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Author: xnzone

content/11-operating-system/01-introduction.md

@@ -13,7 +13,8 @@ tags: ["os", "操作系统"]
 2. 管理硬件资源
 
 ## 操作系统硬件资源
-![](https://gitcode.net/xnzone/solar/-/raw/master/2021/11/30141903.png)
+
+![](https://s2.loli.net/2025/09/28/x3WUyKp6uYM4kPE.png)
 
 主要有：处理器，内存，硬盘，I/O设备，总线
 
@@ -66,7 +67,7 @@ I/O设备主要是用来输入输出，因为需要及时反馈，所以又有
 
 大部分系统都提供一个目录(*directory*)，把多个文件集中在一起。主要模型如下
 
-![](https://gitcode.net/xnzone/solar/-/raw/master/2021/11/30163835.png)
+![](https://s2.loli.net/2025/09/28/ksGiQ3Sjdt9fX6O.png)
 
 文件也有操作权限，所以也相对来说提供了保护
 
@@ -85,7 +86,7 @@ I/O设备主要是用来输入输出，因为需要及时反馈，所以又有
 ## 系统调用
 系统调用(*system call*)是用户态的进程调用内核态的函数的方式。比如读取的系统调用过程
 
-![](https://gitcode.net/xnzone/solar/-/raw/master/2021/11/30170134.png)
+![](https://s2.loli.net/2025/09/28/xJSsZ8qz6DytWV2.png)
 
 介绍一些系统调用的用法
 

content/11-operating-system/02-process-and-thread-intro.md

@@ -19,7 +19,7 @@ tags: ["os", "操作系统"]
 
 如下图所示，每个进程都有自己的程序，彼此独立运行，然而实际上只有一个CPU，只有一个物理的程序计数器，所以当进程运行的时候，进程的逻辑程序计数器被加载到实际的程序计数器，运行时间结束的时候，就会把物理程序计数器保存到逻辑程序计数器。所以看上去程序都在并行运行，但是在任意时间，都只有一个进程在运行
 
-![](https://gitcode.net/xnzone/solar/-/raw/master/2022/01/06200757.png)
+![](https://s2.loli.net/2025/09/28/1eyKx9gkZbj2Mlv.png)
 
 由于上下文切换时间不确定，所以不能对进程进行基于时间假定的编程。进程是正在运行的程序，而程序一般是保存在磁盘上的，一个程序运行两个，那就是两个进程，但是是同一个程序
 
@@ -64,7 +64,7 @@ UNIX的系统调用是`exit`，Windows的系统调用是`ExitProcess`
 2. 就绪态(Ready) 可以运行的，但是临时暂停让其他进程运行。没有占用CPU
 3. 阻塞态(Blocked) 直到一些事件发生的时候才能运行。就算CPU空闲都不会运行
 
-![](https://gitcode.net/xnzone/solar/-/raw/master/2022/01/07130633.png)
+![](https://s2.loli.net/2025/09/28/jKB8YLwxinZs2OI.png)
 
 如上图，三个状态之间有四个转换
 - 转换1: 运行态->阻塞态。一般是执行系统调用或者等待事件
@@ -74,7 +74,7 @@ UNIX的系统调用是`exit`，Windows的系统调用是`ExitProcess`
 
 所以进程模型总结来说就是下面这个图。操作系统底层是调度器，上层是各种进程，调度器实现了一些隐藏的细节比如上下文切换，进程数据保存和恢复等
 
-![](https://gitcode.net/xnzone/solar/-/raw/master/2022/01/07131347.png)
+![](https://s2.loli.net/2025/09/28/tUsZXPHSx1wYiTe.png)
 
 ## 进程实现
 进程主要是通过进程表(process table)结构体实现整个进程，也有称为进程控制块(process control blocks,即PCB)。主要的数据有：程序计数器，栈计数器，内存分配，打开文件的状态，还有一些上下文切换所必须要的数据
@@ -104,7 +104,7 @@ UNIX的系统调用是`exit`，Windows的系统调用是`ExitProcess`
 
 内核级线程，内核维护一张线程表，线程的操作都是通过内核调用来实现的
 
-![用户级和内核级线程](https://gitcode.net/xnzone/solar/-/raw/master/2022/01/21174550.png)
+![](https://s2.loli.net/2025/09/28/BomXvrLcbhM43Yd.png)
 
 
 

content/11-operating-system/03-interprocess-communication.md

@@ -35,7 +35,7 @@ int pipe(int fd[2]);
 
 某些系统提供全双工管道：SVR4的`pipe`函数以及很多内核提供的`socketpair`函数。全双工管道的实现如图，是两个独立的数据流，即两个半双工的管道组成的
 
-![](https://gitcode.net/xnzone/solar/-/raw/master/2022/02/14104215.png)
+![](https://s2.loli.net/2025/09/28/9TCHsfIAXimr6ea.png)
 
 标准I/O提供了两个函数`popen`和`pclose`，创建一个管道并启动另外一个进程，该进程要么从该管道读出标准输入，要么往该管道写入标准输出
 

content/11-operating-system/06-virtual-memory-address-space.md

@@ -23,7 +23,7 @@ tags: ["os", "操作系统"]
 
 一个地址空间包括进程所有的信息，最基本的，我们谈论最多的就是代码(指令)，堆(从小到大增长)，栈(从大到小增长)。当我们描述地址空间时，描述的是操作系统提供给运行程序的抽象，程序不是在物理内存0~16KB的内存中，而是在加载到任意的物理地址
 
-![](https://gitcode.net/xnzone/solar/-/raw/master/2022/02/16163205.png)
+![](https://s2.loli.net/2025/09/28/vV78Ek1bWel43RK.png)
 
 ## 如何执行
 虚拟内存为程序提供了一个巨大的、稀疏的、私有的地址空间(一般称为虚拟地址)，这些都是对程序可见的，但是CPU运行程序的时候，是需要到实际的物理内存(一般称为物理地址或实际地址)取数据，这里需要有一个机制将虚拟地址和物理地址进行转换，一般是通过**分页**和**分段**去实现，后面会具体讨论。

content/11-operating-system/07.page-segmentation.md

@@ -22,7 +22,7 @@ tags: ["os", "操作系统"]
 
 常用段地址计算的方式有硬件和软件两种方式。软件方式是比较常用的，利用地址的前几位来表示段号，后面表示段内偏移量，如图。硬件还有其他方法来决定特定地址在哪个段。在隐式（implicit）方式中，硬件通过地址产生的方式来确定段。例如，如果地址由程序计数器产生（即它是指令获取），那么地址在代码段。如果基于栈或基址指针，它一定在栈段。其他地址则在堆段。**通常使用软件的方式比较多，这种方式在很多地方也有借鉴使用，比如雪花算法**
 
-![](https://gitcode.net/xnzone/solar/-/raw/master/2022/02/17150603.png)
+![](https://s2.loli.net/2025/09/28/4eKgsj8awLZmz7D.png)
 
 对于栈(从大到小方向增长)的地址计算，还需要一个硬件支持的标志位，增长方向
 
@@ -91,7 +91,7 @@ TLB的内容大致为`VPN|PFN|其他位`，其他位主要是有效位、保护
 
 整个虚拟地址结构大致如图。前两位表示段号，中间是页号，最后表示映射地址
 
-![分段和分页虚拟地址结构](https://gitcode.net/xnzone/solar/-/raw/master/2022/02/17170457.png)
+![](https://s2.loli.net/2025/09/28/T2jBvob314g7Rdz.png)
 
 在 TLB 未命中时（假设硬件管理的 TLB，即硬件负责处理 TLB 未命中），硬件使用分段位（SN）来确定要用哪个基址和界限对。然后硬件将其中的物理地址与 VPN 结合起来，形成页表项（PTE）的地址
 
@@ -106,7 +106,7 @@ TLB的内容大致为`VPN|PFN|其他位`，其他位主要是有效位、保护
 
 如图展示了一个例子。图的左边是经典的线性页表。即使地址空间的大部分中间区域无效，我们仍然需要为这些区域分配页表空间（即页表的中间两页）。右侧是一个多级页表。页目录仅将页表的两页标记为有效（第一个和最后一个）；因此，页表的这两页就驻留在内存中。因此，你可以形象地看到多级页表的工作方式：它只是让线性页表的一部分消失（释放这些帧用于其他用途），并用页目录来记录页表的哪些页被分配。
 
-![线性页表和多级列表](https://gitcode.net/xnzone/solar/-/raw/master/2022/02/17171427.png)
+![](https://s2.loli.net/2025/09/28/5E1AdT8rSwOb2p7.png)
 
 在一个简单的两级页表中，页目录为每页页表包含了一项。它由多个页目录项（Page Directory Entries，PDE）组成。PDE（至少）拥有有效位（valid bit）和页帧号（page frame number，PFN），类似于 PTE。但是，正如上面所暗示的，这个有效位的含义稍有不同：如果 PDE 项是有效的，则意味着该项指向的页表（通过 PFN）中至少有一页是有效的，即在该 PDE 所指向的页中，至少一个 PTE，其有效位被设置为 1。如果 PDE 项无效（即等于零），则 PDE的其余部分没有定义。