Lec 19 操作系统
到目前为止我们见到的都是单程序机器：硬件运行一个程序，独占处理器、内存、磁盘、网卡、显示器、键盘等全部资源，软硬件之间唯一的契约就是 ISA（如 RISC-V），程序直接写到 ISA 上。但只有洗碗机控制芯片这类简单系统才这样工作。现实中我们同时运行多个程序，它们不直接碰硬件，而是用“文件”等更高层抽象。
本讲引入操作系统（OS）：它介于多个程序与硬件之间，管理它们如何共享资源。这需要硬件提供专门支持（模式、异常、虚拟内存），是“让计算机好用”的关键一环。
Outline
- 为什么需要操作系统
- 程序 vs 进程；ISA vs ABI；虚拟机
- 支持 OS 的四项 ISA 扩展
- 异常与中断
- 异常处理机制
- 三个用例：调度 / 指令仿真 / 系统调用
- 进程生命周期与 CSR
为什么需要操作系统
OS 内核（kernel）是一个有特权的进程，存在三大理由：
- 保护与隔离（protection & privacy）：不让进程访问/读取彼此的数据，即使某进程崩溃或有 bug。最好让每个进程以为自己独占一台机器。
- 抽象（abstraction）：隐藏底层硬件细节，进程通过文件系统等抽象访问设备，而不必（也不该）直接操作硬盘等（直接访问还很危险）。
- 资源管理（resource management）：把算力分配给重要进程，防止某进程独占 CPU 或内存。
于是出现两个接口：ISA 管硬件与 OS 之间，ABI（Application Binary Interface） 管 OS 与普通程序之间。
程序 vs 进程；虚拟机
- 程序（program）：一组指令（你写的代码）。
- 进程（process）：程序的一次运行实例——既含代码，也含寄存器、内存等运行时状态。（类比“类 vs 对象”“函数 vs 函数的一次运行”。）
OS 为每个进程提供三样虚拟化：私有地址空间（虚拟内存）、CPU 时间片（调度）、外设访问接口（系统调用）。这三者合起来，让每个进程都以为自己运行在一台独占的机器上——这就是虚拟机（VM）的抽象。
这个抽象层层嵌套：Lab 的 RISC-V 程序 → 跑在
sim.py（RISC-V 模拟器，一个 Python 程序）→ 跑在 CPython（Python VM）→ 跑在 Linux 内核（x86 VM）→ 可能又跑在 VMware（模拟整台 x86）→ ……可达五层不同类型的 VM。纯软件模拟（如 Python 解释器）很慢（比原生慢 10–100 倍），所以我们给处理器加硬件支持，让应用大多数时候直接用硬件，只在必要时让 OS 安全介入。
支持 OS 的四项 ISA 扩展
- 两种执行模式：用户模式（user）与管理模式（supervisor）。OS 内核跑在 supervisor，其它一切跑在 user。
- 特权状态与指令：某些寄存器/指令是特权的，只有 supervisor 模式能用。
- 异常与中断（exceptions & interrupts）：当程序出错或有事件发生时，安全地从 user 切到 supervisor，让内核介入。
- 虚拟内存：提供私有地址空间、抽象存储资源（见 Lec 18）。
软硬件约定必须严格对齐，这套机制才成立。
异常与中断
异常（exception）：应用自己处理不了、需要 OS 内核处理的事件（通常罕见或意外）。可把它看成一次隐式的“调用进 OS”：处理器跳到内核里的异常处理程序（handler），处理完通常把控制权交还给进程（在原指令
| 异常（狭义/同步） | 中断（异步） | |
|---|---|---|
| 来源 | 程序指令本身产生 | I/O 设备“按门铃” |
| 时机 | 同步（可预测到是哪条指令） | 异步（随时可能来） |
| 例子 | 非法指令、系统调用、除 0 | 键盘按键、定时器到期、磁盘传输完成 |
两词常混用；本课统称“异常”，把同步的叫“同步异常”。
异常处理机制
异常发生在指令
- 完成
及之前的所有指令，但不完成 ；（单周期下很容易；到了流水线，同时有多条指令在飞，这会带来麻烦——见 Lec 16。） - 保存现场：把当前 PC、异常原因等存入只有内核可访问的特权寄存器；
- 进入 supervisor 模式，跳转到一个预先指定的 handler PC（地址固定，程序不能跳到任意位置）；
- 处理完后（若非致命）回到
继续——异常对进程是透明的。
这很像每条指令都额外具备“跳转到别处”的能力的 branch。
三个用例
用例 1：CPU 调度（靠定时器中断）
要限制每个进程的 CPU 时间，用一个可编程定时器（如经 MMIO）。内核把控制交给进程 1 前，设定时器在 ~20ms 后触发中断、载入进程 1 的状态、进入 user 模式；定时器中断到来时，CPU 跳到 handler，保存进程 1 状态、调度进程 2、重设定时器、载入进程 2 状态，如此往复。这种“不靠程序主动让出、而由 OS 强行切换”叫抢占式多任务（preemptive multitasking）。通过控制时间片长短，可按优先级调控各进程的 CPU 速度。
用例 2：指令仿真（靠非法指令异常）
可以“伪造”硬件里不存在的指令、用软件实现其功能。例如 mul（RISC-V M 扩展）在 RV32I 上是非法指令——一执行就抛非法指令异常，内核 handler 发现可以用软件（反复相加）模拟乘法，替进程算完，然后返回到该指令之后（避免再次触发）。于是 RV32I 机器“假装”支持 RV32IM。代价是慢得多（来回切换内核、存恢复状态）。
用例 3：系统调用（靠 ecall）
进程访问文件、调用其它系统服务要用系统调用——类似函数调用，但进入 OS。为防程序乱跳，用专门的、会触发异常的指令：RISC-V 用 ecall（environment call）。系统调用可用于开关/读写文件、网络（socket）、内存管理、查询系统信息、休眠/让出、创建/中断其它进程等。
程序通常不直接发系统调用，而是经低层库间接调用：如 C 的
printf内部调sys_write。有些系统调用会阻塞进程（如休眠、等文件读完），服务完成后再唤醒。
进程生命周期与 CSR
进程生命周期：创建 → 就绪（ready） → 被调度进/出执行（executing）；系统调用可能阻塞它进入等待（waiting），唤醒后回到 ready；完成时用系统调用通知并被终止。OS 始终维护一张“所有进程及其状态（ready/executing/waiting）”的列表。
RISC-V 用一组特权的控制状态寄存器（CSR, Control and Status Registers）记录这些信息，例如：
mepc：异常 PC（出异常时的指令地址）；mcause：异常原因；- 用
csrr/csrw读写 CSR，并有专门指令把控制权交回用户态。
系统调用的约定与函数调用类似（见 Lec 9 调用约定）。
下一步——“共享内存”的硬件支持，即虚拟内存，见 Lec 18。