1进入内核的手段：系统调用
为什么不能直接进入内核：不安全。例如用户名密码都在内核，如果随意进入，不安全
如何保证不能强制jump：硬件设计，DPL寄存器表示目标内存段的特权级，系统初始化时，DPL初始化为0.CPL表示当前特权级CPL<=DPL时，才能执行当前指令.系统调用通过中断处理，CPL在切换段时会随之修改。
系统调用的过程
int0x80通过不同系统调用号执行不同系统调用
将系统调用号置给eax，然后调用int0x80 30:00
int0x80会查idt表（中段描述表），在系统初始化的过程中将DPL置为3，设置中断处理程序入口地址，设置idt表中的段基址。通过查表，DPL被设为3，而CPL是cs的最后两位，自然是0，然后通过中断处理函数入口进入systemcall程序。
接下来systemcall查system_CALL_TABLE根据exa中的系统调用号*函数指针大小+基址调用对应的系统调用。
2.多进程图像
cpu工作流程：取址执行，更新pc
每个进程有一个保存进程信息的数据结构：PCB
main中的fork()开创了第一个进程
子进程fork（）= 0
多进程如何组织
多个PCB分为不同状态，分别组织在就绪/等待队列
多进程如何交替？
队列操作+调度+切换
通过schedule完成进程的切换
进程与线程的区别：
进程是CPU资源分配的最小单位，线程是CPU调度的最小单位。不同进程拥有不同的地址空间，而同一个进程中不同的线程共用一套地址空间，共用一套虚拟内存。
进程切换与线程切换的区别：
进程切换只需要切换指令序列，线程切换需要切换指令序列和地址空间
用户级线程与核心级线程的区别？
核心级线程切换需要进入内核，通过schedule函数调度。用户级线程的切换不需要进入内核，通过yield函数调度。
多线程的实现：
如何切换用户级线程？（L10 23:00）
从目标tcb取出目标esp，通过yield切换栈(每个线程独占一个栈)指针（esp寄存器），原线程TCB修改栈指针记录现场
用户栈与内核栈的关联？11:00
通过中断进入内核时，将用户栈的ss，sp压入内核栈，将cs，ip压入内核栈，保存现场
通过iret返回用户栈时，弹栈从而恢复用户栈的ss，sp，cs，ip
如何切换核心级线程？
1中断引发schedule
2通过next找到目标线程的tcb。
3通过schedule切换内核栈指针（esp寄存器）（注意：用户栈的ss，sp，cs，ip已经被封装在了内核栈，内核栈的cs，ip也被封装在了内核栈）
4修改原线程tcb中的内核栈指针记录现场
为什么线程切换不用切pc？
pc已经被压在了栈里，通过切换栈已经完成等了pc的切换。
如何创建线程？
1如何创建用户级线程
1申请两块内存存放tcb和栈
2设置栈起始地址
3将tcb和栈关联
2如何创建核心级线程？
1申请两块内存存放tcb和内核栈
2初始化内核栈
3tcb关联内核栈
多核与多cpu的区别？
多处理器：每个cpu有独立的一套高速缓存和mmu，不同cpu内存映射相互独立
多核：多个cpu共用一套高速缓存和mmu，用一套内存映射
fork
fork的过程：查idt表，修改CPL和DPL，进入内核，根据系统调用号查系统调用表，调用system_fork，调用copy_process,传参父进程的内核栈内容，接下来：
1为pcb申请一页物理内存（getfreepage）
2创建内核栈（参数根据申请到的物理内存基址和偏移量设定），创建用户栈（参数来自父进程）
3将eax置为0
4创建虚拟地址空间ldt
CPU调度策略
评价CPU调度策略的标准
1周转时间
2响应时间
3吞吐量
调度算法
1先入先出，特点：响应时间短，但周转时间大
2短作业优先，特点：周转时间短，但是长作业响应时间长
3时间片轮转调度：特点：大幅缩短响应时间，但是增加了调度次数，吞吐量低，周转时间长
除此之外，根据任务特点设置不同任务队列（前台/后台），分别使用不同的调度算法。同时，为了提高响应时间，所有任务队列都要引入时间片。
Linux0.11的调度算法
L15
过程：将轮询指针置于数组末尾，轮询数组，next即为counter（优先级）最大的就绪态进程。
如果没有就绪态进程有时间片，那么设所有进程的时间片=时间片/2+priority
特点：counter既表示优先级又表示时间片
设置时钟中断，每次counter--。当counter=0时，schedule被调用。
这种算法的优点？
保证了阻塞态进程优先级较高，一旦其进入就绪态，可以较快被调度。
3进程同步与信号量
1为什么是信号量而不是信号？
L16 16:00
当有多个生产者睡眠时，消费者只能唤醒一个生产者（一个信号只能记录缓冲区大小，无法记录多个睡眠中的生产者）
信号量
信号量>0,表示还有多少空闲缓冲区。信号量<0，表示有多少进程被阻塞
信号量的数据结构包含一个阻塞队列和一个value。
P系统调用：如果value<0,表示--之前的value<=0.阻塞。
V系统调用：如果value<=0,表示++之前value<0.唤醒。
40:00
其中，empty表示空闲缓冲区大小，full表示生产出的产品数量
对于生产者，当缓冲区满的时候（空闲缓冲区大小empty=0时），生产者阻塞。
当消费者消费了一次之后（V（empty）），空闲缓冲区增加，生产者wake。
对于消费者，当缓冲区空的时候（生产出的产品数量full=0时），消费者阻塞。
当生产者生产了一件产品后（V（full）），产品数量增加，消费者wake
除此之外，互斥信号量mutex保证了文件同时只有一个进程能访问
为什么要用互斥信号量保护信号量？
不合适的cpu调度会导致指令执行序列不合适，从而导致共享数据（比如信号量）错误
临界区的设计准则？
1基本原则：互斥性
2有空让进：如果没有进程进入临界区，应尽快安排等待进入临界区的进程进入
3有限等待：不能让等待进入临界区的进程无限等待
进入临界区的尝试
1轮换法 缺点：不满足有空让进
2标记法 缺点：可能造成两个进程相互等待，出现死锁场景
3非对称标记（标记+轮转） 缺点：只支持两个进程
4面包店算法
choosing表示有进程正在取号
5硬件手段阻止调度
缺点：多核情况下影响其它cpu
6硬件原子指令法
testandset是原子的，中途不会检查中断寄存器，不会在执行过程中切出去
缺点：多cpu情况下影响其它cpu
信号量的代码实现（linux0.11）
死锁
死锁产生的原因
1互斥性 2占有且等待 3不可抢占 4循环等待
死锁的处理
1死锁预防：破坏死锁出现的条件
手段：1资源按顺序申请（破坏了循环等待的条件，从而避免死锁）
2一次性申请所有资源（破坏了占有且等待的条件，从而避免死锁）
缺点：造成了资源浪费
2死锁避免：检测每个资源请求，如果造成死锁就拒绝
手段：银行家算法
缺点：时间复杂度高
3死锁检测+恢复：回滚部分进程（优先级低的，占用资源多的），然后调用银行家算法
缺点：回滚比较麻烦
4死锁忽略
最常用