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go语言内核态和用户态(协程)

2022年07月19日121java哥

go中的一个特点就是引入了相比于线程更加轻量级的协程(用户态的线程),那么什么是用户态和内核态呢?

一、什么是用户态和内核态

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。 

内核态与用户态是操作系统的两种运行级别,跟intel cpu没有必然的联系, intel cpu提供Ring0-Ring3三种级别的运行模式,Ring0级别最高,Ring3最低。Linux使用了Ring3级别运行用户态,Ring0作为 内核态,没有使用Ring1和Ring2。Ring3状态不能访问Ring0的地址空间,包括代码和数据。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。
至于说保护模式,是说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。

1. 用户态和内核态的概念区别

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 
void testfork(){ 
if(0 = = fork()){ 
printf(“create new process success!\n”); 
} 
printf(“testfork ok\n”); 
}

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0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0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。

 二、线程和协程的区别

协程和线程的区别在于:线程切换需要陷入内核,然后进行上下文切换,而协程在用户态由协程调度器完成,不需要陷入内核,这代价就小了;另外,协程的切换时间点是由调度器决定的,而不是系统内核决定的,尽管他们切换点都是时间片超过一定阈值,或者进入I/O或睡眠等状态;再次,还有垃圾回收的考虑,因为go实现了垃圾回收,而垃圾回收的必要条件时内存位于一致状态,这就需要暂停所有的线程,如果交给系统去做,那么会暂停所有的线程使其一致,而在go里面调度器知道什么时候内存位于一致状态,那么就没有必要暂停所有运行的协程。
  对线程来说,有三种映射(用户线程与内核线程的因素)模型:

  • 一对一模型(1:1)。一个用户线程映射到一个内核线程,用户线程在存活期都会绑定到一个内核线程,一旦退出,2个线程都会退出。优点是实现了真正的并发,多个线程同时跑在不同的CPU上;缺点是,如果用户线程起多了,内核线程肯定不够用,那么就需要切换,涉及到上下文的切换,代价比较大。
  • 多对一模型(M:1)。多个用户线程映射到一个内核线程。优点是,多个用户线程切换比较快,不需要内核线程上下文切换;缺点是,如果一个线程阻塞了,那么映射到同一个内核线程的用户线程将都无法运行。
  • 多对多模型(M:N)。综合以上两种模型,go采用的就是这种。下面进行具体介绍。

  go调度里面有三个角色:三角形M代表内核线程,正方形P代表上下文,圆形G代表协程:

     goroutine1
下面图我们看到他们之间的对应规则:一个M对应一个P,一个P下面挂多个G,但一个时候只有一个G在跑,其余都是放入等待队列,等待下一次切换时使用。
goroutine2
  那么假如一个运行的协程G调用syscall进入阻塞怎么办?如下图左边,G0进入阻塞,那么P会转移到另外一个内核线程M1(此时还是1对1)。当syscall返回后,需要抢占一个P继续执行,如果抢占不到,G0挂入全局就绪队列runqueue,等待下次调度,理论上会被挂入到一个具体P下面的就绪队列runqueu(区别于全局runqueue)。
goroutine3
  假如一个P0下面的所有G都跑完了,怎么办?这时候会从别的P1下面就绪队列抢占G进行运行,个数为P1就绪队列的一半。
goroutine4

引用:http://blog.csdn.net/fatsandwich/article/details/2131707#

引用:http://jakielong.iteye.com/blog/771663

引用:http://morsmachine.dk/go-scheduler 


本文参考链接:https://www.cnblogs.com/ricklz/p/10745149.html
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