CPU
CPU最核心的功能单元包括：
Register （寄存器）
寄存器是CPU内部的高速存储器，像内存一样可以存取数据，但比访问内存快得多。
一些寄存器可以用在各种运算和读写内存的指令中，比如eax寄存器，这称为通用寄存器（General-purpose Register）。
一些寄存器只能用于某种特定的用途，比如eip用作程序计数器，这称为特殊寄存器（Special-purpose Register）。
PC （Program Counter，程序计数器）
程序计数器是一种特殊寄存器，保存着CPU取下一条指令的地址，CPU按程序计数器保存的地址去内存中取指令然后解释执行，这时程序计数器保存的地址会自动加上该指令的长度，指向内存中的下一条指令。
Instruction Decoder （指令译码器）
CPU取上来的指令由若干个字节组成，这些字节中有些位表示内存地址，有些位表示寄存器编号，有些位表示这种指令做什么操作，是加减乘除还是读写内存，指令译码器负责解释这条指令的含义，然后调动相应的执行单元去执行它。
ALU （Arithmetic and Logic Unit，算术逻辑单元）
如果译码器将一条指令解释为运算指令，就调动算术逻辑单元去做运算，比如加减乘除、位运算、逻辑运算。指令中会指示运算结果保存到哪里，可能保存到寄存器中，也可能保存到内存中。
Bus （地址和数据总线）。
CPU和内存之间用地址总线、数据总线和控制线连接起来，每条线上有1和0两种状态。
从CPU访问内存
如果在执行指令过程中需要访问内存，比如从内存读一个数到寄存器，执行过程可以想像成这样：
1.CPU内部将寄存器对接到数据总线上，使寄存器的每一位对接到一条数据线，等待接收数据。
2.CPU通过控制线发一个读请求，并且将内存地址通过地址线发给内存。
3.内存收到地址和读请求之后，将相应的内存单元对接到数据总线的另一端，这样，内存单元每一位的1或0状态通过一条数据线到达CPU寄存器中相应的位，就完成了数据传送。
上图中画了32条地址线和32条数据线，CPU寄存器也是32位，可以说这种体系结构是32位的，比如x86就是这样的体系结构，目前主流的处理器是32位或64位的。地址线、数据线和CPU寄存器的位数通常是一致的，从上图可以看出数据线和CPU寄存器的位数应该一致，另外有些寄存器（比如程序计数器）需要保存一个内存地址，因而地址线和CPU寄存器的位数也应该一致。32位计算机有32条地址线，地址空间（Address Space）从0x00000000到0xffffffff，共4GB，而64位计算机有更大的地址空间。
这里的的地址线、数据线是指CPU的内总线，是直接和CPU的执行单元相连的，内总线经过MMU和总线接口的转换之后引出到芯片引脚才是外总线，外地址线和外数据线的位数都有可能和内总线不同，例如32位处理器的外地址总线可寻址的空间可以大于4GB。
CPU从内存中取值
1.eip寄存器指向地址0x80483a2，CPU从这里开始取一条5个字节的指令，然后eip寄存器指向下一条指令的起始地址0x80483a7。
2.CPU对这5个字节译码，得知这条指令要求从地址0x804a01c开始取4个字节保存到eax寄存器。
3.执行指令，读内存，取上来的数是3，保存到eax寄存器。注意，地址0x804a01c~0x804a01f里存储的四个字节不能按地址从低到高的顺序看成0x03000000，而要按地址从高到低的顺序看成0x00000003。也就是说，对于多字节的整数类型，低地址保存的是整数的低位，这称为小端（Little Endian）字节序（Byte Order）。x86平台是小端字节序的，而另外一些平台规定低地址保存整数的高位，称为大端（Big Endian）字节序。
4.CPU从eip寄存器指向的地址取一条3个字节的指令，然后eip寄存器指向下一条指令的起始地址0x80483aa。
5.CPU对这3个字节译码，得知这条指令要求把eax寄存器的值加1，结果仍保存到eax寄存器。
6.执行指令，现在eax寄存器中的数是4。
7.CPU从eip寄存器指向的地址取一条5个字节的指令，然后eip寄存器指向下一条指令的起始地址0x80483af。
8.CPU对这5个字节译码，得知这条指令要求把eax寄存器的值保存到从地址0x804a018开始的4个字节。
9.执行指令，把4这个值保存到从地址0x804a018开始的4个字节（按小端字节序保存）。
设备
CPU访问设备的两种方式：
Memory-mapped I/O （内存映射I/O）
图中①②访问这种设备就像访问内存一样（略有不同，如下表），按地址读写即可。比如ARM。
Port I/O （端口I/O）
图中③需要用一种专用的in/out指令访问。比如x86。
第三种方式：设备总线
由于计算机的设备五花八门，于是出现了各种适应不同要求的设备总线，设备总线的控制器也是一种设备。CPU通过内存映射I/O或端口I/O访问相应的总线控制器，通过总线控制器再去访问挂在总线上的设备。
比如PCI、AGP、USB、1394、SATA等等，这些设备是挂在设备总线上的。
上图中标有“设备”的框都可能是实际的设备，也可能是设备总线的控制器。
Interrupt中断机制
每个设备都有一条中断线，通过中断控制器连接到CPU，当设备需要主动通知CPU时就引发一个中断信号，CPU正在执行的指令将被打断，程序计数器会指向某个固定的地址（这个地址由体系结构定义），于是CPU从这个地址开始取指令（或者说跳转到这个地址），执行中断服务程序（ISR，Interrupt Service Routine），完成中断处理之后再返回先前被打断的地方执行后续指令。
比如某种体系结构规定发生中断时跳转到地址0x00000010执行，那么就要事先把一段ISR程序加载到这个地址，ISR程序是内核代码的一部分，在这段代码中首先判断是哪个设备引发了中断，然后调用该设备的中断处理函数做进一步处理。
设备寄存器
设备中可供读写访问的单元通常称为设备寄存器（注意和CPU寄存器不是一回事）。
操作设备的过程就是读写这些设备寄存器的过程，比如向串口发送寄存器里写数据，串口设备就会把数据发送出去，读串口接收寄存器的值，就可以读取串口设备接收到的数据。
硬盘
在x86平台上，硬盘是挂在IDE、SATA或SCSI总线上的设备，保存在硬盘上的程序是不能被CPU直接取指令执行的，操作系统在执行程序时会把它从硬盘拷贝到内存，这样CPU才能取指令执行。
操作系统
Operating System（操作系统）本身也是一段保存在磁盘上的程序，计算机在启动时执行一段固定的启动代码（称为Bootloader）首先把操作系统从磁盘加载到内存，然后执行操作系统中的代码把用户需要的其它程序加载到内存。
操作系统最核心的功能是管理进程调度、管理内存的分配使用和管理各种设备，做这些工作的程序称为Kernel（内核），在我的系统上内核程序是/boot/vmlinuz-2.6.28-13-generic文件，它在计算机启动时加载到内存并常驻内存。
广义上操作系统的概念还包括一些必不可少的用户程序，比如Shell是每个Linux系统必不可少的，而Office办公套件则是可有可无的，所以前者也属于广义上操作系统的范畴，而后者属于应用软件。
设备驱动程序
由于各种设备的操作方法各不相同，每种设备都需要专门的Device Driver（设备驱动程序），一个操作系统为了支持广泛的设备就需要有大量的设备驱动程序，事实上Linux内核源代码中绝大部分是设备驱动程序。设备驱动程序通常是内核里的一组函数，通过读写设备寄存器实现对设备的初始化、读、写等操作，有些设备还要提供一个中断处理函数供ISR调用。
MMU
现代操作系统普遍采用Virtual Memory Management（虚拟内存管理）机制，这需要处理器中的MMU（Memory Management Unit，内存管理单元）提供支持。
PA物理地址
如果处理器没有MMU，或者有MMU但没有启用，CPU执行单元发出的内存地址将直接传到芯片引脚上，被内存芯片（以下称为物理内存，以便与虚拟内存区分）接收，这称为PA（Physical Address，物理地址）。
VA虚拟地址
如果处理器启用了MMU，CPU执行单元发出的内存地址将被MMU截获，从CPU到MMU的地址称为VA（Virtual Address，虚拟地址），而MMU将这个地址翻译成另一个地址发到CPU芯片的外部地址引脚上，也就是将VA映射成PA
如果是32位处理器，则内地址总线是32位的，与CPU执行单元相连（右图只是示意性地画了4条地址线），而经过MMU转换之后的外地址总线则不一定是32位的。也就是说，虚拟地址空间和物理地址空间是独立的，32位处理器的虚拟地址空间是4GB，而物理地址空间既可以大于也可以小于4GB。
MMU将VA映射到PA是以Page（页）为单位的，32位处理器的页尺寸通常是4KB。例如，MMU可以通过一个映射项将VA的一页0xb70010000xb7001fff映射到PA的一页0x20000x2fff，如果CPU执行单元要访问虚拟地址0xb7001008，则实际访问到的物理地址是0x2008。物理内存中的页称为Page Frame（物理页面或者页帧）。
虚拟内存的哪个页面映射到物理内存的哪个页帧是通过Page Table（页表）来描述的，页表保存在物理内存中，MMU会查找页表来确定一个VA应该映射到什么PA。
操作系统和MMU是这样配合的：
1.操作系统在初始化或分配、释放内存时会执行一些指令在物理内存中填写页表，然后用指令设置MMU，告诉MMU页表在物理内存中的什么位置。
2.设置好之后，CPU每次执行访问内存的指令都会自动引发MMU做查表和地址转换操作，地址转换操作由硬件自动完成，不需要用指令控制MMU去做。
我们在程序中使用的变量和函数都有各自的地址，程序被编译后，这些地址就成了指令中的地址，指令中的地址被CPU解释执行，就成了CPU执行单元发出的内存地址，所以在启用MMU的情况下，程序中使用的地址都是虚拟地址，都会引发MMU做查表和地址转换操作。
MMU除了做地址转换之外，还提供内存保护机制。 各种体系结构都有User Mode（用户模式）和Privileged Mode（特权模式）之分，操作系统可以在页表中设置每个内存页面的访问权限，有些页面不允许访问，有些页面只有在CPU处于特权模式时才允许访问，有些页面在用户模式和特权模式都可以访问，访问权限又分为可读、可写和可执行三种。这样设定好之后，当CPU要访问一个VA时，MMU会检查CPU当前处于用户模式还是特权模式，访问内存的目的是读数据、写数据还是取指令，如果和操作系统设定的页面权限相符，就允许访问，把它转换成PA，否则不允许访问，产生一个Exception（异常）。
异常的处理过程和中断类似，不同的是中断由外部设备产生而异常由CPU内部产生，中断产生的原因和CPU当前执行的指令无关，而异常的产生就是由于CPU当前执行的指令出了问题，例如访问内存的指令被MMU检查出权限错误，除法指令的除数为0等都会产生异常。
通常操作系统把虚拟地址空间划分为用户空间和内核空间，例如x86平台的Linux系统虚拟地址空间是0x000000000xffffffff，前3GB（0x000000000xbfffffff）是用户空间，后1GB（0xc0000000~0xffffffff）是内核空间。用户程序加载到用户空间，在用户模式下执行，不能访问内核中的数据，也不能跳转到内核代码中执行。这样可以保护内核，如果一个进程访问了非法地址，顶多这一个进程崩溃，而不会影响到内核和整个系统的稳定性。CPU在产生中断或异常时不仅会跳转到中断或异常服务程序，还会自动切换模式，从用户模式切换到特权模式，因此从中断或异常服务程序可以跳转到内核代码中执行。事实上，整个内核就是由各种中断和异常处理程序组成的。总结一下：在正常情况下处理器在用户模式执行用户程序，在中断或异常情况下处理器切换到特权模式执行内核程序，处理完中断或异常之后再返回用户模式继续执行用户程序。
Segmentation fault （段错误）的产生过程：
1.用户程序要访问的一个VA，经MMU检查无权访问。
2.MMU产生一个异常，CPU从用户模式切换到特权模式，跳转到内核代码中执行异常服务程序。
3.内核把这个异常解释为段错误，把引发异常的进程终止掉。
存储器
Memory Hierarchy
