用戶態（User Mode）

• 權限級別：較低，限制應用程序直接訪問硬件或關鍵系統資源。

• 適用場景：普通應用程序的運行環境。

• 限制：無法執行特權指令（如操作I/O端口、修改內存管理單元配置等）。

內核態（Kernel Mode）

• 權限級別：最高，允許完全訪問硬件和系統資源。

• 適用場景：操作系統內核代碼的執行環境。

• 能力：可執行所有CPU指令，管理進程、內存、設備驅動等核心功能。

---

1. 操作系統的運行方式

文章開頭給出的概念是站在用戶的角度上來講的，對于加深我們對二者的理解來說，無異于杯水車薪。要搞清楚用戶態與內核態的概念與意義，我們首先要了解操作系統是如何運行的。

如下是Linux0.11版本中，任務0（init）的主函數部分代碼：

void main_rename(void)		
{...... // 這里省略前面的初始化代碼
/** 注意!! 對于任何其它的任務，'pause()'將意味著我們必須等待收到一個信號才會返* 回就緒運行態，但任務0（task0）是唯一的意外情況（參見'schedule()'），因為任* 務0 在任何空閑時間里都會被激活（當沒有其它任務在運行時），* 因此對于任務0'pause()'僅意味著我們返回來查看是否有其它任務可以運行，如果沒* 有的話我們就回到這里，一直循環執行'pause()'。*/for(;;) pause();
}

任務0是內核啟動后創建的第一個用戶態任務（注意任務0不等同于操作系統本身），它的主要作用是在系統空閑時讓出CPU，執行for(;;) pause();循環，通過調用pause()系統調用觸發schedule()，主動讓出CPU給其他任務。

pause() 的作用

• 常規行為：對于普通任務（非任務 0），pause() 會使任務進入可中斷睡眠狀態，直到收到信號后被喚醒。

• 任務 0 的特殊性：
  任務 0 是內核初始化后創建的第一個任務（空閑任務），它的 pause() 行為被刻意修改為：

  • 不進入睡眠：直接調用 schedule() 主動觸發調度。

  • 輪詢機制：若沒有其他任務可運行，調度器會再次選中任務 0，繼續執行循環。

簡單來說，這個死循環的作用就是：不斷觸發主動調度，并作為沒有其他進程正在運行時的默認動作。?

注意：操作系統內核并不是以一個進程的形式存在的，也就是說內核不是依靠進程調度來獲得CPU的（畢竟調度本身就是操作系統的任務）。內核是操作系統的核心部分，它是一段運行在特權級別的代碼，直接與硬件交互，對系統進行全面的控制和管理。

那么，操作系統的內核在何時能得到運行呢？

在任務0作為一個進程存在的同時，操作系統的內核在不斷地等待著別人請求自己的服務，而請求操作系統服務的方式就是引發中斷，喚醒處于等待狀態之中的操作系統。?

可以說，除了初始化以外，在沒有中斷的時候，操作系統的代碼是不執行的；又或者說操作系統就是初始化程序 + 中斷處理程序。

包括schedule()主動觸發調度，本質上也是依靠觸發軟中斷來請求操作系統的進程調度服務的。

接下來，我們再來介紹一下中斷到底是什么，以及在操作系統中有哪幾類中斷。

---

2. 中斷

中斷（Interrupt） 是計算機系統中一種核心的事件驅動機制，允許CPU暫停當前執行的任務，轉而處理優先級更高或需要即時響應的外部或內部事件。其本質是通過硬件或軟件觸發的信號，強制CPU切換執行流程，以保障系統的實時性、資源利用率和錯誤處理能力。

---

中斷的核心特性

1. 異步性：中斷的發生與CPU當前執行的指令無關，隨時可能被觸發（如鍵盤輸入、定時器到期）。
2. 優先級分層：不同中斷源（如硬件故障、磁盤I/O完成）有不同的優先級，高優先級中斷可搶占低優先級中斷。
3. 上下文保存：CPU在響應中斷前，會自動保存當前任務的狀態（如寄存器值、程序計數器PC），以便處理完成后恢復原任務。

---

中斷的分類

1. 硬件中斷（Hardware Interrupt）

• 定義：由外部硬件設備通過中斷請求線（IRQ）主動觸發。

• 特點：

  • 異步性：與CPU當前執行的指令無關。

  • 可屏蔽性：可通過中斷屏蔽位（如x86的IF標志位）控制是否響應。

• 子類型：

  • 可屏蔽中斷（Maskable Interrupt）
    例如：鍵盤輸入、磁盤I/O完成、定時器中斷等。
    通過中斷控制器（如APIC或8259A）管理優先級。

  • 不可屏蔽中斷（Non-Maskable Interrupt, NMI）
    例如：硬件故障（內存校驗錯誤）、系統看門狗超時。
    CPU必須立即處理，無法通過軟件屏蔽。

2. ???????軟件中斷（Software Interrupt）

• 定義：由程序執行特定指令（如int、syscall）主動觸發。

• 特點：

  • 同步性：由程序顯式調用，與指令流同步。

  • 不可屏蔽性：無法通過硬件屏蔽。

• 子類型：

  • 系統調用（System Call）
    用戶程序通過int 0x80（x86）或syscall（x86_64）切換到內核態。

  • 調試中斷（Breakpoint）
    例如：int 3指令觸發調試器斷點。

  • 異常（Exception）
    CPU執行指令時檢測到錯誤（如除零、頁錯誤），自動觸發。

2.1 硬件中斷

通過外部硬件中斷，操作系統就不需要對外設進行任何周期性的檢測或者輪詢。

由外部設備觸發的，中斷系統運行流程，叫做硬件中斷。

其中，中斷向量表在內存中的位置與格式由 CPU 架構硬性規定，中斷號實際上就是相對于中斷向量表起始地址的偏移量。當CPU獲得中斷號之后，就可以在中斷向量表當中查詢到對應的中斷服務程序的起始地址，進而轉向執行中斷服務程序。

而中斷服務程序則是由操作系統負責注冊到中斷向量表當中的：

// 下面是異常（陷阱）中斷程序初始化子程序。設置它們的中斷調用門（中斷向量）。
// set_trap_gate()與set_system_gate()的主要區別在于前者設置的特權級為0，后者是3。因此
// 斷點陷阱中斷int3、溢出中斷overflow 和邊界出錯中斷bounds 可以由任何程序產生。
// 這兩個函數均是嵌入式匯編宏程序(include/asm/system.h,第36 行、39 行)。
void trap_init(void)
{int i;set_trap_gate(0,&divide_error);// 設置除操作出錯的中斷向量值。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);
// 下面將int17-48 的陷阱門先均設置為reserved，以后每個硬件初始化時會重新設置自己的陷阱門。for (i=17;i<48;i++)set_trap_gate(i,&reserved);set_trap_gate(45,&irq13);// 設置協處理器的陷阱門。outb_p(inb_p(0x21)&0xfb,0x21);// 允許主8259A 芯片的IRQ2 中斷請求。outb(inb_p(0xA1)&0xdf,0xA1);// 允許從8259A 芯片的IRQ13 中斷請求。set_trap_gate(39,&parallel_interrupt);// 設置并行口的陷阱門。
}初始化串行中斷程序和串行接口。
void
rs_init (void)
{set_intr_gate (0x24, rs1_interrupt);	// 設置串行口1 的中斷門向量(硬件IRQ4 信號)。set_intr_gate (0x23, rs2_interrupt);	// 設置串行口2 的中斷門向量(硬件IRQ3 信號)。init (tty_table[1].read_q.data);	// 初始化串行口1(.data 是端口號)。init (tty_table[2].read_q.data);	// 初始化串行口2。outb (inb_p (0x21) & 0xE7, 0x21);	// 允許主8259A 芯片的IRQ3，IRQ4 中斷信號請求。
}

2.2?時鐘中斷

我們曾經使用過sleep，alarm等函數，也了解了時間片的概念，那么操作系統是如何計時的呢？

實際上，操作系統運行的一大依據就是時鐘中斷，顧名思義，這種中斷就是用來幫助系統計時的。

時鐘中斷本質上也是一種硬件中斷，這種中斷依靠一種特定的硬件設備來觸發：時鐘源。

早期的時候時鐘源就是上圖中的外設之一，但是鑒于其重要程度以及時鐘中斷的時效性，現在大多數的CPU都已經集成了中斷源，使中斷源能直接向CPU發送信號。

時鐘源發送時鐘中斷的時間間隔是固定的，由其頻率。時鐘源的頻率也叫CPU或者系統的主頻：

時鐘中斷的核心作用

1. 系統計時
   通過全局變量jiffies記錄自系統啟動以來的節拍數（每個節拍對應一次時鐘中斷），結合HZ（每秒節拍數，默認100~1000）實現時間計算。例如，jiffies/HZ可轉換為系統運行時間（秒）。

2. 進程調度
   每次時鐘中斷會調用do_timer()函數更新進程時間片，觸發搶占式調度。進程的時間片本質上就是一個計數器，每次時鐘中斷都會使其減1，直到為0。

3. 動態定時器管理
   內核通過紅黑樹或時間輪管理動態定時器（timer_list結構），時鐘中斷觸發時檢查并執行到期定時器的回調函數。

4. 資源統計
   統計進程消耗的用戶態和內核態時間，更新系統負載平均值。

?2.3 軟中斷

系統調用本質上就是請求操作系統的服務，這就要求我們能從軟件層面上觸發中斷，即軟中斷。

為了讓操作系統支持進行系統調用，CPU也設計了對應的匯編指令(int 或者 syscall)，可以讓CPU內部觸發中斷邏輯。

本質上，我們使用的系統調用函數內部的邏輯就是使用int 0x80指令請求操作系統提供指定的服務，其本身并不具備任務對系統進行操作的能力。

 打開文件函數。
// 打開并有可能創建一個文件。
// 參數：filename - 文件名；flag - 文件打開標志；...
// 返回：文件描述符，若出錯則置出錯碼，并返回-1。
int open(const char * filename, int flag, ...)
{register int res;va_list arg;// 利用va_start()宏函數，取得flag 后面參數的指針，然后調用系統中斷int 0x80，功能open 進行
// 文件打開操作。
// %0 - eax(返回的描述符或出錯碼)；%1 - eax(系統中斷調用功能號__NR_open)；
// %2 - ebx(文件名filename)；%3 - ecx(打開文件標志flag)；%4 - edx(后隨參數文件屬性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)));*/
// 系統中斷調用返回值大于或等于0，表示是一個文件描述符，則直接返回之。if (res>=0)return res;
// 否則說明返回值小于0，則代表一個出錯碼。設置該出錯碼并返回-1。errno = -res;return -1;
}

可以看到open函數內部是使用嵌入式匯編的方式傳遞參數，并使用int 0x80觸發軟中斷。

軟中斷處理程序 _system_call 根據第一個參數 __NR_open 就能索引到需要調用的函數：

正真有能力對系統進行操作的，操作系統內部的系統調用函數被注冊到了一張表當中，這張表就是上面匯編程序索引到所需函數的依據：

?3. 內核態與用戶態的本質

經歷了上面的學習，相信大家對于內核態與用戶態的本質已經有了一定的想法。

即，執行用戶代碼時，系統就處于用戶態；因中斷而轉向執行中斷處理程序時(操作系統內核代碼)，系統就處于內核態。

內核態的代碼是全局的，不受約束的（或者說只受到硬件約束）；而用戶態的代碼是以進程的形式，在虛擬地址空間上運行的，受到操作系統的約束。

問題是，CPU在運行代碼時，如何區分其是內核代碼（特權級）還是用戶代碼（受限制）呢？

Linux內核態與用戶態的本質區別在于CPU特權級隔離和內存訪問權限控制，這種設計通過硬件機制與軟件協同實現系統資源的保護：

1. 特權級劃分
   x86架構通過Ring等級劃分權限（0-3級），Linux僅使用Ring0（內核態）和Ring3（用戶態）。關鍵寄存器CS（代碼段寄存器）的低2位存儲當前特權級（CPL）：

   // 內核代碼段選擇子（CPL=0）
   #define __KERNEL_CS 0x10
   // 用戶代碼段選擇子（CPL=3）
   #define __USER_CS 0x1B
   

2. 內存隔離機制

   • 頁表隔離：用戶態進程只能訪問用戶空間頁表項（VM_READ/VM_WRITE），內核態通過全局頁表swapper_pg_dir直接映射物理內存。

   • 地址空間劃分：x86_64下用戶空間為0x0000_0000_0000_0000 - 0x0000_7FFF_FFFF_FFFF，內核空間為0xFFFF_8000_0000_0000以上。也就是說，用戶代碼中地址的范圍與內核代碼中地址的范圍是互斥的，用戶態下無法使用內核地址，在內核態下無法使用用戶地址。