linux用户态

Ⅰ linux中的内核态和用户态的区别，该如何解决

当一个任务（进程）执行系统调用而陷入内核代码中执行时，我们就称进程处于内核运行态（或简称为内核态）。此时处理器处于特权级最高的（0级）内核代码中执行。当进程处于内核态时，执行的内核代码会使用当前进程的内核栈。每个进程都有自己的内核栈。当进程在执行用户自己的代码时，则称其处于用户运行态（用户态）。即此时处理器在特权级最低的（3级）用户代码中运行。当正在执行用户程序而突然被中断程序中断时，此时用户程序也可以象征性地称为处于进程的内核态。因为中断处理程序将使用当前进程的内核栈。这与处于内核态的进程的状态有些类似。

Ⅱ 为什么 Linux 不将网络协议栈在用户态实现

Linux其实有用户态的协议栈.像Intel的dpdk和另外一个开源项目netmap,都可以把本来在内核态实现的协议栈,放到用户态来实现.
不过他们的主要用途不是实现一个用户态的协议栈,主要用来做包处理.

Ⅲ Linux内核态程序和用户态程序的区别

操作系统的内核(kernel)的不同，体现在-可执行文件格式的不同（linux用的是标准的ELF格式，我不了解windows采用什么格式）-
系统调用
（syscall）不同，
系统编程
接口不同，导致在两个操作系统间的程序移植比较困难-静态、
动态链接库
机制、格式不同...

Ⅳ 在unix/linux系统中，什么是用户态，什么是内核态

用户态和内核态

内核栈：Linux中每个进程有两个栈，分别用于用户态和内核态的进程执行，其中的内核栈就是用于内核态的堆栈，它和进程的task_struct结构，更具体的是thread_info结构一起放在两个连续的页框大小的空间内。
现在我们从特权级的调度来理解用户态和内核态就比较好理解了，当程序运行在3级特权级上时，就可以称之为运行在用户态，因为这是最低特权级，是普通的用户进程运行的特权级，大部分用户直接面对的程序都是运行在用户态；反之，当程序运行在0级特权级上时，就可以称之为运行在内核态。
虽然用户态下和内核态下工作的程序有很多差别，但最重要的差别就在于特权级的不同，即权力的不同。运行在用户态的程序不能访问操作系统内核数据结构合程序。 当我们在系统中执行一个程序时，大部分时间是运行在用户态下的。在其需要操作系统帮助完成某些它没有权力和能力完成的工作时就会切换到内核态。
Linux进程的4GB地址空间，3G-4G部分大家是共享的，是内核态的地址空间，这里存放在整个内核的代码和所有的内核模块，以及内核所维护的数据。用户运行一个程序，该程序所创建的进程开始是运行在用户态的，如果要执行文件操作，网络数据发送等操作，必须通过write，send等系统调用，这些系统调用会调用内核中的代码来完成操作，这时，必须切换到Ring0，然后进入3GB-4GB中的内核地址空间去执行这些代码完成操作，完成后，切换回Ring3，回到用户态。这样，用户态的程序就不能随意操作内核地址空间，具有一定的安全保护作用。
保护模式，通过内存页表操作等机制，保证进程间的地址空间不会互相冲突，一个进程的操作不会修改另一个进程的地址空间中的数据。在内核态下，CPU可执行任何指令，在用户态下CPU只能执行非特权指令。当CPU处于内核态，可以随意进入用户态；而当CPU处于用户态，只能通过中断的方式进入内核态。一般程序一开始都是运行于用户态，当程序需要使用系统资源时，就必须通过调用软中断进入内核态.

Ⅳ linux内核态和用户态的通信机制包括哪些

究竟什么是用户态，什么是内核态，这两个基本概念以前一直理解得不是很清楚，根本原因个人觉得是在于因为大部分时候我们在写程序时关注的重点和着眼的角度放在了实现的功能和代码的逻辑性上，先看一个例子：

1）例子

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

这段代码很简单，从功能的角度来看，就是实际执行了一个fork()，生成一个新的进程，从逻辑的角度看，就是判断了如果fork()返回的是则打印相关语句，然后函数最后再打印一句表示执行完整个testfork()函数。代码的执行逻辑和功能上看就是如此简单，一共四行代码，从上到下一句一句执行而已，完全看不出来哪里有体现出用户态和进程态的概念。

如果说前面两种是静态观察的角度看的话，我们还可以从动态的角度来看这段代码，即它被转换成CPU执行的指令后加载执行的过程，这时这段程序就是一个动态执行的指令序列。而究竟加载了哪些代码，如何加载就是和操作系统密切相关了。

2）特权级

熟悉Unix/Linux系统的人都知道，fork的工作实际上是以系统调用的方式完成相应功能的，具体的工作是由sys_fork负责实施。其实无论是不是Unix或者Linux，对于任何操作系统来说，创建一个新的进程都是属于核心功能，因为它要做很多底层细致地工作，消耗系统的物理资源，比如分配物理内存，从父进程拷贝相关信息，拷贝设置页目录页表等等，这些显然不能随便让哪个程序就能去做，于是就自然引出特权级别的概念，显然，最关键性的权力必须由高特权级的程序来执行，这样才可以做到集中管理，减少有限资源的访问和使用冲突。

特权级显然是非常有效的管理和控制程序执行的手段，因此在硬件上对特权级做了很多支持，就Intel x86架构的CPU来说一共有0~3四个特权级，0级最高，3级最低，硬件上在执行每条指令时都会对指令所具有的特权级做相应的检查，相关的概念有 CPL、DPL和RPL，这里不再过多阐述。硬件已经提供了一套特权级使用的相关机制，软件自然就是好好利用的问题，这属于操作系统要做的事情，对于 Unix/Linux来说，只使用了0级特权级和3级特权级。也就是说在Unix/Linux系统中，一条工作在级特权级的指令具有了CPU能提供的最高权力，而一条工作在3级特权级的指令具有CPU提供的最低或者说最基本权力。

3）用户态和内核态

现在我们从特权级的调度来理解用户态和内核态就比较好理解了，当程序运行在3级特权级上时，就可以称之为运行在用户态，因为这是最低特权级，是普通的用户进程运行的特权级，大部分用户直接面对的程序都是运行在用户态；反之，当程序运行在级特权级上时，就可以称之为运行在内核态。

虽然用户态下和内核态下工作的程序有很多差别，但最重要的差别就在于特权级的不同，即权力的不同。运行在用户态下的程序不能直接访问操作系统内核数据结构和程序，比如上面例子中的testfork()就不能直接调用 sys_fork()，因为前者是工作在用户态，属于用户态程序，而sys_fork()是工作在内核态，属于内核态程序。

当我们在系统中执行一个程序时，大部分时间是运行在用户态下的，在其需要操作系统帮助完成某些它没有权力和能力完成的工作时就会切换到内核态，比如testfork()最初运行在用户态进程下，当它调用fork()最终触发 sys_fork()的执行时，就切换到了内核态。

2. 用户态和内核态的转换

1）用户态切换到内核态的3种方式

a. 系统调用

这是用户态进程主动要求切换到内核态的一种方式，用户态进程通过系统调用申请使用操作系统提供的服务程序完成工作，比如前例中fork()实际上就是执行了一个创建新进程的系统调用。而系统调用的机制其核心还是使用了操作系统为用户特别开放的一个中断来实现，例如Linux的int 80h中断。

b. 异常

当CPU在执行运行在用户态下的程序时，发生了某些事先不可知的异常，这时会触发由当前运行进程切换到处理此异常的内核相关程序中，也就转到了内核态，比如缺页异常。

c. 外围设备的中断

当外围设备完成用户请求的操作后，会向CPU发出相应的中断信号，这时CPU会暂停执行下一条即将要执行的指令转而去执行与中断信号对应的处理程序，如果先前执行的指令是用户态下的程序，那么这个转换的过程自然也就发生了由用户态到内核态的切换。比如硬盘读写操作完成，系统会切换到硬盘读写的中断处理程序中执行后续操作等。

这3种方式是系统在运行时由用户态转到内核态的最主要方式，其中系统调用可以认为是用户进程主动发起的，异常和外围设备中断则是被动的。

2）具体的切换操作

从触发方式上看，可以认为存在前述3种不同的类型，但是从最终实际完成由用户态到内核态的切换操作上来说，涉及的关键步骤是完全一致的，没有任何区别，都相当于执行了一个中断响应的过程，因为系统调用实际上最终是中断机制实现的，而异常和中断的处理机制基本上也是一致的，关于它们的具体区别这里不再赘述。关于中断处理机制的细节和步骤这里也不做过多分析，涉及到由用户态切换到内核态的步骤主要包括：

[1] 从当前进程的描述符中提取其内核栈的ss0及esp0信息。

[2] 使用ss0和esp0指向的内核栈将当前进程的cs,eip,eflags,ss,esp信息保存起来，这个

过程也完成了由用户栈到内核栈的切换过程，同时保存了被暂停执行的程序的下一

条指令。

[3] 将先前由中断向量检索得到的中断处理程序的cs,eip信息装入相应的寄存器，开始

执行中断处理程序，这时就转到了内核态的程序执行了。

Ⅵ linux用户态栈空间的大小有没有限制

当然有限制，你可以使用命令 ulimit -s 查看大小。
因为物理空间存在着大小限制，因此栈空间肯定也是有大小限制的，不然程序还不崩了。
甚至，你可以测试一下，分配一个超大的栈空间（方法是，在函数中，定义一个超大空间的数组），然后看是否可以运行，当达到一个限制的时候，程序是无法正常运行的

Ⅶ 用户态的linux用户态

当一个任务（进程）执行系统调用而陷入内核代码中执行时，我们就称进程处于内核运行态（或简称为内核态）。此时处理器处于特权级最高的（0 级）内核代码中执行。当进程处于内核态时，执行的内核代码会使用当前进程的内核栈。每个进程都有自己的内核栈。
当进程在执行用户自己的代码时，则称其处于用户运行态（用户态）。即此时处理器在特权级最低的（3 级）用户代码中运行。当正在执行用户程序而突然被中断程序中断时，此时用户程序也可以象征性地称为处于进程的内核态。因为中断处理程序将使用当前进程的内核栈。这与处于内核态的进程的状态有些类似。
简言之：
1、用系统调用时进入核心态。Linux 对硬件的操作只能在核心态，这可以通过写驱动程序来控制。在用户态操作硬件会造成core mp。
2、要注意区分系统调用和一般的函数。系统调用由内核提供，如read()、write()、open()等。而一般的函数由软件包中的函数库提供，如sin()、cos()等。在语法上两者没有区别。
3、一般情况：系统调用运行在核心态，函数运行在用户态。但也有一些函数在内部使用了系统调用（如fopen），这样的函数在调用系统调用是进入核心态，其他时候运行在用户态。 处理器总处于以下状态中的一种：
1、内核态，运行于进程上下文，内核代表进程运行于内核空间；
2、内核态，运行于中断上下文，内核代表硬件运行于内核空间；
3、用户态，运行于用户空间。
用户空间的应用程序，通过系统调用，进入内核空间。这个时候用户空间的进程要传递很多变量、参数的值给内核，内核态运行的时候也要保存用户进程的一些寄存器值、变量等。所谓的“进程上下文”，可以看作是用户进程传递给内核的这些参数以及内核要保存的那一整套的变量和寄存器值和当时的环境等。
硬件通过触发信号，导致内核调用中断处理程序，进入内核空间。这个过程中，硬件的一些变量和参数也要传递给内核，内核通过这些参数进行中断处理。所谓的“中断上下文”，其实也可以看作就是硬件传递过来的这些参数和内核需要保存的一些其他环境（主要是当前被打断执行的进程环境）。

Ⅷ 请教linux下用户态进程调度问题

在进行Linux系统操作的时候，有时候会遇到一次用户态进程死循环，即系统反应迟钝、进程挂死等问题，那么遇到这些问题又该如何解决呢？下面小编就给大家介绍下一次用户态进程死循环的问题该如何处理。
Linux下如何处理一次用户态进程死循环问题
1、问题现象
业务进程（用户态多线程程序）挂死，操作系统反应迟钝，系统日志没有任何异常。从进程的内核态堆栈看，看似所有线程都卡在了内核态的如下堆栈流程中：
［root@vmc116 ~］# cat /proc/27007/task/11825/stack
［《ffffffff8100baf6》］ retint_careful+0x14/0x32
［《ffffffffffffffff》］ 0xffffffffffffffff
2、问题分析
1）内核堆栈分析
从内核堆栈看，所有进程都阻塞在 retint_careful上，这个是中断返回过程中的流程，代码（汇编）如下：
entry_64.S
代码如下：
ret_from_intr：
DISABLE_INTERRUPTS（CLBR_NONE）
TRACE_IRQS_OFF
decl PER_CPU_VAR（irq_count）
/* Restore saved previous stack */
popq %rsi
CFI_DEF_CFA rsi，SS+8-RBP /* reg/off reset after def_cfa_expr */
leaq ARGOFFSET-RBP（%rsi）， %rsp
CFI_DEF_CFA_REGISTER rsp
CFI_ADJUST_CFA_OFFSET RBP-ARGOFFSET
。。。
retint_careful：
CFI_RESTORE_STATE
bt $TIF_NEED_RESCHED，%edx
jnc retint_signal
TRACE_IRQS_ON
ENABLE_INTERRUPTS（CLBR_NONE）
pushq_cfi %rdi
SCHEDULE_USER
popq_cfi %rdi
GET_THREAD_INFO（%rcx）
DISABLE_INTERRUPTS（CLBR_NONE）
TRACE_IRQS_OFF
jmp retint_check
这其实是用户态进程在用户态被中断打断后，从中断返回的流程，结合retint_careful+0x14/0x32，进行反汇编，可以确认阻塞的点其实就在
SCHEDULE_USER
这其实就是调用schele（）进行调度，也就是说当进程走到中断返回的流程中时，发现需要调度（设置了TIF_NEED_RESCHED），于是在这里发生了调度。
有一个疑问：为什么在堆栈中看不到schele（）这一级的栈帧呢？
因为这里是汇编直接调用的，没有进行相关栈帧压栈和上下文保存操作。
2）进行状态信息分析
从top命令结果看，相关线程实际一直处于R状态，CPU几乎完全耗尽，而且绝大部分都消耗在用户态：
［root@vmc116 ~］# top
top - 09:42:23 up 16 days， 2:21， 23 users， load average： 84.08， 84.30， 83.62
Tasks： 1037 total， 85 running， 952 sleeping， 0 stopped， 0 zombie
Cpu（s）： 97.6%us， 2.2%sy， 0.2%ni， 0.0%id， 0.0%wa， 0.0%hi， 0.0%si， 0.0%st
Mem： 32878852k total， 32315464k used， 563388k free， 374152k buffers
Swap： 35110904k total， 38644k used， 35072260k free， 28852536k cached
PID USER PR NI VIRT RES SHR S %CPU %MEM TIME+ COMMAND
27074 root 20 0 5316m 163m 14m R 10.2 0.5 321:06.17 z_itask_templat
27084 root 20 0 5316m 163m 14m R 10.2 0.5 296:23.37 z_itask_templat
27085 root 20 0 5316m 163m 14m R 10.2 0.5 337:57.26 z_itask_templat
27095 root 20 0 5316m 163m 14m R 10.2 0.5 327:31.93 z_itask_templat
27102 root 20 0 5316m 163m 14m R 10.2 0.5 306:49.44 z_itask_templat
27113 root 20 0 5316m 163m 14m R 10.2 0.5 310:47.41 z_itask_templat
25730 root 20 0 5316m 163m 14m R 10.2 0.5 283:03.37 z_itask_templat
30069 root 20 0 5316m 163m 14m R 10.2 0.5 283:49.67 z_itask_templat
13938 root 20 0 5316m 163m 14m R 10.2 0.5 261:24.46 z_itask_templat
16326 root 20 0 5316m 163m 14m R 10.2 0.5 150:24.53 z_itask_templat
6795 root 20 0 5316m 163m 14m R 10.2 0.5 100:26.77 z_itask_templat
27063 root 20 0 5316m 163m 14m R 9.9 0.5 337:18.77 z_itask_templat
27065 root 20 0 5316m 163m 14m R 9.9 0.5 314:24.17 z_itask_templat
27068 root 20 0 5316m 163m 14m R 9.9 0.5 336:32.78 z_itask_templat
27069 root 20 0 5316m 163m 14m R 9.9 0.5 338:55.08 z_itask_templat
27072 root 20 0 5316m 163m 14m R 9.9 0.5 306:46.08 z_itask_templat
27075 root 20 0 5316m 163m 14m R 9.9 0.5 316:49.51 z_itask_templat
。。。
3）进程调度信息
从相关线程的调度信息看：
［root@vmc116 ~］# cat /proc/27007/task/11825/schedstat
15681811525768 129628804592612 3557465
［root@vmc116 ~］# cat /proc/27007/task/11825/schedstat
15682016493013 129630684625241 3557509
［root@vmc116 ~］# cat /proc/27007/task/11825/schedstat
15682843570331 129638127548315 3557686
［root@vmc116 ~］# cat /proc/27007/task/11825/schedstat
15683323640217 129642447477861 3557793
［root@vmc116 ~］# cat /proc/27007/task/11825/schedstat
15683698477621 129645817640726 3557875
发现相关线程的调度统计一直在增加，说明相关线程一直是在被调度运行的，结合其状态也一直是R，推测很可能在用户态发生了死循环（或者非睡眠死锁）。
这里又有问题：为什么从top看每个线程的CPU占用率只有10%左右，而不是通常看到的死循环进程导致的100%的占用率？
因为线程数很多，而且优先级都一样，根据CFS调度算法，会平均分配时间片，不会让其中一个线程独占CPU。结果为多个线程间轮流调度，消耗掉了所有的cpu。。
另一个问题：为什么这种情况下，内核没有检测到softlockup？
因为业务进程的优先级不高，不会影响watchdog内核线程（最高优先级的实时线程）的调度，所以不会产生softlockup的情况。
再一个问题：为什么每次查看线程堆栈时，总是阻塞在retint_careful，而不是其它地方？
因为这里（中断返回的时候）正是调度的时机点，在其它时间点不能发生调度（不考虑其它情况~），而我们查看线程堆栈的行为，也必须依赖于进程调度，所以我们每次查看堆栈时，正是查看堆栈的进程（cat命令）得到调度的时候，这时正是中断返回的时候，所以正好看到的阻塞点为retint_careful。
4）用户态分析
从上面的分析看，推测应该是用户态发生了死锁。
用户态确认方法：
部署debug信息，然后gdb attach相关进程，确认堆栈，并结合代码逻辑分析。
最终确认该问题确为用户态进程中产生了死循环。

Ⅸ linux用户态的信号量可以跨用户访问吗

可以的，system v信号量的访问权限规则和文件访问权限规则一模一样，都遵循linux用户组和用户的权限继承规则。
事实上用户态信号量的结构体里面有个ipc对象结构成员，记录了程序的所有者用户id，所有者组id、创建者及其组id，以及访问模式等等，和文件访问控制差不多。

Ⅹ linux操作系统中内核态和用户态的差别在哪儿

操作系统的内核(kernel)的不同，体现在-可执行文件格式的不同（linux用的是标准的ELF格式，我不了解windows采用什么格式）-系统调用（syscall）不同，系统编程接口不同，导致在两个操作系统间的程序移植比较困难-静态、动态链接库机制、格式不同-开发方式不同，linux内核是开放源码的，而windows是封闭式开发。-等等等等