你现在能看这个视频，一是因为上帝至少给了你一只眼睛，二是因为操作系统决定让你看到它。如果你很有钱，你可能用的是 macOS；如果你对人生已经放弃，那你可能用着 Windows；如果你是那 3% 的硬核极客中的一员，那你可能在用 Linux。不管怎样，你的 CPU 正在运行大约其他 400 个程序，Chrome 无缘无故地吞噬着 20 GB 的内存，但不知为何，当你晃动鼠标时光标依然能移动。这并不正常。这是由有史以来最被低估的软件——操作系统，每秒执行数千次的神迹。第一个操作系统 GM-NAA I/O 于 1956 年在通用电气推出，因为一位工程师决定人类有更好的事情要做，而不是手动将打孔卡喂给一台两层楼高的 IBM 大型机。它一次只能运行一个程序，没有内存保护、用户或文件，但它崩溃的次数比 Windows Millennium Edition 还要少。

如今已是七十年后，在今天的视频中，你将最终理解引导程序处理、调度、线程、系统调用、虚拟内存、中断、特权环、I/O 和索引节点等如何完美协同工作。我们将通过弄清楚从你按下电源键到愤怒退出并关闭电脑的那一刻，计算机内部究竟发生了什么来实现这一目标。第一阶段：引导程序。你按下电源键，电流击中主板，CPU 以最原始的状态醒来。此时还没有内存管理，甚至没有文件的概念。它只是一个单核处理器，在固件中烧录的硬编码地址上执行指令。在现代机器上是 UEFI，而在古老的机器上则称为 BIOS。固件的工作是唤醒足够的硬件以找到磁盘，然后将其移交给引导程序。在 Linux 上是 GRUB（Grand Unified Bootloader），在 Mac 上称为 iBoot，而在 Windows 上则称为 Bootmgr。

但引导程序的工作很简单：在磁盘上找到内核并将其加载到 RAM 中。这就是交接点，此时 CPU 正在以完整的硬件特权运行内核代码。但你计算机的所有有趣之处，如文件、进程、窗口等，此时甚至还不存在。内核必须在接下来的几秒钟内从零开始构建这一切。但在我们继续之前，我们需要理解第二阶段：特权环。你的 CPU 受到多个特权级别的保护。在 x86 架构上有四个，但基本上只有两个重要：Ring 0（内核），它可以做任何事情；以及 Ring 3（用户空间），它可以运行应用程序，但需要为其他所有事物请求许可。目前，内核正在 Ring 0 中以 C 代码运行且没有任何护栏。一个错误的指针就可能导致整台机器“起火”。这就是为什么内核开发人员爱喝酒的原因。

但如果我们没有由 CPU 本身强制执行的这种隔离环，每个程序都能读取其他任何程序的内存并导致整个系统崩溃。但由于特权环的存在， buggy 的程序通常只能让自己崩溃。但现在我们进入第三阶段，内核在计算领域撒下了最大的谎言：虚拟内存。这个骗局的工作原理是这样的：当程序最终请求一个像这样的内存地址时，该地址并不存在。它是一个假的虚拟地址，由称为 MMU（内存管理单元）的硬件翻译成真实的物理地址。MMU 本身使用一个称为页表的数据结构，而内核目前正在构建这个页表。内存以被称为“页”的块形式分配，每页通常为 4 KB。

但真正有趣的是每个进程都有自己的页表，这意味着两个应用程序可以协同工作而不会互相干扰。例如，你的浏览器无法读取你密码管理器的内存，反之亦然。它们生活在只有内核才能看到的平行宇宙中。相当酷的是，MMU 还将最近的翻译缓存在一个称为 TLB（转换后备缓冲器）的小型结构中。一次翻译意味着将虚拟地址映射到物理地址。当程序访问不在 RAM 中的页面时，MMU 会引发页错误，这会唤醒内核并从磁盘加载一个页面，然后像什么都没发生过一样恢复程序。既然我们已经建立了这些内存谎言，现在是时候进入第四阶段：文件系统了。

你的磁盘在最低层面上是一长串数字块，但文件系统是对此撒谎的软件，向你展示这些漂亮的文件和文件夹。内核挂载了文件系统，但文件本身存储为称为索引节点（inode）的东西。但索引节点实际上并不是文件本身，而是包含元数据如大小、权限和时间戳，最重要的是指向磁盘上实际数据块的指针。但也要注意索引节点中不包含什么：文件名。你看，文件名存在于目录中，而目录本身只是将名称映射到索引节点号的特殊文件。这就是为什么你可以有多个文件名指向同一个文件的原因。

文件系统架构具有各种各样的个性，如 EXT4、NTFS 和 APFS（仅举几例），但现代文件系统的酷之处在于它们使用了一种称为日志记录的功能，该功能会在写入数据之前先写下你的意图。这意味着如果你在写入过程中意外拔掉电源线，大多数时候你最终得到的不会是一堆损坏的垃圾数据。但现在我们要进入第五阶段：设备驱动程序和中断。但首先，我们需要快速谈谈 Railway，它足够酷来赞助这期关于深奥操作系统知识的 11 分钟视频。Railway 是一个全栈智能云提供商，让你只需点击几下即可部署任何内容。

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此时我们有了内存和文件系统，因此内核开始加载设备驱动程序，这是将通用内核请求翻译成特定“象形文字”的专用代码。

给定芯片架构下的外部硬件，如显卡、Wi-Fi 卡和键盘等，都需要从磁盘加载驱动程序并注册到内核中。这些驱动实际上在内核模式下运行，这意味着一个有缺陷的驱动程序经常会导致整个操作系统崩溃，例如 Windows 蓝屏死机通常就源于显卡驱动。几年前，网络安全公司 CrowdStrike 发布的一个问题驱动程序几乎导致全球经济瘫痪。

一旦驱动程序加载完毕，内核就会启用一种称为中断的机制。你是否想过键盘是如何通知操作系统按键被按下的？操作系统并不会无限循环地询问，而是由键盘触发中断。这是一种电信号，会将 CPU 从当前执行的任务中拉出并跳转到内核中的中断处理程序。

中断是让计算机对输入做出即时反应的神奇机制，比如移动鼠标时触发中断使光标移动。如果 Wi-Fi 从互联网接收数据，也会触发中断唤醒网络栈供应用程序使用。基本上，整个机器都由硬件发出的微小电信号驱动，仿佛在说：“嘿，出事了，处理一下。”

随着所有驱动程序加载完毕，我们进入第六阶段：PID 1（第一个进程）。内核现在完全运行但很孤独，因此它创建了第一个用户空间程序 PID 1。在 Linux 上通常是 systemd，本质上进程就是正在运行的程序。

创建一个进程意味着内核需要分配内存、从磁盘加载可执行文件、设置虚拟地址空间和页表，并在名为进程表的巨大数据结构中添加条目。这是内核记录状态的方式，每个进程都有一个 PID（进程 ID）。

PID 1 很特殊，因为它是机器上所有其他进程的祖先。如果 PID 1 死亡，内核会恐慌并导致整个系统崩溃。但关键在于 PID 1 运行在环 3（用户空间），这意味着从此以后，机器上运行的所有程序都需要向内核请求许可。

这就引出了第七阶段：系统调用，这可能是你从未亲手编写过的计算领域最重要的 API。当进程想要读取文件时，不能直接访问磁盘，CPU 会物理拒绝。它必须发起系统调用，将参数放入特定寄存器并触发特殊指令，CPU 从而从环 3 切换回环 0。

这一边界是计算机安全的唯一原因。如果你曾用 C 编程，可能觉得自己是很硬核的低级工程师，但当你使用 print 函数时，并未意识到它底层实际上是在进行 write 系统调用。在 Linux 上约有 400 种不同的系统调用，它们是计算机真正的 API，其他一切只是构建其上的库。

两个最重要的系统调用是 fork 和 exec，用于在用户空间创建新进程。当你看到桌面时，已有数十甚至数百个运行中的进程，这便进入了第八阶段：调度器。但你的电脑只有八个 CPU 核心，如何同时管理数百个进程？

可以将调度器比作繁忙机场的空管。飞机是进程，调度员决定谁能在跑道（即 CPU）上着陆。内核开发者尝试过多种架构来解决这一挑战，但现代 Linux 使用最早可用虚拟截止时间优先技术。

这听起来像《艾尔登法环》里的 Boss，但它利用多种规则确保每个进程都能公平地获得 CPU 时间。然而我们面临另一个问题：某些应用希望在不增加多个进程开销的情况下同时执行多项任务，这便引入了第九阶段：线程。

线程共享相同的内存和文件描述符，但拥有不同的栈和程序计数器。突然之间，一个程序可以并行执行两项不同任务。但这就像把上了膛的枪指着脚。线程共享内存，同时写入同一变量常会导致竞态条件。

现代编程语言试图防止你“伤及自身”，如 Go 的协程或 Rust 借用检查器，后者会拒绝编译可能产生竞态条件的线程代码。虽然线程很棒，但两个完全不同的应用程序不能像那样共享内存。

当它们需要相互通信时该怎么办？这就来到了第十阶段：进程间通信（IPC）。想象我在 Linux 终端打开并用 cat 读取文件，得到输出后想在其中搜索特定术语。最简单的解决方案是使用管道，它发明于 1973 年且至今未被击败。

管道允许我们将 cat 和 grep（两个完全独立的进程）结合起来。操作系统创建一个管道，一个的输出成为另一个的输入。无需共享内存，只是字节流在两者之间流动，非常酷。还有其他 IPC 技术如套接字和消息队列，但主要思想是允许两个进程安全通信。

恭喜你，现在你已从底层理解操作系统的工作原理。但现在是时候“愤怒退出”了：让我们看看按下关机按钮时第十阶段会发生什么。PID 1 向每个进程发送 SIGTERM 信号，这是一种礼貌地要求它们停止工作的方法。

进程将保存状态并退出，但在超时后，会发送另一个称为 SIGKILL 的信号。这是游戏结束，文件系统将刷新日志并卸载，驱动程序释放硬件资源，内核同步内存到磁盘，中断被禁用。

最终 CPU 停止运行，固件切断电源，屏幕变黑。你终于自由了，可以出去接触一下现实世界（摸草）。感谢观看，我们下期再见。