關鍵問題：如何將資源虛擬化

我們將在本書中回答一個核心問題：作業系統如何將資源虛擬化？這是關鍵問題。
為什麼作業系統這樣做？ 這不是主要問題，因為答案應該很明顯：它讓系統更易於使用。
因此我們關注如何虛擬化：作業系統通過哪些機制和策略來實現虛擬化？作業系統如何有效地實現虛擬化？需要哪些硬體支援？

4 - 程序

關鍵問題：如何提供有許多CPU的假象？

雖然只有少量的物理的CPU可用，但是作業系統如何提供幾乎有無數個CPU可用的假象？
作業系統通過虛擬化CPU提供這種假象。通過讓一個程序只執行一個時間片，然後切換到其他程序，作業系統提供了存在多個虛擬CPU的假象。這就是時分共享(time sharing)CPU技術，允許使用者如願執行多個併發程序。潛在的開銷就是效能損失，因為如果CPU必須共享，每個程序的執行就會慢一點。

機制與策略

機制是一些低階方法或協議，實現了所需的功能。
策略是在作業系統內做出某種決定的演算法。

分離策略和機制

在許多作業系統中，一個通用的設計正規化是將高階策略與低階機制分可。你可以將機制堪稱系統的"如何(how)"問題功能答案。作業系統如何執行上下文切換？策略為"哪個(which)"問題提供答案。
例如，作業系統現在應該執行哪個程序？
++將兩者分開可以輕鬆改變策略，而不必重新考慮機制，因此這是一種模組化(modularity)的形式，一種通用的軟體設計原則++

系統系統的基本的抽象 — 程序。
程序就是執行中的程式。

作業系統如何啟動並執行一個程式？程序建立實際如何進行?

作業系統執行程式必須做的第一件事是將程式碼和所有靜態資料(例如初始化變數)載入到記憶體中，載入到程序的地址空間中。
將程式碼和靜態資料載入到記憶體後，作業系統在執行此程序之間還需：為程式的執行時棧(run-time stack或stack)分配一些記憶體，C程式使用棧存放區域性變數、函式引數和返回地址。
作業系統也可能為程式的堆(heap)分配一些記憶體。在C程式中，堆用於顯式請求的動態分配資料。malloc()/free()；資料結構(如連結串列、散列表、樹和其他有趣的資料結構)需要堆。起初堆很小，隨著程式執行，通過malloc()庫API請求共呢個多記憶體。
作業系統還將執行一些其他初始化任務，特別是與輸入/輸出(I/O)相關的任務。例如UNIX系統中，預設情況下每個程序都有3個開啟的檔案描述符，用於標準輸入、輸出和錯誤。

通過上述工作，OS終於為程式執行搭好了舞臺。然後執行最後一項任務：啟動程式，在入口處執行，即main()。通過跳轉到main()例程，OS將CPU的控制權轉移到建立的程序中，從而程式開始執行。

5 - 程序API

關鍵問題：如何建立並控制程序？

作業系統應該提供怎樣的程序來建立及控制介面？如何設計這些接口才能既方便又實用？

• fork()
  子程序並不是完全拷貝了父程序。具體來說，雖然它擁有自己的地址空間(即擁有自己的私有記憶體)、暫存器、程式計數器等，但是它從fork()返回的值是不同的。父程序獲得的返回值是新建立子程序的PID，而子程序獲得的返回值是0.
  CPU排程程式(scheduler)決定了某個時刻哪個程序被執行，由於CPU排程程式非常複雜，所以我們不能假設哪個程序會先執行。 事實表明，這種不確定性(non-determinism)會導致一些很有趣的問題，特別是在多執行緒程式(multi-threaded program)。
• wait()
  用於父程序等待子程序執行完畢。
• exec()
  這個系統呼叫可以讓子程序執行與父程序不同的程式。呼叫fork()，這只是在你想執行相同程式的拷貝時有用。

給定可執行程式的名稱(如wc)及需要的引數後，exec()會從可執行程式中載入程式碼和靜態資料，並用它覆寫自己的程式碼端(以及靜態資料)，堆、棧及其他記憶體也會被重新初始化。然後作業系統就執行該程式，將引數從高argv傳遞給該程序。因此，它並沒有建立新程序，而是直接將當前執行的程式替換為不同的執行程式。對exec()的成功呼叫永遠不會返回。

分離fork()及exec()的作用
給shell在fork之後exec之前執行程式碼的機會，這些程式碼可以在執行新程式前改變環境，從而讓一系列有趣的功能很容易實現。

6 - 進位制：受限直接執行

在構建虛擬化時存在的挑戰

• 如何在不增加系統開銷的情況下實現虛擬化?
• 有效地執行如何有效地執行程序，同時保留對CPU的控制？
  控制權對於作業系統尤為重要，因為作業系統負責資源管理。如果沒有控制權，一個程序可以簡單地無限制執行並接管機器，或訪問沒有許可權的資訊。

關鍵問題：如何高效、可控地虛擬化CPU

作業系統必須以高效能的方式虛擬化CPU，同時保持對系統的控制。為此，需要硬體和作業系統支援。作業系統通常會明智地利用硬體支援，以便高效地實現其工作。

受限直接執行

直接執行：只需直接在CPU上執行程式即可，當OS希望啟動程式執行時，它會在程序列表中為其建立一個程序條目，為其分配一些記憶體，將程式程式碼(從磁碟)載入到記憶體中，找到入口點，跳轉到哪裡，並開始執行使用者程式碼，並在稍後回到核心。

存在問題：

問題1：如果我們只執行一個程式，作業系統怎麼能確保程式不做任何我們不希望它做的事，同時仍然高效地執行它？
增加受限制操作

關鍵問題：如何執行受限制的操作

一個程序必須能夠執行I/O和其他一些受限制的操作，又不能讓程序完全控制系統。作業系統和硬體如何寫作實現這一點？

採用受保護的控制權轉移

硬體通過提供不同的執行模式來協助作業系統。在使用者模式(user mode)下，應用程式不能完全訪問硬體資源。在核心模式(kernel mode)下，作業系統可以訪問機器的全部資源。還提供了陷入(trap)核心和從陷阱返回(return-from-trap)到使用者模式程式的特別說明，以及一些指令，讓作業系統高速硬體陷阱表(trap table)在記憶體中的位置。

執行陷阱時，硬體需要小心，因為它必須確保儲存足夠的呼叫者暫存器，以便在作業系統發出從陷阱返回指令時能夠正確返回。

補充：為什麼系統呼叫看起來像過程呼叫

你可能知道，為什麼對系統呼叫的呼叫(如open() read())看起來完全就像C中的典型過程呼叫。也就是說，如果它看起來像一個過程呼叫，系統如何知道這是一個系統呼叫，並做所有正確的事情？原因很簡單：它是一個過程呼叫，但隱藏在過程呼叫內部的是著名的陷阱指令。更具體地說，當你呼叫open()時，你正在執行對C庫的過程呼叫。其中，無論時對於open()還是提供的其他系統呼叫，庫都使用與核心一致的呼叫約定來將引數放在眾所周知的位置(例如，在棧中或特定的暫存器中)，將系統呼叫號也放入一個眾所周知的位置(同樣，放在棧或暫存器中)，然後執行上述的陷阱指令。庫中陷阱之後的程式碼準備好返回值，並將控制權返回給發出系統呼叫的程式。因此，C庫中進行系統呼叫的部分是用於彙編手工編碼的，因為它們需要仔細遵守約定，以便正確處理引數和返回值，以及執行硬體特定的陷阱指令。現在你知道為什麼你自己不必寫彙編來陷入作業系統了，因為有人已經為你寫了這些彙編。

陷阱如何知道在OS內執行哪些程式碼

顯然，發起呼叫的過程不能指定要跳轉到的地址(就像你在進行過程呼叫時一樣)，這樣做讓程式可以跳轉到核心中的任意位置，這顯然是一個糟糕的主意。
核心通過在啟動時設定陷阱表(trap table)來實現。當機器啟動時，它在特權(核心)模式下執行，因此可以根據需要自由配置機器硬體。作業系統做的第一件事，就是告訴硬體在發生某些異常事件時要執行哪些程式碼。例如，當發生硬碟終端，發生鍵盤中斷或程式進行系統呼叫時，應該執行哪些程式碼？作業系統通常通過某種特殊的指令，通知硬體這些陷阱處理程式的位置。

問題2：當我們執行一個程序時，作業系統如何讓它停下來並卻換到另一個程序，從而實現虛擬化CPU所需的時分共享？
在程序之間切換

關鍵問題：如何獲取CPU的控制權

作業系統如何獲得CPU的控制權(regain control),以便它可以在程序之間切換？

• 協作方式：等待系統呼叫
  過去某些系統採用的一種方式，在這種風格下，作業系統相信系統的程序會合理執行。執行事件過長的程序被假定會定期放棄CPU，以便作業系統可以決定執行其他任務。
  大多數程序通過進行系統呼叫，將CPU的控制權轉移給作業系統。

  提示：處理應用程式的不正當行為
  作業系統通常必須處理不正當行為，這些程式通過設計(惡意)或不小心(錯誤)，嘗試做某些不應該做的事情。在現代系統中，作業系統試圖處理這種不當行為的方式是簡單地終止犯罪者。
  如果應用程式執行了某些非法操作，也會將控制轉移給作業系統(如除0操作)。
  這種方式存在問題：如果某個程序進入無限迴圈，並且從不進行系統呼叫，會發生什麼情況？

• 非協作方式：作業系統進行控制
  事實證明，沒有硬體的額外幫助，如果程序拒絕進行系統呼叫(也不出錯)，從而控制權將無法交還給作業系統，那麼作業系統無法做任何事情。只能重啟計算機。

  關鍵問題：如何在沒有寫作的情況下獲得控制權？

  即使程序不協作，作業系統如何獲得CPU的控制權？作業系統可以做什麼來確保流氓程序不會佔用機器？
  答案：時鐘中斷
  時鐘裝置可以程式設計為每隔幾毫秒產生一次中斷。產生中斷時，當前正在執行的程序停止，作業系統中預先配置的中斷處理程式會執行。此時，作業系統重新獲得CPU的控制權。

請注意，在此協議中，有兩種型別的暫存器儲存/恢復。第一種是發生時鐘中斷的時候。在這種情況下，執行程序的使用者暫存器由硬體隱式儲存，使用該程序的核心棧。第二種是當作業系統決定從A切換到B。這種情況下，核心暫存器被軟體(即OS)明確地儲存，但這次被儲存在該程序的程序結構的內從中。後一個操作讓系統從好像剛剛由A陷入核心，變成好像剛剛由B陷入核心。