Linux 用户态与内核态及其切换机制

本文面向 Linux 4.x 的主线内核，系统化阐释"用户态（User Mode）与内核态（Kernel Mode）"的概念、特权与内存隔离、切换触发源与路径，以及与调度相关的任务级上下文切换。结合 x86 与 ARM 的实现要点，配图展示系统调用、硬件中断与调度切换的时序与流程，并提供观察与调试方法，帮助将概念与源码/工具对齐。

核心概念与边界

用户态（User Mode）
- 运行普通应用程序；受限特权；不能直接操作设备、内存管理器或调度器。
- 拥有各自的虚拟地址空间与用户栈；通过系统调用请求内核服务。
内核态（Kernel Mode）
- 运行内核与驱动；完全特权；可访问硬件、管理内存与进程。
- 每线程拥有"内核栈"，入口代码会将用户寄存器现场保存到内核栈顶部的 pt_regs，供返回时恢复。
特权级模型（简述）
- x86：CPU 提供环形特权（Ring0--Ring3）；Linux 常用 Ring0（内核）与 Ring3（用户）。
- ARM：ARMv7 使用"用户模式/特权模式（SVC 等）"；ARMv8-A 使用 EL0（用户）与 EL1（内核）。Linux 将用户程序运行在 EL0/用户模式，内核在 EL1/特权模式。

地址空间与隔离

每个进程拥有独立的虚拟地址空间（VAS），包含用户空间映射与共享的内核空间映射（具体布局随架构与配置而异）。
内核页表标记为内核专用，用户态无法访问；从用户态进入内核态时，沿用当前进程的 mm（或在内核线程无 mm 时使用 init_mm）。
通过页表与特权位实现隔离：用户页不可随意映射到内核，用户地址访问由 copy_from_user/copy_to_user 等接口进行检查与安全拷贝。

切换触发源与类型

系统调用（同步触发）：应用显式调用 open, read, write, ioctl 等 → CPU 执行陷入指令（x86: syscall/sysenter/int 0x80；ARM: SVC/SWI）进入内核入口。
硬件中断（异步触发）：设备事件（网卡/磁盘/定时器等）打断当前 CPU，进入内核中断处理；完成后恢复被打断的上下文。
异常（同步触发）：页故障、除零、非法指令等 → 进入异常处理例程，可能导致信号发送或内核修复（如缺页装载）。
任务级上下文切换（调度）：当前任务阻塞或被抢占 → schedule() 切换到另一个可运行任务（保存/恢复任务上下文与地址空间）。

系统调用：从用户态到内核态再返回

概览

用户态调用库（如 glibc）封装系统调用；加载系统调用号与参数到约定寄存器；执行陷入指令。
内核入口保存用户现场 → 解析系统调用号 → 查系统调用表 → 调用具体 sys_* 实现 → 返回值写入返回寄存器 → 恢复现场返回用户态。

架构要点

x86（简述）
- 现代 x86_64 使用 syscall 指令；在引导时通过 MSR 配置内核入口与返回掩码；入口路径进入 do_syscall_64（版本相关），查表分发到 sys_*。
- 老式路径可用 int 0x80（兼容）；返回指令 sysret 或 iretq（异常/兼容路径）。
ARM（ARMv7/ARMv8）
- 使用 SVC 指令陷入；ARMv7 进入 vector_swi（SVC 模式），ARMv8 进入 EL1 的 SVC 处理；EABI 下系统调用号在 r7（ARMv7）或 x8（AArch64）。
- 入口保存 r0--r12 等寄存器、SP/LR/SPSR 到 pt_regs；从 sys_call_table 查找并跳转到 sys_* 实现；返回通过 r0（或 x0）传递结果。

时序图（系统调用）

User-space CPU Kernel 调用 write()/open()/ioctl() → 执行陷入指令进入内核入口（保存现场、切换到内核栈）解析系统调用号 → 查 sys_call_table → 调用 sys_* 设置返回寄存器（r0/eax/x0）恢复现场并返回用户态 User-space CPU Kernel

硬件中断与异常：异步打断与恢复

中断路径：
- CPU 响应硬件中断 → 切入内核中断入口 → 定向到设备驱动或定时器处理 → 标记就绪任务并可能唤醒等待队列。
- 中断完成后恢复被打断的上下文（可能是用户态或内核态）；若唤醒更高优先级任务且允许抢占，可能在中断返回处触发任务级切换。
异常路径：
- 页故障等异常进入对应处理函数；内核可能修复（缺页装载）或向进程发送信号（如 SIGSEGV）。

时序图（中断/异常）

运行中的任务 CPU Kernel (IRQ/EXC) 正在执行（用户态或内核态）硬件中断/异常入口（保存现场、进入内核）调用中断处理/异常处理；可能唤醒任务调度点 → schedule() 返回路径 alt [触发抢占或任务唤醒] [不触发调度] 恢复现场（可能已换为新任务）运行中的任务 CPU Kernel (IRQ/EXC)

任务级上下文切换：调度与抢占

何时发生：
- 当前任务阻塞（I/O 等待、互斥锁不可用、等待队列、信号等待）。
- 内核允许抢占，且出现更高优先级可运行任务。
- 显式让出（sched_yield()）。
做了什么：
- 保存当前任务内核栈上的寄存器现场与调度相关字段（task_struct）。
- 切换到下一个可运行任务：可能更新地址空间（mm）、内核栈、TLS/线程本地数据等。
- 切换后在新任务上下文继续执行（可能在系统调用返回、也可能在内核其他路径）。

流程图（阻塞→唤醒→切换）

flowchart TD A[内核处理系统调用/异常] --> B{是否需要等待资源?} B -->|是| C[加入等待队列] C --> D[schedule() → 保存当前任务上下文] D --> E[选择并切换到新任务] E --> F[新任务运行；可能处理中断/系统调用] B -->|否| G[继续执行 → 快速返回用户态] F --> H{被唤醒的旧任务可运行?} H -->|是| I[调度切回旧任务 → 继续执行] H -->|否| J[留在当前任务]

开发者视角：如何观察与验证

系统调用级别：
- strace -e trace=read,write,open,ioctl -p <pid> 查看系统调用入参与返回值。
- perf trace 或 trace-cmd record -e syscalls:* 观察系统调用事件。
调度与抢占：
- perf sched record/perf sched map 或 trace-cmd record -e sched:* 观察 sched_switch/sched_wakeup 等事件。
- ftrace：启用 function_graph 或 events/syscalls/* 与 events/sched/* 并用 tracefs 查看时序。
页故障与内存：
- 通过 perf mem 或缺页统计（/proc/vmstat）结合 fault 事件定位缺页路径。

常见误区澄清

"系统调用必然发生任务级切换"：错误。系统调用必然从用户态切到内核态（特权/栈切换），但不一定发生任务级切换；仅在阻塞或抢占时才 schedule()。
"自旋锁也会切换任务"：错误。自旋锁忙等不会睡眠，不触发任务级切换；可能导致内核态延迟。
"中断返回一定回到原任务"：不一定。如果中断唤醒了更高优先级任务且允许抢占，可能在中断返回处进行任务级切换。

与源码的对应（Linux 4.4.94 提示）

ARM：
- 入口与分发：arch/arm/kernel/entry-common.S（vector_swi、sys_call_table）。
- 号段与私有号：arch/arm/include/uapi/asm/unistd.h（__NR_* 与 __ARM_NR_*）。
- 参数与返回：arch/arm/include/asm/syscall.h。
- 案例实现：fs/read_write.c 的 SYSCALL_DEFINE3(write) → vfs_write。
x86（概念性提示，版本路径可能随配置不同）：
- 入口：arch/x86/entry/（如 entry_64.S、entry/common.c）。
- 返回路径：sysret/iretq；入口 MSR 配置（MSR_LSTAR 等）。

总结

用户态与内核态是特权与隔离的基础：用户态不可直接访问内核资源，通过系统调用请求服务。
切换类型分为两层：
- 必然的"用户态→内核态"切换（系统调用/中断/异常）；
- 条件性的"任务级"上下文切换（阻塞/抢占/调度）。
掌握入口、参数约定与返回路径，结合追踪工具（syscalls/sched 事件）即可将概念与实际行为精确对齐。

Linux 用户态与内核态及其切换机制