Linux的底层体系结构是怎样的

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计算机的工作模式

对于一个计算机来说，最核心的是 CPU，CPU 是计算机的大脑，所有设备都围绕其展开

CPU 通过总线 (Bus) 与其他设备连接，在这些设备中，最为重要的是内存(Memory)

单靠 CPU 是无法完成计算任务的，很多复杂的计算任务都需要将中间结果保存下来，然后基于中间结果进行下一步的计算

CPU 和内存是完成计算的核心组件

CPU 本身无法保存这么多的中间结果，因此需要依赖于内存

CPU

CPU 包含三部分：运算单元、数据单元和控制单元

运算单元只管计算，但它不知道应该算哪些数据，运算结果应该放在哪里

运算单元计算的数据如果每次都要经过总线，直接到内存里面现拿，速度会很慢，因此出现了数据单元

数据单元包括 CPU 内部的缓存和寄存器组，空间很小，但速度很快

控制单元是一个统一的指挥中心，可以获得下一条指令，然后执行这条指令

这个指令会指导运算单元取出数据单元中的某几个数据，计算出结果，然后放在数据单元的某个地方

计算过程

1. 每个进程都有一个程序放在硬盘上，是二进制的，在里面存储的是一行一行的指令，这些指令会操作一些数据

2. 进程开始运行，会有独立的内存空间，相互隔离但不连续 – 程序会分别加载到进程 A 和进程 B 的内存空间里面，形成各自的代码段

3. 程序在运行过程中要操作的数据和产生的计算结果，都会放在数据段 (内存) 里

4. 在 CPU 的控制单元里面，有一个指令指针寄存器，记录的是下一条指令在内存中的地址 – 控制单元会不停地将代码段的指令拿进来，先放入指令寄存器

5. 指令的组成部分：做什么操作 + 操作哪些数据 – 要执行指令，需要将 *** 部分交给运算单元，将第二部分交给数据单元

6. 数据单元根据数据的地址，从数据段里读取数据到数据寄存器，最终会有指令将数据写回到内存中的数据段

7. CPU 里有两个寄存器，专门保存当前处理进程的代码段起始地址和数据段起始地址，图中的当前进程为进程 A

8. CPU 和内存通过总线传输数据，总线上有两类数据 – 地址总线(Address Bus)：地址数据，位数决定了能访问的地址有多广 –   数据总线(Data Bus)：真正的数据，位数决定了一次性能拿多少数据

x86 架构

型号

8086 的原理

通用寄存器

为了暂存数据，8086 处理器内部有 8 个 16 位的通用寄存器，属于 CPU 内部的数据单元

分别是 AX、BX、CX、DX、SP、BP、SI 和 DI

其中 AX、BX、CX 和 DX 可以分成两个 8 位的寄存器来使用，其中 H 就是 High，L 就是 Low

这样，比较长的数据也能暂存，比较短的数据也能暂存

控制单元

IP 寄存器 (Instruction Pointer Register) 即指令指针寄存器

– 指向代码段中下一条指令的位置

– CPU 会根据 IP 寄存器不断地将指令从内存的代码段中，加载到 CPU 的指令队列中，然后交给运算单元去执行

切换进程

– 每个进程都分为代码段和数据段

– 为了指向不同进程的地址空间，有 4 个 16 位的段寄存器，分别是 CS、DS、SS 和 ES

CS(Code Segment Register)是代码段寄存器，通过它可以找到代码在内存中的位置

DS(Data Segment Register)是数据段寄存器，通过它可以找到数据在内存中的位置

SS(Stack Segment Register)是栈寄存器，但凡与函数调用相关的操作，都与栈紧密相关

– A 调用 B，B 调用 C

– 当 A 调用 B 的时候，要执行 B 函数的逻辑，因而 A 运行的相关信息会被 push 到栈里

– 当 B 调用 C 的时候，同理，B 运行的相关信息会被 push 到栈里，然后才运行 C 函数的逻辑

– 当 C 运行完毕后，先 pop 出来的是 B，B 接着调用 C 函数之后的指令运行下去

– B 运行完毕后，再 pop 出来的是 A，A 接着运行，直至结束

加载内存数据

如果需要加载内存中的数据，可以通过 DS 找到内存中的数据，加载到通用寄存器

对于一个段，有一个起始地址，而段内的具体位置，称为偏移量

CS 和 DS 都存放着一个段的起始地址

代码段的偏移量放在 IP 寄存器

数据段的偏移量放在通用寄存器

CS 和 DS 都是 16 位的(起始地址)，IP 寄存器和通用寄存器也都是 16 位的(偏移量)，但 8086 的地址总线是 20 位的

凑 20 位：起始地址 4 + 偏移量

无论真正的内存有多大，对于只有 20 位地址总线的 8086 来说，能够区分的地址也就 2^20=1M(寻址单位为 Byte)

如果想访问 1M+ X 的地方，在总线上超过 20 位的部分根本发不出去，*** 访问的还是 1M 内的 X 位置

偏移量只有 16 位的，所以一个段的 *** 大小为 2^16=64K

因此对于 8086 的 CPU 来说，最多只能访问 1M 的内存空间，还要分成多个段，每个段 *** 为 64K

32 位处理器

在 32 位的 CPU 中，有 32 根地址总线，可以访问 2^32=4G 的内存

x86 架构是开放的，因此 32 位的 CPU 需要兼容原来的架构

兼容

1. 通用寄存器 – 将 8 个 16 位的通用寄存器扩展到 8 个 32 位的通用寄存器，但依然保留 16 位和 8 位的使用方式 –   高 16 位不能分成两个 8 位使用，因为这是不兼容的

2. IP 寄存器 – 指向下一条指令的指令指针寄存器 IP，会扩展成 32 位的，同样兼容 16 位

3. 段寄存器(Segment Register) –  CS、DS、SS 和 ES 仍然是 16 位，但不再是段的起始地址，段的起始地址放在内存的某个地方(表格)

– 表格中的一项是段描述符(Segment Descriptor)，里面才是段真正的起始地址 –   而段寄存器里面保存的是这个表格中的某一项，称为选择子(Selector)

– 获取段起始地址的流程：先间接地从段寄存器中找到表格中的一项，再从表格中的一项拿到段真正的起始地址

– 为了快速拿到段的起始地址，段寄存器会从内存中拿到 CPU 的描述符高速缓存器中

– 这种模式与 8086 的模式不兼容，但非常灵活，可以保持未来的兼容性

实模式 VS 保护模式

在 32 位的架构下，将前一种模式称为实模式(Real Pattern)，后一种模式称为保护模式(Protected Pattern)

系统刚刚启动的时候，CPU 处于实模式，此时和原来的模式是兼容的。即 32 位的 CPU，也支持在原来的模式下运行，速度会快一点

当需要更多内存时，可以遵循一定的规则，进行一系列的操作，然后切换到保护模式，就能够用到 32 位 CPU 更强大的能力

如果不能无缝兼容，但通过切换模式兼容，也是可以接受的

系统交互

常用汇编指令

mov, call, jmp, int, ret, add, or, xor, shl, shr, push, pop, inc, dec, sub,  cmp

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