rCore学习笔记
根据学习顺序从头梳理一下操作系统的发展历史：
原生之初
CPU做了什么？
CPU-Central Processing Unit，中央处理器，由IFU，EXU，MMU等等等组成，就不赘述了。以RV64IM指令集架构的角度来讲吧：
门电路只能根据输入来生成输出
一个运算模块的输入：
ep1，ep2输出：res取决于具体的指令以一个简单的只有加减的
ALU为例：MUX(choose, res_add, res_sub)module ALU ( input choose, input [63:0] ep1, input [63:0] ep2, output [63:0] res ); assign res = choose == 0 ? ep1 + ep2 : ep1 - ep2; endmodule电路只管
res_add和res_sub的计算，结果是都算出来的，但是最后的res被通过选择器来选择输出res_sub | res_addCPU就是一个只管埋头干活的驴（有限状态机），而
choose是CPU根据PC取值译码后得到的，用来选择哪个输入作为输入以及哪个输出作为输出所以在CPU看来他只要不停的根据时钟进行不停01摇摆就行，而操作系统关心的就多了，包括“特权级的转换”/“进程调度”/“IO”等等
CPU角度的函数调用：我不知道发生了啥，只知道
gpr[rs1] = pc+4, pc = gpr[rs2]，即：用了一下全加器，存了俩reg，调哪个函数全看pc指向内存里面的哪CPU角度的设备读写：我不知道发生了啥，只知道某总线使用某协议按照某种规律发了一串特定的bit波形
CPU角度的异常处理：我不知道发生了啥，只知道某个被人类称为CSRs的寄存器组里面几个寄存器取了存，存了取
CPU角度的面向对象：我没有这个概念，只知道一个数字存哪取哪全靠选择器最后是否选中MEM，或者选中GPR？CSR？更高层次的汇编里面称这个决定选中哪里的一串01的数字为指针？
所以，CPU压根不知道一些奇奇怪怪的高级概念，更不知道什么奇奇怪怪的转换特权级，只知道，当前状态的输入，以及自己时钟边沿敏感后存下选中的输出。在CPU看来，只是一堆与或门在0101变，有的0101会连接到选择器的与或门上，决定了下一波存的0101而已。
仿佛充电就不停运动的牛马，优雅的被称为“程序是一个状态机”，不停的在状态之间兜兜转转
ISA做了什么？
指令集架构，以上面的ALU为例，规定了choose == 0时选择res_add，否则选择res_sub。在真实的CPU中，ISA规定了每一条指令的格式，数据类型，寄存器，中断/异常，字节次序等等等。比如末尾后7位是opcode，opcode是0110011是基本的运算族指令，比如add，sub等等。简而言之就是上面的规定了choose == 0时选择res_add，还是选择res_sub。
它给人们提供了一套规范，可以有规范可查，遇到情况可以查相关的手册或者文档，有册可查，有规可依。
规定了你看见A就说1，看见B就说0，AABBA就是11001，让CPU的电路运行有据可查
SBI做了什么？
一套二进制接口，封装特定操作的软件程序，刷在PC初始值位置，用于初始化CPU的各项寄存器（广义，包括GPR，CSR，PC等等）中的值，之后提供了一个函数映射表的位置，当某些情况下ecall指令的时候，就把PC设置为这个函数映射表的位置，执行所指向的执行流，之后某个时机再返回到某个特定的位置。
根据规范封装特定的指令，以及初始化指定的寄存器，初始化结束后，PC也被初始化到了OS所在的位置
OS做了什么？
也相当于一套二进制接口，是一个软件程序，用来管理硬件的各项资源，大部分的操作通过调用SBI提供的接口，很少直接操作硬件。决定了某些寄存器的值，以改变PC的指向，从而改变用户眼中的当前执行的程序（执行流）。
因为遇事不决调SBICall，所以可以当是一个封装在特定SBI实现上的一个软件，或者调SBI实现的接口/库的一个程序
Syscall做了什么？
OS提供的一个函数映射表，当某些情况下ecall指令的时候，就把PC指向映射表的位置，映射表会根据参数和栈来决定下一步做什么，之后某个可能的时机再返回原来执行到的地方。
封装了一个函数映射表，可以根据参数的值选择要执行的操作
用户程序做了什么？
依据各基于的标准库，来编写程序或更高层级的库，然后调用现有的依赖编写自己心目中的程序或者功能。游戏，网页，基础设施，编译器等等等，一切他们觉得让生产生活更方便的东西，比如：饥荒营火重生Mod，QQ，雷碧超市小程序……
使用操作系统提供的接口，或者在操作系统之上的虚拟机平台提供的接口，拼接，组装，变成自己需要的程序
所以他们做了什么？
总结来看，仿佛就是一层调用一层的接口，一层接着一层的调包导库，实际上也是，不过是为了学习或使用方便而简化了一些东西而已。这些简化的东西在上层的使用者几乎不用关心，被称为“抽象”
ISA规定了硬件都有哪些寄存器，遇到哪些指令该怎么做，提供了UB以外的确定性硬件操作（不确定的比如/0才是UB吧，所以这句就是废话是吧…）
SBI初始化硬件提供的寄存器，之后跳转到OS所在位置，确保了OS的执行正确，不会遇到get_time的时候，一看，俩寄存器还是未初始化的随机脏值
OS将“资源”具象化，来分配，调度OS所知晓的内存空间，存储空间。同时，也创建了对于用户程序不可见的物理地址之下的虚拟地址，为系统安全提供保障。用户所编写的程序将不需要关心真实的物理地址在哪，程序会被安排到什么地方。OS：“给你这些你就用，其他的别管！”
用户程序，在OS的抽象下，用户以为自己独占了一台物理机，当其需要操作系统的服务，比如获取当前系统时间的时候，调用Syscall
而为了区分不同层级的程序，为了用户越界访问系统的时候，硬件能给点反应，触发中断，切回OS叫醒OS：“你用户越界了！”，部分CSR寄存器的某些位连接了译码器以及MMU的部分部件，为的就是检测到不对就警报进行中断。为了配合这个硬件机制，软件上就得设置这些位是0还是1。比如SBI初始化的mstatus，OS初始化的sstatus等等。这样子在特定位没被设置的时候，某不属于此特权级的指令的执行就会触发中断。但是如果软件不设防，一切运行在裸机（没有SBI，没有OS来管理调度资源的芯片），那么特权级将会失去意义。
这一过程就像你MC（一个游戏）开服务器，你不设防，认为一切道法自然，那么熊孩子炸了你家你也不知道，你也只能接受。但是当你软件开启“游客权限：不准使用TNT”，“好友权限：可申请使用TNT”的时候，你也就划分了特权级的抽象：“USM” - “房主 好友 游客”。
所以，学的广不能学的深，调库侠不如底层佬什么什么的都是伪命题，都是在认知范围内合理利用工具而已
批处理
当我裸机能运行一个程序的时候，我就想让他运行两个，但是切换好麻烦，能不能一次输入，就能得到所有想要的输出？
好，将两个程序拼接
万一前面的出错怎么办？
将PC指向下一个程序，这程序就算运行结束了
有程序破坏系统篡改数据怎么办？
我得规定程序的权限：不能随意访问空间，不能破坏系统
简而言之，批处理系统是操作系统的雏形，通过简单的程序二进制拼接起来，依次执行，进行了简单的错误处理以及特权级切换
多道分时
提高系统的性能和效率是操作系统的核心目标之一，一个个排着队，不论长短一直等着就不耐烦。为了解决这个问题，不同目的的操作系统有了不同的策略。执行流在被阻塞的状态下让出处理器是通用的。其余的，急者优先，先来先服务等等调度算法应用在了不同领域。但是最常见的还是基于时间平均分配时间片的分时复用算法。底层是每隔一小段时间触发一次时钟中断来切换执行流。
在CPU角度，CPU是一个状态机，下一步的结果只与当前状态有关，所以切换执行流实际上就是保存了CPU当前的状态，即：Context-上下文，之后找个时间再恢复。所以CPU当前的状态是什么？
取指的PC：关系到指令执行到哪了，该执行哪个了
ISA规定的寄存器组：32个寄存器，起码zero恒0，不用保存，sp要手动霍霍调度执行流，不保存
部分执行流相关csr：得按需保存，比如sstatus，sepc，scause等等，按需？比如裸机保存的就是mepc而不是sepc
地址空间
将程序按部就班刷入固定位置，每次有新程序还得重新安排程序所在的位置，且用户程序能直接访问物理地址本来就是不安全的。
所以地址空间思考的就是：如何使用一个抽象，让所有程序不必想自己得被安排到哪，且隔绝不同程序之间的地址空间？
PageTable一个是方便MMU硬件查找虚拟地址对应的物理地址，一个是维护了软件的接口，方便操作系统需要时霍霍。
[MapArea]保存了连续的虚拟地址的映射，以及此段地址的权限，分配和回收直接霍霍PageTable，方便了OS维护PT
此时程序看到的地址都是OS提供的抽象幻象，隔绝了程序的同时，用户编写程序也不用思考程序将会被放在哪了！
进程管理
之前的程序都是确定要运行的，被刷入的程序只能决定会被运行，不能决定自己什么时候不运行，什么时候去运行。人机交互差。所以一开始只执行一个负责和用户交互的程序，后续由用户选择执行特定的程序。提高了用户的自由度和体验。
现在的程序可以被用户选择是否要运行，以及什么时候开始运行。比起之前开机只是为了关机的死程序疙瘩多了人性化。
比死程序疙瘩多的操作也就是：如何将创建一个执行流的上下文，将上下文加入调度队列，以及获取上下文返回的信息
由于地址空间的支持，所有程序的起始地址都可以相同，应该说，都是相同的，所以每次创建执行流的时候，虚拟起始地址每个程序都一样，不一样的只是被映射到的物理地址。
文件系统
一次性刷好所有的程序，有新的程序还得重新刷，关机内存的数据就没了，所以需要一种持久化存储数据/程序的方式。然后管理这种持久化存储的程序的系统就是文件系统，这种持久化的程序或者数据的抽象就是“文件”。但是文件平铺对于习惯分门别类的人来说阅读性太差，就有了“目录”。归结到底“目录”也是一种特殊的文件，其中存的内容是规则的目录项罢了。
所以，目录就是一个目录项的容器，目录项就是描述一个目录或者文件的指针和属性的集合。而一切的起源就是根目录，就是目录树的根节点。通过一层层指针，就能找到最终指向的文件区域。
有了文件系统，可以很方便的持久化程序和数据。程序又何不是一种数据？
之后想运行程序的时候就可以在持久化的数据中寻找对应的文件，读入内存，后创建PCB，加入调度
管道通信
不同进程之间的通信，可以通过父进程的文件描述符来进行读写buffer。
并发和锁
当进程变为线程的管理容器的时候，线程共享着进程的资源。由于线程异步执行的不确定性，一个内存区域（资源）被不同线程访问修改后不能保证原执行流的原子性。很有可能一个数据，比如一个u128的变量，在sd低64位的时候被调度了，导致写线程还没把高64位写进去，读线程读的时候会发现数据错误。所以就需要一种机制来保证这种边沿区域的读写原子性。没写完就读的，让读的先缓缓，切回写的，写完再把要读的放出来读就不会出错了。
但是往往一个线程有时候并不只需要一个资源，有时候需要N个不同的资源。这时假设A线程拿到了资源1，B线程拿到了资源2，但是B要访问资源1，A要访问资源2，但A拿着资源1睡去了，B就只能干耗着，形成死锁。死锁的解锁方式很多，比如卡足够时间就释放，过段随机时间再请求等等。但是如果可以预防死锁，在可能发生死锁的时候拒绝分配，让可以安全执行完成的执行流先完成，那么就不会形成死锁。所以在ch8完成了银行家算法的化简版。
吐槽：所以人类的科技发展史就是如何想着更巴适，使用更少的力气创造更大的价值（为了聪明的偷懒点满了科技树是吧）