文章目录
- 一、中断机制
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- [1. 什么是中断](#1. 什么是中断)
- [2. 外部中断](#2. 外部中断)
- [3. 软中断](#3. 软中断)
- 二、理解用户态与内核态
- 三、深入虚拟地址与页表的本质
一、中断机制
1. 什么是中断
想象 CPU 是一个极其专注、按部就班的工人：
正常情况下，它从内存中一条一条取指令、执行、再取下一条------这就是顺序执行流。突然，有人拍了一下它的肩膀（中断信号），它立刻停下当前工作，转头去处理这个"急事"。处理完急事后，它又回到刚才被打断的地方，继续执行
这个拍肩膀的动作，就是中断！
中断，是CPU对异步或同步事件的响应机制，它使CPU暂停当前执行的程序，转而执行特定的处理程序，完成后返回原程序继续执行！
中断，也分为外部中断、软中断：
2. 外部中断
外部中断也叫硬件中断，它是指CPU暂停正在执行的任务，处理硬件的突发事件，如键盘敲击、网卡接收等等，结合中断号和中断向量表，执行中断处理。
中断号的提供，由硬件完成；中断向量表是一个函数指针数组，由OS提供，保存着处理中断的方法。
如果没有硬件中断方法，操作系统必须定期检查你的键盘是否要输入数据。而通过外部硬件中断，操作系统就不需要对外设进行任何周期性检查，当硬件有事情要告诉操作系统时，触发中断即可！
硬件中断中，有一种很特殊的"时钟中断"：这是由CPU内部的一个时钟源，以固定频率自动触发的中断。OS正是依靠定期的时钟中断完成进程调度、时间片分配等内核定期工作的！
之前提到的alarm函数，其底层也是依赖时钟中断完成计时的。
如果没有时钟中断，操作系统一旦把 CPU 交给用户进程，就永远无法拿回控制权------除非进程主动让出（系统调用）或出错。
信号机制，是用纯软件的方法，模拟中断，完成特定任务处理的。系统内核经常利用中断来生成信号。
3. 软中断
上述的外部硬件中断，需要硬件设备触发。而为了让操作系统支持进行系统调用，CPU提供了相应的汇编指令（int 或 syscall），可以让CPU内部触发中断逻辑。这种CPU内部触发的中断，称为软中断！
使用操作系统内核的过程，就是用汇编指令（int 0x80或syscall）陷入内核，触发软中断，CPU会自动执行系统调用对应的处理方法，而这个方法会用系统调用号（本质数组下标）进程查表，执行方法！所以，内核也一定有一张系统调用表！
我们使用系统调用，没有见到int 0x80或syscall什么的，这是因为Linux的C标准库，给我们几乎把所有的系统调用封装了。
CPU内部的软中断，调用系统调用，如int 0x80, syscall，我们也称之为"陷阱"！
而除零、野指针、缺页异常这种错误，全部会转换为CPU的软中断，然后走中断处理流程。这种情况我们称之为"异常"（异常中断）！
至此，我们可以给操作系统下定义：操作系统是一个基于中断处理的软件集合！
二、理解用户态与内核态
我们已经学过程序地址分布空间：其中，0-3GB空间称为用户空间；3-4GB空间称为内核空间
每一个进程都有自己的用户级页表，但是内核级页表只有一份，被所有进程共享！这意味着，任意一个进程进行调度的时候，都能找到同一个操作系统！换句话说，操作系统系统调用的方法执行，也是在进程的地址空间内完成的！
用户态和内核态是CPU为了系统安全和稳定性而提供的两种运行级别：
- 用户态：权限较低，只能访问受限的内存区域和CPU指令。用户代码运行在此状态下。
- 内核态：权限最高，可以执行任何CPU指令，访问任何内存地址。操作系统核心（如进程调度、内存管理）运行在此状态下。
简单来说，用户态就是执行用户0-3GB空间时，访问自己的代码和数据，所处的状态；内核态就是执行内核3-4GB时，访问OS，所处的状态！它指的是CPU的执行级别。
回顾我们之前学习的信号，信号捕捉的完整流程，也涉及到多次CPU状态的变化：
收到信号后并不会立即处理，而是从内核态返回用户态的时候，会进行信号的检测和处理：
抽象为这个∞字形模型：
红色圆圈：是用户态内核态转化的四次时间节点！
- 进程从用户态进入内核态的常见方式：
系统调用、硬件中断、异常
中间黑点：检查pending信号表
- 当进程从内核态准备返回用户态时，内核会检查该进程的pending信号表，如果有未处理的信号，内核会暂停原有的返回流程，转而调度信号处理函数。
检查pending表后的循环路径：
- 无信号 → 直接返回用户态
内核检查后发现没有待处理信号，就直接恢复进程上下文，让进程回到用户态继续执行原来的代码。 - 有信号 → 先处理信号再返回
内核会把当前进程上下文保存起来，进程回到用户态，执行信号处理函数。信号处理函数执行完毕后，进程再次通过sigreturn系统调用或中断进入内核态，再次检查是否有信号需要处理。
三、深入虚拟地址与页表的本质
我们回忆一下虚拟地址和页表为什么要诞生：
如果每个用户进程直接在物理内存上申请资源，因为每一个程序的代码数据都是不一样的，按照这样的映射方式，物理内存会被分割成各种大小不同的碎片块，难以管理。
所以，我们希望操作系统提供给用户的空间是连续的，但是物理内存最好不要连续。
我们把物理内存按照一个固定的长度4KB进行分割，每个4KB称为一个页框或物理页！在32位系统下页框长度大多为4KB，64位系统则一般是8KB。
页框是一个存储区域；页是一个数据块，可以存放在任何页框或磁盘中！
可想而知，物理内存中会有大量的页框，所以操作系统一定要将其管理起来，内核就有相关的描述结构体struct page：
其中值得注意的成员有：
- flags：这个位图用来记录物理页的状态，每一位可以表示一种状态。
- count：表示在页表中有多少项指向该物理页，也就是引用计数，当计数值变为0时，说明当前页没有被使用。
页表中的每一个表项，其实都指向着一个物理页的开始地址！
假设物理内存为4GB，页框长度为4KB，则一共有一百万个页框。一个页表想要能拿到所有的物理内存，就需要一百万个项。一个项是一个4字节的地址，算下来页表的大小就为4MB。
页表也是数据，需要物理内存存储，那么存放一个页表就需要连续的1024个页框，这与我们一开始的目标好像又冲突了...
所以，真正页表的结构是多级页表！
一个进程，拥有一张页目录表和若干张页表。页目录的每一项指向着一张页表的物理地址；页表的每一项指向一个4KB的页框的物理地址。页目录和每一个页表都有1024项，即210项，每一项都是32位。
一个32位的逻辑地址，在这种页表映射结构下，会被解析为10 10 12位的内容定位物理内存：
- 前10位：用于确定页目录的某一项，定位某一张页表。
- 再10位：用于确定页表中的某一项，定位某一个页框。
- 后12位：用于确定4KB页框中的具体某一字节，通过页框地址+12位偏移量确定。
在页目录和页表中，他们只需要前20位就能完成自己的任务，所以剩下的12位一般用于作为标志位！
根据局部性原理，父子进程的写实拷贝，会把变量所在的整个4KB页框都进行拷贝！
总结一下：
页表的本质，是进程看到资源的窗口，拥有的虚拟地址越多，拥有的物理地址也越多！
多级页表的结构，减少了连续存储的要求，但也降低了查询效率！
本篇完，感谢阅读。