进程是程序执行，以及内存空间，以及执行上下文等一系列要素

线程是一个进程中的多个小的执行单元，其共享进程的堆和方法栈的资源，可以并发，每个线程有自己的程序计数器

线程崩溃则整个进程崩溃，因为线程不是独立的，但是各个进程之间是完全独立的，所以多进程比多线程健壮

线程切换只是CPU的直接访问切换，但是进程切换是包括分配内存空间，保存和产生执行上下文等步骤的切换，所以线程切换比进程开销更小

虚存：通过进程的分页设计，来让进程的一部分在运行进程的时候可以从外存实时加载到内存，以减少内存的开销

虚存

先介绍几个定义：

  1. 段：有代码段和数据段，每个段在内存中占用连续的物理空间
  2. CS寄存器：存储代码段的段基址，或者存放段选择子
  3. DS寄存器：存储数据段的段基址，或者存放段选择子
  4. IP寄存器：存储代码段的段偏移量
  5. 全局段描述符表：存储在内存中，有各个(可执行文件)代码和数据段的基址
  6. 全局段描述符表寄存器：存储全局段描述符表在内存中的基址

CPU访问内存中代码段和数据段的方式有以下几种：

直接存取

要执行可执行文件时，代码段和数据段被分配唯一的物理地址，但缺点在不能同时执行多次这个程序，而且地址锁定也不灵活

段基址+段偏移量

为了灵活访问内存中的不同地方的代码，出现了段基址+段偏移量的方法，典型的是Intel的8086，如图：

CS寄存器，DS寄存器存放代码段和数据段的段基址，IP寄存器存放段偏移量，访问的时候CPU获取段基址和段偏移量(CS:IP方法)来进行定位

后续要获取有关段地址的信息时，可以直接从段寄存器里面获取，加快效率

段选择子+段偏移量

设置了全局段描述符表，来存放各个段的信息(包括位置基址)
段选择子是对某个特定段用于定位其在全局段描述符表中的位置，所以定位方式为：
先将段选择自防砸段寄存器中(如S寄存器)，CPU再从段寄存器中获取段选择子的13位高位来确定在全局段描述符表中的位置，再从全局段描述符表寄存器中获取全局段描述符表的基址，计算得段的实际地址，在加上IP寄存器中的偏移量，进行访问

虚拟地址

虚拟地址是一个进程在执行的时候所分配给的逻辑地址，它并不是在物理地址(内存)，而是一个进程所需要空间的虚拟编号，其实际对应的部分可能在物理内存中，也可能在磁盘中

为了充分利用物理内存，采用分页系统，将物理内存以4K为一个单位分成若干页，并且每一页编有物理页号，对应的，虚拟内存也以相同大小编成了若干虚拟页，有：
物理内存 = 物理页号(PPN) + 物理页偏移量(PPO)
虚拟内存 = 虚拟页号(VPN) + 虚拟页偏移量(VPO)

虚拟页相当于一张为了进程而设计的执行表，是针对进程全面的，要执行进程的时候，需要为了进程而访问的哪一块存储的的时候，找找虚拟页，如果已经要访问的存储在内存中那就再好不过了，如果不在的话，那要不就是在磁盘中，我们就把他放到内存里，要不就是压根没分配存储空间，那我们就给它在磁盘上分配一个再放到内存里

虚拟页和物理页有一定的映射关系，其映射方法通过硬件MMU实现，虚拟页三种映射状态如下：

  1. 未分配，指虚拟页没有分配磁盘空间
  2. 未缓冲：指虚拟页没有分配到物理内存，而是在映射在磁盘的状态
  3. 已缓冲：指虚拟页已经有了物理内存的映射

有几个虚拟页的映射是所有进程一致的：
内核和共享库

为了判断和管理虚拟页的映射状态，在内存中会有一个页表(PT)
页表有两列：有效位和地址，有效位的0和1和地址列是否为null可以组合判断虚拟页是三种状态的哪一个

页表专门有一个页表基址寄存器(PTBR)

以下介绍虚拟地址翻译物理地址的方法：

有两种结果，命中或者未命中，命中就是虚拟页已缓冲，未命中就是未缓冲或者未分配

命中：

  1. CPU将虚拟地址(VA)送入MMU,MMU根据页表基址寄存器中页表的起始地址加上虚拟页号，找到了页表项的物理地址PTEA。

  2. MMU将PTEA送入到高速缓冲或者内存。

  3. 从高速缓冲或者内存中找到页表项(PTE)，返回页表项(PTE)给MMU。

  4. MMU根据PTE找出物理页号，然后加上虚拟页偏移量形成物理地址(PA),送入到高速缓冲或者内存。

  5. 高速缓冲或者内存获取数据，返回数据给处理器。

未命中:

  1. CPU将虚拟地址(VA)送入MMU,MMU根据页表基址寄存器中页表的起始地址加上虚拟页号，找到了页表项的物理地址PTEA。

  2. MMU将PTEA送入到高速缓冲或者内存。

  3. 从高速缓冲或者内存中找到页表项(PTE)，返回页表项(PTE)给MMU。

  4. MMU根据PTE,发现页不在内存中，未命中，因此MMU发送一个缺页中断，交由缺页异常处理程序处理。

  5. 缺页异常处理程序根据页置换算法，选择出一个牺牲页，如果这个页面已经被修改了，则写出到磁盘上，最后将这个牺牲页的页表项有效位设置为0，存入磁盘地址。

  6. 缺页异常程序处理程序调入新的页面，如果该虚拟页尚未分配磁盘空间，则分配磁盘空间，然后磁盘空间的页数据拷贝到空闲的物理页上，并更新PTE的有效位为1，更新物理页号，缺页异常处理程序返回后，再回到发生缺页中断的指令处，重新按照页表项命中的步骤执行

以下介绍虚拟地址翻译物理地址的方法：

有两种结果，命中或者未命中，命中就是虚拟页已缓冲，未命中就是未缓冲或者未分配

命中：

  1. CPU将虚拟地址(VA)送入MMU,MMU根据页表基址寄存器中页表的起始地址加上虚拟页号，找到了页表项的物理地址PTEA。

  2. MMU将PTEA送入到高速缓冲或者内存。

  3. 从高速缓冲或者内存中找到页表项(PTE)，返回页表项(PTE)给MMU。

  4. MMU根据PTE找出物理页号，然后加上虚拟页偏移量形成物理地址(PA),送入到高速缓冲或者内存。

  5. 高速缓冲或者内存获取数据，返回数据给处理器。

未命中:

  1. CPU将虚拟地址(VA)送入MMU,MMU根据页表基址寄存器中页表的起始地址加上虚拟页号，找到了页表项的物理地址PTEA。

  2. MMU将PTEA送入到高速缓冲或者内存。

  3. 从高速缓冲或者内存中找到页表项(PTE)，返回页表项(PTE)给MMU。

  4. MMU根据PTE,发现页不在内存中，未命中，因此MMU发送一个缺页中断，交由缺页异常处理程序处理。

  5. 缺页异常处理程序根据页置换算法，选择出一个牺牲页，如果这个页面已经被修改了，则写出到磁盘上，最后将这个牺牲页的页表项有效位设置为0，存入磁盘地址。

  6. 缺页异常程序处理程序调入新的页面，如果该虚拟页尚未分配磁盘空间，则分配磁盘空间，然后磁盘空间的页数据拷贝到空闲的物理页上，并更新PTE的有效位为1，更新物理页号，缺页异常处理程序返回后，再回到发生缺页中断的指令处，重新按照页表项命中的步骤执行