linux內核態用戶態

㈠ 在unix/linux系統中，什麼是用戶態，什麼是內核態

用戶態和內核態

內核棧：Linux中每個進程有兩個棧，分別用於用戶態和內核態的進程執行，其中的內核棧就是用於內核態的堆棧，它和進程的task_struct結構，更具體的是thread_info結構一起放在兩個連續的頁框大小的空間內。
現在我們從特權級的調度來理解用戶態和內核態就比較好理解了，當程序運行在3級特權級上時，就可以稱之為運行在用戶態，因為這是最低特權級，是普通的用戶進程運行的特權級，大部分用戶直接面對的程序都是運行在用戶態；反之，當程序運行在0級特權級上時，就可以稱之為運行在內核態。
雖然用戶態下和內核態下工作的程序有很多差別，但最重要的差別就在於特權級的不同，即權力的不同。運行在用戶態的程序不能訪問操作系統內核數據結構合程序。 當我們在系統中執行一個程序時，大部分時間是運行在用戶態下的。在其需要操作系統幫助完成某些它沒有權力和能力完成的工作時就會切換到內核態。
Linux進程的4GB地址空間，3G-4G部分大家是共享的，是內核態的地址空間，這里存放在整個內核的代碼和所有的內核模塊，以及內核所維護的數據。用戶運行一個程序，該程序所創建的進程開始是運行在用戶態的，如果要執行文件操作，網路數據發送等操作，必須通過write，send等系統調用，這些系統調用會調用內核中的代碼來完成操作，這時，必須切換到Ring0，然後進入3GB-4GB中的內核地址空間去執行這些代碼完成操作，完成後，切換回Ring3，回到用戶態。這樣，用戶態的程序就不能隨意操作內核地址空間，具有一定的安全保護作用。
保護模式，通過內存頁表操作等機制，保證進程間的地址空間不會互相沖突，一個進程的操作不會修改另一個進程的地址空間中的數據。在內核態下，CPU可執行任何指令，在用戶態下CPU只能執行非特權指令。當CPU處於內核態，可以隨意進入用戶態；而當CPU處於用戶態，只能通過中斷的方式進入內核態。一般程序一開始都是運行於用戶態，當程序需要使用系統資源時，就必須通過調用軟中斷進入內核態.

㈡ 在unix/linux系統中，什麼是用戶態，什麼是內核態

究竟什麼是用戶態，什麼是內核態，這兩個基本概念以前一直理解得不是很清楚，根本原因個人覺得是在於因為大部分時候我們在寫程序時關注的重點和著眼的角度放在了實現的功能和代碼的邏輯性上，先看一個例子：

1）例子

C代碼
1. void testfork(){
2. if(0 = = fork()){
3. printf(「create new process success!\n」);
4. }
5. printf(「testfork ok\n」);
6. }

這段代碼很簡單，從功能的角度來看，就是實際執行了一個fork()，生成一個新的進程，從邏輯的角度看，就是判斷了如果fork()返回的是則列印相關語句，然後函數最後再列印一句表示執行完整個testfork()函數。代碼的執行邏輯和功能上看就是如此簡單，一共四行代碼，從上到下一句一句執行而已，完全看不出來哪裡有體現出用戶態和進程態的概念。

如果說前面兩種是靜態觀察的角度看的話，我們還可以從動態的角度來看這段代碼，即它被轉換成CPU執行的指令後載入執行的過程，這時這段程序就是一個動態執行的指令序列。而究竟載入了哪些代碼，如何載入就是和操作系統密切相關了。

2）特權級

熟悉Unix/Linux系統的人都知道，fork的工作實際上是以系統調用的方式完成相應功能的，具體的工作是由sys_fork負責實施。其實無論是不是Unix或者Linux，對於任何操作系統來說，創建一個新的進程都是屬於核心功能，因為它要做很多底層細致地工作，消耗系統的物理資源，比如分配物理內存，從父進程拷貝相關信息，拷貝設置頁目錄頁表等等，這些顯然不能隨便讓哪個程序就能去做，於是就自然引出特權級別的概念，顯然，最關鍵性的權力必須由高特權級的程序來執行，這樣才可以做到集中管理，減少有限資源的訪問和使用沖突。

特權級顯然是非常有效的管理和控製程序執行的手段，因此在硬體上對特權級做了很多支持，就Intel x86架構的CPU來說一共有0~3四個特權級，0級最高，3級最低，硬體上在執行每條指令時都會對指令所具有的特權級做相應的檢查，相關的概念有 CPL、DPL和RPL，這里不再過多闡述。硬體已經提供了一套特權級使用的相關機制，軟體自然就是好好利用的問題，這屬於操作系統要做的事情，對於 Unix/Linux來說，只使用了0級特權級和3級特權級。也就是說在Unix/Linux系統中，一條工作在級特權級的指令具有了CPU能提供的最高權力，而一條工作在3級特權級的指令具有CPU提供的最低或者說最基本權力。

3）用戶態和內核態

現在我們從特權級的調度來理解用戶態和內核態就比較好理解了，當程序運行在3級特權級上時，就可以稱之為運行在用戶態，因為這是最低特權級，是普通的用戶進程運行的特權級，大部分用戶直接面對的程序都是運行在用戶態；反之，當程序運行在級特權級上時，就可以稱之為運行在內核態。

雖然用戶態下和內核態下工作的程序有很多差別，但最重要的差別就在於特權級的不同，即權力的不同。運行在用戶態下的程序不能直接訪問操作系統內核數據結構和程序，比如上面例子中的testfork()就不能直接調用 sys_fork()，因為前者是工作在用戶態，屬於用戶態程序，而sys_fork()是工作在內核態，屬於內核態程序。

當我們在系統中執行一個程序時，大部分時間是運行在用戶態下的，在其需要操作系統幫助完成某些它沒有權力和能力完成的工作時就會切換到內核態，比如testfork()最初運行在用戶態進程下，當它調用fork()最終觸發 sys_fork()的執行時，就切換到了內核態。

2. 用戶態和內核態的轉換

1）用戶態切換到內核態的3種方式

a. 系統調用

這是用戶態進程主動要求切換到內核態的一種方式，用戶態進程通過系統調用申請使用操作系統提供的服務程序完成工作，比如前例中fork()實際上就是執行了一個創建新進程的系統調用。而系統調用的機制其核心還是使用了操作系統為用戶特別開放的一個中斷來實現，例如Linux的int 80h中斷。

b. 異常

當CPU在執行運行在用戶態下的程序時，發生了某些事先不可知的異常，這時會觸發由當前運行進程切換到處理此異常的內核相關程序中，也就轉到了內核態，比如缺頁異常。

c. 外圍設備的中斷

當外圍設備完成用戶請求的操作後，會向CPU發出相應的中斷信號，這時CPU會暫停執行下一條即將要執行的指令轉而去執行與中斷信號對應的處理程序，如果先前執行的指令是用戶態下的程序，那麼這個轉換的過程自然也就發生了由用戶態到內核態的切換。比如硬碟讀寫操作完成，系統會切換到硬碟讀寫的中斷處理程序中執行後續操作等。

這3種方式是系統在運行時由用戶態轉到內核態的最主要方式，其中系統調用可以認為是用戶進程主動發起的，異常和外圍設備中斷則是被動的。

2）具體的切換操作

從觸發方式上看，可以認為存在前述3種不同的類型，但是從最終實際完成由用戶態到內核態的切換操作上來說，涉及的關鍵步驟是完全一致的，沒有任何區別，都相當於執行了一個中斷響應的過程，因為系統調用實際上最終是中斷機制實現的，而異常和中斷的處理機制基本上也是一致的，關於它們的具體區別這里不再贅述。關於中斷處理機制的細節和步驟這里也不做過多分析，涉及到由用戶態切換到內核態的步驟主要包括：

[1] 從當前進程的描述符中提取其內核棧的ss0及esp0信息。

[2] 使用ss0和esp0指向的內核棧將當前進程的cs,eip,eflags,ss,esp信息保存起來，這個

過程也完成了由用戶棧到內核棧的切換過程，同時保存了被暫停執行的程序的下一

條指令。

[3] 將先前由中斷向量檢索得到的中斷處理程序的cs,eip信息裝入相應的寄存器，開始

執行中斷處理程序，這時就轉到了內核態的程序執行了。

㈢ Linux - 用戶態內存映射 和 內核態內存映射

操作系統的內存管理，主要分為三個方面。
第一，物理內存的管理，相當於會議室管理員管理會議室。
第二，虛擬地址的管理，也即在項目組的視角，會議室的虛擬地址應該如何組織。
第三，虛擬地址和物理地址如何映射，也即會議室管理員如果管理映射表。

那麼虛擬地址和物理地址如何映射呢？

每一個進程都有一個列表vm_area_struct，指向虛擬地址空間的不同的內存塊，這個變數的名字叫mmap。

其實內存映射不僅僅是物理內存和虛擬內存之間的映射，還包括將文件中的內容映射到虛擬內存空間。這個時候，訪問內存空間就能夠訪問到文件裡面的數據。而僅有物理內存和虛擬內存的映射，是一種特殊情況。

如果我們要申請小塊內存，就用brk。brk函數之前已經解析過了，這里就不多說了。如果申請一大塊內存，就要用mmap。對於堆的申請來講，mmap是映射內存空間到物理內存。

另外，如果一個進程想映射一個文件到自己的虛擬內存空間，也要通過mmap系統調用。這個時候mmap是映射內存空間到物理內存再到文件。可見mmap這個系統調用是核心，我們現在來看mmap這個系統調用。

用戶態的內存映射機制包含以下幾個部分。

物理內存根據NUMA架構分節點。每個節點裡面再分區域。每個區域裡面再分頁。

物理頁面通過夥伴系統進行分配。分配的物理頁面要變成虛擬地址讓上層可以訪問，kswapd可以根據物理頁面的使用情況對頁面進行換入換出。

對於內存的分配需求，可能來自內核態，也可能來自用戶態。

對於內核態，kmalloc在分配大內存的時候，以及vmalloc分配不連續物理頁的時候，直接使用夥伴系統，分配後轉換為虛擬地址，訪問的時候需要通過內核頁表進行映射。

對於kmem_cache以及kmalloc分配小內存，則使用slub分配器，將夥伴系統分配出來的大塊內存切成一小塊一小塊進行分配。

kmem_cache和kmalloc的部分不會被換出，因為用這兩個函數分配的內存多用於保持內核關鍵的數據結構。內核態中vmalloc分配的部分會被換出，因而當訪問的時候，發現不在，就會調用do_page_fault。

對於用戶態的內存分配，或者直接調用mmap系統調用分配，或者調用malloc。調用malloc的時候，如果分配小的內存，就用sys_brk系統調用；如果分配大的內存，還是用sys_mmap系統調用。正常情況下，用戶態的內存都是可以換出的，因而一旦發現內存中不存在，就會調用do_page_fault。

㈣ Linux內核態程序和用戶態程序的區別

操作系統的內核(kernel)的不同，體現在-可執行文件格式的不同（linux用的是標準的ELF格式，我不了解windows採用什麼格式）-
系統調用
（syscall）不同，
系統編程
介面不同，導致在兩個操作系統間的程序移植比較困難-靜態、
動態鏈接庫
機制、格式不同...