現代操作系統的實現是一個高度抽象的、複雜的、偉大的工程。本文主要是簡單介紹操作系統裏面的最重要的三個抽象概念：進程，虛擬地址空間，文件，以及他們各自涉及到的相關要點。
進程
進程是對cpu的抽象，cpu是執行一條條的指令，進程被抽象爲程序的執行流。
跟進程相似的一個概念是線程，其中線程可以再分爲2類，一類是用戶級線程，也就是posix線程（c語言裏面的pthread類函數）；還有一類是內核級線程（輕量級進程）。前者只是在用戶空間運行，不會被進程調度器所管理，所以在多SMP的環境下，它體現不出良好的性能。後者則能夠被內核中的進程調度器所管理，但是由於需要上下文的切換，即從用戶空間和內核之間切換，這需要一定的開銷，但是比純進程的上下文切換開銷要小。
所以可以這麼總結，上下文切換開銷：進程>輕量級進程>線程
SMP環境下的優勢：進程>輕量級進程>線程
再談談進程和線程（posix線程，輕量級進程介於2者之間，不多說了）的聯繫和區別。
聯繫：
首先，不管是進程還是線程，它們都是對cpu的抽象，都是程序執行流。其次，線程必須依賴於其所在的進程才能存在，沒有進程，何談線程。默認情況下，可以認爲一個進程裏面只有一個線程（主線程），可以通過調用c語言函數pthread_create()產生一個線程，相對於初始的主線程，這個線程叫做對等線程。最後2者都有三種狀態，運行、就緒、等待。就緒狀態是等待cpu到達，等待狀態是進程阻塞在某種狀態，比如IO操作的完成
區別：
每個進程有自己的地址空間（即下文將會談到的虛擬地址空間），一般情況，虛擬地址空間的範圍（32位機器）是0到4G，記住，這是虛擬的空間，是操作系統對內存的抽象，實際上它是通過頁表映射到物理內存的，比較一般的進程佔用的物理內存大約就是20M左右。線程是依賴於其所在進程的，也就是各個線程共享進程的地址空間，能夠看到進程當中的各個變量，文件描述符等。當然線程也有自己獨有的地址空間，即線程棧。
由於進程擁有獨立的地址空間，所以進程之間通信變得相對麻煩，一般可以通過信號，隊列，共享內存，socket進行通信。線程之間也可以通過這些機制進行通信，但是由於各個線程共享所在進程的地址空間，所以通信變得比較容易。
最後簡單說說進程之間的關係。系統啓動的時候有個進程id爲1的init進程，這個進程是整個系統中最主要的，很多進程都是由它fork出來的。當父進程死掉時，一般是由init進程對其子進程進行回收的，避免子進程變爲殭屍進程（無用進程，但是佔用資源）。很多時候父進程需要顯式地等待子進程死亡，然後爲他收屍。另外，一類的進程形成進程組，進程組有個進程組id。
虛擬地址空間
虛擬地址空間是對存儲器的抽象，對於程序員或者進程來說，進程的尋址範圍（32位機器）是0到4G。這4G的空間被分爲棧、堆、BSS（未初始化的數據段）、已初始化的數據段、程序正文段。當程序從磁盤載入時，程序正文段、已初始化的數據段被寫入相應的數據，BSS中的變量被初始化爲0。堆、棧在最初的時候是空的。
虛擬地址空間只是操作系統提供給進程的一個友好的存儲器模型，實際上，進程的一切行爲都是發生在物理存儲器上的。那麼就需要一種機制將虛擬地址空間映射到物理內存，這就是頁表。將虛擬地址空間和物理存儲器劃分爲多個頁面（二者之間的頁面大小一般是相同的，典型地爲4k），這樣每個虛擬頁就可以根據頁表表項映射到對應的物理頁。
程序被執行時，cpu會將pc寄存器中的地址送到內存總線，比如：mov ax 0x12345678，0x12345678這個地址是虛擬地址。很顯然，只靠頁表是不能夠找到對應的物理地址的，因爲頁表粒度太粗了，所以引入了一個MMU（內存管理單元），它根據頁號和頁面偏移將物理地址計算出來。
頁表是存放在內核中，而且是每個進程都有對應的頁表。這樣的話，一方面是每次物理地址計算，都多了一次內存訪問，內存訪問速度相對於cpu來說是小巫見大巫。又根據程序一般具有局部性，就是說每個程序反覆用到的頁面只有那麼幾個。這種情況在計算機領域是很常見的，沒錯，就是使用更nb的設備把它緩存起來，這就是TLB，它的作用是根據虛擬頁號快速地找到相應的物理頁號。然後再使用MMU計算出物理地址。另一方面的問題是，4G的虛擬地址空間，4k的頁面大小需要100萬個頁表表項。即使每個表項1B（其實肯定不止啦），都要1M的空間。這個問題可以通過多級頁表來解決。
另外，如果某個虛擬地址不能在當前的頁表中找到相應的物理頁號，這種情況叫做缺頁中斷。這會cpu陷入內核，使用某種算法將某個物理頁面淘汰出去。淘汰是這樣進行的：如果這個頁面被進程修改過了，那麼將其寫入磁盤，否則只是簡單地丟棄。然後將相應的頁面從磁盤中載入到物理頁面中，接着修改頁表表項
虛擬內存的概念是經過高度抽象化的，早期的操作系統是沒有虛擬內存的概念，所以將cpu送出的地址（物理地址）直接送往存儲器總線，這導致多道程序設計相當麻煩，歷史上曾經使用基址寄存器和界限寄存器進行解決，但效果不好。另外針對內存超載，曾經使用過swapping技術進行解決，即將進程換出到磁盤。也使用過覆蓋的方式，將程序劃分爲一個個段，相當之麻煩。自從有了虛擬內存，我們生活在幸福的時代。但是不應該忘記歷史，一是不重複歷史，二是某些技術可能在嵌入式等低端設備上變得相當可行。
文件
文件是對磁盤的抽象。磁盤（專業一點叫磁盤驅動器）是由一個個盤片組成的，柱面，磁道，扇區的概念不說了，現代磁盤的構造相對比較複雜。但是基本上還是由盤片，柱面，扇區這3個元素來決定的尋址的。盤面的上方有磁盤臂在移動，用於磁盤尋道。SATA接口的磁盤讀取數據的速度大約100MB/s，但這僅僅是數據傳輸速度，還要考慮尋道和等待時間，這2個是耗時的操作。
磁盤中有個叫MBR的很小的區域，它是用來存放分區信息和引導程序的，因爲MBR太小了，所以分區的數量是有限制的，linux系統中最多4個主分區。MBR會確定活動分區，讀入分區的第一個塊——引導塊，引導塊中的程序將會裝入該分區中的操作系統。引導塊之後是超級塊，空閒空間，i節點，根目錄，文件和目錄。每一分區對應一個文件系統，所以i節點的概念是對於一個分區來說的，也就是說一個系統中可以由重複的i節點。所有的文件系統之上又有一個虛擬文件系統，對上層提高統一的接口。
先解釋2個重要概念：
i節點是一個數據結構，一般情況下，一個i節點對應一個文件，它記錄了文件的信息和文件的磁盤地址，不包括文件名。
目錄項，其實linux中，目錄也是被當做文件的，那麼目錄中的內容是什麼呢？就是目錄項，目錄項是由文件名和i節點組成的。硬連結是通過增加目錄項來實現的，刪除一個連結文件的時候，就把對應的目錄項給刪了，但不會刪除i節點，直到沒有目錄項指向i節點時，纔會刪除i節點。
剛剛說過，文件是對磁盤的抽象，所以當我們創建一個文件時，然後往其中寫入一些信息，然後保存，映射到磁盤上就是一些磁盤扇區被寫入相應的信息（包括i節點信息，目錄項信息，數據信息），這中間涉及到比較多的細節。接下來根據本人的理解，簡單介紹。
當我們在進程中打開一個文件的時候，是怎樣定位到相應的磁盤的磁道上？一般情況下，文件系統的根目錄i節點都是隨系統啓動而保存在內存中的。當要查找/usr/jonda/my.txt時，系統可以容易地知道根目錄/的i節點找到對應的磁盤地址，然後找到目錄項usr，然後找到usr的i節點，然後找到usr的磁盤塊，然後找到usr的目錄項jonda，然後找到jonda的i節點，然後找到jonda的磁盤塊，然後找到jonda的目錄項my.txt，然後找到my.txt的i節點，然後找到my.txt的數據。
文件的內核數據結構保存在進程表項中，其中包括fd，文件表，i節點表，fd指向文件表表項，文件表表項有一個指針指向i節點表表項。文件表中最主要的是文件的偏移量（fork進程的時候，父子進程共享文件表）。i節點裏的信息上面已經說過（磁盤裏的i節點只是記錄信息，只有放到內存中，纔有數據結構可言，才能被進程直接訪問）。
打開之後便是讀寫文件，現在的計算機都是使用DMA技術進行文件讀寫的。DMA裝置是一個芯片，它代替了以前使用cpu直接進行磁盤的讀寫文件。下面講述一下文件的讀取操作，它是cpu，DMA控制器（DMA控制器有字節計數寄存器，內存地址寄存器，控制寄存器），磁盤控制器，內存，總線，磁盤之間相互協作進行的。首先cpu根據內核數據結構對DMA控制器發送指令，讓它讀取某文件。指令信息包括端口信息，磁盤塊信息，文件偏移量，存儲器地址。然後將這些信息傳給磁盤控制器，磁盤控制器將信息整合後指向到某個扇區，然後將數據讀取到磁盤控制器緩衝區，然後再根據總線上（由DMA控制器寫的）的地址信息，將緩衝區中的數據拷貝到內存當中，當DMA控制器的字節計數器爲0時，向cpu發出中斷操作。然後cpu繼續執行程序中接下來的指令。
文中很多東西可能沒有說清楚，本來應該用圖來說明會很清晰的，但是現在不想弄了，先放着，以後有心情的時候來改。寫到這裏我纔想起來，今天是約了人去爬山的。。。悲劇了。
本來每個學期我都會將學習和生活記錄下來的，但是這學期實在不想了，平淡的人生無需太多的解釋說明，另外那qq空間早就應該廢了。昨晚我轉輾反側，不寫生活的事情了，怎麼也得寫一篇技術相關的文章來紀念一下這4年的大學生活，所以寫了此文，其實只是總結一些東西而已，可能還總結得不好。
還有5天，小弟我將走出華南某理工學校，如果某大神不幸看到此文，請嘴下留情，不吝賜教，我將不勝感激。