1. 传统的操作系统结构
（1）无结构操作系统：
早期的操作系统没有真正意义上的“结构”可言，只是大量的过程的集合，过程之间可以互相调用，导致操作系统内部复杂而混乱。
（2）模块化结构操作系统：
模块化结构的 OS 基于程序模块化开发的思想，按照功能划分了多个具有一定独立性和大小的模块，每个模块有自己的功能，同时互相之间能够通过接口实现交互。模块之下又有子模块，以此类推。
- 模块的大小：划分过小，就会引起模块之间联系过多；划分过大，就会引起内部联系增加，复杂度提高
- 模块的独立性：两个衡量标准，即低耦合、高内聚。耦合度指的是模块之间的互相联系和影响，内聚性指的是模块内部各部分之间的紧密程度
模块化开发的 OS 虽然提高了 OS 设计的正确性、可理解性、可维护性，加速了开发过程，但是也存在着一定的问题：接口难以满足实际需求；多个决定齐头并进，呈现出“无序性”。
（3）分层式结构操作系统
为了将“无序性”转化成“有序性”，采用了自底向上方法，在目标系统和裸机（宿主）系统之间铺设多个中间层，使得目标系统最终得以在裸机系统上运行。
从层次来看，为了使每一步设计都建立在可靠的基础上（这正是模块化结构 OS 缺失的），规定每一层仅能使用其底层提供的功能和服务 —— 这就使得调试变得非常容易，比如调试 A2 层的时候，可以只考虑 A1 层，因为 A2 层依赖 A1 层的服务和功能。一层一层自底向上增添，每一层实现一些功能，最后构成一个完整的 OS。
聚焦于单个层次，每个层次都由若干个模块构成。
分层式结构的 OS 虽然保证了系统的正确性、可扩充性和易维护性，但是由于是分层单向依赖，使得层次和层次之间的通信成为了一个问题。执行一个简单的功能，可能需要穿越多个层次完成通信。
2. 微内核操作系统结构
2.1 特点
（1）足够小的内核：
包含 —— 与硬件处理紧密相关的部分；基本的功能；客户与服务器之间的通信
（2）基于客户/服务器模式 ：
OS 最基本的部分放在内核中，其它绝大部分功能则在微内核外面的一组服务器（进程）中实现，比如 IO 设备管理服务器、进程服务器等。客户与服务器之间通过消息传递机制实现信息交互，如下图：
（3）应用“机制与策略分离”原理：
- 机制：实现某个功能的具体执行机构
- 策略：在机制基础上借助某些算法实现功能
在微内核 OS 中，通常将机制放在 OS 的微内核中。
（4）采用面向对象技术：
基于“抽象”“隐蔽”原则控制系统的复杂性，基于“对象”“封装”“继承”确保系统的正确性、可靠性、易修改性、易扩展性。
2.2 功能
- 进程（线程）管理：进程通信、切换、调度等
- 低级存储器管理
- 中断和陷入管理
2.2 优缺点
优点 | 缺点 |
|---|---|
提高了系统可扩展性 | 采用了小的内核 |
增强了系统的可靠性 | C/S模式和消息传递机制 |
较好的可移植性 | 运行效率有所降低 |
提供了对分布式系统的支持 | 传统 OS 只需进行两次变态，而微内核 OS 需进行多次变态（具体下文会提及） |
融入了面向对象技术 |
二. 操作系统的运行机制
1. 相关概念普及
1.1 两种指令
特权指令：
指的是有特殊权限的指令，比如：清内存、置时钟、分配系统资源、修改虚存的段表和页表，修改用户的访问权限等。这类指令使用不慎将导致系统崩溃，因此不能直接向用户程序开放使用这些指令的权限。
非特权指令：
相对于特权指令来说的普通指令，任何程序都可以使用，比如运算指令等。
1.2 两种处理器状态
CPU 的核心态或者用户态可以看作一种状态，一种模式或者一种级别。
核心态（目态）：当处于核心态时，可以使用特权指令或者非特权指令
用户态（管态）：当处于用户态时，只能使用非特权指令
1.3 两种程序
内核程序：运行在核心态下，可以执行特权指令
应用程序：运行在用户态下，为了系统安全着想，它只能执行非特权指令
2. 操作系统的内核
先看计算机系统的结构层次：
重点在 OS 的内核，它是 OS 最基本、最核心的部分。
大内核：
如果内核不仅包括了时钟管理、中断处理以及原语（设备驱动、CPU 切换），还包含了进程管理、存储器管理以及设备管理等功能，那么就属于大内核。
大内核虽然使得内部代码非常庞大复杂，但是在用户态与核心态之间的切换，相对来说是很快的，这是因为大内核集成了进程管理、存储器管理等；
微内核：
如果内核仅由时钟管理、中断处理以及原语（设备驱动、CPU 切换）构成，那么这种内核属于微内核；
微内核的代码结构相对来说就很清晰、便于维护，但是由于微内核只集成了时钟管理、中断处理等这些最最基本的功能，所以在涉及到进程管理、存储器管理等时，就可能需要频繁变态（切换到用户态），而变态是需要消耗时间的，这无疑就会降低运行的性能。
3. 中断机制
3.1 为什么需要中断？
在第一篇笔记中，我们说过，早期的操作系统只能串行跑程序，一个完成之后才能轮到下一个，这种情况下资源利用率显然是很低的；于是后来有了多道批处理系统，可以并发执行程序，为什么能够并发执行呢？这其实依赖于中断机制。
- CPU 从用户态切换到核心态，能且只能通过 中断 这一途径
- 而从核心态切换到用户态，只需要执行一个特权指令
3.2 中断的分类
- 内中断（异常、例外、陷入）：内中断的中断信号来自于 CPU 内部，和执行的指令有关
- 自愿中断：比如 系统调用 这一指令中断
- 强迫中断：硬件故障、软件中断（比如不合法的运算）
- 外中断（狭义的中断）：外中断的中断信号来自于 CPU 外部，和执行的指令无关
- 外设请求：比如 I/O 操作完成后发出的中断信号
- 人工干预：比如用户强行终止进程
此外，还有另一种分类方式：
- 硬中断：是由诸如磁盘，网卡，键盘，时钟等的外设发出中断信号的
- 软中断：是执行中断指令产生的，通常是一些对 I/O 的请求
3.3 中断的过程演示
我们用一个过程来演示中断的发生：
（Session 1）时间片用完了：
比方说，现在有个 A 进程正在用户态下运行。一段时间后，该进程消耗完了本次的时间片，那么操作系统内核中的计时部件知道时间到了，就会向 CPU 发射一个中断信号。CPU 接收到中断信号后，肯定要针对本次中断进行处理，但是它自己是无法处理的，需要借助操作系统内核的中断处理程序处理，而该程序又需要运行在核心态下，所以，此时 CPU 由一开始的用户态切换成了核心态。操作系统内核的中断处理程序针对中断信号进行处理，发现原来是 A 进程的时间片用完了，应该轮到 B 进程运行了，那么它就会把 CPU 使用权移交给 B 进程，让 B 进程开始运行，此时 CPU 也切换回用户态。
（Session 2）要进行输出：
B 进程正常运行，这时候执行到的某一行代码要求进行输出操作。前面我们说过，输入输出是特权指令，B 作为一个普通的用户程序来说，是不能直接执行特权指令的，因此，B 进程通过系统调用的方式向 CPU 发射一个中断信号，CPU 接收到中断信号后，肯定要针对本次中断进行处理，但是它自己是无法处理的，需要借助操作系统内核的中断处理程序处理，而该程序又需要运行在核心态下，所以，此时 CPU 由一开始的用户态切换成了核心态。操作系统内核的中断处理程序针对中断信号进行处理，发现原来是 B 进程要进行输出，那么它就会让打印机这一 I/O 设备开始工作。对于 B 进程，此时它要暂停运行，等待 I/O 完成。而这段空闲的时间不能浪费，所以操作系统就会把 CPU 使用权移交给 C 进程，让 C 进程开始运行，此时 CPU 也切换回用户态。
（Session 3）输出完成了：
现在，C 进程和 I/O 设备并发运行，在 I/O 设备搞定了自己的工作后，它会向 CPU 发射一个中断信号。一如既往地，CPU 再次变成核心态，操作系统介入，发现原来是输出工作完成了，应该让上次暂停的 B 进程继续运行了，那么它就会把 CPU 使用权再次移交给 B 进程，让 B 进程往后运行，此时 CPU 也切换回用户态。
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