Linux笔记---内核态与用户态
用户态（User Mode）
权限级别：较低，限制应用程序直接访问硬件或关键系统资源。
适用场景：普通应用程序的运行环境。
限制：无法执行特权指令（如操作I/O端口、修改内存管理单元配置等）。
内核态（Kernel Mode）
权限级别：最高，允许完全访问硬件和系统资源。
适用场景：操作系统内核代码的执行环境。
能力：可执行所有CPU指令，管理进程、内存、设备驱动等核心功能。
1. 操作系统的运行方式
文章开头给出的概念是站在用户的角度上来讲的，对于加深我们对二者的理解来说，无异于杯水车薪。要搞清楚用户态与内核态的概念与意义，我们首先要了解操作系统是如何运行的。
如下是Linux0.11版本中，任务0（init）的主函数部分代码：
void main_rename(void)
{...... // 这里省略前面的初始化代码
/** 注意!! 对于任何其它的任务，'pause()'将意味着我们必须等待收到一个信号才会返* 回就绪运行态，但任务0（task0）是唯一的意外情况（参见'schedule()'），因为任* 务0 在任何空闲时间里都会被激活（当没有其它任务在运行时），* 因此对于任务0'pause()'仅意味着我们返回来查看是否有其它任务可以运行，如果没* 有的话我们就回到这里，一直循环执行'pause()'。*/for(;;) pause();
}任务0是内核启动后创建的第一个用户态任务（注意任务0不等同于操作系统本身），它的主要作用是在系统空闲时让出CPU，执行for(;;) pause();循环，通过调用pause()系统调用触发schedule()，主动让出CPU给其他任务。
pause() 的作用
常规行为：对于普通任务（非任务 0），
pause()会使任务进入可中断睡眠状态，直到收到信号后被唤醒。任务 0 的特殊性：
任务 0 是内核初始化后创建的第一个任务（空闲任务），它的pause()行为被刻意修改为：
不进入睡眠：直接调用
schedule()主动触发调度。轮询机制：若没有其他任务可运行，调度器会再次选中任务 0，继续执行循环。
简单来说，这个死循环的作用就是：不断触发主动调度，并作为没有其他进程正在运行时的默认动作。
注意：操作系统内核并不是以一个进程的形式存在的，也就是说内核不是依靠进程调度来获得CPU的（毕竟调度本身就是操作系统的任务）。内核是操作系统的核心部分，它是一段运行在特权级别的代码，直接与硬件交互，对系统进行全面的控制和管理。
那么，操作系统的内核在何时能得到运行呢？
在任务0作为一个进程存在的同时，操作系统的内核在不断地等待着别人请求自己的服务，而请求操作系统服务的方式就是引发中断，唤醒处于等待状态之中的操作系统。
可以说，除了初始化以外，在没有中断的时候，操作系统的代码是不执行的；又或者说操作系统就是初始化程序 + 中断处理程序。
包括schedule()主动触发调度，本质上也是依靠触发软中断来请求操作系统的进程调度服务的。
接下来，我们再来介绍一下中断到底是什么，以及在操作系统中有哪几类中断。
2. 中断
中断（Interrupt） 是计算机系统中一种核心的事件驱动机制，允许CPU暂停当前执行的任务，转而处理优先级更高或需要即时响应的外部或内部事件。其本质是通过硬件或软件触发的信号，强制CPU切换执行流程，以保障系统的实时性、资源利用率和错误处理能力。
中断的核心特性
- 异步性：中断的发生与CPU当前执行的指令无关，随时可能被触发（如键盘输入、定时器到期）。
- 优先级分层：不同中断源（如硬件故障、磁盘I/O完成）有不同的优先级，高优先级中断可抢占低优先级中断。
- 上下文保存：CPU在响应中断前，会自动保存当前任务的状态（如寄存器值、程序计数器PC），以便处理完成后恢复原任务。
中断的分类
1. 硬件中断（Hardware Interrupt）
定义：由外部硬件设备通过中断请求线（IRQ）主动触发。
特点：
异步性：与CPU当前执行的指令无关。
可屏蔽性：可通过中断屏蔽位（如x86的
IF标志位）控制是否响应。子类型：
可屏蔽中断（Maskable Interrupt）
例如：键盘输入、磁盘I/O完成、定时器中断等。
通过中断控制器（如APIC或8259A）管理优先级。不可屏蔽中断（Non-Maskable Interrupt, NMI）
例如：硬件故障（内存校验错误）、系统看门狗超时。
CPU必须立即处理，无法通过软件屏蔽。
2. 软件中断（Software Interrupt）
定义：由程序执行特定指令（如
int、syscall）主动触发。特点：
同步性：由程序显式调用，与指令流同步。
不可屏蔽性：无法通过硬件屏蔽。
子类型：
系统调用（System Call）
用户程序通过int 0x80（x86）或syscall（x86_64）切换到内核态。调试中断（Breakpoint）
例如：int 3指令触发调试器断点。异常（Exception）
CPU执行指令时检测到错误（如除零、页错误），自动触发。
2.1 硬件中断
通过外部硬件中断，操作系统就不需要对外设进行任何周期性的检测或者轮询。
由外部设备触发的，中断系统运行流程，叫做硬件中断。
其中，中断向量表在内存中的位置与格式由 CPU 架构硬性规定，中断号实际上就是相对于中断向量表起始地址的偏移量。当CPU获得中断号之后，就可以在中断向量表当中查询到对应的中断服务程序的起始地址，进而转向执行中断服务程序。
而中断服务程序则是由操作系统负责注册到中断向量表当中的：
// 下面是异常（陷阱）中断程序初始化子程序。设置它们的中断调用门（中断向量）。
// set_trap_gate()与set_system_gate()的主要区别在于前者设置的特权级为0，后者是3。因此
// 断点陷阱中断int3、溢出中断overflow 和边界出错中断bounds 可以由任何程序产生。
// 这两个函数均是嵌入式汇编宏程序(include/asm/system.h,第36 行、39 行)。
void trap_init(void)
{int i;set_trap_gate(0,÷_error);// 设置除操作出错的中断向量值。以下雷同。set_trap_gate(1,&debug);set_trap_gate(2,&nmi);set_system_gate(3,&int3); /* int3-5 can be called from all */set_system_gate(4,&overflow);set_system_gate(5,&bounds);set_trap_gate(6,&invalid_op);set_trap_gate(7,&device_not_available);set_trap_gate(8,&double_fault);set_trap_gate(9,&coprocessor_segment_overrun);set_trap_gate(10,&invalid_TSS);set_trap_gate(11,&segment_not_present);set_trap_gate(12,&stack_segment);set_trap_gate(13,&general_protection);set_trap_gate(14,&page_fault);set_trap_gate(15,&reserved);set_trap_gate(16,&coprocessor_error);
// 下面将int17-48 的陷阱门先均设置为reserved，以后每个硬件初始化时会重新设置自己的陷阱门。for (i=17;i<48;i++)set_trap_gate(i,&reserved);set_trap_gate(45,&irq13);// 设置协处理器的陷阱门。outb_p(inb_p(0x21)&0xfb,0x21);// 允许主8259A 芯片的IRQ2 中断请求。outb(inb_p(0xA1)&0xdf,0xA1);// 允许从8259A 芯片的IRQ13 中断请求。set_trap_gate(39,¶llel_interrupt);// 设置并行口的陷阱门。
}初始化串行中断程序和串行接口。
void
rs_init (void)
{set_intr_gate (0x24, rs1_interrupt); // 设置串行口1 的中断门向量(硬件IRQ4 信号)。set_intr_gate (0x23, rs2_interrupt); // 设置串行口2 的中断门向量(硬件IRQ3 信号)。init (tty_table[1].read_q.data); // 初始化串行口1(.data 是端口号)。init (tty_table[2].read_q.data); // 初始化串行口2。outb (inb_p (0x21) & 0xE7, 0x21); // 允许主8259A 芯片的IRQ3，IRQ4 中断信号请求。
}
2.2 时钟中断
我们曾经使用过sleep，alarm等函数，也了解了时间片的概念，那么操作系统是如何计时的呢？
实际上，操作系统运行的一大依据就是时钟中断，顾名思义，这种中断就是用来帮助系统计时的。
时钟中断本质上也是一种硬件中断，这种中断依靠一种特定的硬件设备来触发：时钟源。
早期的时候时钟源就是上图中的外设之一，但是鉴于其重要程度以及时钟中断的时效性，现在大多数的CPU都已经集成了中断源，使中断源能直接向CPU发送信号。
时钟源发送时钟中断的时间间隔是固定的，由其频率。时钟源的频率也叫CPU或者系统的主频：
时钟中断的核心作用
系统计时
通过全局变量jiffies记录自系统启动以来的节拍数（每个节拍对应一次时钟中断），结合HZ（每秒节拍数，默认100~1000）实现时间计算。例如，jiffies/HZ可转换为系统运行时间（秒）。进程调度
每次时钟中断会调用do_timer()函数更新进程时间片，触发抢占式调度。进程的时间片本质上就是一个计数器，每次时钟中断都会使其减1，直到为0。动态定时器管理
内核通过红黑树或时间轮管理动态定时器（timer_list结构），时钟中断触发时检查并执行到期定时器的回调函数。资源统计
统计进程消耗的用户态和内核态时间，更新系统负载平均值。
2.3 软中断
系统调用本质上就是请求操作系统的服务，这就要求我们能从软件层面上触发中断，即软中断。
为了让操作系统支持进行系统调用，CPU也设计了对应的汇编指令(int 或者 syscall)，可以让CPU内部触发中断逻辑。
本质上，我们使用的系统调用函数内部的逻辑就是使用int 0x80指令请求操作系统提供指定的服务，其本身并不具备任务对系统进行操作的能力。
打开文件函数。
// 打开并有可能创建一个文件。
// 参数：filename - 文件名；flag - 文件打开标志；...
// 返回：文件描述符，若出错则置出错码，并返回-1。
int open(const char * filename, int flag, ...)
{register int res;va_list arg;// 利用va_start()宏函数，取得flag 后面参数的指针，然后调用系统中断int 0x80，功能open 进行
// 文件打开操作。
// %0 - eax(返回的描述符或出错码)；%1 - eax(系统中断调用功能号__NR_open)；
// %2 - ebx(文件名filename)；%3 - ecx(打开文件标志flag)；%4 - edx(后随参数文件属性mode)。va_start(arg,flag);res = va_arg(arg,int);_asm{mov eax,__NR_openmov ebx,filenamemov ecx,flagmov edx,resint 0x80mov res,eax}
/* __asm__("int $0x80":"=a" (res):"0" (__NR_open),"b" (filename),"c" (flag),"d" (va_arg(arg,int)));*/
// 系统中断调用返回值大于或等于0，表示是一个文件描述符，则直接返回之。if (res>=0)return res;
// 否则说明返回值小于0，则代表一个出错码。设置该出错码并返回-1。errno = -res;return -1;
}可以看到open函数内部是使用嵌入式汇编的方式传递参数，并使用int 0x80触发软中断。
软中断处理程序 _system_call 根据第一个参数 __NR_open 就能索引到需要调用的函数：
正真有能力对系统进行操作的，操作系统内部的系统调用函数被注册到了一张表当中，这张表就是上面汇编程序索引到所需函数的依据：
3. 内核态与用户态的本质
经历了上面的学习，相信大家对于内核态与用户态的本质已经有了一定的想法。
即，执行用户代码时，系统就处于用户态；因中断而转向执行中断处理程序时(操作系统内核代码)，系统就处于内核态。
内核态的代码是全局的，不受约束的（或者说只受到硬件约束）；而用户态的代码是以进程的形式，在虚拟地址空间上运行的，受到操作系统的约束。
问题是，CPU在运行代码时，如何区分其是内核代码（特权级）还是用户代码（受限制）呢？
Linux内核态与用户态的本质区别在于CPU特权级隔离和内存访问权限控制，这种设计通过硬件机制与软件协同实现系统资源的保护：
特权级划分
x86架构通过Ring等级划分权限（0-3级），Linux仅使用Ring0（内核态）和Ring3（用户态）。关键寄存器CS（代码段寄存器）的低2位存储当前特权级（CPL）：// 内核代码段选择子（CPL=0） #define __KERNEL_CS 0x10 // 用户代码段选择子（CPL=3） #define __USER_CS 0x1B内存隔离机制
页表隔离：用户态进程只能访问用户空间页表项（
VM_READ/VM_WRITE），内核态通过全局页表swapper_pg_dir直接映射物理内存。地址空间划分：x86_64下用户空间为0x0000_0000_0000_0000 - 0x0000_7FFF_FFFF_FFFF，内核空间为0xFFFF_8000_0000_0000以上。也就是说，用户代码中地址的范围与内核代码中地址的范围是互斥的，用户态下无法使用内核地址，在内核态下无法使用用户地址。
