乙個正在執行的程式會做一件非常簡單的事情：執行指令。處理器從記憶體中獲取（fetch）一條指令，對其進行解碼（decode）（弄清楚這是哪條指令），然後執行（execute）它（做它應該做的事情，如兩個數相加、訪問記憶體、檢查條件、跳轉到函式等）。完成這條指令後，處理器繼續執行下一條指令，依此類推，直到程式最終完成。
虛擬化cpu和虛擬化記憶體、併發、檔案系統是這本書要講述的三個問題。
虛擬化cpu：
事實證明，在硬體的一些幫助下，作業系統負責提供這種假象（illusion），即系統擁有非常多的虛擬cpu的假象。將單個cpu（或其中一小部分）轉換為看似無限數量的cpu，從而讓許多程式看似同時執行，這就是所謂的虛擬化cpu（virtualizing the cpu）。
一次執行多個程式的能力會引發各種新問題。例如，如果兩個程式想要在特定時間執行，應該執行哪個？這個由作業系統的策略決定。作業系統承擔了資源管理器的角色。
虛擬化記憶體：
每個程序訪問自己的私有虛擬位址空間（virtual address space）（有時稱為位址空間，address space），作業系統以某種方式對映到機器的物理記憶體上。乙個正在執行的程式中的記憶體引用不會影響其他程序（或作業系統本身）的位址空間。對於正在執行的程式，它完全擁有自己的物理記憶體。但實際情況是，物理記憶體是由作業系統管理的共享資源。
併發：i++這條指令每執行一次，它需要3條指令：一條將計數器的值從記憶體載入到暫存器，一條將其遞增，另一條將其儲存回記憶體。因為這3條指令並不是以原子方式（atomically）執行（所有的指令一次性執行）的，所以當兩個執行緒共同訪問乙個全域性變數的時候，奇怪的事情可能會發生。
永續性：
不像作業系統為cpu和記憶體提供的抽象，作業系統不會為每個應用程式建立專用的虛擬磁碟。相反，它假設使用者經常需要共享（share）檔案中的資訊。例如，在編寫c程式時，你可能首先使用編輯器（例如emacs[插圖]）來建立和編輯c檔案（emacs -nw main.c）。之後，你可以使用編譯器將源**轉換為可執行檔案（例如，gcc -o main main.c）。再之後，你可以執行新的可執行檔案（例如./main）。因此，你可以看到檔案如何在不同的程序之間共享。
以最基本的計算機資源cpu為例，假設乙個計算機只有乙個cpu（儘管現代計算機一般擁有2個、4個或者更多cpu），虛擬化要做的就是將這個cpu虛擬成多個虛擬cpu並分給每乙個程序使用，因此，每個應用都以為自己在獨佔cpu，但實際上只有乙個cpu。這樣作業系統就創造了美麗的假象——它虛擬化了cpu。
如何提供有許多cpu的假象？
作業系統通過虛擬化（virtualizing）cpu來提供這種假象。通過讓乙個程序只執行乙個時間片，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（timesharing）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。
如何將**變成程序？（作業系統如何啟動並執行乙個程式？程序建立實際如何進行？）
1、作業系統執行程式必須做的第一件事是將**和所有靜態資料（例如初始化變數）載入（load）到記憶體中，載入到程序的位址空間中。
2、為程式的執行時棧（run-time stack或stack）分配一些記憶體。
3、作業系統也可能為程式的堆（heap）分配一些記憶體。
4、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，在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（file descriptor），用於標準輸入、輸出和錯誤。
5、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（第5章討論的專門機制），os將cpu的控制權轉移到新建立的程序中，從而程式開始執行。
程序的三種狀態，執行，就緒，阻塞。
舉乙個例子，第乙個程序在執行一段時間後發起i/o請求。此時，該程序被阻塞，讓另乙個程序有機會執行。表4.2展示了這種場景（注意這裡阻塞的時候，另外乙個程序在占用cpu的時間執行，這裡要和掛起區分開，阻塞釋放cpu,而掛起不釋放cpu。）
fork()系統呼叫:
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。
wait()系統呼叫:
父程序呼叫wait()，延遲自己的執行，直到子程序執行完畢。當子程序結束時，wait()才返回父程序。
最後是exec()系統呼叫:
這個系統呼叫可以讓子程序執行與父程序不同的程式。
我們重點看下面的**:
#include #include #include #include #include int
main(int argc, char *ar**)
else if (rc == 0) else
return 0;
}
execvp(myargs[0], myargs);這裡，子程序會覆寫自己的**段（以及靜態資料），堆、棧及其他記憶體空間也會被重新初始化。所以 printf("this shouldn't print out");在子程序並不會被執行。當子程序執行完畢，父程序 int wc = wait(null);會返回，執行下面的**。
第乙個問題很簡單：如果我們只執行乙個程式，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？第二個問題：當我們執行乙個程序時，作業系統如何讓它停下來並切換到另乙個程序，從而實現虛擬化cpu所需的時分共享？
1、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，讓作業系統告訴硬體陷阱表（trap table）在記憶體中的位置。為了讓使用者可以執行某種特權操作，現代硬體都提供了使用者程式系統呼叫的能力．
２、要執行系統呼叫，程式必須執行特殊的陷阱（trap）指令。該指令同時跳入核心並將特權級別提公升到核心模式。一旦進入核心，系統就可以執行任何需要的特權操作（如果允許），從而為呼叫程序執行所需的工作。完成後，作業系統呼叫乙個特殊的從陷阱返回（return-from-trap）指令，如你期望的那樣，該指令返回到發起呼叫的使用者程式中，同時將特權級別降低，回到使用者模式。
如果乙個程序在cpu上執行，這就意味著作業系統沒有執行。作業系統如何重新獲得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。：在協作排程系統中，os通過等待系統呼叫，或某種非法操作發生，從而重新獲得cpu的控制權。
非協作方式：作業系統進行控制。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（interrupt handler）會執行。此時，作業系統重新獲得cpu的控制權，因此可以做它想做的事：停止當前程序，並啟動另乙個程序。
全域性變數中斷原子操作 微控制器中斷全域性變數保護方法
首先要明白這幾個知識點 關鍵字volatile的使用，原子操作，臨界區的使用。明白的直接跳到文中的4.全域性變數的使用及保護處檢視。1.關鍵字volatile 關鍵字volatile用於告訴編譯器，說明被修身的變數可能會被意想不到地改變，防止編譯器對 進行優化。比如如下程式 1ucnms 0x65 ...
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作業系統之原子操作
原子操作是指不會被執行緒排程機制打斷的操作 原子操作 atomic operation 是不需要同步 synchronized 這種操作一旦開始，就一直執行到結束，中間不會有任何執行緒切換。如果這個操作所處的層 layer 的更高層不能發現其內部實現與結構，那麼這個操作是乙個原子 atomic 操作...