计算机系统基本概念

文件

文件就是字节序列，仅此而已。

只由 ASCII 字符构成的文件称为 文本文件 ，其它所有文件都称为 二进制文件 。

编译系统

预处理阶段

预处理器（cpp） 根据以字符 # 号开头的命令，修改原始的c程序。比如 hello.c 中的第一行 #include <stdio.h> 命令告诉预处理器读取系统头文件 stdio.h 的内容，并把它直接插入到程序文本中，结果得到了另一个 C 程序，通常是以 .i 为扩展名。在 Linux 下我们用 GCC 命令：

1	gcc -E hello.c -o hello.i

编译阶段

编译器（ccl） 将文本文件 hello.i 翻译成文本文件 hello.s ，它包含一个汇编语言程序。汇编语言中每条语句都以一种标准的文本格式确切地描述了一条低级机器语言指令。

1	gcc -S hello.i -o hello.s

汇编阶段

汇编器（as） 将 hello.s 翻译成机器语言指令，把这些指令打包成一种叫做可定位目标程序的格式，并将结果保存在目标文件 hello.o 中， hello.o 是一个二进制文件，它的字节编码是“机器语言指令”而不是“字符”，所以，我们用文本编辑器打开 hello.o 文件看到的会是一堆乱码。使用 gcc 命令：

1	gcc -c hello.s -o hello.o

链接阶段

我们注意到，hello.c 中有一个 printf 函数，它是每个C编译器都会提供的标准库中的一个函数。printf 函数存在于一个名为 printf.o 的单独的预编译好的目标文件中，而这个文件必须以某种方式合并到我们的 hello.o 程序中。 链接器（ld） 就是负责处理这种合并。最后得到 hello 文件，它是一个可执行目标文件（可执行文件），可被加载到内存中，由系统执行。使用命令：

1	gcc hello.o -o hello

系统的硬件组成

总线

贯穿整个系统的是一组电子管道，称作总线，它携带信息字节并负责在各个部件间传递。通常总线被设计成传送定长的字节块，也就是字（word）。字中的字节数（即字长）是一个基本的系统参数，各个系统中都不尽相同。现在的大多数机器字长要么是 4 个字节（32位），要么是 8 个字节（64 位）。

I/O 设备

I/O（输入/输出）设备 是系统与外部世界的联系通道。作为用户输入的键盘和鼠标，作为用户输出的显示器，以及用于长期存储数据和程序的磁盘驱动器（简单地说就是磁盘）都是 I/O 设备。最开始，可执行程序 hello 就存放在磁盘上。每个 I/O 设备都通过一个控制器或适配器与 I/O 总线相连。控制器和适配器之间的区别主要在于它们的封装方式。 控制器 是 I/O 设备本身或者系统的主印制电路板（通常称作主板）上的芯片组。而 适配器 则是一块插在主板插槽上的卡。无论如何，它们的功能都是在 I/O 总线和 I/O 设备之间传递信息。

主存

主存是一个临时存储设备，在处理器执行程序时，用来存放程序和程序处理的数据。从物理上来说，主存是由一组 动态随机存取存储器(DRAM) 芯片组成的。从逻辑上来说，存储器是一个线性的字节数组，每个字节都有其唯一的地址（数组索引），这些地址是从零开始的。一般来说，组成程序的每条机器指令都由不同数量的字节构成。与 C 程序变量相对应的数据项的大小是根据类型变化的。比如，在运行 Linux 的 X86-64 机器上，short 类型的数据需要 2 个字节，int 和 float 类型需要 4 个字节，而 long 和 double 类型需要 8 个宇节。

处理器

中央处理单元（CPU） ，简称处理器，是解释（或执行）存储在主存中指令的引擎。处理器的核心是一个大小为一个字的存储设备（或寄存器），称为 程序计数器（PC） 。在任何时刻，PC 都指向主存中的某条机器语言指令（即含有该条指令的地址）。处理器从程序计数器指向的内存处读取指令，解释指令中的位，执行该指令指示的简单操作，然后更新 PC 使其指向下一条指令，而这条指令并不一定和在内存中刚刚执行的指令相邻。这样的简单操作并不多，它们围绕着主存、 寄存器文件（register file） 和 算术/逻辑单元（ALU） 进行。寄存器文件是一个小的存储设备，由一些单个字长的寄存器组成，每个寄存器都有唯一的名字。 ALU 计算新的数据和地址值。下面是一些简单操作的例子， CPU 在指令的要求下可能会执行这些操作。

加载：从主存复制一个字节或者一个字到寄存器，以覆盖寄存器原来的内容。
存储：从寄存器复制一个字节或者一个字到主存的某个位置，以覆盖这个位置上原来的内容。
操作：把两个寄存器的内容复制到 ALU ， ALU 对这两个字做算术运算，并将结果存放到一个寄存器中，以覆盖该寄存器中原来的内容。
跳转：从指令本身中抽取一个字，并将这个字复制到程序计数器（PC）中，以覆盖PC 中原来的值。

处理器看上去是它的指令集架构的简单实现，但是实际上现代处理器使用了非常复杂的机制来加速程序的执行。因此，我们将处理器的指令集架构和处理器的微体系结构区分开来：指令集架构描述的是每条机器代码指令的效果；而微体系结构描述的是处理器实际上是如何实现的。

高速缓存

注意到，执行程序时，系统花费了大量的时间把信息从一个地方挪到另一个地方。hello 程序的机器指令最初是存放在磁盘上，当程序加载时，它们被复制到主存；当处理器运行程序时，指令又从主存复制到处理器。相似地，数据串 hello world\n 开始时在磁盘上，然后被复制到主存，最后从主存上复制到显示设备。从程序员的角度来看，这些复制就是开销，减慢了程序“真正”的工作。因此，系统设计者的一个主要目标就是使这些复制操作尽可能快地完成。

根据机械原理，较大的存储设备要比较小的存储设备运行得慢，而快速设备的造价远高于同类的低速设备。比如说，一个典型系统上的磁盘驱动器可能比主存大 1000 倍，但是对处理器而言，从磁盘驱动器上读取一个字的时间开销要比从主存中读取的开销大 1000 万倍。类似地，一个典型的寄存器文件只存储几百字节的信息，而主存里可存放几十亿字节。然而，处理器从寄存器文件中读数据比从主存中读取几乎要快 100 倍。更麻烦的是，随着这些年半导体技术的进步，这种处理器与主存之间的差距还在持续增大。加快处理器的运行速度比加快主存的运行速度要容易和便宜得多。

针对这种处理器与主存之间的差异，系统设计者采用了更小更快的存储设备，称为 高速缓存存储器（cache memory，简称为 cache 或高速缓存） ，作为暂时的集结区域，存放处理器近期可能会需要的信息。位于处理器芯片上的 L1 高速缓存的容量可以达到数万字节，访问速度几乎和访问寄存器文件一样快。一个容量为数十万到数百万字节的更大的 L2 高速缓存通过一条特殊的总线连接到处理器。进程访问 L2 高速缓存的时间要比访问 L1 高速缓存的时间长 5 倍，但是这仍然比访问主存的时间快 5~10 倍。L1 和 L2 高速缓存是用一种叫做 静态随机访问存储器（SRAM） 的硬件技术实现的。比较新的、处理能力更强大的系统甚至有三级高速缓存：L1，L2 和 L3 。系统可以获得一个很大的存储器，同时访问速度也很快，原因是利用了高速缓存的局部性原理，即程序具有访问局部区域里的数据和代码的趋势。通过让高速缓存里存放可能经常访问的数据，大部分的内存操作都能在快速的高速缓存中完成。

在处理器和一个较大较慢的设备（例如主存）之间插入一个更小更快的存储设备（例如高速缓存）的想法已经成为一个普遍的观念。实际上，每个计算机系统中的存储设备都被组织成了一个存储器层次结构，如图 1-9 所示。在这个层次结构中，从上至下，设备的访问速度越来越慢、容量越来越大，并且每字节的造价也越来越便宜。寄存器文件在层次结构中位于最顶部，也就是第 0 级或记为 L0这里我们展示的是三层高速缓存 L1 到 L3, 占据存储器层次结构的第 1 层到第 3 层。主存在第 4 层，以此类推。

存储器层次结构的主要思想是上一层的存储器作为低一层存储器的高速缓存。因此，寄存器文件就是 L1 的高速缓存，L1 是 L2 的高速缓存，L2 是 L3 的高速缓存，L3 是主存的高速缓存，而主存又是磁盘的高速缓存。在某些具有分布式文件系统的网络系统中，本地磁盘就是存储在其他系统中磁盘上的数据的高速缓存。

进程

像 hello 这样的程序在现代系统上运行时，操作系统会提供一种假象，就好像系统上只有这个程序在运行。程序看上去是独占地使用处理器、主存和 I/O 设备。处理器看上去就像在不间断地一条接一条地执行程序中的指令，即该程序的代码和数据是系统内存中唯一的对象。这些假象是通过进程的概念来实现的，进程是计算机科学中最重要和最成功的概念之一。进程是操作系统对一个正在运行的程序的一种抽象。在一个系统上可以同时运行多个进程，而每个进程都好像在独占地使用硬件。而并发运行，则是说一个进程的指令和另一个进程的指令是交错执行的。在大多数系统中，需要运行的进程数是多于可以运行它们的 CPU 个数的。传统系统在一个时刻只能执行一个程序，而先进的多核处理器同时能够执行多个程序。无论是在单核还是多核系统中，一个 CPU 看上去都像是在并发地执行多个进程，这是通过处理器在进程间切换来实现的。操作系统实现这种交错执行的机制称为 上下文切换 。

操作系统保持跟踪进程运行所需的所有状态信息。这种状态，也就是 上下文 ，包括许多信息，比如 PC 和寄存器文件的当前值，以及主存的内容。在任何一个时刻，单处理器系统都只能执行一个进程的代码。当操作系统决定要把控制权从当前进程转移到某个新进程时，就会进行上下文切换，即保存当前进程的上下文、恢复新进程的上下文，然后将控制权传递到新进程。新进程就会从它上次停止的地方开始。

从一个进程到另一个进程的转换是由 操作系统内核（kernel） 管理的。内核是操作系统代码常驻主存的部分。当应用程序需要操作系统的某些操作时，比如读写文件，它就执行一条特殊的 系统调用（system call）指令 ，将控制权传递给内核。然后内核执行被请求的操作并返回应用程序。注意，内核不是一个独立的进程。相反，它是系统管理全部进程所用代码和数据结构的集合。

虚拟内存

虚拟内存 是一个抽象概念，它为每个进程提供了一个假象，即每个进程都在独占地使用主存。每个进程看到的内存都是一致的，称为 虚拟地址空间 。每个进程看到的虚拟地址空间由大量准确定义的区构成，每个区都有专门的功能。我们从最低的地址开始，逐步向上介绍。

程序代码和数据。对所有的进程来说，代码是从同一固定地址开始，紧接着的是和 C 全局变量相对应的数据位置。代码和数据区是直接按照可执行目标文件的内容初始化的。
堆。代码和数据区后紧随着的是运行时堆。代码和数据区在进程一开始运行时就被指定了大小，与此不同，当调用像 malloc 和 free 这样的 C 标准库函数时，堆可以在运行时动态地扩展和收缩。
共享库。大约在地址空间的中间部分是一块用来存放像 C 标准库和数学库这样的共享库的代码和数据的区域。共享库的概念非常强大，也相当难懂。
栈。位于用户虚拟地址空间顶部的是用户栈，编译器用它来实现函数调用。和堆一样，用户栈在程序执行期间可以动态地扩展和收缩。特别地，每次我们调用一个函数时，栈就会增长；从一个函数返回时，栈就会收缩。
内核虚拟内存。地址空间顶部的区域是为内核保留的。不允许应用程序读写这个区域的内容或者直接调用内核代码定义的函数。相反，它们必须调用内核来执行这些操作。