Lecture 01: 操作系统的四个基本概念
导读
操作系统不是单个神秘程序，而是夹在应用与硬件之间的特权软件层。本讲先用 Referee、Illusionist、Glue 三个角色解释 OS 为什么存在，再把 thread、address space、process、dual mode 这四个基本概念放到同一张系统剖面里看。
这些概念会在后续调度、同步、内存和文件系统里反复出现。需要先抓住的是：syscall、interrupt、exception 都会把控制流带进内核，但它们的触发原因与同步性并不相同。
本讲地图
| 主题 | 解决的问题 | 关键结论 |
|---|---|---|
| OS 的角色 | 应用如何安全、方便地使用复杂硬件 | OS 同时做资源裁判、抽象提供者和公共服务胶水 |
| Thread | 程序“执行到哪里” | 线程是 PC、寄存器、栈等执行上下文 |
| Address space | 程序“能看到哪些地址” | 地址翻译把程序地址与物理内存分开 |
| Process | 一个运行实例“拥有哪些资源” | 进程是地址空间、线程和系统资源的组合 |
| Dual mode | 谁能执行危险操作 | 用户态必须通过受控入口进入内核态 |
| Base & Bound | 最小可行的内存保护 | 检查越界后把逻辑地址加上 base 得到物理地址 |
正文
可以先从 OS 的三重角色看起。Referee、Illusionist 和 Glue 解释了操作系统为什么存在；thread、address space、process 和 dual mode 则解释了程序为什么能被安全地跑起来。
受控抽象
三重角色把“OS 是什么”压成一条主线：保护共享资源、制造抽象、提供统一服务。
如果每个应用都直接控制 CPU、内存、磁盘、网卡和显示设备，系统很快会变成不可组合的混乱现场：一个程序可以读写别人的内存，可以独占 CPU，也可以把设备状态改坏。操作系统的基本任务，就是让应用感觉硬件“好用”，同时又不能让应用随便破坏硬件和其他程序。
课程把 OS 的角色概括成三类，它们分别回答“资源如何分配”“硬件如何被包装”“公共能力如何复用”：
- Referee：分配 CPU、内存、I/O 等资源，处理隔离、保护和共享。
- Illusionist：把复杂硬件包装成更好用的抽象，例如进程、虚拟内存、文件、socket。
- Glue：提供公共服务和统一接口，让应用不必为每块硬件重新写一套逻辑。
Computer system 是更大的整体，包含硬件、OS、应用和用户；system software 的范围也比 OS 更大，包括编译器、链接器、shell、运行库等。Kernel 则是 OS 中运行在特权态、直接管理硬件和保护边界的核心部分。完整 OS 往往还包含用户态系统服务、守护进程、库、工具和 UI。
OS 的抽象越强，应用越好写；但抽象必须有边界。分布式系统、网络系统、数据库、存储系统常常建立在 OS 提供的进程、文件、网络、同步机制之上；当它们也开始做命名、隔离、调度、容错和资源管理时，思想上会和 OS 重叠。
四个基本概念
四个基本概念是本课程后续章节反复回到的词表。
Thread、address space、process、dual mode 不是四个孤立名词，而是从不同角度回答“程序如何运行”。
| 概念 | 关注的问题 | 关键状态 |
|---|---|---|
| Thread | 现在执行到哪里、如何继续 | PC、registers、execution flags、stack |
| Address space | 程序能访问哪些地址 | code、static data、heap、stack、translation state |
| Process | 一个运行实例拥有哪些资源 | address space、threads、files、sockets、OS state |
| Dual mode | 谁有权做危险操作 | mode bit、privileged registers、trap/interrupt handlers |
Thread 是执行抽象。只有当线程上下文被装入处理器寄存器时，它才真正“在 CPU 上跑”。Address space 是保护与命名抽象：程序使用的地址不等于物理地址，读写地址时可能正常访问，也可能触发 I/O、exception 或 fault。Process 则把一个地址空间、一个或多个线程，以及打开文件、网络连接、文件系统上下文等资源捆在一起。
“一个程序正在运行”可以理解成：OS 把可执行文件的代码和数据装入内存，创建堆和栈，初始化线程上下文，再把控制权转移到入口地址。之后，硬件循环执行取指、译码、执行、写回、更新 PC。上下文切换的核心，就是保存旧线程的 PC、寄存器、栈相关状态，再恢复新线程的状态。
多线程进程里，多个线程共享同一个地址空间、堆、全局变量和打开文件；每个线程有自己的 PC、寄存器和栈。这样通信便宜、创建销毁开销低，但共享可写状态也会带来同步问题。多进程隔离更强，但通信通常需要 IPC，切换和创建成本也更高。
并发与虚拟化
真实硬件常常只有有限的 CPU、DRAM 和 I/O 设备，但系统要同时运行多个程序。早期多道程序设计关注提高硬件利用率，现代系统还要同时照顾吞吐、延迟、公平和隔离。
OS 用时间复用制造多个 virtual CPU 的错觉：单核上一次只能执行一个线程，但调度器可以在多个线程之间切换，让它们都向前推进。每个虚拟 CPU 需要保存自己的 PC、栈指针和寄存器；这些状态没有驻留在 CPU 上时，就必须放在线程或进程的控制结构里。
虚拟化不仅用于 CPU，也用于内存和设备。进程看到的是自己的虚拟地址空间，文件接口把设备和磁盘抽象成字节序列，socket 把网络通信抽象成读写端点。这些抽象背后都需要 OS 做仲裁和保护。
虚拟化带来可组合性，但共享硬件意味着冲突不可避免。调度策略决定谁先运行，地址翻译决定谁能访问哪些内存，系统调用决定用户程序能以什么方式请求内核服务。
受控入口
用户态与内核态之间的受控切换，是保护机制能成立的入口设计。
保护不是可选功能。没有保护，一个普通用户程序的 bug 就可能破坏 OS、读取别人的数据、执行危险 I/O，或者长期霸占 CPU。
硬件至少提供两种模式：user mode 和 kernel mode。用户态执行普通程序，只能访问受限硬件资源；内核态拥有完整硬件访问权。特权指令、I/O 指令、特殊寄存器修改等操作只能在内核态执行，否则会 fail 或 trap。
用户态进入内核态通常有三类路径：
| 入口 | 发起者 | 同步性 | 典型原因 |
|---|---|---|---|
syscall / system call | 当前用户程序主动发起 | 同步 | 请求 OS 服务，如文件 I/O、创建线程 |
| interrupt | 外部设备或 timer | 异步 | I/O 完成、时钟中断、抢占调度 |
| trap / exception / fault | 当前指令触发 | 同步 | page fault、除零、非法指令 |
三者都会把控制流带到内核 handler。是否发生调度意义上的 context switch 由内核决定；“进入内核”不等于“一定切换到另一个线程”。
系统调用像一次受控函数调用，但用户程序不知道内核函数的真实地址，也不能直接跳过去。它把参数按 ABI 放进寄存器，执行特殊指令，硬件保存必要状态并切到内核态。interrupt vector table 则把事件编号映射到对应 handler 的地址和属性，内核根据编号分发处理。
返回用户态也必须走受控路径，例如 return-from-interrupt 一类指令会恢复 PC 和处理器状态，并重新设置 mode bit。
Base & Bound
Base & Bound 用最简单的硬件状态说明地址翻译如何同时提供重定位与保护。
Base & Bound 给每个进程一段连续物理内存。程序发出逻辑地址 a 时，硬件先检查 0 <= a < bound；若合法，物理地址是 base + a；若不合法，触发 trap。base 和 bound 寄存器只能由内核通过特权指令设置。
这个机制的优点是简单、快、保护直观，上下文切换时只要切换 base/bound 寄存器即可。缺点也同样明显：进程必须占用连续物理内存，外部碎片严重，进程增长不灵活，也不方便支持共享内存、稀疏地址空间和按页换入换出。
实现上可以在装载时重定位，也可以在每次访存时动态重定位。前者运行时路径短，但移动进程困难、保护能力弱；后者需要硬件参与，每次访存多做检查和转换，却更适合后续的虚拟内存设计。