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1.信号的处理
a.处理信号的合适时机：进程由内核态返回到用户态的时候
b.如果是默认/忽略：照常
c.捕捉过程，实际上就如右上所示
当执行自定义方法的时候，要进行身份切换（由内核态转化为用户态，以免在用户态写一些非法操作需要（内核权限才可以进行的操作））
问题：
1.我的进程，凭什么进入内核？？？
（是一个进程，那它就会被调度，进入内核
时间片，执行一段时间就切换）
2.内核和用户态
1.硬件中断
• 中断向量表就是操作系统的⼀部分，启动就加载到内存中了
• 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的检测或者轮询
• 由外部设备触发的，中断系统运⾏流程，叫做硬件中断
操作系统是怎么运行的
硬件部分
输入设备输入的数据信号，储存在存储器里面，数据信号不喝CPU有直接联系
（1）OS怎么知道键盘上面有数据的？
OS管理键盘。（2）外部设备，间接和CPU链接在一起。
外设通过中断控制器向特定CPU针脚（“”）发送信号。->发送高低电频，来发送信号。
中断控制器：接受外部设备发起中断，在来通知CPU.
不同外设对应不同针脚，通过针脚设别外设。（3）寄存器CPU有，其他设备也有。
可以放，命令，地址，数据。（4）具体过程
外设向中断控制器发送中断信号，中断控制器向CPU针脚发送信号，CPU，得知中断，返回来获取中断号，->得知哪一个外设准备好了
软件部分
（1）CPU,知道外设好了，但不知道怎么处理硬件发来的数据->软件来完成。
（2）中断向量表：就是一个函数指针数组。
下标：中断号。（3）以键盘为例：
键盘向中断控制器发送中断信号，中断控制器向CPU针脚发送信号，CPU，得知中断，返回来获取中断号，->得知键盘准备好了CPU用中断号在中断向量表里面找键盘的方法，然后CPU执行这个方法，就是读取，然后根据冯诺依曼体系，从外设开始读。
实际上中断和信号一个样子
总结：OS不关注外设是否准备好，而是外设准备好，会叫我。
时钟中断
• 进程可以在操作系统的指挥下，被调度，被执⾏，那么操作系统⾃⼰被谁指挥，被谁推动执⾏呢？
时钟源
• 外部设备可以触发硬件中断，但是这个是需要⽤⼾或者设备⾃⼰触发，有没有⾃⼰可以定期触发的 设备?
有，时钟源
没有操作的时候，OS在干什么？
什么都没做。OS是暂停的。
什么都不干，很闲的话，肯定是不行的，我们要让它找事干
（1）在中断向量表添加：进程调度方法schdule()
（2）外设添加时钟源，以固定的频率(主频)，向CPU发送特定的中断，OS在硬件时钟源的驱动下，进行调度。
current->count：也就可以视为是时间片，如果时间片耗尽的的话，就执行schdule（）进程调度
综上:
OS是什么？？
就是基于中断，进行中断方法调度，进行工作的软件。操作系统的本质：就是⼀个死循环。
linux0.11里面的时钟中断
set_intr_gate:设置时钟中断
_time_interrput:里面包含一个函数->_do_timer
_do_timer:
减减时间片，如果时间还有，退出
时间片 == 0 ，执行schdule方法。
/ Linux 内核0.11 // main.csched_init(); // 调度程序初始化(加载了任务0 的tr, ldtr) （kernel/sched.c） // 调度程序的初始化⼦程序。 void sched_init(void)
{...set_intr_gate(0x20, &timer_interrupt);// 修改中断控制器屏蔽码，允许时钟中断。 outb(inb_p(0x21) & ~0x01, 0x21);// 设置系统调⽤中断⻔。 set_system_gate(0x80, &system_call);...
}// system_call.s_timer_interrupt:...
;// do_timer(CPL)执⾏任务切换、计时等⼯作，在kernel/shched.c,305 ⾏实现。 call _do_timer ;// 'do_timer(long CPL)' does everything from
// 调度⼊⼝ void do_timer(long cpl)
{...schedule();
}void schedule(void)
{...switch_to(next); // 切换到任务号为next 的任务，并运⾏之。
}
2.软件中断
• 上述外部硬件中断，需要硬件设备触发。
• 有没有可能，因为软件原因，也触发上⾯的逻辑？有！
• 为了让操作系统⽀持进⾏系统调⽤，CPU也设计了对应的汇编指令(int或者syscall),可以让CPU内 部触发中断逻辑。
代码自己出现的错误，把这种归咎于异常
a/0!!->EFLAG发现进程间的溢出，把这个规定为一种由CPU内部出发的中断，生成中断号。
中断服务，异常处理。---->代码自己出现的错误，把这种归咎于异常，而不是软件中断
这个是由于软件导致硬件出错了，导致的中断，属于异常，而不是软件中断
由软件触发的错误叫做软件中断
CPU内部，自己可以让软件出发中断行为吗？
（1）“和上面不一样-硬件出错-自己的代码有错误” ----->异常
（2）让CPU通过软件主动中断。？？
x86:
int 或者 syscall，自动让CPU触发一次中断
方法？？ 编号？？
编号：-x80
由指令集触发的中断
系统调用表：每一个下标对应着一个系统调用，这个下标，叫做系统调用号。
以open为例子，
open，在汇编层面下，需要把系统函数调用表里面的，5（sys_open）推入寄存器eax（“move eax 5”），然后发送中断号0x80,
接受中断号，0x80,调用对应的注册方法，把 eax推入n里面，后面就是调用对应的系统调用方法
当我们进行系统调用的时候，具体是怎么进入操作系统，完成系统调用
（1）给CPU喂0x80 or syscall. - >执行中断处理方法
（2）0x80注册软中断，由对应的处理方法，
获得系统调用号，表，跟上述open一样
总结+问题
• ⽤⼾层怎么把系统调⽤号给操作系统？-寄存器(⽐如EAX)
• 操作系统怎么把返回值给⽤⼾？-寄存器或者⽤⼾传⼊的缓冲区地址
• 系统调⽤的过程，其实就是先int 、0x80、syscall陷⼊内核，本质就是触发软中断，CPU就会⾃动执 ⾏系统调⽤的处理⽅法，⽽这个⽅法会根据系统调⽤号，⾃动查表，执⾏对应的⽅法
• 系统调⽤号的本质：数组下标！
• 可是为什么我们⽤的系统调⽤，从来没有⻅过什么 int 0x80 或者 syscall 呢？都是直接调⽤ 上层的函数的啊？
• 那是因为Linux的gnuC标准库，给我们把⼏乎所有的系统调⽤全部封装了。
• 操作系统就是躺在中断处理例程上的代码块！
• CPU内部的软中断，⽐如int0x80或者syscall，我们叫做陷阱
• CPU内部的软中断，⽐如除零/野指针等，我们叫做异常。（所以，能理解“缺⻚异常” 为什么这么叫了吗？）
如何理解
如何理解内核和用户
（1）内核页表：
虚拟地址到物理地址的映射。
内核区域映射到操作系统在屋里内存加载的位置内核页表和用户页表有相同的作用
（2）
一个进程，一个用户页表，用户页表，会存在多份。“类比”
由于：
内核页表：操作系统的系统调用，中断符...
虚拟地址固定的，物理地址也是固定的。
讷河页表，系统只有一份，所有进程共享所以：系统只有一份，所有进程共享。
内核页表映射到每个进程的3~4GB的空间，每个进程共用一份内核页表
结论：
1.意味着，无论进程如何调度，我们总能找到操作系统。
“内核页表映射到每个进程的3~4GB的空间”
问题2：用户区是个性化的，但内核区是一样的。
用户和内核都在0~4GB,
如果用户随便哪一个虚拟地址【3,4】GB,用户就可以随便访问内核中的代码和数据吗？
冲突：“OS为了保护自己，不相信任何人，必须采用系统调用的方式，才可以进行访问”
为了安全性和用户访问，
引入用户态和内核态：
用户态：以用户身份，只能访问自己的【0,3】GB空间
内核态：以内核的身份，运行你通过系统调用的方式，访问【3,4】GB“不同身份访问不同空间”
问题3：在系统中，用户或者OS，怎么知道当前处在内核态还是用户态？？？
在CPU内部，一些位置，cs权限寄存器会记录
cs: 0 ->内核态
3->用户int 0x80 syscall->指向操作系统代码区， AND 3 - >0,才可以访问系统调用
用户态：以用户身份，只能访问自己的【0,3】GB空间，权限级别为3
内核态：以内核的身份，运行你通过系统调用的方式，访问【3,4】GB，权限级别为0CPL:当前权限级别
0 ：内核
3：用户
段描述符表
RPL
DPL
CPL