计算机系统
大作业
题 目 程序人生-Hello’s P2P
专 业 计算机科学与技术
学 号
班 级
学 生
指 导 教 师
计算机科学与技术学院
2022年5月
一个简单的Hello程序，其生命周期的整个P2P与020过程需要计算机系统各个部分的完美配合。本文旨在陪伴Hello程序走过它的一生，依次分析了Hello程序从源文件经过预处理、编译、汇编、链接到可执行文件的过程、进程管理过程、储存管理过程，同时也回顾了本学期在ICS课程上的所学内容。
第1章是关于hello程序的总体概述，并列举了编写本文的软硬件环境与生成的中间文件。第2至5章分别详细地介绍了hello的整个预处理、编译、汇编、链接过程，其中着重解析了汇编的结果、目标文件中的ELF格式以及重定位过程。第6章介绍了hello的进程管理，基于进程这个重要概念讲述了hello如何在得以在计算机上执行，其中包括shell工作原理、信号处理技术。第7章介绍了hello的储存管理，分析了hello的代码与数据如何在计算机上存储，其中包括虚拟内存、Cache等内容，以及快表、多级页表等加速访问的技术。
本文通过阐述一个具体程序在计算机中运行的全过程，深入体会到计算机系统的精妙设计，以一个直观具体的方式感受计算机系统为一个程序的良好运行所做的一切工作。
关键词：计算机系统；预处理；编译；汇编；链接；进程；储存
目 录
4.4.1 机器语言的构成，与汇编语言的映射关系... - 25 -
4.4.2 机器语言与汇编语言的操作数的不同点... - 25 -
4.4.3反汇编器使用重定位条目替换全局变量和函数... - 25 -
6.2 简述壳Shell-bash的作用与处理流程... - 38 -
6.3 Hello的fork进程创建过程... - 38 -
6.6.3 hello执行过程中命令示例分析... - 41 -
7.2 Intel逻辑地址到线性地址的变换-段式管理... - 47 -
7.3 Hello的线性地址到物理地址的变换-页式管理... - 48 -
7.4 TLB与四级页表支持下的VA到PA的变换... - 50 -
7.5 三级Cache支持下的物理内存访问... - 51 -
7.6 hello进程fork时的内存映射... - 52 -
7.7 hello进程execve时的内存映射... - 53 -
根据Hello的自白，利用计算机系统的术语，简述Hello的P2P，020的整个过程。
Hello的P2P(From Program to Process)过程：Hello程序的生命周期是从一个源程序（或者说源文件）开始的，即程序员通过编辑器创建并保存的文本文件，文件名是hello.c(Program)，接着源程序文件经过预处理、编译、汇编和链接生成可执行目标文件。用户在Bash内输入运行这个可执行目标文件的命令以及相关参数，OS为它创建一个新的进程(Process) （fork函数），这就是Hello的P2P过程。
Hello的020（From Zero-0 to Zero-0）过程：Hello程序是程序员从无(Zero)到有创建并保存的，再经过编译器驱动程序一系列过程生成可执行目标文件，执行时OS为它创建新进程，再通过execve函数在进程上下文中加载并运行Hello程序，OS为此进程提供一个独立的页表，映射到物理内存上，CPU执行一条条机器指令，以完成程序的功能。在程序执行结束后，bash将之前创建的子进程（运行Hello的进程）回收，内核会从系统中删除它的所有痕迹(Zero)。
列出你为编写本论文，折腾Hello的整个过程中，使用的软硬件环境，以及开发与调试工具。
硬件环境：AMD Ryzen 7 5800H with Radeon Graphics 3.20 GHz ；16G RAM ；
512GHD Disk
软件环境：Windows 11 家庭中文版 ；Ubuntu-19.04
开发工具：Visual Studio 2022 ；CodeBlocks 64位 ；gedit+gcc ；GDB；EDB
列出你为编写本论文，生成的中间结果文件的名字，文件的作用等。
本章介绍了hello的P2P过程和020过程，强调了hello的一生从源文件开始，最终成长为一个进程，并且hello对于计算机而言，干干净净地出生，最终运行完毕也消失地无影无踪。此外，还介绍了hello成长过程中留下的中间文件，以及Hello使用的硬软件环境，开发与调试工具。
程序设计领域中，预处理一般是指在程序源代码被翻译为目标代码的过程中，生成二进制代码之前的过程。典型地，由预处理器(preprocessor) 对程序源代码文本进行处理，得到的结果再由编译器核心进一步编译。这个过程并不对程序的源代码进行解析，但它把源代码分割或处理成为特定的单位——（用C/C++的术语来说是）预处理记号(preprocessing token)用来支持语言特性（如C/C++的宏调用）。
预处理器（cpp）根据以字符#开头的命令，修改原始的C程序。
主要操作有：
1）将源文件中以“#include”格式包含的文件复制到编译的源文件中。
2）用实际值替换用“#define”定义的字符串。
3）根据“#if”后面的条件决定需要编译的代码。
4）删除源代码中的注释语句。
在终端中输入命令对hello.c进行预处理，生成同一目录下的hello.i文件。
预处理操作示例与生成的hello.i文件
大作业的源程序如下：
大作业源程序
预处理结果如下：
预处理结果（一）
预处理结果（二）
通过对预处理结果与源文件的比较，我们可以看到，预处理器读取系统头文件stdio.h、unistd.h、stdlib.h的内容，并把它们直接插入程序文本中。此外，源程序中的注释也被清除。
预处理过程是Hello出生后的人生走过的第一步，虽然文件属性没有发生本质的改变，但从hello.c到hello.i的成长，Hello已经为锐变成汇编程序做好了准备。
编译指编译器（cc1）将文本文件hello.i翻译成文本文件hello.s的过程，hello.s包含一个汇编语言程序。
检查源程序有无语法错误。在预处理文件转化为汇编文件的过程中，会经过一系列的词法分析、语法分析、语义分析，存在语法错误则会给出提示信息，使得编译不通过。
对源程序进行优化。在预处理文件转化为汇编文件的过程中，会进行一系列的优化，生成与源程序等价的程序，但运行起来效率更高。
文本语言的转换。在预处理文件转化为汇编文件的过程中，代码会被从高级编程语言转换为适合机器理解的汇编语言。
提高程序员的工作效率。程序员可以使用更易于人理解的高级语言，编写蕴含更复杂、更高级逻辑的代码，而不是用实现难度更大的汇编语言编写。
在终端中输入命令对hello.i进行编译，生成同一目录下的ASCII汇编语言文件hello.s。
编译操作示例及生成的hello.s文件
编译结果
3.3.1.1 int型数据argc
由以上两个语句可推知%edi保存着main函数的第一个参数argc，因为argc必须为4，并被拷贝至栈中。
3.3.1.2字符串指针数组char *argv[]
字符指针首地址被保存在%rsi中，并拷贝到栈中。
3.3.1.3循环局部变量i
i被赋初值0
i++操作
比较循环条件i<=8
3.3.1.4字符串
由.string可知，程序运行时保存着两个字符串，分别对应着源代码中蓝框所示的字符串。
字符串指针通过加载有效地址的方式传入%rdi，作为printf的参数。
3.3.2.1 函数调用
Call +函数名
3.3.2.2 条件控制实现条件分支
若argc不等于4，则不会执行.L2的操作，直接输出本不应该输出的printf函数格式提示信息，并exit（1）。
条件分支
3.3.2.3 条件测试与跳转实现循环操作
i被赋初值0
i++操作
比较循环条件i<=8
直到i>8循环退出
通过用条件测试和跳转组合的组合实现循环的效果。
3.3.2.4 各类赋值操作
1）简单的数据传送指令
2）加载有效地址
程序中出现示例
3.3.2.5 函数参数传递
在一个函数调用前，需要在对应的寄存器中准备好函数要传入的各个参数，例如在调用printf前，修改好了%rdi、%rsi、%rdx的值。%rdi为表示输出格式的字符串，%rsi、%rdx分别是两个char型指针。
函数传参示例
3.3.2.6 ++操作
利用addl操作实现i++。
3.3.2.7 关系判断操作
Cmpl比较两个操作数的大小，并按大小设置条件码寄存器对应的值，jle语句根据条件码寄存器的值判断是否跳转。
Cmpl与jle常前后组合实现功能
3.3.2.8 开辟栈空间操作
因为在x86-64中，栈是向下增长的，将%rsp的值减小32，开辟了栈的储存空间。
栈操作图示
通过将hello.i编译成hello.s，Hello程序已经成长为程序员可读、又符合机器具体操作方式的汇编程序。
为了更好地展示长大后的Hello与幼时的联系，本章重点介绍了C语言中各类数据和操作是如何在汇编语言中得到实现的，同时通过例子直观地分析了编译器编译程序的具体行为。
（1）汇编的概念：
汇编是指汇编器（as）将hello.s翻译成机器语言指令，把这些指令打包成一种叫做可重定位目标程序的格式，并将结果保存在目标文件hello.o中。
（2）汇编的作用：
将汇编代码翻译成机器能直接执行的机器语言指令，打包后的可重定位目标程序可被直接复制到内存并执行。
在终端中输入命令对hello.s进行汇编，生成在同一目录下的可重定位目标程序hello.o。
分析hello.o的ELF格式，用readelf等列出其各节的基本信息，特别是重定位项目分析。
生成hello.o的ELF格式
ELF可重定位目标文件中ELF头以一个16字节的序列开始，描述了生成该文件的系统的字的大小和字节顺序。ELF头的剩下的部分包含帮助链接器语法分析和解释目标文件的信息。其中包含ELF头的大小、目标文件的类型、机器类型、节头部表的文件偏移，以及节头部表中的条目的大小和数量。
ELF头
不同节的位置和大小是由节头部表描述的，其中目标文件中的每个节都有一个固定大小的条目。
节头部表
.rela.text节是一个.text节中位置的列表。当链接器把这个目标文件和其他文件组合时，需要修改这些位置。一般而言，任何调用外部函数或者应用全局变量的指令都需要修改。
“偏移量”是需要被修改的引用的节偏移。
“信息”包含了symbol和type，symbol标识被修改引用应该指向的符号。Type告知链接器如何修改新的引用。
“加数”是一个有符号常数，一些类型的重定位要使用它对被修改引用的值做偏移调整。
重定位条目
每个重定位目标模块都有一个符号表，它包含m定义和引用符号的信息。
Num是字符串表中的字节偏移，指向符号的以Null结尾的字符串名字。
Value是符号的地址。
Size是目标的大小。
Type要么是数据，要么是函数。
Bind表示符号是本地的还是全局的。
符号表
objdump -d -r hello.o 分析hello.o的反汇编，并请与第3章的 hello.s进行对照分析。
说明机器语言的构成，与汇编语言的映射关系。特别是机器语言中的操作数与汇编语言不一致，特别是分支转移函数调用等。
在终端输入objdump命令，可以得到hello.o的反汇编。
Hello.o的反汇编结果
机器语言是有一串16进制的数字构成的，从某个给定位置开始，可以将字节唯一地解码成机器指令。因此，给定一个机器指令的序列，可以唯一地解码成相应的汇编代码序列。
在hello.s中(左图)操作数是以10进制表示的，但在hello.o的反汇编中是以16进制表示的。
操作数对比分析
通过对反汇编语句的观察，反汇编器使用了重定位条目替换了跳转的Lable，即<函数名+偏移量>表示跳转地址，因此2f<main+0x2f>指图中2f处的指令。
Label被替换
当进行函数调用时，由于未重定位，函数的具体地址不确定，因此e8（call指令的机器码）后面的地址全为0，而call后接着的是下一条指令的地址。这条指令接着的是需要调用函数的重定位信息，便于在链接时进行函数地址的确定。
调用函数时的反汇编形式
此外，通过查看hello.o的机器代码表示，可以发现跳转语句的跳转地址全都用0替代，因为此时还未进行重定位操作，程序运行时跳转的真正地址要在链接后经过重定位才能确定。
通过汇编，Hello程序离真正可执行又迈出了人生中重要的一步。Hello程序已经被转换为了机器代码表示，对于编写它的程序员而言，已经变得面目全非，但机器悦纳此时长成这个样子的Hello。Hello调用的外部函数，全局变量都已经用于自己的重定位条目，在重定位的时候根据条目，就可以把为0的地址改成最终在内存中的地址。
（1）链接的概念：
链接是将各种代码和数据片段收集并组合成为一个单一文件的过程，这个文件可被加载（复制）到内存中并执行。在现代的系统中，链接是由叫做链接器的程序自动执行的。
（2）链接的作用：链接器进行链接，它们在软件开发中扮演着一个关键的角色，使得分离编译成为可能。我们不用将一个大型的应用程序组织为一个巨大的源文件，而是可以把它分解为更小、更好管理的模块，可以独立地修改和编译这些模块。当我们改变这些模块中的一个时，只需简单地重新编译它，并重新链接应用，而不必重新编译其它文件。
在终端输入命令，可得到在同一目录下的可执行文件hello
链接操作及结果
分析hello的ELF格式，用readelf等列出其各段的基本信息，包括各段的起始地址，大小等信息。
在命令行中输入如下语句,查看打印出的hello.out的ELF格式。
可执行目标文件的格式类似于重定位目标文件的格式。
各节的位置和大小是由节头部表描述的，其中目标文件每个节都有一个固定大小的条目。
以下是节头部表的信息：
节头部表
使用edb加载hello，查看本进程的虚拟地址空间各段信息，并与5.3对照分析说明。
使用EDB加载hello，可在Data Dump区域查看hello的虚拟地址空间范围。
首先程序头部表描述了可执行文件连续的片被映射到连续的内存段的映射关系。
以下是程序头部表的信息，蓝圈中的信息为虚拟内存每个段的起始地址。
程序头部表
首先查看可执行文件的连续的片被映射到连续的内存段的信息，例如查看在虚拟内存空间0x400040处PHDR的内容。
PHDR的信息
接着，在Memory Regions中查看0x400000到0x401000是一块只读的区域，为只读代码段。0x401000到0x402000是读写段。中间有部分区域是共享库的内存映射区域，在往高地址方向是用户创建的栈，最后是内核内存。
Memory Regions
5.3中节头部表说明.text节的起始位置为0x4010f0，可直接在edb中查看信息。
Edb使用界面
.text在虚拟内存中的起始处
objdump -d -r hello 分析hello与hello.o的不同，说明链接的过程。
结合hello.o的重定位项目，分析hello中对其怎么重定位的。
一旦链接器完成符号解析这一步，链接器已经知道它的输入目标模块中的代码节和数据节的确切大小，可以开始重定位步骤。
重定位主要由两步组成：重定位节和符号定义，下面以hello为例，分别说明两个过程。正在上传…
hello.o与hello.out中main函数部分的对比图
通过上图，hello.out的反汇编中main函数的每行语句都拥有在内存中的实际地址，callq函数的指令e8后面也不是全为0的占位符了，jump指令后面也不是相对于main函数的偏移量o.out经过了重定位的过程。
在这一步中，链接器将所有相同类型的节合并为同一类型的新的聚合节。链接器将运行时内存地址赋给新的聚合节，赋给输入模块定义的每个节，以及赋给输入模块定义的每个符号。当这一步完成时，程序中的每条指令和全局变量都有唯一地运行时内存地址了。
通过第四章的分析，汇编器生成一个目标模块时，它并不知道数据和代码最终将放在内存中的什么位置。它也不知道这个模块引用的任何外部定义的函数或者全局变量的位置。所以，无论何时汇编器遇到对最终位置的目标引用，它就会生成一个重定位条目，告诉链接器在将目标文件合并成可执行文件时如何修改这个引用。代码的重定位条目放在.rel.data中，已初始化的数据的重定位条目放在.rel.data中。
链接器在修改新的引用的时候，需要依据ELF重定位条目这个数据结构。下面主要介绍两种重定位的类型：
Call指令后面跟着的是对跳转目标的PC相对引用占位符。其具体值为目标地址与程序计数器（%rip）的差值。
在Hello.out的反汇编中，地址4011f6处的调用了call指令，此时程序计数器的值为4011fb，目标地址为401090，可见call指令后面跟着的是后者与前者的差值。
Call指令后面跟着的是对跳转目标绝对引用的占位符。
使用edb执行hello，说明从加载hello到_start，到call main,以及程序终止的所有过程。请列出其调用与跳转的各个子程序名或程序地址。
在下图所示页面中分析程序的执行流程：
DEBUG [Analyzer] adding: hello!_init <0x0000000000401000>
DEBUG [Analyzer] adding: hello!puts@plt <0x0000000000401030>
DEBUG [Analyzer] adding: hello!printf@plt <0x0000000000401040>
DEBUG [Analyzer] adding: hello!getchar@plt <0x0000000000401050>
DEBUG [Analyzer] adding: hello!atoi@plt <0x0000000000401060>
DEBUG [Analyzer] adding: hello!exit@plt <0x0000000000401070>
DEBUG [Analyzer] adding: hello!sleep@plt <0x0000000000401080>
DEBUG [Analyzer] adding: hello!_start <0x0000000000401090>
DEBUG[Analyzer] adding: hello!_dl_relocate_static_pie <0x00000000004010c0>
DEBUG [Analyzer] adding: hello!main <0x00000000004010c1>
DEBUG [Analyzer] adding: hello!__libc_csu_init <0x0000000000401150>
DEBUG [Analyzer] adding: hello!__libc_csu_fini <0x00000000004011b0>
DEBUG [Analyzer] adding: hello!_fini <0x00000000004011b4>
分析hello程序的动态链接项目，通过edb调试，分析在dl_init前后，这些项目的内容变化。要截图标识说明。
动态链接比静态链接灵活，但牺牲了性能，据统计ELF程序在静态链接下比动态库快大约1%~5%。
主要原因是，动态链接下对于全局和静态数据的访问都要进行复杂的GOT定位，然后间接寻址，对于模块间的调用也要先定位GOT，然后进行间接跳转。
另外，动态链接的链接过程是在运行时完成的，动态链接器会寻找并转载所需要的对象，然后进行符号查找地址重定位等工作。
延迟绑定实现：
因为很多函数可能在程序执行完时都不会被用到，比如错误处理函数或一些用户很少用到的功能模块等，那么一开始就把所有函数都链接好实际是一种浪费，因此ELF采用了一种延迟绑定（Lazy Binding），就是在当函数第一次被用到时才进行绑定（符号查找，重定位等），如果没有用到则不进行绑定。
ELF使用PLT（Procedure Linkage Table）的方法来实现，使用一些很精妙的指令序列来完成。
下图显示了.got.plt开始于0x404008，结束于0x404048。
.got.plt
在加载时，动态链接器会重定位GOT中的每个条目，使它包含正确的绝对地址，而PLT中的每个函数负责调用不同函数。那么，通过观察edb，便可发现dl_init后.got.plt节发生的变化。
在edb中点击一下run，hello开始动态链接过程，在前后两图的比较中可知，.got.plt节在动态链接前后发生了变化。
本章介绍了hello经过链接变成可执行文件的操作，链接中最重要的两步是符号解析与重定位，此时hello终于成长为一个可以直接在shell中运行的程序，迈出了成长中的关键一步，其代码段与数据段都已在虚拟内存中分配好了位置，并可以在执行中再与动态库进行链接。
（1）进程的概念：
进程的经典定义是一个执行中的程序的实例。
（2）进程的作用：
进程概念提供给应用程序两个关键抽象：
1）一个独立的逻辑控制流，好像我们的程序独占地使用处理器。
2）一个私有的地址空间，好像我们的程序独占地使用内存系统。
（1）壳Shell-bash的作用：shell执行一系列的读/求值步骤，然后终止。读步骤读取来自用户的一个命令行。求值步骤解析命令行，并代表用户运行程序。
（2）壳Shell-bash的处理流程：shell打印一个命令提示符，等待用户在stdin上输入命令行，然后对这个命令求值。Shell首先解析以空格分隔的命令行参数，并构造最终会传递给execve的argv向量。第一个参数被假设为要么是一个内置的shell命令名，马上就会解释这个命令，要么是一个可执行目标文件，会在一个新的子进程的上下文中加载并运行这个文件，具体操作是调用folk函数创建新进程，在子进程中读取参数，调用execve函数执行指定程序，如果用户没有要求后台运行，那么使用waitpid函数等待作业终止，如果用户要求在后台运行程序，那么shell返回到循环的顶部，等待下一个命令。
在命令行输入./hello后，然后shell程序判断出不是其内置命令，通过调用fork函数创建一个新的运行的子进程。
子进程得到与父进程用户级虚拟地址空间相同的一份副本，包括代码和数据段、堆、共享库以及用户栈。子进程还获得与父进程任何打开文件描述符相同的副本，这就意味着父进程调用fork时，子进程可以读写父进程打开的任何文件。父进程和新创建的子进程之间最大的区别在于它们有不同的PID。
在folk函数创建的子进程中，execve函数读取之前划分的字符串，加载并运行可执行目标文件hello，且带参数列表argv和环境变量列表envp，argv[0]是可执行目标文件的名字。在execve加载了hello之后，它调用第七章描述的启动代码。启动代码设置栈，并将控制转移给新程序的主函数。Hello主函数开始执行。
操作系统内核使用一种成为上下文切换的较高层形式的异常控制流来实现多任务。内核为每个进程维持一个上下文，fork函数创建的新进程也是如此。上下文就是内核重新启动一个被抢占的进程所需的状态。它由一些对象组成，这些对象包括通用目的寄存器、浮点寄存器、程序计数器、用户栈、状态寄存器、内核栈和各种数据结构，比如描述地址空间的页表、包含有关当前进程信息的进程表，以及包含进程已打开文件的信息的文件表。
上下文切换的具体步骤：1）保存当前进程的上下文2）恢复某个先前被抢占了的进程被保存的上下文 3）将控制传递给这个新恢复的进程
一个进程执行它的控制流的一部分的每一时间段叫做时间片。
在进程执行的某些时刻，内核可以决定抢占当前进程，并重新开始一个先前被抢占了的进程。这种决策叫做调度，是由内核中一个称为调度器的代码处理的。当内核选择了一个新的进程开始运行时，我们说内核调度了这个进程。在内核调度了一个新的进程运行后，它就抢占当前进程，并使用一种称为上下文切换的机制来将控制转移到新的进程。
运行hello程序代码的进程初始时是在用户模式中的。进程从用户模式变为内核模式的唯一方法是通过诸如中断、故障或者陷入系统调用这样的异常。Hello等待某个事件而发生阻塞，内核可以选择执行上下文切换。下面展示的是一个read调用需要访问磁盘时，上下文切换的剖析，在切换的过程中，内核分别代表A与B在内核模式下执行了指令。
hello在执行过程中会出现中断（当用户按Ctrl-C时），陷阱exit（1）产生的系统调用）。
按Ctrl-C会收到产生的SIGINT信号、按Ctrl-Z会收到产生的SIGTSTP信号。
（1）程序正常运行示例：
（2）Ctrl-Z
输入Ctrl-Z会导致内核发送一个SIGTSTP信号到前台进程组的每个信号。默认情况下，结果是挂起前台作业，此时hello被挂起了。
（3）输入ps展示各个进程的信息，可以看到各个进程的PID以及名字。
（4）输入jobs，显示当前shell环境中已启动的作业状态。
（5）输入pstree，可以在树形结构中显示程序和进程之间的关系。
（6）输入fg，将挂起的指令转移到前台执行，发送信号SIGCONT给被挂起的进程使之继续执行。
（7）输入kill命令，将挂起的hello进程杀死。再输入ps命令，可以看到进程已经结束。
（8）输入Ctrl-C
导致内核发送一个SIGINT信号到前台进程组中的每个进程。在默认情况下，结果是终止前台作业。再输入ps，发现没有进程hello，可知hello已经被回收了。
（9）在hello执行的过程中不停乱按
可以观察到在hello执行的过程中不停乱按键盘不会影响当前进程的执行，但输入的内容被存放至stdin中，当hello执行完，shell会依次解析之前输入的命令。可知乱按键盘不会向前台进程组发送会影响进程执行的信号（除非恰好同时按Ctrl-C与Ctrl-Z）
在本章中，重点介绍了hello程序其实是在Linux的壳shell上运行，shell解析命令行，并为hello创建新进程，并在这个新进程中加载和运行hello。进程提供给hello两个关键抽象：一个独立的逻辑控制流、一个私有的地址空间，让hello尽情驰骋了，hello的上下文信息也被妥善的保管好，以便hello每次出场都准备有序。
接着，详细地剖析了hello在执行过程中如何通过异常、信号与操作系统、硬件进行交互，hello可以随时被键盘的输入挂起或者中断，受到了许多支配，但hello也有着许多权利，如想进行系统调用时，陷阱机制为hello铺平了路，syscall为hello提供了丰富的系统调用选择，hello的父进程也早就制定好一套完成的回收机制，在hello终止后为它收尸。
结合hello说明逻辑地址、线性地址、虚拟地址、物理地址的概念。
逻辑地址空间：[段地址：偏移地址]。hello执行程序反汇编后的内存地址是逻辑地址。逻辑地址经过段式管理可生成线性地址。
在Linux中，线性地址等于虚拟地址。
CPU通过生成一个虚拟地址来访问主存，这个虚拟地址在被送到内存之前先转换成适当的物理地址。
计算机系统的主存被组成一个由M个连续的字节大小的单元组成的数组，每字节都有一个唯一的物理地址。物理地址描述了数据在内存中真正的存放位置。
被选中的段描述符先被送至描述符cache，每次从描述符cache中取32位段基址，与32位段内偏移量（有效地址）相加得到线性地址。下图展示了如何从逻辑地址变换成线性地址。
段选择符结构如下图所示：
当TI=0，选择全局描述符表(GDT)，TI=1，选择局部描述符表(LDT)。
首地址和索引共同选择段描述符，生成段基地址，再与段内偏移量相加得到线性地址。
存放在物理内存中的一个叫页表的数据结构，将虚拟页映射到物理页。每次地址翻译硬件将一个虚拟地址转换为物理地址时，都会读取页表。
下图展示了一个页表的基本组织结构。页表就是一个页表条目的数组。虚拟地址空间中的每个页在页表中一个固定偏移量处都有一个PTE。每个PTE有一个有效位和一个n位地址字段。如果设置了有效位，那么地址字段就表示DRAM中相应的物理页的起始位置，这个物理页缓存了该虚拟页。如果没有设置有效位，那么一个空地址表示这个虚拟页还未被分配。否则，这个地址就指向该虚拟页在磁盘上的起始位置。
一个虚拟地址由虚拟页号（VPN）和虚拟页偏移量（VPO）组成。MMU在PTE中的物理页号（PPN）与虚拟页偏移量（VPO）组合成物理地址。因为一个虚拟页面的大小等于一个虚拟页面的大小，所以PPO和VPO相等。
下图展示的是页面命中时，CPU硬件执行的步骤：
MMU中包括了一个关于PTE的小的缓存，称为快表（TLB）。TLB是一个小的、虚拟寻址的缓存，其中每一行都保存着一个由单个PTE组成的块。如果TLB有T=2^t个组，那么TLB索引是由VPN的t个最低位组成的，而TLB标记是由VPN中剩余的位组成的。下图是TLB命中和不命中的操作图。
用来压缩页表的常用方法是使用层次结构的页表。这种方法从两个方面减少了内存要求。第一，如果一级页表中的一个PTE是空的，那么相应的二级页表就根本不存在，这是一种巨大的潜在节约，因为对于一个典型的程序，4GB地址空间的大部分都是未分配的。第二，只有一级页表才需要总是在主存中，虚拟内存系统可以在需要时创建、页面调入或调出二级页表。下图描述了使用k级页表层次结构的地址翻译。
Intel Core i7采用三级Cache，我们以此型号的处理器为例。L1、L2和L3高速缓存是物理寻址的，块大小为64字节。L1和L2是8路组相联的，L3是16路组相联的。三级缓存采用同一个物理地址来寻址。
Intel Core i7的三级Cache都采用组相联高速缓存，它必须检查多个行的标记位和有效位，以确定所请求的字是否在集合中。组中的任何一行可以包含任何映射到这个组的内存块。
首先根据s位组索引位进行组选择，再根据标记位在组中检查有效位和标记位是否匹配。只有当某一行的有效位被设置并且标记位匹配地址中的标记位，再根据块偏移选择起始字节。
由于组中的任何一行都可以包含任何映射到这个组中的内存块，有着几种常用的行替换策略，其中一些运用了局部性原理：如最不常使用策略、最近最少使用策略。
在fork函数被当前进程调用的时候，内核为新进程创建各种数据结构，并分配给它一个唯一的PID。为了给这个新进程创建虚拟内存，它创建了当前进程的mm_struct、区域结构和页表的原样副本。它将两个进程中的每个页面都标记位只读，并将两个进程中的每个区域结构都标记位私有的写时复制。
当fork从新进程返回时，新进程现在的虚拟内存刚好和调用fork函数时存在的虚拟内存相同。当两个进程的任一个后来进行写操作时，写时复制机制就会创建新页面，因此，也就为每个进程保持了私有地址空间的抽象概念。
下图是私有写时对象其中一个进程进行写之后的操作。
Shell为即将要运行hello的进程创建虚拟内存，创建了当前进程的mm_struct、区域结构和页表的原样副本。它将两个进程中的每个页面都标记位只读，并将两个进程中的每个区域结构都标记位私有的写时复制。
hello可读写父进程打开的任何文件，共享代码和数据段、堆、共享库以及用户栈。
运行在当前进程中的程序执行了execve调用后，加载并运行程序有如下几个步骤。
加载并执行hello时，当前进程删除之前的已存在的区域结构，即父进程的一份副本。
加载时为hello映射私有区域，为hello的代码、数据、bss和栈区域创建新的区域结构。栈区域和堆区域是请求二进制零的，映射到匿名文件，长度为0，bss区域是请求二进制零的
加载操作接着为hello映射共享区域。
最后设置程序计数器，指向hello代码区域的入口点。
下图描述了加载器是如何映射用户地址地址空间的区域的:
下图描述了缺页时的操作：
值得注意的几点：
1）缺页中断处理后，页面被换入主存，然后要重新执行导致缺页的步骤。
2）选择牺牲页，若这个牺牲页被修改过，则要将它换出到磁盘。
Printf会调用malloc，请简述动态内存管理的基本方法与策略。
动态内存分配器维护着一个进程的虚拟内存区域，称为堆。对于每个进程，内核维护着一个变量brk，它指向堆的顶部。
分配器将堆视为一组不同大小的块的集合来维护。每个块就是一个连续的虚拟内存片，要么是已分配的，要么是空闲的。已分配的块显式地保留为供应用程序使用。空闲块可用来分配。空闲块保持空闲，直到它显式地被应用所分配。一个已分配的块保持已分配状态，直到它被释放，这种释放要么是应用程序显式执行的，要么是内存分配器自身隐式执行的。
分配器有两种基本风格。两种风格都要求应用显式地分配块。它们的不同之处在于由哪个实体来负责释放已分配的块。
· 显式分配器(explicit allocator)，要求应用显式地释放任何已分配的块。例如，C标准库提供一种叫做malloc程序包的显式分配器。C程序通过调用malloc函数来分配一个块，并通过调用free函数来释放一个块。C++中的new和delete操作符与C中的malloc和free相当。
· 隐式分配器(implicit allocator)，另一方面，要求分配器检测一个已分配块何时不再被程序所使用，那么就释放这个块。隐式分配器也叫做垃圾收集器(garbage collector)，而自动释放未使用的已分配的块的过程叫做垃圾收集(garbage collection)。例如，诸如Lisp、ML以及Java之类的高级语言就依赖垃圾收集来释放已分配的块。
malloc函数返回一个指针，指向大小为至少size字节的内存块，这个块会为可能包含在这个块内的任何数据对象类型做对齐。实际中，对齐依赖于编译代码在32位模式(gee -m32)还是64位模式（默认的）中运行。在32位模式中，malloc 返回的块的地址总是8的倍数。在64位模式中，该地址总是16的倍数。
在本章中，重点分析了hello在运行时代码、数据的储存方式。现代系统提供的的一种对主存的抽象概念——虚拟内存让hello感觉到它在独享整台计算机的内存资源，TLB加速对虚拟地址的翻译、多级页表显神通，大大减少了对主存资源的消耗，虚拟内存是计算机科学中最为重要的概念之一，使得每个可执行文件的内存映像使用相同的格式，hello也是如此，它的代码段总是从虚拟地址0x400000开始。虚拟内存也简化了hello的加载，当hello第一次需要引用一个虚拟内存时，才将虚拟页换入主存。
三级Cache的储存器结构，使得其成本与层次结构底层最便宜的存储设备相当，但是却以接近于层次结构顶部的储存设备的高速率向程序提供数据。
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设备的模型化：文件
设备管理：unix io接口
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[转]printf 函数实现的深入剖析 - Pianistx - 博客园
从vsprintf生成显示信息，到write系统函数，到陷阱-系统调用 int 0x80或syscall等.
字符显示驱动子程序：从ASCII到字模库到显示vram（存储每一个点的RGB颜色信息）。
显示芯片按照刷新频率逐行读取vram，并通过信号线向液晶显示器传输每一个点（RGB分量）。
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异步异常-键盘中断的处理：键盘中断处理子程序。接受按键扫描码转成ascii码，保存到系统的键盘缓冲区。
getchar等调用read系统函数，通过系统调用读取按键ascii码，直到接受到回车键才返回。
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（第8章1分）
用计算机系统的语言，逐条总结hello所经历的过程。
你对计算机系统的设计与实现的深切感悟，你的创新理念，如新的设计与实现方法。
hello的执行过程：
计算机系统的设计与实现凝聚着人类智慧的精华，其中也体现了许多朴素但非常实用的思想，如通过多级页表技术层层检索而节约空间、重定位算法结合程序计数器的PC相对寻址，简单直观而有效。简单的Hello程序在计算机系统上运行短短几十秒，牵扯到了计算机系统的各个部分，我也从中体会到了计算机硬件与软件相结合的精妙，以及Linux Shell、GCC的功能之强大之处。
当然，书本上的内容展现的也许已经不是现在的主流技术了，如ARM架构的CPU摒弃了段式管理机制，计算机系统的各项技术更新迭代速度非常之快，但这本书所学的内容是计算机系统的思想根基。
[1] Randal E.Bryant, Dazke R.O’Hallaron 深入理解计算机系统. 北京：机械工业出版社，2016.7
[2] http://docs.huihoo.com/c/linux-c-programming/ C汇编Linux手册
[3] http://nicephil.blinkenshell.org/my_book/index.html
