内核态和用户态

@[toc] --- ## 什么是内核态和用户态 **所谓内核，其实就是操作系统中的一组程序**，作为可信软件来提供支持进程并发执行的基本功能和基本操作，**具有访问硬件设备和所有内存空间的权限**，内核是操作系统的核心。 当然，操作系统除了内核程序外，还有包括其他一些基本组件，如文本编辑器、编译器、用来与用户进行交互的程序比如桌面系统等。 <img src="https://cs-wiki.oss-cn-shanghai.aliyuncs.com/img/20210216232533.png" style="zoom: 67%;" /> 那么既然内核是程序，它需要运行，就必须被分配 CPU。因此，CPU 上会运行两种程序，一种是操作系统的内核程序（也称为系统程序），一种是应用程序。**前者完成系统任务，后者实现应用任务。两者之间有控制和被控制的关系，前者有权管理和分配资源，而后者只能向系统申请使用资源**。 我们把在 CPU 上运行的这两类程序加以区分，这就是内核态和用户态出现的原因。 - **内核态**（kernel mode）：当 CPU 处于内核态时，这是操作系统管理程序（也就是内核）运行时所处的状态。运行在内核态的程序可以访问计算机的任何资源，不受限制，为所欲为，例如协调 CPU 资源，分配内存资源，提供稳定的环境供应用程序运行等。 - **用户态**（user mode）：应用程序基本都是运行在用户态的，或者说用户态就是提供应用程序运行的空间。运行在用户态的程序只能访问当前 CPU 上执行程序所在的地址空间，这样有效地防止了操作系统程序受到应用程序的侵害。 对操作系统来说，**什么样的程序应该放在内核态呢**？这取决于对资源的需求、时间的紧迫和效率高低等因素。比如 CPU、内存、设备等资源管理器程序应该在内核态运行，否则安全性没有保证。对于文件系统和数据来说，文件系统数据和管理必须放在内核态，但是用户的数据和管理可以放在用户态。 ## 中断 Interruption ### 什么是中断 **操作系统是由中断驱动的** 在合适的情况下，操作系统的内核会把 CPU 的使用权主动让给应用程序，也就是使 CPU 从内核态转换到用户态。而 **CPU 要想从用户态回到内核态，只能通过中断机制完成** 这里的中断机制非常广义，包含了三种手段，也就是说从用户态转换到内核态有三种手段： - 程序请求操作系统服务，执行**系统调用**（系统调用其实属于内中断） - 程序运行时产生**外中断**事件（比如 I/O 操作完成），运行程序被中断，转向中断程序处理 - 在程序运行时发生**内中断**（异常）事件，运行程序被打断，转向异常处理程序工作 按照中断信号来源于 CPU 的外部还是内部，将中断类型分为外中断和内中断： - **外中断** （也称中断，狭义上的中断） 外中断与当前执行的指令无关， 中断信号来源于 CPU 外部。如 I/O 完成中断，表示设备输入/输出处理已经完成，CPU 能够发送下一个输入/输出请求。此外还有时钟中断、控制台中断等。 - **内中断**（也称 **异常 Exception**、例外） 指 CPU 内部出现的中断，即在 CPU 执行特定指令时出现的非法情况，因此只有在一条指令执行后才会发出内中断，不可能在指令执行期间发生内中断。常见的内中断如非法操作码、地址越界、算术溢出，除数为 0 等。 ### 中断机制的基本原理 不同的中断信号，肯定是需要用不同的中断处理程序来处理的。那么当 CPU 检测到中断信号后，就会根据中断信号的类型去查询**中断向量表**，中断向量表是操作系统中一个重要的数据结构，它存储了每个中断类型对应的中断处理程序的入口地址。当发生中断时，CPU会根据中断类型从中断向量表中查找对应的中断处理程序入口地址，然后跳转到该地址执行中断处理程序。  中断机制的主要流程如下： 1. 当硬件设备需要处理数据或产生异常情况时，会向CPU发送中断信号。 2. CPU在接收到中断信号后，暂停当前任务，将当前任务的上下文环境保存到内存中，以便后续恢复现场。 3. CPU 根据中断向量表找到中断处理程序，执行相应的操作，如保存现场、执行中断服务例程、恢复现场等。 4. 中断处理程序完成中断服务例程后，将控制权交还给原程序，使其继续执行。 5. 原程序从上次中断的位置继续执行，并恢复之前保存的上下文环境。 ### 系统调用 System call **系统调用也属于中断机制的一种** 因为系统调用是通过**陷入指令**完成的，该指令会引发**内中断** 系统调用具体是什么？ 操作系统作为计算机硬件之上的第一层软件，需要向上层提供一些简单易用的服务，这个上层包括用户和应用程序：  给用户提供的接口有图形界面 GUI 和命令接口，给应用程序提供的是程序接口，这个程序接口就是由一组系统调用组成的，是操作系统提供给开发人员使用的。所以系统调用其实就是**可供应用程序调用的特殊函数**，**应用程序可以通过系统调用来请求获得操作系统内核的服务**。 <br> **系统调用的过程**大致如下： 1）在用户态，应用程序传递系统调用参数 2）执行陷入指令 `trap`，引发一个内中断，使 CPU 进入内核态 3）在内核态，执行相应的请求，内核程序处理系统调用 4）返回应用程序 ### 为什么系统调用是必须的？ 举个例子：我们去学校打印店打印论文，你按下了 WPS 的 “打印” 选项，于是打印机开始工作。 你的论文打印到一半时，另一位同学按下了 Word 的 “打印” 按钮，开始打印他自己的论文。想象一下如果两个进程可以随意的、并发的共享打印机资源，会发生什么情况？ 显然，两个进程并发运行，导致打印机设备交替的收到 WPS 和 Word 两个进程发来的打印请求，结果两篇论文的内容混杂在一起了 如何解决这个问题？这就需要操作系统内核对共享资源进行统一的管理，并向上层提供 “系统调用” ，运行在用户态的应用程序或者进程想要使用打印机这种共享资源，只能通过系统调用向操作系统内核发出请求，然后内核会对各个请求进行协调处理（进程调度）。 通过上面这个例子，我们就可以总结出什么功能会用到系统调用：**凡是与共享资源有关的操作（比如内存分配、I/O 操作、文件管理等），都必须通过系统调用的方式向操作系统内核提出请求，由操作系统内核代为完成**。这样可以保证系统的稳定性和安全性，防止用户进行非法操作。这些系统调用按功能大致可分为如下几类： - 设备管理。完成设备的请求或释放，以及设备启动等功能。 - 文件管理。完成文件的读、写、创建及删除等功能。 > 最常见的就是 read 和 write 这俩 > > - read：从文件中读取内容 > - write：往文件中写入内容 - 进程控制。完成进程的创建、撤销、阻塞及唤醒等功能。 - 进程通信。完成进程之间的消息传递或信号传递等功能。 - 内存管理。完成内存的分配、回收以及获取作业占用内存区大小及地址等功能。 ## 内核缓冲区和用户缓冲区 根据内核态和用户态的定义，我们不难理解内核空间和用户空间的定义 - 用户操作系统内核能够访问的**内存**区域呢，就称为**内核空间**，它独立于普通的应用程序，是受保护的内存空间 - 而普通应用程序可访问的内存区域呢，就是**用户空间** 当我们说一个应用程序从磁盘上读取文件时，通常分两步走：  **操作系统（内核）先从磁盘上读取数据存到内核空间，再把数据从内核空间拷贝到用户空间。此后，用户应用程序才可以操作此数据**。 所以，在这个过程中有两次数据读取操作： 1. 第一步：从磁盘上读取 2. 第二步：从内存中读取 ### 内核缓冲区 众所周知，访问磁盘的速度要远远低于访问内存的速度，完全不是一个量级的，所以理论上 read 磁盘的速度要远远慢于 read 内存。 那么整个文件读取过程的最大时间瓶颈就出现在了对磁盘的读取上。 要解决这个问题，**内核缓冲区**（`Kernel Buffer Cache`）就应运而生了。 **本质上其实就是内核空间的一块内存区域罢了** 从 Buffer Cache（缓冲区缓存）这个名字上能看出来，内核缓冲区（准确的说，应该是**内核缓冲区缓存**），其实有两个作用，缓冲(Buffer) + 缓存(Cache) 1）先来看看它是怎么充当 **Cache** 的： - **数据预读（read-ahead）**：数据预读指的是，<u>当程序发起 read() 系统调用时，内核会比请求更多地读取磁盘上的数据，保存在缓冲区，以备程序后续使用。这种数据的预取策略其实就是基于局部性原理</u> 因此当我们向内核请求读取数据时，内核会先到内核缓冲区中去寻找，如果命中数据，则不需要进行真正的磁盘 I/O，直接从缓冲区中返回数据就行了；如果缓存未命中，则内核会从磁盘中读取请求的 page，并同时读取紧随其后的几个 page（比如三个），如果文件是顺序访问的，那么下一个读取请求就会命中之前预读的缓存（当然了，预读算法非常复杂，这里只是一个简化的逻辑）。 2）再来看看内核缓冲区是怎么充当 **Buffer** 的： - **延时回写（write-behind）**：回写指的是，<u>当程序发起 write() 系统调用时，内核并不会直接把数据写入到磁盘文件中，而仅仅是写入到缓冲区中，几秒后（或者说等数据堆积了一些后）才会真正将数据刷新到磁盘中</u>。对于系统调用来说，数据写入缓冲区后，就返回了。 <img src="https://cs-wiki.oss-cn-shanghai.aliyuncs.com/img/20220420160031.png" alt="有无 Buffer 的对比图" style="zoom:50%;" /> 延迟往磁盘写入数据的最大一个好处就是，可以合并更多的数据一次性写入磁盘，把小块的 I/O 变成大块 I/O，减少磁盘处理命令次数，从而提高提盘性能。 另一个好处是，当其它进程紧接着访问该文件时，内核可以从直接从缓冲区中提供更新的文件数据（这里又是充当 Cache 了）。 ### 用户缓冲区 上面提到，read 磁盘的速度要远远慢于 read 内存，不过事实上，**read 内存这个操作也挺费时的，因为应用程序想要访问系统资源的话，就要通过系统调用 or 中断（外中断、内中断）使得 CPU 从用户态转向内核态，这个状态的改变需要涉及堆栈的环境和数据变化，还是挺需要时间的**。 那为了**减少系统调用的发生**呢（或者说，减少用户态和内核态的转换次数），就设计了用户缓冲区。 作用和内核缓冲区一样，数据预读 + 延时回写，既充当 Cache 又充当 Buffer。 不同的就是，**内核缓冲区处理的是内核空间和磁盘之间的数据传递，目的是减少访问磁盘的次数；而用户缓冲区处理的是用户空间和内核空间的数据传递，目的是减少系统调用的次数**（感觉这句话总结的不错，给自己点个赞）  > 另外，从上面的分析我们可以看出，read() 和 write() 都并非真正执行 I/O 操作（或者说，都并不直接和磁盘进行交互），它只代表数据在用户空间 / 内核空间传递的完成，<u>read 是把数据从内核缓冲区复制到用户缓冲区，write 是把用户缓冲区复制到内核缓冲区（而内核缓冲区的数据其实是通过操作系统层面的 I/O 接口从磁盘读取或写入）</u> ### 内核缓冲区和 Socket 缓冲区的区别 Socket 缓冲区（发送缓冲区和接收缓冲区）也就是 TCP 发送窗口和接收窗口，无论是 Socket 缓冲区，还是内核缓冲区，首先当然都是在内核的（所以如果不抠定义的话，Socket 缓冲区其实也是一种内核缓冲区） 接收网络数据： - 整个数据的流程中，首先网卡接收到的数据存放到内核缓冲区内 - 然后内核缓冲区存放的数据根据 TCP 信息将数据移动到具体的某一个 TCP 连接上的接收缓冲区内，也就是接收滑动窗口内 - 然后用户进程从 TCP 的接受缓冲区内读取数据，如果应用程序一直不读取，那么滑动窗口就会变小，直至为 0 发送网络数据： - 用户程序将数据拷贝到各自 TCP 发送缓冲区内（也就是发送滑动窗口） - 然后内核将所有 Socket 的发送缓冲区（也就是发送滑动窗口）内的数据都拷贝到内核发送缓冲区内，然后内核将内核缓冲区的数据经过网卡发送出去。 总结来说，Socket 的发送/接受缓冲区（也就是发送/接受滑动窗口），是针对某一个具体的 TCP 连接来说的，每一个 TCP连接都会有相应的滑动窗口，但是内核的发送/接受缓冲区是针对整个系统的，里面存放着整个系统的所有 TCP 连接的接收/发送的数据