SRAM：Static Random-Access Memory，静态随机存储器
之所以叫静态，是因为只要有电，数据就可以保持存在，而一旦断电，数据就会丢失。
DRAM：Dynamic Random Access Memory，动态随机存取存储器
之所以叫动态，是因为数据存储在电容里，电容会不断漏电，需要定时刷新电容，才能保证数据不会丢失
SSD：Solid-state disk，固态硬盘
HDD：Hard Disk Drive，机械硬盘
TLB：Transaction Lookaside Buffer，页表缓存，快表
MMU：Memory Management Unit，内存管理单元，用来完成地址转换和TLB的访问与交互
PCB：Process Control Block，进程控制块
TCB：Thread Control Block，线程控制块
FCFS：First Come First Serverd，先来先服务
SJF：Shortest Job First，短作业优先
HRRN：Highest Response Ratio Next，高响应比优先
RR：Round Robin，时间片轮转
HPF：Highest Priority First，最高优先级
MFQ：Multilevel Feedback Queue，多级反馈队列

图灵机基本组成：
  1. 一条纸带，由一个个连续的格子组成，格子可以写入字符。
     纸带好比内存，存入格子的字符好比内存中的数据或程序。
  2. 一个读写头，可以读取纸带上任意格子的字符，也可以把字符写入格子
读写头的组成：
  1. 存储单元：存放数据
  2. 控制单元：用于识别字符是数据还是指令，以及控制程序的流程等
  3. 运算单元：用于执行运算指令
工作原理：
  以1+2作为例子
  1. 首先，读写头把1、2、+这三个字符分别写入纸带上的3个格子，然后读写头先停在1字符对英国的格子上
  2. 读写头读入1到存储设备中，这个存储设备称为图灵机的状态
  3. 然后读写头向右移动一个格，用同样的方式把2读入图灵机的状态
  4. 再向右，碰到+号，将+号传输给控制单元；控制单元发现不是数字就没有存入到状态中，于是通知运算单元。
     运算单元收到要加和状态中的值的通知后，就会把状态中的1和2读入并计算，再将计算的结果3存入到状态中。

1. 内存
* 程序和数据都是存储在内存，存储的区域是线性的
* 数据存储的单位是一个二进制位（bit），即0或1。
* 最小的存储单位是字节（byte），1 byte = 8 bit
* 内存的地址是从0开始编号的，最后一个地址为内存总字节数 - 1。

2. 中央处理器
* 32位CPU一次可以计算4byte
* 64位CPU一次可以计算8byte
* 32位和64位这里指的是CPU的位宽；CPU位宽越大，可以计算的数值就越大；
  32位CPU最大能计算的整数是4294967295

CPU内部常见的组件：
1. 寄存器
2. 控制单元：负责控制CPU工作
2. 逻辑单元：负责计算

常见的寄存器种类：
1. 通用寄存器：用来存放需要进行运算的数据，比如需要进行加和运算的两个数据。
2. 程序计数器：用来存储CPU要执行下一个指令所在的内存地址。
3. 指令寄存器：用来存放程序寄存器指向的指令，也就是指令本身。指令被执行完成之前，指令都存储在这里。

3. 总线
1. 地址总线：用于指定CPU将要操作的内存地址
2. 数据总线：用于读写内存的数据
3. 控制总线：用于发送和接收信号，比如中断、设备复位等信号，CPU收到信号后自然进行响应，这时也需要控制总线

当CPU要读写内存数据的时候，一般需要通过两个总线：
1. 首先通过地址总线来指定内存的地址
2. 再通过数据总线来传输数据

4. 输入、输出设备
输入设备向计算机输入数据，计算机经过计算后，把数据输出给输出设备。
期间，如果输入设备是键盘，按下键时需要和CPU进行交互，这时就需要用到控制总线了。

1. CPU读取程序计数器的值，这个值是指令的内存地址；
   然后CPU的控制单元操作地址总线指定需要访问的内存地址；
   接着通知内存设备准备数据，数据准备好后通过数据总线将指令数据传给CPU；
   CPU收到内存传来的数据后，将这个指令数据存入到指令寄存器。
2. CPU分析指令寄存器中的指令，确定指令的类型和参数。
   如果是计算类型的指令，就把指令交给逻辑运算单元；如果是存储类型的指令，则交给控制单元执行。
3. CPU执行完指令后，程序计数器的值自增，表示指向下一条指令。
   这个自增的大小，由CPU的位宽确定，比如32位CPU，指令是4byte，则自增4。
总结：一个程序执行的时候，CPU会根据程序计数器的内存地址，从内存里面把需要的指令读取到指令寄存器里面执行，然后根据指令长度自增，开始顺序读取下一条指令。

CPU是不认识a=1+2这个字符串，这里需要由汇编器译成机器码。
程序编译过程中，编译器通过分析代码，将1、2存放在内存的数据段；
* 数据1存放在0x100位置
* 数据2存放在0x104位置
编译器会把a=1+2翻译成4条指令，存放在正文段。
* 0x200的内容：load指令将0x100地址中的数据1装入到寄存器R0
* 0x204的内容：load指令将0x104地址中的数据2装入到寄存器R1
* 0x208的内容：add指令将寄存器R0和R1的数据相加，并把结果存放在寄存器R2
* 0x20c的内容：store指令将寄存器R2中的数据存回数据段中的0x108地址中，这个地址也就是变量a内存中的地址

因为计算机用二进制存储数据，由于计算机的资源有限，不能用二进制精确的表示0.1和0.2，会造成精度缺失。
只能得到一个近似于0.3的值，

1. 寄存器
2. 高速缓存器
3. 内存
4. SSD/HDD硬盘

1. 寄存器
  最靠近CPU控制单元和逻辑单元的存储器；速度最快，价格最贵，数量不多
  寄存器的数量常在几十~几百，每个寄存器可以用来存储一定字节的数据。
  * 32位CPU中大多数寄存器可以存储4byte
  * 64位CPU中大多数寄存器可以存储8byte
2. CPU Cache  高速缓存器
  * L1-Cache
  * L2-Cache
  * L3-Cache
        CPU Cache用SRAM的芯片。
        L1高速缓存：访问速度几乎和寄存器一样快，通常只需要2~4个时钟周期，而大小在几十KB~几百KB
                  每个CPU核心都有一块属于自己的L1高速缓存
                  * L1指令缓存
                  * L1数据缓存
        L2高速缓存：大小在几百KB~几MB；访问速度在10~20个时钟周期；每个CPU核心都有一块属于自己的
        L3高速缓存：多个CPU核心共用；大小在几MB~几十MB；访问速度20~60个时钟周期
3. 内存
    使用的是DRAM芯片
    内存速度大概在200~300个时钟周期
4. SSD/HDD硬盘

访问数据流程：  寄存器->高速缓存器->内存->磁盘
  1. CPU先访问寄存器，如果寄存器有这个数据，CPU就直接从寄存器取数据即可。
  2. 寄存器没有这个数据，则接着查询L1高速缓存；L1没有再查询L2；L2没有再查询L3。
  3. L3没有，才去内存中取数据。

时钟周期是CPU主频的倒数；比如2GHZ主频的CPU，一个时钟周期是0.5ns。
Linux系统中，大概L1 Cache是32KB，L2 Cache是256KB，L3 Cache是3MB。

靠提高缓存命中率：
1. 提高数据缓存的命中率
  在遍历数据的时候，应该按照内存布局的顺序操作，这是因为CPU Cache是根据CPU Cache Line批量操作数据的，所以顺序地操作连续内存数据时，性能能得到有效的提升。
2. 提高指令缓存的命中率
  有规律的条件分支语句能够让CPU的分支预测器发挥作用，进一步提高执行的效率。

CPU Cache的数据结构：
CPU Cache的数据是从内存中读取过来的，它是以一小块一小块读取数据的，而不是按照单个数组元素来读取数据的；
在CPU Cache中，这样的一小块数据，称为Cache Line（缓存块，高速缓存行）。
大小一般为64byte

* 当CPU访问数据的时候，先是访问CPU Cache，如果缓存命中的话，则直接返回数据，就不用每次都从内存读取数据；
* 如果CPU Cache没有缓存该数据，则会从内存读取数据，但是并不是指读取一个数据，而是一次性读取一块一块的数据存放到CPU Cache中，之后才会被CPU读取。

对于直接映射Cache采⽤的策略，就是把内存块的地址始终「映射」在⼀个CPU Line（缓存块）的地址，⾄于映射关系实现⽅式，则是使⽤「取模运算」，取模运算的结果就是内存块地址对应的CPU Line（缓存块）的地址。
举个例⼦，内存共被划分为32个内存块，CPU Cache共有8个CPU Line，假设CPU想要访问第15号内存块，如果15号内存块中的数据已经缓存在CPU Line中的话，则是⼀定映射在7号CPU Line中，因为15 % 8的值是7。
可以发现有多个内存块对应同一个CPU Line；因此，为了区别不同内存块，在对应的CPU Line中我们还会存储⼀个组标记（Tag）。
这个组标记会记录当前CPU Line中存储的数据对应的内存块。

内存地址映射到CPU Cache地址里的策略：
直接映射Cache，巧妙的把内存地址拆分成【索引+组标记+偏移量】的方式

如果内存中的数据已经在CPU Cache中，CPU访问一个内存地址的步骤：
1. 根据内存地址中索引信息，计算在CPU Cache中的索引，也就是找出对应的CPU Line的地址
2. 找到CPU Line后，判断CPU Line中的有效位，确认CPU Line中数据是否有效；
   如果无效，CPU就会直接访问内存，并重新加载数据，如果数据有效，则往下执行
3. 对比内存地址中组标记和CPU Line中的组标记，确认CPU Line中的数据是我们要访问的内存数据；
   如果不是，CPU就会直接访问内存，并重新加载数据；
4. 根据内存地址中偏移量信息，从CPU Line的数据块中，读取对应的字。

写直达（Write Through）：将数据同时写入内存和Cache中
  在这个方法里，写入前会先判断数据是否已经在CPU Cache里面：
  * 如果不在，先将数据更新到Cache里面，再写入内存里面
  * 如果在，直接把数据更新到内存里面
写直达由于每次写操作都会把数据写回到内存，而导致影响性能，于是为了要减少数据写回内存的频率，就出现了写回方法
写回（Write Back）：当发生写操作时，新的数据仅仅被写入Cache Block里，只有当修改过的Cache Block被替换时才需要写到内存中，减少数据写回内存的频率。
写回流程：
1. 如果当发生写操作时，数据已经在CPU Cache里的话，则把数据更新到CPU Cache里，同时标记CPU Cache里的这个Cache Block为脏（Dirty）的。这个时候CPU Cache里面的Cache Block的数据和内存是不一致的，这种情况是不用把数据写到内存里面的。
2. 如果当发生写操作时，数据所对应的Cache Block里存放的是别的内存地址的数据，就要检查Cache Block里的数据有没有标记为脏；
如果是，就要Cache Block里的数据写回到内存，然后再把当前数据写入Cache Block里，同时也把它标记为脏；
如果不是，则直接将数据写入到Cache Block里，然后标记为脏。

加快从磁盘读取文件的速率。
page cache中有一部分磁盘文件的缓存，因为从磁盘中读取文件比较慢，所以读取文件先去page cache中去查找，如果命中，则不需要去磁盘中读取，大大加快读取速度。
在Linux内核中，文件的每个数据块最多只能对应一个Page Cache项，它通过两个数据结构来管理这些Cache项，一个是radix tree，另一个是双向链表。
* Radix tree是一种搜索树，Linux内核利用这个数据结构来通过文件内偏移快速定位Cache项

CPU多核心的缓存一致性问题（Cache Coherence）
例如两核，初始i=0
* A号核心执行i++，采用写回策略，先把值1的执行结果写入L1/L2 Cache中，然后把L1/L2 Cache对应的Block标记为脏，这个时候数据没有同步到内存中。
* B号核心也尝试从内存读取i第值，这时候还是0
这就是所谓的缓存一致性问题，A核心和B核心的缓存是不一致的，从而会导致执行结果错误。

需要一种机制，来同步两个不同核心里面的缓存数据；要实现这个机制需要做到：
1. 某个CPU核心里面的Cache数据更新时，必须要传播到其他核心Cache，这个称为写传播（Write Propagation）
2. 某个CPU核心里对数据的操作顺序，必须在其他核心看起来顺序也是一样的，即事务的串行化（Transaction Serialization）

例子：4核CPU，i=0
* A核心：i=100
* B核心：i=200
A、B对i的修改传播到C、D
* C核心：看到先变100再变200
* D核心：看到先变200再变100
则不是串行化

怎么实现串行化：
1. CPU核心对于Cache中的数据操作，需要同步给其他CPU核心
2. 引入锁

写传播的原则是当某个CPU核心更新了Cache中的数据，要把该事件广播通知到其他核心。通过总线嗅探（Bus Snooping）
总线嗅探工作机制：
  当A号CPU核心修改了L1 Cache中的i变量的值，通过总线把这个事件广播通知给其他所有的核心，然后每个CPU核心都会监听总线上的广播事件，并检查是否有相同的数据在自己的L1 Cache里面
  如果B号CPU核心的L1 Cache中有该数据，那么也需要把该数据更新

1. 最开始变量A和B都不在Cache里面，假设1号核心绑定线程A，2号核心绑定线程B；线程A只会读写变量A，线程B只会读写变量B。
2. 1号核心读取变量A，由于变量A和B都属于同一Cache Line，所以变量A、B都被加载到Cache，并将此Cache Line标记为独占状态。
3. 2号核心读取变量B，现在两个核心读加载了该Cache Line，所以被标记为共享状态，
4. 1号核心要修改变量A，发现该Cache Line为共享，所以需要通过总线发送消息给2号核心，通知2号核心把Cache中对应的Cache Line标记为已失效状态，然后1号核心对应Cache Line状态变成已修改状态，并且修改变量A。
5. 2号核心要修改变量B，发现Cache中对应的Cache Line为已失效状态，另外1号核心的Cache也有相同的数据，且状态为已修改。
   所以先把1号核心的Cache对应的Cache Line写回内存，然后2号核心再从内存读取Cache Line大小的数据到Cache中，最后把变量B修改到2号核心的Cache中，并将状态标记为已修改。
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CPUCache失效的现象称为伪共享（False Sharing）。