介紹
電腦架構 : CPU / Memory / IO 設備
目前 CPU 最高頻率為 4GHz，已經達到實體限制
API = Application Programming Interface
Linux API : Glibs -> POSIX
Window API : Win32
磁碟讀取
8000 byte file
0 - 4096 byte -> 1000 - 1007 sector (every sector 512 byte ; 8*512 = 4096 byte )
4097 - 8000 byte -> 2000 - 2007 sector (every sector 512 byte ; 8*512 = 4096 byte )
ext3 -> 1000 - 1007 -> 2000 - 2007 用鏈結串列當作檔案儲存裝置
IDE0 的 I/O = 0x1F0 - 0X1F7 & 0x376 - 0x377
如果要讀取 1000 的 LBA 開始的 8 個 sector
0x1F3 - 0X1F6 的 4 byte 為 LBA 位址
LBA 1000 位址 = 0x3E8
0x1F3 = 0x00 (1 Byte)
0x1F4 = 0x00 (1 Byte)
0x1F5 = 0x03 (1 Byte)
0x1F6 = 0xE8 (1 Byte)
0x1F2 為要讀取幾個 sector，要讀取 8 個所以寫 8
0x1F7 為操作的動作，讀取動作是 0x20
完整指令是
out 0x1F3, 0x00
out 0x1F4, 0x00
out 0x1F5, 0x03
out 0x1F6, 0xE8
out 0x1F2, 0x08
out 0x1F7, 0x20
記憶體位址
virtual address 解決了位址隔離問題
位址隔離就是說，不同 process 有各自的記憶體空間
也就是 process 會有自己的 virtual address 範圍
HW 會去判斷不同 process 是否存取到自己的區段
如果存取超出範圍就拒絕存取
所以 virtual address 可以解決個別 process 隔離問題
分頁
virtual address 不能解決 ram 使用率問題
因為傳統上程式需要整個搬到 ram 執行
而 Page 分頁的作法就是為瞭解決 ram 的使用效率
概念是程式在執行時，並不是每一段都需要用到
那隻要將需要用到的部分放入 ram 即可，其他程式區段放在硬碟中
Paging 將位址空間分成固定大小的頁面
1.頁面大小由硬體決定
2.如果硬體可以支援不同大小的分頁，可由 OS 決定分頁大小
例如 Pentium CPU 支援 4KB 或 4MB 的分頁大小，目前都使用 4KB 為主
假設 PC 是 32位元，可以定址範圍是 4GB，分頁為 4KB，總共就有 104_8576 頁
所以 CPU 會送出 virtual address 給 MMU，MMU 會轉換為 phycial address
MMU 通常整合在 CPU 內部了
##Thread
Process 執行有 3 個區塊 global、stack、heap
Global:
- 全域變數
- static的靜態變數
Stack: (可預測性且後進先出的模式)
- local variable
- function/method parameter
- function/method return address
-> stack overflow : 過多的函式呼叫(例如：遞迴太深)、或區域變數使用太多
Heap: (不可預測動態產生)
- 如 Jave 的 new
- 如 C 的 malloc/realloc/free
-> heap overflow : 過多的 new 物件
Process 由一個或多個 Thread 組成
Thread 有各自的 ID、PC、register、stack
但是彼此 Thread 共用 Process 的程式碼、資料區段(全域變數)、空間、資源(開檔、信號)
Thread 好處在於需要等待的狀態
例如一個 T 處理網路下載，但需要等待，這時另一個 T 還是可以處理使用者互動
不會因為要等網路而當掉
Thread 存取權限
T 可以存取 process 中在記憶體的所有資料，以及其他 T 的 stack
T 自己擁有:
stack (雖然還是可以存取其他 T 的 stack，但一般來說不會)
Thread local storages(TLS)
Register、PC
