Update 计算机操作系统 - 概述.md

补充并发与特权级说明，更新系统调用流程与上下文切换细节并新增配图，细化宏内核与微内核机制并重新绘制内核架构图。

notes/计算机操作系统 - 概述.md

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 ### 1. 并发
 
-并发是指宏观上在一段时间内能同时运行多个程序，而并行则指同一时刻能运行多个指令。
+并发（concurrency）指的是一段时间内有多个程序都在向前推进，并行（parallelism）指的是同一时刻有多个程序在不同的处理器上同时执行。例如单核 CPU 上的编辑器和浏览器轮流运行一个个时间片，看起来同时运行，这是并发；4 核 CPU 上 4 个进程各占一个核同时运行，才是并行。
 
 并行需要硬件支持，如多流水线、多核处理器或者分布式计算系统。
 
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 互斥共享的资源称为临界资源，例如打印机等，在同一时刻只允许一个进程访问，需要用同步机制来实现互斥访问。
 
+同时共享的资源允许多个进程在一段时间内交替或同时访问，例如多个进程同时读取磁盘上的同一个文件。
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 ### 3. 虚拟
 
 虚拟技术把一个物理实体转换为多个逻辑实体。
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 多个进程能在同一个处理器上并发执行使用了时分复用技术，让每个进程轮流占用处理器，每次只执行一小个时间片并快速切换。
 
-虚拟内存使用了空分复用技术，它将物理内存抽象为地址空间，每个进程都有各自的地址空间。地址空间的页被映射到物理内存，地址空间的页并不需要全部在物理内存中，当使用到一个没有在物理内存的页时，产生缺页中断，把该页调入内存；内存已满时，还要用页面置换算法选择一页换出。
+虚拟内存使用了空分复用技术，它将物理内存抽象为地址空间，每个进程都有各自的地址空间。地址空间的页被映射到物理内存，地址空间的页并不需要全部在物理内存中，当使用到一个没有在物理内存的页时，产生缺页异常，把该页调入内存；内存已满时，还要用页面置换算法选择一页换出。
 
 ### 4. 异步
 
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 CPU 通过特权级（privilege level）限制程序能做的事。x86 上用当前特权级（Current Privilege Level, CPL）表示，取值为 0～3，数字越小权限越高。操作系统内核运行在 0 级，称为内核态（kernel mode）；应用程序运行在 3 级，称为用户态（user mode）。
 
+两种状态的区别在于能执行的指令和能访问的内存：内核态可以执行全部指令，能访问内核空间和用户空间；用户态不能执行特权指令，只能访问页表中标为用户可访问（U/S 位为 1）的页，即本进程的用户空间。
+
 划分两种状态是为了保护内核和其它进程。如果应用程序能随意修改页表基址寄存器 CR3，就能访问其它进程的内存；如果能直接操作磁盘和网卡，就绕过了文件系统和网络协议栈的管理。因此修改 CR3、加载 GDT 等特权指令只能在 CPL 为 0 时执行，用户程序执行时会产生通用保护异常（General Protection Exception, #GP）。
 
 应用程序需要内核完成的工作，例如读写文件、创建进程、收发网络数据，只能通过系统调用（system call）请求内核。系统调用是用户态进入内核态的受控入口：陷入时跳转的地址由内核预先设定（x86-64 上由内核写入 IA32_LSTAR 寄存器），程序不能指定跳转的地址，否则就能跳到内核的任意位置。
@@ -96,59 +100,62 @@ Linux 的系统调用主要有以下这些：
 | 信息维护 | getpid(); alarm(); nanosleep(); |
 | 安全 | chmod(); umask(); chown(); |
 
+fork 调用一次、返回两次，以及 fork 与 clone 的关系，见[进程与线程的区别](计算机操作系统%20-%20进程管理.md#3-区别)。
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 以 `read(3, buf, 4096)` 为例（Linux x86-64，见下图）：读取文件描述符 3 指向的文件，最多 4096 字节放入用户缓冲区 buf。整个过程分为以下几步：
 
 1. C 库的 read() 把系统调用号放入 rax（read 在 x86-64 上的编号为 0），把参数放入 rdi、rsi、rdx；
 2. 执行 syscall 指令，CPU 切换到特权级 0，把下一条指令的地址存入 rcx，把 RFLAGS 存入 r11，然后跳转到内核入口；这条指令不保存栈指针 RSP；
 3. 入口代码切换到当前进程的内核栈，把用户态的 RIP、RSP、RFLAGS 和其它寄存器保存到内核栈上，再调用 do_syscall_64，按编号查系统调用表，找到 sys_read；
-4. sys_read 按 fd = 3 找到打开的文件，页缓存中有数据时，把 4096 字节复制到 buf，返回值为 4096；
+4. sys_read 在当前进程的文件描述符表中按下标 3 找到 open() 时建立的文件对象，页缓存中有数据时，把 4096 字节复制到 buf，返回值为 4096（剩余不足时返回实际读到的字节数）；
 5. 内核恢复寄存器，执行 sysret，CPU 回到特权级 3，从 rcx 保存的地址继续执行，C 库把 rax 中的 4096 作为 read() 的返回值交给调用者。
 
 第 4 步中，内核不直接使用用户传入的指针，而是通过 copy_to_user 等函数访问用户缓冲区，这些函数会先检查地址。
 
 <div align="center"> <img src="pics/syscall-read-steps.png" width="720px"/> </div><br>
 
-切换时需要保存的是返回地址、标志寄存器和用户栈指针，以及内核要使用的通用寄存器；返回时必须原样恢复，程序才能从原来的位置继续执行。x86-64 上 syscall 指令只把 RIP 和 RFLAGS 放入 rcx、r11，RSP 和其它寄存器由入口代码保存。
+进入内核态有三种途径：程序主动执行的系统调用（陷入，例如 read()），指令执行时引起的异常（例如缺页、除数为 0），以及来自 CPU 外部的外中断（例如时钟中断、网卡收到数据包），见[中断分类](#中断分类)。异常和外中断返回时使用 iret，系统调用通常使用 sysret 返回。
 
-进入内核态有三种途径：程序主动执行的系统调用（陷入），指令执行时引起的异常（例如缺页），以及来自 CPU 外部的外中断，见[中断分类](#中断分类)。异常和外中断返回时使用 iret，系统调用返回时使用 sysret。
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-陷入和返回本身需要的时间并不少。在 Linux 上实测（arm64，见[附录 A1](#a1-普通函数调用与系统调用的耗时)），一次普通函数调用约 1 ns，glibc 的 getppid() 约 167 ns，直接执行陷入指令约 165 ns，一次系统调用约为普通函数调用的 170 倍。getppid 在内核中的工作很少，测得的时间基本就是进入和退出内核的代价。具体数字与 CPU 和内核配置有关，x86-64 上启用 PTI 时会更高。
+陷入和返回本身需要的时间并不少。在 Linux 上实测（arm64，见[附录 A1](#a1-普通函数调用与系统调用的耗时)），一次普通函数调用约 1 ns，glibc 的 getppid() 约 167 ns，直接执行陷入指令约 165 ns，一次系统调用的耗时接近普通函数调用的 180 倍。getppid 在内核中的工作很少，测得的时间基本就是进入和退出内核的代价。具体数字与 CPU 和内核配置有关，x86-64 上启用 PTI 时会更高。
 
 开销由以下几部分组成：
 
 - 特权级切换，以及寄存器的保存和恢复；
-- 内核入口和出口的额外工作，例如启用页表隔离（Page Table Isolation, PTI，用于缓解 Meltdown 攻击）时，每次进入和退出内核都要写 CR3，内核文档给出的量级是百余个周期；
+- 内核入口和出口的额外工作，例如启用页表隔离（Page Table Isolation, PTI，用于缓解 Meltdown 攻击）时，每次进入和退出内核都要写 CR3，内核文档给出的量级是一百个周期左右；
 - 内核执行的工作本身，例如参数检查、查找文件、复制数据。
 
-需要注意的是，陷入内核不等于切换进程：系统调用执行完通常回到同一个线程，不一定发生上下文切换，见[进程管理](计算机操作系统%20-%20进程管理.md#4-上下文切换)。
+需要注意的是，陷入内核不等于切换线程。上面的 read() 命中页缓存，且执行期间没有阻塞或被抢占时，内核复制完数据就返回，CPU 一直在执行同一个线程，只发生了两次特权级切换。
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+未命中时要等待磁盘，内核发出读请求后让线程睡眠，调度其它线程运行，这就发生了上下文切换（见[进程管理](计算机操作系统%20-%20进程管理.md#4-上下文切换)），磁盘读完后由中断唤醒它，它再次被调度时才复制数据并返回。
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+<div align="center"> <img src="pics/syscall-ctx-switch.png" width="760px"/> </div><br>
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+写文件同样不一定等待磁盘。`write(fd, buf, 4096)` 陷入内核后，内核把 buf 的内容复制到页缓存（page cache，内存中的文件缓存）并标记为脏页，然后返回 4096。此时数据未必已经写到磁盘，磁盘写入由内核之后异步完成，或由 fsync() 强制完成。
 
 减少系统调用开销的做法主要有以下几种：
 
 - 批量处理：writev 一次系统调用写入多个缓冲区（writev(2)）；
 - 在用户态完成：vDSO（virtual dynamic shared object）是内核自动映射到每个进程中的一小段共享代码，在支持的时钟源上，clock_gettime 等调用不再陷入内核（vdso(7)），实测经 vDSO 约 18 ns，绕过 vDSO 直接陷入约 202 ns；
-- 内存映射：mmap 把文件映射到用户地址空间，之后直接读写内存，不需要每次调用 read() 和 write()，但缺页时仍会陷入内核（内存映射文件见 [Java IO](Java%20IO.md#内存映射文件)）。
+- 内存映射：mmap 把文件映射到用户地址空间，之后直接读写内存，不需要每次调用 read() 和 write()，但缺页时仍会陷入内核（内存映射文件见 [Java IO](Java%20IO.md#内存映射文件)）；
+- 零拷贝（zero-copy）：sendfile 在内核中把文件内容直接送到 socket，数据不经过用户缓冲区，read() 和 write() 两次调用也合并为一次（sendfile(2)），Kafka 的 broker 发送消息就是这样做的，见[消息队列](消息队列.md#为什么吞吐量高)。
 
 排查系统调用的开销时，可以用 strace -c 统计各系统调用的次数，用 strace -T 查看每次调用的耗时（strace(1)）。
 
-写文件也要经过陷入。例如 `write(fd, buf, 4096)` 陷入内核后，内核把 buf 的内容复制到页缓存（page cache，内存中的文件缓存）并标记为脏页，然后返回 4096。此时数据未必已经写到磁盘，磁盘写入由内核之后异步完成，或由 fsync() 强制完成。write(2) 的手册明确说明，成功返回并不保证数据已经提交到磁盘。
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-零拷贝（zero-copy）减少的是数据在用户空间和内核空间之间的复制。sendfile 在内核中把文件内容直接送到 socket，既不经过用户缓冲区，也把 read() 和 write() 两次调用合并为一次（sendfile(2)），Kafka 的 broker 发送消息就是这样做的，见[消息队列](消息队列.md#为什么吞吐量高)。
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 ## 宏内核和微内核
 
 ### 1. 宏内核
 
 宏内核是将操作系统功能作为一个紧密结合的整体放到内核。
 
-由于各模块共享信息，因此有很高的性能。
+文件系统、设备驱动、内存管理等模块运行在同一个内核地址空间中，相互之间直接通过函数调用协作，因此性能高；缺点是任何一个模块出错（例如有缺陷的驱动）都可能使整个系统崩溃。Linux 是宏内核。
 
 ### 2. 微内核
 
-由于操作系统不断复杂，因此将一部分操作系统功能移出内核，从而降低内核的复杂性。移出的部分根据分层的原则划分成若干服务，相互独立。
+由于操作系统越来越复杂，因此将一部分操作系统功能移出内核，从而降低内核的复杂性。移出的部分根据分层的原则划分成若干服务，相互独立。
 
 在微内核结构下，操作系统被划分成小的、定义良好的模块，只有微内核这一个模块运行在内核态，其余模块运行在用户态。
 
-因为需要频繁地在用户态和内核态之间进行切换，所以会有一定的性能损失。
+例如应用程序读文件时，请求经微内核转发给用户态的文件系统服务，文件系统服务再经微内核向磁盘驱动服务发消息，结果沿原路返回；宏内核中同样的请求只需陷入一次内核。多出的消息传递和特权级切换会带来一定的性能损失。
 
 <div align="center"> <img src="pics/os-kernels.png" width="760px"/> </div><br>
 
@@ -162,7 +169,7 @@ Linux 的系统调用主要有以下这些：
 
 ### 2. 异常
 
-异常（exception）由正在执行的指令引起，是同步的，指令执行到哪里，异常就在哪里发生。例如访问未映射的地址会触发缺页异常（page fault），内核分配物理页后，同一条指令可以重新执行（见[虚拟内存](计算机操作系统 - 内存管理.md#虚拟内存)）；执行除法指令时除数为 0，会触发除法错误（#DE）；遇到非法操作码会触发 #UD。
+异常（exception）由正在执行的指令引起，是同步的，指令执行到哪里，异常就在哪里发生。例如第一次写刚分配的内存时，访问的地址还没有映射到物理页，会触发缺页异常（page fault），内核分配物理页后，同一条指令可以重新执行（见[虚拟内存](计算机操作系统%20-%20内存管理.md#虚拟内存)）；执行除法指令时除数为 0，会触发除法错误（#DE）；遇到非法操作码会触发 #UD。
 
 需要注意的是，x86 上整数加法溢出只设置标志位，不会产生异常，因此这里用除数为 0 作例子。