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结合源码的操作系统学习记录（1）--进程初识
主要写一下进程和线程的相关学习，直接从用户态开始写，内核的知识需要时在补充。 进程的数据结构 在 linux kernel 中，进程通常被称为 task，内核通过进程表对进程进行管理，每个进程在进程表中占有一项。进程表项是一个 task_struct 的指针，也被称为进程控制块（PCB）或进程描述符（PD），其中保存特权级与TSS
整个计算机世界其实可以分为两个部分，访问者和受访者。访问者是动态的，具有能动性，它主动去访问各种资源。受访者是静态的，它就是被访问的资源，只能干坐着等待访问者光顾。访问者的特权级可变，受访者的特权级不可变。 CPU即是大脑，又是守卫，它负责维护计算机内的安全，将程序分为四个特Windows x64内核学习笔记（二）—— IA-32e模式
Windows x64内核学习笔记（二）—— IA-32e模式 IA-32e模式模式检测强制平坦段任务切换中断门描述符FS / GS 参考资料 IA-32e模式 描述：IA-32e是IA-32模式的扩展，它是一种状态，其内核为64位，用户可以是32位，也可以是64位。 题外话：当在64位CPU中安装32位操作系统时，内核和用户都是32【手把手教你】使用pyfinance进行证券收益分析
01 pyfinance简介 在查找如何使用Python实现滚动回归时，发现一个很有用的量化金融包——pyfinance。顾名思义，pyfinance是为投资管理和证券收益分析而构建的Python分析包，主要是对面向定量金融的现有包进行补充，如pyfolio和pandas等。pyfinance包含六个模块， datasets.py ：金融数据Windows内核中的CPU架构-8-任务段TSS(task state segment)
Windows内核中的CPU架构-8-任务段TSS(task state segment) 任务段tss（task state segment）是针对于CPU的一个概念。 举一个简单的例子，你一个电脑，肯定是同时会运行多个程序把，比如说QQ，微信，LOL。哪我们知道每个进程的内容是不一样的，那么，这个时候如果说只有一块CPU，这个CPU肯定不能只执操作系统真相还原 第十一章 用户进程
第十一章 用户进程 为什么要有任务状态段TSS Linux 任务切换未采用 Intel 的做法，而是用了一套自己的方法，只用了 TSS 小部分功能。 现在操作系统采用的任务切换方式 CPU提供了0、1、2、3共4个特权级，linux只用了内核特权级0和用户特权级3。 有一件工作必须且只能用 TSS 来完成，这就是半导体放电管选型，厂家东沃，免费支持
一、半导体放电管TSS工作原理 半导体放电管，TSS（Thyristor Surge Suppressors），也称浪涌抑制晶闸管，是一种采用半导体工艺制成的PNPN结四层结构器件，其伏安特性与晶闸管类似，具有典型的开关特性。一般并联在电路中应用，正常工作状态下半导体放电管 处于截止状态，当电路中由于感应雷、操作过10.任务门(Task Gate)
目录 0.任务门描述符 1.任务门执行流程 2.任务门权限检查 3.任务门示例 <1>.任务门 <2>.任务门详细版本 <3>.任务门进R1 <4>.任务门进R1详细版本 0.任务门描述符 高4字节 15-12(BIT) P == 1(有效段描述符) DPL == 11/00(段描述符权限 0/3 Windows未使用1 2环) S == 0(系统Bochs源码分析 - 15：bochs对于call far(tss_sel)指令的实现机制
前言 所谓“保护模式”，重点是“保护”，可保护的是什么呢？答案是：内存中的数据与代码。有几种保护手段呢？段保护与页保护。这篇文章我尝试结合intel手册来重新梳理一下intel保护模式中的段保护有关机制。 保护模式的两种保护机制 The memory management操作系统真象还原实验记录之实验十九：实现用户进程
操作系统真象还原实验记录之实验十九：实现用户进程 1.相关基础知识 1.1 特权级（书P229） cs寄存器的最后两位就是CPL，表示了cpu当前特权级。 对于访问数据段(type含有X可执行属性) CPL和RPL<=DPL 对于访问非一致性代码段(type不含有X可执行属性) 只能平级，如果想执行跟高级的代码段r 基础命令
trimws ：去空格 round ：保留小数 colnames：修改列名 chartr ：字符替换 sprintf("%0.5s",'0.234234234') ：字符串格式保留多少位 rowSums()：行求和（可加条件） colSums() ：列求和（可加条件） table：各个值的总数 prop.table：各个值占总数的百分比 quantile：取分位数，10% 20% 50%. . . runif()：生成fork.c（linux0.11）
/* * linux/kernel/fork.c * * (C) 1991 Linus Torvalds */ /* 注意：signal.c和fork.c文件的编译选项内不能有vc变量优化选项/Og，因为这两个文件 内的函数参数内包含了函数返回地址等内容。如果加了/Og选项，编译器就会在认为 这些参数不再使用后占用该内存，导致函数返回时出错。 ma哈工大OS实验四——进程运行轨迹的跟踪与统计
进程运行轨迹的跟踪与统计 进程从创建（Linux 下调用 fork()）到结束的整个过程就是进程的生命期，进程在其生命期中的运行轨迹实际上就表现为进程状态的多次切换，如进程创建以后会成为就绪态；当该进程被调度以后会切换到运行态；在运行的过程中如果启动了一个文件读写操作，操作系统会将技术支持垃圾邮件使用iframe“冻结”浏览器
ang010ela 嘶吼专业版研究人员近期发现一起新的技术支持垃圾邮件（technical support scam，TSS）活动，其中融合了基本弹窗认证和iframe来“冻结”用户的浏览器。因为该技术非常新颖，安全研究人员和产品并不熟悉，因此可能绕过检测。与其他TSS活动类似，恶意***活动将自己伪装成合法或知名品操作系统-进程的初步实现
操作系统-进程的初步实现上 1.进程=运行当中的程序，应用程序的目的就是解决问题，生成的可执行文件，执行会有一个进程，进程的目的就是完成任务。 思考-计算机只有一个处理器，那么如何同时执行多个任务?远古时期的计算机系统由上图可知，处理器一次只执行一次任务，所以当task1执行结束才会从操作系统-进程的初步实现
操作系统-进程的初步实现上 1.进程=运行当中的程序，应用程序的目的就是解决问题，生成的可执行文件，执行会有一个进程，进程的目的就是完成任务。 思考-计算机只有一个处理器，那么如何同时执行多个任务?远古时期的计算机系统由上图可知，处理器一次只执行一次任务，所以当task1执行结束才会从操作系统-进程的初步实现
操作系统-进程的初步实现上 1.进程=运行当中的程序，应用程序的目的就是解决问题，生成的可执行文件，执行会有一个进程，进程的目的就是完成任务。 思考-计算机只有一个处理器，那么如何同时执行多个任务?远古时期的计算机系统由上图可知，处理器一次只执行一次任务，所以当task1执行结束才会从操作系统-深入特权级转移上
一、深入特权级转移上 A-初识任务状态栏(Task State Segment) 1.处理器所提供的硬件数据结构，用于实现多任务解决方案2.TSS中保存了关键寄存器的值以及不同特权级使用的栈TSS有三种不同的数据如下图所示需要用到段寄存器与通用寄存器的值主要是因为多任务，任务之间需要切换，在切换时需Windows内核 TSS任务段
TSS不是寄存器，就是一段内存 共有104个字节 TSS包括当前执行任务的重要信息（如所有的通用寄存器，段寄存器，标志寄存器，CR3等） TSS作用 TSS的意义就在于可以同时换掉“一堆”寄存器，实现任务的切换。 任务是对于CPU而言的，对于操作系统而言则为线程，因为每个进程都至少有一个线程，进程是mysql存储过程
mapper里原始sql select tss.channel_id as channelId, tssr.risk_id as riskId, count(tssr.risk_id) as riskCount from ${riskTableName} tssr right JOIN ${salesmanTableName} tss on tssr.salesman_id = tss.salesmLinux0.11内核源码——内核态进程切换的改进
由于Linux0.11的内核态进程切换使用的方式是用ljmp来进行TSS的跳转，效率较低，因此考虑对其进行优化，改为后面版本使用的kernel stack栈的切换 需要做的任务 1.重写schedule，switch_to函数 2.将修改过的函数接在一起 3.修改fork函数 目前 Linux 0.11 中工作的 schedule()根据motif binding来确定target gene | HOMER | FIMO | MEME
主流的motif数据库 JASPAR dbcorrdb - SCENIC使用的 motif格式问题 我关注的这个motif (ENCSR000ARI) 是Ezh2的，并没有被收录在常规的TF数据库里，所以Homer里面没有。 dbcorrdb这个数据库里有，但是很老的JASPAR格式，可以转成meme格式。[dbcorrdb__EZH2__ENCSR000ARI_1__m5.png]