考研笔记

处理器运行模式

1.1.1 结尾提到一条贯穿全课的规律：操作系统的每一项管理能力，背后都有一个硬件机制在支撑。 这一节讲的就是最根本的那一个。

问题很具体：操作系统凭什么能阻止一个用户程序去关中断、去改页表、去直接读磁盘？如果靠软件逐条检查，那检查代码本身也在 CPU 上跑，用户程序同样可以绕过。 唯一可行的办法是把这件事交给硬件。

机制

两种运行模式

CPU 划分出两种运行状态：

用户态（目态）——权限低，只能执行非特权指令，不能直接访问关键硬件和内核数据。应用程序运行在这个状态。

内核态（核心态、管态）——权限高，可以执行全部指令，能管理硬件和系统资源。操作系统内核运行在这个状态。

当前处于哪种状态，由程序状态字寄存器（PSW）中的一个二进制位标志。 CPU 在执行每一条指令时都会检查这一位——这就是”硬件支撑”的确切位置。

特权指令与非特权指令

特权指令是只允许在内核态执行的指令，典型的有：关中断、置时钟、清内存、修改存储器管理寄存器、送程序状态字到 PSW、I/O 指令。

它们的共同点是：一旦被用户程序执行，就能破坏整个系统。 关了中断，时钟中断进不来，调度就永远轮不到别人，这个程序可以独占 CPU 到关机；改了存储器管理寄存器，就能访问任意进程的内存。

非特权指令是普通的算术运算、访存等指令，两种状态下都能执行。

疑问点：特权指令错由谁检查，开销是否很大

之前说的”特权指令错”可能是运行了内核态的指令，那是谁在检查？是操作系统吗？ 那会是一笔很大的开销吗？

特权指令错是怎样被发现的

这一点最容易被误解，也是理解本节的关键。

操作系统并没有逐条扫描用户程序去找特权指令——那既做不到（程序可以在运行时动态生成指令），也太慢。

实际发生的是：CPU 执行到一条特权指令时，硬件检查 PSW 中的模式位，发现当前是用户态，于是拒绝执行并触发一个异常（“特权指令错”），控制权随即转入内核。

换句话说，检查是”执行时由硬件做的”，不是”事先由软件做的”。 操作系统所做的，只是在系统启动时把规则配置好（配置中断向量表、页表权限等），之后就交给硬件自动执行。

因此这项检查几乎没有额外开销。 它不是一段需要执行的代码，而是与指令译码同时进行的一次硬件比较——CPU 本来就要译码判断这是什么指令，顺便看一眼模式位即可。“开销大”的担心，来自把它想象成软件检查；一旦认清是硬件做的，这个担心就消失了。

顺带可以回答一个常见的实践疑问：在早期的微机接口实验中能直接使用关中断指令，并不是因为那段程序”运行在内核态”，而是因为那种环境根本没有操作系统在管理特权级——实模式下 CPU 不作特权检查，所有指令都能执行。特权级机制要起作用，前提是有人把规则配置好并让 CPU 运行在保护模式下。

疑问点：受控入口如何被"标记"

CPU 检测某处是受控入口——它怎么检测，怎么”标记”受控入口，是操作系统启动时挂载上去的吗？

用户态如何进入内核态：三种受控入口

用户程序不能随便跳到内核的任意位置——否则它只要跳到某个跳过权限检查的地方，保护就形同虚设。

能进入内核的入口必须是操作系统预先配置给 CPU 的受控入口，共三种触发方式：

入口触发原因例子
系统调用用户程序主动请求操作系统服务read()、write()、fork()
中断外部事件打断 CPU时钟中断、I/O 完成中断
异常当前指令执行出现问题缺页、除零、非法指令、特权指令错

这些入口的地址由操作系统在启动时写入硬件的中断向量表（如 x86 的中断描述符表 IDT），之后 CPU 只承认这张表里的入口。用户程序无法伪造”我直接跳进内核某个函数”这种事——它连跳过去的地址都没有合法途径写进去。

三者的最短判据：系统调用是主动请求，中断来自外部，异常来自当前指令。

内核态如何返回用户态

回到用户态靠的是一条特权指令——通常是”中断返回”类指令，它在恢复现场的同时把 PSW 中的模式位改回用户态。

注意方向的不对称性：进入内核态是”被动”的（要么被中断/异常打断，要么执行陷入指令），返回用户态是”主动”的（内核执行一条特权指令主动交还控制权）。这个不对称正是保护得以成立的原因——如果用户程序能主动切到内核态，一切保护都没有意义。

操作系统内核包含什么

内核是操作系统中最基本、最核心的部分，运行在内核态，包含四部分：

① 时钟管理——提供时间标准，时钟中断是进程切换的基础（时间片用完靠它来触发）。

② 中断机制——负责响应和处理各类中断，是本节所有受控入口的实现基础。

③ 原语——处于操作系统最底层、最接近硬件的部分。它的特点是：运行具有原子性（操作只能一气呵成，不可中断）、运行时间较短、调用频繁。典型的有设备驱动、CPU 切换等。

④ 系统控制的数据结构及处理——进程管理、存储器管理、设备管理所用的各种数据结构（如 PCB、页表、设备控制表）及对它们的操作。

边界

疑问点：用户态与内核态是否只是一个标志字段

用户态和内核态指的只是一个标志（字段）吗？谁在管理它？有硬件参与吗？

用户态与内核态不是操作系统维护的一个变量

这是最容易犯的理解错误。

如果模式位只是操作系统在内存里维护的一个布尔变量，那么用户程序只要把它改成”内核态”就能提权——保护立刻崩塌。

实际上模式位在 PSW 寄存器里，而”修改 PSW”本身就是一条特权指令。 于是形成一个闭环：想改模式位，先得处于内核态；想处于内核态，只能通过受控入口进去。 用户程序从任何一个方向都进不来。

理解这个闭环，就理解了操作系统保护机制的全部原理。

模式切换不等于进程切换

这一条与 2.2.4 的结论一致，此处从运行模式的角度再说一遍：

模式切换只说明 CPU 从用户态进入了内核态（或反之），进程可能一点没变。

场景是否进入内核态是否一定切换进程
系统调用是不一定
中断是不一定
异常是不一定
时间片用完是通常会
普通函数调用否否

一句话：所有进程切换都要经过内核态，但进入内核态不一定切换进程。

一个进程调用 getpid()，进内核、取个数、回用户态，全程都是它自己在跑——发生了两次模式切换，零次进程切换。

调度发生在返回用户态之前

这是一个容易记反的时序细节。

内核在准备返回用户态之前，会检查是否需要重新调度。 若当前进程仍可运行且无需让出 CPU，就返回同一个进程；若时间片已用完、或有更合适的进程就绪，内核会先完成进程切换，再返回（另一个进程的）用户态。

准确说法是”返回用户态前检查调度”，而不是”返回用户态后开始调度”——后者在逻辑上不可能，因为一旦回到用户态，控制权已经不在内核手里了。

调度发生在内核态，常见时机是：中断处理结束时、系统调用返回用户态前、进程阻塞或被唤醒后。

特权指令与”只能在用户态执行的指令”

绝大多数指令要么是特权指令（只能内核态），要么两种模式都能执行。

但有一条例外：陷入指令（访管指令）是唯一一个只能在用户态执行、而不可在内核态执行的指令。

理由很直白：陷入指令的作用是”从用户态进入内核态”。已经在内核态了还执行它，语义上没有意义。 这一条是选择题的常见落点。

对照速查

用户态（目态）内核态（核心态、管态）
权限低高
能执行仅非特权指令全部指令
谁在跑应用程序操作系统内核
标志位置PSW 中的一位同左
特权指令举例为什么必须特权
关中断关了就能独占 CPU 到关机
置时钟篡改时间基准
修改存储器管理寄存器能访问任意进程的内存
送程序状态字到 PSW能直接改模式位（保护闭环的关键）
I/O 指令能绕过一切设备保护
三种受控入口触发者判据
系统调用用户程序主动主动请求
中断外部设备来自外部
异常当前指令来自当前指令
内核的四部分说明
时钟管理提供时间标准，是进程切换的基础
中断机制所有受控入口的实现基础
原语最底层、原子性、时间短、调用频繁
系统控制的数据结构及处理PCB、页表、设备控制表等

考点

  • 模式位在 PSW 中，由硬件在执行每条指令时检查——不是软件事先扫描
  • 保护闭环：改模式位需内核态，进内核态只能走受控入口
  • 三种受控入口：系统调用（主动）、中断（外部）、异常（当前指令）
  • 入口地址由操作系统启动时配置进中断向量表，用户程序无法伪造
  • 所有进程切换都要经过内核态，但进入内核态不一定切换进程
  • 调度在返回用户态之前进行，不是之后
  • 原语的四个特点：最底层、原子性、时间短、调用频繁
  • 陷入指令是唯一只能在用户态执行的指令

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