操作系统：期末复习

Last updated on December 12, 2025 pm

本文为 SJTU-CS3601 操作系统课程的期末复习，主要复习内容为操作系统概述、内存管理、进程管理、文件管理。

Lecture 1: 操作系统的演化

  • 操作系统的功能：
    • 从硬件角度：管理硬件、对硬件进行抽象
    • 从应用角度：服务应用、管理应用

操作系统内核架构

  • 宏内核：内核所有模块运行在内核态，具备直接操作硬件的能力

    • 优点：
      • 拥有丰富的沉淀和积累
      • 内核各模块间可以相互调用，性能高
    • 缺点：
      • 安全性与可靠性问题：模块之间没有很强的隔离机制
      • 实时性支持：系统太复杂导致无法做最坏情况时延分析
      • 系统过于庞大而阻碍创新
      • 向上向下的扩展：很难去剪裁/扩展一个宏内核系统支持从 KB 级别到 TB 级别的场景
      • 硬件异构性：很难长期支持一些定制化的方式去解决一些特定问题
      • 功能安全：无法通过汽车安全完整性认证
      • 信息安全：单点错误会导致整个系统出错
      • 确定性时延：目前依然不确定是否能支持确定性时延

  • 微内核：

    • 设计原则：最小化内核功能
      • 将内核功能拆分到用户态，成为独立的“服务”
      • 内核仅保留极少功能，为这些服务提供通信
    • 优点：
      • 易于扩展：直接添加一个用户进程即可为操作系统增加服务
      • 易于移植：大部分模块与底层硬件无关
      • 更加可靠：在内核模式运行的代码量大大减少
      • 更加安全：即使存在漏洞，服务与服务之间存在进程粒度隔离
      • 更加健壮：单个模块出现问题不会影响到系统整体
    • 缺点：
      • 性能较差：内核中的模块交互由函数调用变成了进程间通信
      • 生态欠缺：尚未形成像 Linux 一样具有广泛开发者的社区
      • 重用问题：重用宏内核操作系统提供兼容性，带来新问题

  • 外核：不提供硬件抽象；不管理资源，只管理应用

    • 应当由应用来尽可能地控制对硬件资源的抽象
    • 将对硬件的抽象以库（LibOS）的形式提供，不同应用可使用不同的 LibOS
    • 优点：
      • OS 无抽象，能在理论上提供最优性能
      • 应用对计算有更精确的实时等控制
      • LibOS 在用户态更易调试，调试周期更短
    • 缺点：
      • 对计算资源的利用效率主要由应用决定
      • 定制化过多，导致维护难度增加

  • 多内核：通过多内核来管理异构多核设备

    • 思路：
      • 默认的状态是划分而不是共享
      • 维持多份状态的 copy 而不是共享一份状态
      • 显式的核间通信机制
    • 设计：
      • 在每个 core 上运行一个小内核
      • OS 整体是一个分布式系统
      • 应用程序依然运行在 OS 之上

Lecture 2: ARM 汇编基础

  • 寄存器：x1 - x30 是 31 个 64 位寄存器，w0 - w30 是其低位的 31 个 32 位寄存器

基础指令

  • 寄存器之间的数据搬移：mov dst, src
    • src：立即数或寄存器
    • dst：寄存器
  • 算术指令：

  • 移位指令：

  • 逻辑运算指令：

  • 修改过的寄存器：对操作数进行移位或位扩展

    • 无符号扩展：uxtb, uxth, uxtw (Zero-extend single-word / half-word / byte)
    • 符号扩展：sxtb, sxth, sxtw (Sign-extend single-word / half-word / byte)

  • 访存指令：


  • 寻址模式：


分支指令

  • 条件码：包含 N（Negative）、Z（Zero）、C（Carry）、V（Overflow）

    • 设置：
      • 带有 s 后缀的算术或逻辑运算指令（如 subs、adds）
      • 比较指令：cmp (操作数之差)、cmn (操作数之和)、tst (操作数相与)
        • cmp src1, src2：计算 src1 - src2

  • 跳转条件：

  • 跳转指令：

    • 直接分支指令：以标签对应的地址作为跳转目标
      • 无条件分支指令：b \<label>
      • 有条件分支指令：bcond \<label>，如 beq、bne、ble
    • 间接分支指令：以寄存器中的地址作为跳转目标
      • br reg，如 br x0

  • for 循环翻译实例：

  • while 循环翻译方法及实例：

函数调用

  • 函数调用指令：
    • bl label (直接调用，调用函数)
    • blr Rn (间接调用，调用函数指针)
    • 功能：将返回地址存储在链接寄存器 LR (即 x30 寄存器)，并跳转到被调用者的入口地址
  • 函数返回指令：
    • ret (不区分直接调用与间接调用)
    • 功能：跳转到链接寄存器 LR 中的返回地址
  • SP（Stack Pointer）寄存器：栈指针，指向栈顶（低地址）
  • FP (Frame Pointer) 寄存器：帧指针，即 x29 寄存器
  • 标准的函数首尾操作：
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stp x29, x30, [sp, #-32]!
mov x29, sp
...
ldp x29, x30, [sp], #32
ret
  • 参数传递：
    • 调用者使用 x0 - x7 寄存器传递前 8 个参数
    • 第 8 个之后的参数，按声明顺序从右到左压到栈上，被调用者通过 SP + 偏移量访问
    • 被调用者使用 x0 寄存器传递返回值

  • 寄存器保存：
    • 调用者保存：x9 - x15
      • 调用者：在调用前按需进行保存，在返回后进行恢复
      • 被调用者：可以随意使用
    • 被调用者保存：x19 - x28
      • 被调用者：在使用前进行保存，在返回前进行恢复
      • 调用者：这些寄存器的值在函数调用前后不会改变

  • 函数调用实例：

Lecture 3: ARM 汇编 - 系统 ISA

  • 常见寄存器：

  • 系统指令：

    • mrs/msr：从系统寄存器读取值/向系统寄存器写入值
    • svc/eret：特权级切换和返回

  • 特权级切换的时机：

    • 同步异常：执行当前指令触发异常
      • 第一类：用户程序主动发起系统调用（svc 指令）
      • 第二类：非主动，如用户程序意外访问空指针
    • 异步异常：CPU 收到中断信号
      • 从外设发来的中断，如屏幕点击、鼠标、收到网络包
      • CPU 时钟中断，如定时器超时

特权级切换过程

  • 处理器在切换过程中的任务：

    1. 将发生异常事件的指令地址保存在 ELR_EL1 中
    2. 将异常事件的原因保存在 ESR_EL1
    3. 将处理器的当前状态（即 PSTATE）保存在 SPSR_EL1
    4. 栈寄存器不再使用 SP_EL0（用户态栈寄存器），开始使用 SP_EL1
    5. 修改 PSTATE 寄存器中的特权级标志位，设置为内核态
    6. 找到异常处理函数的入口地址，并将该地址写入 PC，开始运行操作系统

  • 操作系统在切换过程中的任务：将属于应用程序的 CPU 状态保存到内存中，用于之后恢复应用程序继续运行，包括：

    • 通用寄存器 x0 - x30
    • 特殊寄存器，主要包括 PC、SP 和 PSTATE
    • 系统寄存器，包括页表基地址寄存器等

  • 硬件操作的必要性：

    • PC 寄存器的值必须由处理器保存：否则当操作系统开始执行时，PC 将被覆盖
    • 栈的切换必须由硬件完成：否则操作系统有可能使用用户态的栈，导致安全问题

系统调用的优化

  • vDSO：内核将一部分数据通过只读的形式共享给应用，允许应用直接读取
  • Flex-SC：允许应用以“向某一块内存页写入请求”的方式发起系统调用，并通过轮询来等待系统调用完成
    • 内核独占一个 CPU 核心，通过轮询来等待用户的请求，然后执行系统调用，并将返回值写入同一块内存页
    • 如果只有一个核心，可以将轮询改成批处理，即应用程序一次发起多个系统调用请求，内核一次性将所有系统调用处理完

Lecture 4: 从应用视角看操作系统抽象

  • 处理器上下文：
    • 通用寄存器：所有（X0-X30）
    • 特殊寄存器：SP_EL0 (栈寄存器)
    • 系统寄存器：ELR_EL1（对应 PC）, SPSR_EL1（对应 PSTATE）

常见的进程接口

  • exit()：终止进程并带上一个 status 状态

    • 返回值：无返回值
    • 语法：void exit(int status);

  • fork()：父进程创建新的子进程，调用一次返回两次

    • 返回值：子进程为 0，父进程为子进程 PID
    • 语法：pid_t fork(void);
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#include "csapp.h"
int main()
{
  pid_t pid;
 	int x = 1;
 	pid = Fork();
 	if (pid == 0) { /* child */
 	    printf("child : x=%d\n", ++x);
 		exit(0);
 	}
 	/* parent */
 	printf("parent: x=%d\n", --x);
 	exit(0);
}

  • execve()：加载和运行

    • 只调用一次，且永远不会返回（仅仅在运行报错的时候，返回调用程序）
    • 语法：int execve(const char *filename, const char *argv[], const char *envp[]);

  • waitpid()：等待子进程终止后，内核回收子进程

    • 返回值：成功返回子进程 PID，出错返回 -1
    • 语法：pid_t waitpid(pid_t pid, int *status, int options);
      • pid>0 ：等待集合中只有 pid 子进程
      • pid=-1：等待集合包括所有子进程
      • options=0
        • 挂起调用进程，等待集合中任意子进程终止
        • 如果等待集合中有子进程在函数调用前已经终止，立刻返回
        • 返回值是导致函数返回的终止子进程 pid
        • 该终止子进程被内核回收
      • status 指针带回被回收子线程的 exit 状态

  • 进程的终止：进程终止后，内核不会立刻销毁该进程，而是以终止态存在，等待父进程回收

    • 僵尸进程：终止状态下还未被回收的进程
      • 如果父进程在自己终止前没有回收僵尸子进程，内核会安排 init 进程回收这些子进程

ELF 文件格式

  • ELF 格式：可执行可链接格式

ELF 格式

  • ELF 头部：通常用于存元数据
  • 节头部表：每一个节都有一个节头部（节头部表的一项）描述
  • ELF 字符串表（.strtab）：记录一系列 C 风格字符串，表示符号名或节名
  • 用以调试的节：
    • .debug：调试符号表，包括变量、typedef、C 源文件
    • .line：C 源文件的行数与 .text 节中指令的映射
  • 代码和数据节：
    • .text：代码
    • .rodata：只读数据，包括不可修改的常量数据
      • char *str = "apple" 中的 "apple" 存放在 .rodata 段
      • char str2[] = "apple" 中的 "apple" 存放在栈上
    • .data：初始化的全局变量和静态变量
    • .bss：未初始化的全局变量和静态变量（不占文件空间，运行时分配内存）

Lecture 5: 内存地址翻译’

Lecture 6: 系统初始化

Lecture 7: 操作系统管理页表映射

Lecture 8: 物理内存管理

Lecture 9: 进程

  • 进程控制块（PCB）：用于表示进程，存储在内核态

    • 保存的信息包括：虚拟地址空间、处理器上下文、内核栈
    • 进程标识符 PID、退出状态、子进程列表、执行状态

  • 进程的退出与等待：

    • 进程的退出：进程退出时，其上下文结构和虚拟地址空间会被销毁，但 PCB 和内核栈保留（处于僵尸状态）
    • 进程的等待：父进程会等待子进程退出，记录子进程的退出状态，回收 PCB 并销毁内核栈

  • 进程的五种典型执行状态：

    • 新生（new）：刚调用 process_create
    • 就绪（ready）：随时准备执行（但暂时没有执行）
    • 运行（running）：正在执行
    • 僵尸（zombie）：退出但未回收
    • 终止（terminated）：退出且被回收

进程的创建

进程创建的过程

  • 一、PCB 相关初始化：PCB 及其包含的内容都需要创建及初始化

    • 分配 PCB 本身的数据结构
    • 初始化 PCB：虚拟内存
      • 创建及初始化 vmspace 数据结构
      • 分配一个物理页，作为顶级页表
    • 内核栈：分配物理页，作为进程内核栈

  • 二、可执行文件加载：可执行文件通常有固定的存储格式，以 ELF 为例

    • 从程序头部表可以获取需要的段所在位置
    • 通常只有代码段和数据段需要被加载（loadable）
    • 加载即从 ELF 文件中映射到虚拟地址空间的过程

  • 三、准备运行环境：在返回用户态运行前，还需为进程准备运行所需的环境

    • 分配用户栈：分配物理内存并映射到虚拟地址空间
    • 准备程序运行时的环境：将参数和环境变量放到栈上

  • 四、处理器上下文初始化：最后才初始化处理器上下文，因为其包含的内容直到前序操作完成才确定

    • SP：设置为用户栈的栈顶地址（用户栈分配后才确定地址）
    • PC：设置 ELR_EL1 寄存器（加载 ELF 才知道程序入口地址）
    • PSTATE：设置 SPSR_EL1 寄存器
    • 大部分寄存器初始值可直接赋为 0

Linux 的进程创建

  • fork()：

    • 实现：将父进程的 PCB 拷贝一份，包括虚拟内存、内核栈、处理器上下文等
    • 优点：
      • 接口非常简洁，（过去）实现简单
      • 将进程创建和执行（exec）解耦，提高了灵活度
    • 缺点：
      • 创建拷贝的复杂度与 PCB 复杂度相关，如今越来越复杂
      • 完全拷贝过于粗暴（不如 clone）
      • 性能差、可扩展性差（不如 vfork 和 spawn）
      • 不可组合性 (如 fork() + pthread())

  • fork 的替代接口：

    • vfork：类似于 fork，但让父子进程共享同一地址空间
      • 优点：连映射都不需要拷贝，性能更好
      • 缺点：只能用在“fork + exec”的场景中；共享地址空间存在安全问题
    • posix_spawn: 相当于 fork + exec
      • 优点：可扩展性、性能较好
      • 缺点：不如 fork 灵活
    • clone: fork 的进阶版，可以选择性地不拷贝内存
      • 优点：高度可控，可依照需求调整
      • 缺点：接口比 fork 复杂，选择性拷贝容易出错

进程切换

  • 一、p0 进入内核态：由硬件完成部分寄存器保存

    • PC 和 PSTATE 分别自动保存到 ELR_EL1 和 SPSR_EL1

  • 二、p0 处理器上下文保存：将处理器中的寄存器值保存到处理器上下文对应的位置

  • 三、由 p0 切换到 p1：

    • 1. 虚拟地址空间切换：设置页表相关寄存器（TTBR0_EL1）
      • 使用 PCB 中保存的页表基地址赋值给 TTBR0_EL1
    • 2. 内核栈切换：设置内核中的栈寄存器 SP_EL1
      • 使用 PCB 中保存的内核栈顶地址赋值给 SP_EL1
    • 3. 进程上下文切换：设置 cur_proc 为之后要执行的进程（p1）
      • 表明之后操作系统将以 p1 的身份运行

  • 四、p1 处理器上下文恢复：从处理器上下文中加载各寄存器的值，放入对应寄存器中

  • 五、p1 回到用户态：由硬件自动恢复部分寄存器

    • 将 ELR_EL1 和 SPSR_EL1 中的值自动保存到 PC 和 PSTATE 中

参考资料

本文参考上海交通大学并行与分布式系统研究所（IPADS）操作系统课程 CS3601 华志超老师的 PPT 课件整理。

部分图片来源于上海交通大学程序语言与编译原理课程 CS2612 曹钦翔老师的讲义。

操作系统
#操作系统 #知识点整理 #期中复习
操作系统：期末复习
https://cny123222.github.io/2025/12/11/操作系统：期末复习/
Author
Nuoyan Chen
Posted on
December 11, 2025
Licensed under