操作系统
硬件
运算器、控制器、存储器、输入设备、输出设备 5 个部分也被称为冯诺依曼模型。
CPU
内部有寄存器、控制单元和逻辑运算单元等
总线
地址总线（用于指定 CPU 将要操作的内存地址）、数据总线（用于读写内存的数据）、控制总线（用于发送和接收信号，中断、设备复位等信号）。
一般流程为通过地址总线来指定内存的地址，控制总线控制是读或写命令，然后通过数据总线读取数据。
存储器
对于存储器，它的速度越快、能耗会越高、而且材料的成本也是越贵的，以至于速度快的存储器的容量都比较小。
- 寄存器；
- CPU Cache；
- L1-Cache；
- L2-Cache；
- L3-Cahce；
- 内存；
- SSD/HDD 硬盘
CPU缓存
CPU每次读取数据都是先读取缓存中的数据，未命中才会去内存中查询，然后在写到缓存当中，CPU再从缓存中读取
CPU Cache 的数据是从内存中读取过来的，是以Cache Line缓存行为单位
Cache Line
如果读取的数组不足64字节，那么就会顺序加载后面的数据，（如数组int【100】数组，一次就会读取16个int值，下标0-15（64/4））
内存映射
直接映射（取模加组标记），组相连，全相连
如何写出让 CPU 跑得更快的代码？
- 提高数据缓存的命中率，尽量读取一段顺序数据，能利用cpu的一次读取一个cacheLine的特性
- 提高指令缓存的命中率，尽量都执行同一分支的代码
- 提高多核心cpu缓存的命中率，L1，L2的是核心独有的，L3是共享的，当一个线程被不同核心执行的时候L1、L2命中率降低，可以把线程绑定到CPU核心上,linux可以通过sched_setaffinity方法
CPU缓存一致性
当数据写入cache之后，内存中的数据和cache数据会发生不一致
- 写直达（写回内存的时候，如果缓存中存在的话，先写缓存）
- 写回（在把数据写入到 Cache 的时候，只有在缓存不命中，同时数据对应的 Cache 中的 Cache Block 为脏标记的情况下，才会将Cache Block 中的数据写到内存中，而在缓存命中的情况下，则在写入后 Cache 后，只需把该数据对应的 Cache Block 标记为脏即可，而不用写到内存里。）
多核心缓存一致性
MESI
四种状态 Modified（已修改）Exclusive（独占）Share（共享）InValidated（已失效）
读数据
如果单个核心去读这个数据到Cacheline，其他核心没有该数据，则标记为独占，要是其他核心读取了数据，就标记为共享
写数据
如果该数据是已修改状态，不变
如果该数据是共享则需要先广播其他核心缓存使其缓存失效，然后在修改该状态是已修改
如果该数据已失效，需要让持有该数据先写到内存，然后读取到cache，修改标记为已修改
伪共享问题
因此，这种因为多个线程同时读写同一个 Cache Line 的不同变量时，而导致 CPU Cache 失效的现象称为伪共享（*False Sharing*）。
int A，B这样的话这两个变量是可能在同一个cache line当中的，因为cacheline 大小默认64 字节，这两个变量值占了8个字节，可能会发生伪共享
解决方法
- 在 Linux 内核中存在
__cacheline_aligned_in_smp宏定义，是用于解决伪共享的问题。 - Java 并发框架 Disruptor 使用「字节填充 + 继承」的方式，来避免伪共享，字节填充，RingBufferPad中使用前置填充7个final Long值，ring buffer中还使用了后置填充 7个final Long值，那么其他变量的读写就不会影响
虚拟内存
单片机的cpu是直接操作内存的物理地址（没有操作系统），并且在相同地址空间内存中不能同时运行两个程序的
虚拟内存的目的是为了将进程所用的地址隔离开来，操作系统会通过一种机制，将不同进程的虚拟内存地址映射到不同的物理内存地址。
操作方式
内存分段
虚拟地址-》（段选择因子）段号+偏移量
段号-》段表-》物理内存起始地址+段界限
偏移量-》物理内存起始地址+偏移量-》实际地址
缺点
内存碎片主要分为，内部内存碎片和外部内存碎片。
- 内存碎片（分段法，有多少内存分配多少内存，不会产生内部碎片，但是每个段长度不固定，不能恰好分配，就会产生外部碎片，可以通过内存交换的方式，先将该部分内存写到硬盘当中，然后再写回去）
- 内存交换效率低（如果占用内存很大，那么整块内存都需要发生交换）
内存分页
页是把整个虚拟和物理内存空间切成一段段固定尺寸的大小，MMU（内存管理单元）就是负责这块的，页表项为内存空间/页容量
- 虚拟地址-》页号+偏移量
- 页号-》页表-》物理基地址
- 偏移量-》物理基地址+偏移量-》实际地址
缺点
- 每页固定长度，虽然消除了外部碎片，但是每个页中不一定被填满数据
- 交换速率快了，当内存不够的时候将最近没被使用的页换到硬盘，等需要的时候再换出
- 要映射到所有的地址空间，每个进程一个页表，每个页表也会占用一定内存，会过于庞大
多级页表
在32位，内存4gb，页大小4kb的时候
通过将页表项拆分成两级，第一级页表最多4KB，而二级页表最多4MB，容量上反而多了4kb，但是但如果某个一级页表的页表项没有被用到，也就不需要创建这个页表项对应的二级页表了，即可以在需要时才创建二级页表。局部性原理不一定所有的一级页表项里都有内容
而64为就需要4级页表来进行处理，速度大大下降，后面引入了TLB（页表缓存）
段页式管理
段号、段内页号和页内位移
