到下一条使用这次计算结果的指令执行时会检查标志位，如果发现不正常，会触发软中断，也就是执行IDT中相应的异常处理服务，该服务最终可能就会给造成异常的进程发送死亡信号，进程处理信号的时候就终止自己
• CPU访存时，如果MMU查询页表项失败，就会触发缺页异常，也执行IDT中相应的异常处理服务，可能就会给进程发送死亡信号。之所以说是可能，是因为缺页异常也有可能是懒加载导致的，这种情况不会终止进程而是会把数据加载到内存上。

内核态和用户态

• 一但执行系统调用，就会把CS寄存器上的标志位变成0（内核态），等到系统调用结束后再把标志位变成3（用户态）
• 当我们在用户态却想要访问内核区，仍然要经过MMU的虚拟->物理地址的转换，此时MMU发现用户访问的是3-4G的内容但CS标志位不是0，就会产生错误，以此来进行权限控制
• 所有进程都映射到同一个操作系统，因此都被同一个操作系统管理。（如果内存上有两个操作系统，让进程映射不同的操作系统，这就是虚拟机的一部分原理）