⑴ 内核态和用户态
用户态和内核态：
操作系统一般有级别划分0-3，0是特权级级别最高，一般的应用程序运行在3最低级别（用户态，用户内存空间），而内核态属于0级别，有内核空间，处理一些关键性的东西比如分配内存，读写I/O，涉及TCP协议以及驱动程序等。内核态把应用程序和操作系统硬件底层分离开，保障了硬件的安全性。用户的应用程序一般运行于用户态，当进行I/O读写操作，网络数据发送（执行系统调用，处理中断异常，进程调度上CPU）等，会进行切换，从用户态切换到内核态，用户态进行中断，拷贝用户态信息指令等暂存到内核栈（用户态副本），内核态开始处理，处理结束切换回用户态（内核态副本清空），接着处理应用程序。
一个客户端的访问流程也不是直接请求到用户应用，数据报被缓存到内核空间，服务器端recvform首先切换到内核态，读取内核数据报复制到用户空间（网络数据存储到内核空间），然后进行调用
linux信号量运行流程：
当对一个进程进行kill操作时，其实相当于一个进程对另一个进程进行了信号量软中断操作，也就是在另一个进程的信号表对应域做了处理，当另一个进程进行系统调用或CPU切换等操作时，会从用户态转入内核态，进行副本拷贝等。处理结束切换回用户态前，会查看当前信号表是否有待处理信号，如果有，把之前内核栈保存的副本拷贝回用户态，内核态地址指向信号处理函数地址，清除内核栈，切换回用户态处理信号，处理结束重新返回内核态，压入之前的副本拷贝，查看是否还有信号量需要处理，没有的话返回地址重新指向之前的应用程序，切回用户态，清除内核态数据。
虚拟内存和物理内存：
物理内存其实就是存储的实际的数据，对应内存条，虚拟内存存的是物理内存地址，通过页管理让虚拟和物理内存产生映射，当程序编译指示给了虚拟内存建立了表，数据和程序仍然存在在磁盘，当进行运行时磁盘被有选择的加载到物理内存（物理内存不存在数据去磁盘交换）。
虚拟内存分为用户空间和内核空间（对应到物理内存对应位置），其实操作虚拟内存就是类似操作物理内存。
⑵ 用户态与内核态
内核态相当于一个介于硬件与应用之间的层，内核有ring 0的权限，可以执行任何cpu指令，也可以引用任何内存地址，包括外围设备, 例如硬盘, 网卡，权限等级最高。
用户态则权利有限，例如在内存分配中，有一部分内存是仅为内核态使用的，用户态code则不允许访问那些内存地址，每个进程只允许访问自己申请到的内存。而且不允许访问外围设备。另外在执行cpu指令的时候也可以被高优先级抢占。
大多数时间各类程序都是执行在用户态下，毕竟内核就是基础而已。
很多博客都提到了一个状态转换的例子：c语言在malloc的时候需要涉及到从用户态到内核态的转换，malloc是个函数，所以算作系统调用，是用户态的主动申请转换。但是在实际实现中，未必一定需要进入内核态拿到新的内存，详细看这个博客： https://blog.csdn.net/zdy0_2004/article/details/47787631
3.为什么两者切换耗时
linux下每个进程的栈有两个，一个是用户态栈，一个是内核态栈。在需要从用户态栈切换到内核的时候，需要进行执行栈的转换，保存用户态的状态，包括寄存器状态，然后执行内核态操作，操作完成后要恢复现场，切换到用户态，这个过程是耗时的。当然这里有很多细节，但是我不懂，只了解宏观上的原因。
很多人都说mutex加锁解锁很慢，为什么呢，因为他也是需要从用户态到内核态的切换，因此有一些无锁技巧例如CAS(Compare and swap)，还有spin lock这种停等不作context切换的锁。
这个博客说的挺好，介绍了mutex咋切换的细节，反正我是写不出来： https://www.jianshu.com/p/5725db8f07dc
3.一些讨论
https://blog.codinghorror.com/understanding-user-and-kernel-mode/
这个博客在介绍user mode和kernel mode，但是评论里都在争论各类语言在处理exception的时候是否切换到了内核态，跑偏了🤣。这个exception不知那种缺页的系统异常，那个异常无疑是内核态来解决。这里讨论的是语言里定义的哪些异常，其中我觉得这个参考了文档的说的可能好一些（第二个评论）： https://stackoverflow.com/questions/28384931/do-exceptions-explicitly-caught-and-handled-cause-switch-to-kernel-mode
我也觉得是depends on implement，异常处理要查看栈信息，可能是直接拽出来系统的栈，这种方法铁铁的需要进入内核态。如果是JVM这种自己维护了这样的栈呢？那其实就不需要去内核态拿栈。但是不管怎么说，异常处理是极其耗时的这点不会错。
另外参考的其他博客：
http://wely.iteye.com/blog/2332327
https://blog.csdn.net/xiaoaid01/article/details/51659037
⑶ Linux - 用户态内存映射 和 内核态内存映射
操作系统的内存管理，主要分为三个方面。
第一，物理内存的管理，相当于会议室管理员管理会议室。
第二，虚拟地址的管理，也即在项目组的视角，会议室的虚拟地址应该如何组织。
第三，虚拟地址和物理地址如何映射，也即会议室管理员如果管理映射表。
那么虚拟地址和物理地址如何映射呢？
每一个进程都有一个列表vm_area_struct，指向虚拟地址空间的不同的内存块，这个变量的名字叫mmap。
其实内存映射不仅仅是物理内存和虚拟内存之间的映射，还包括将文件中的内容映射到虚拟内存空间。这个时候，访问内存空间就能够访问到文件里面的数据。而仅有物理内存和虚拟内存的映射，是一种特殊情况。
如果我们要申请小块内存，就用brk。brk函数之前已经解析过了，这里就不多说了。如果申请一大块内存，就要用mmap。对于堆的申请来讲，mmap是映射内存空间到物理内存。
另外，如果一个进程想映射一个文件到自己的虚拟内存空间，也要通过mmap系统调用。这个时候mmap是映射内存空间到物理内存再到文件。可见mmap这个系统调用是核心，我们现在来看mmap这个系统调用。
用户态的内存映射机制包含以下几个部分。
物理内存根据NUMA架构分节点。每个节点里面再分区域。每个区域里面再分页。
物理页面通过伙伴系统进行分配。分配的物理页面要变成虚拟地址让上层可以访问，kswapd可以根据物理页面的使用情况对页面进行换入换出。
对于内存的分配需求，可能来自内核态，也可能来自用户态。
对于内核态，kmalloc在分配大内存的时候，以及vmalloc分配不连续物理页的时候，直接使用伙伴系统，分配后转换为虚拟地址，访问的时候需要通过内核页表进行映射。
对于kmem_cache以及kmalloc分配小内存，则使用slub分配器，将伙伴系统分配出来的大块内存切成一小块一小块进行分配。
kmem_cache和kmalloc的部分不会被换出，因为用这两个函数分配的内存多用于保持内核关键的数据结构。内核态中vmalloc分配的部分会被换出，因而当访问的时候，发现不在，就会调用do_page_fault。
对于用户态的内存分配，或者直接调用mmap系统调用分配，或者调用malloc。调用malloc的时候，如果分配小的内存，就用sys_brk系统调用；如果分配大的内存，还是用sys_mmap系统调用。正常情况下，用户态的内存都是可以换出的，因而一旦发现内存中不存在，就会调用do_page_fault。
⑷ 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。
⑸ 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.