内核模式（Kernel Mode）vs 用户模式（User Mode）

在现代操作系统中，CPU实际上都在两种截然不同的模式中花费时间:

Kernel Mode

在内核模式下，执行代码可以完全且不受限制地访问底层硬件。它可以执行任何CPU指令和引用任何内存地址。内核模式通常为操作系统的最低级别、最受信任的功能保留。内核模式下的崩溃是灾难性的;他们会让整个电脑瘫痪。

User Mode

在用户模式下，执行代码不能直接访问硬件或引用内存。在用户模式下运行的代码必须委托给系统api来访问硬件或内存。由于这种隔离提供的保护，用户模式下的崩溃总是可恢复的。在您的计算机上运行的大多数代码将在用户模式下执行。

CPU保护模式

x86 CPU提供了四个保护环（protection rings）:0、1、2和3。通常只使用0环(内核)和3环(用户)。

应用程序一般会在以下几种情况下切换到内核模式：

1． 系统调用。

2． 异常事件。当发生某些预先不可知的异常时，就会切换到内核态，以执行相关的异常事件。

3． 设备中断。在使用外围设备时，如外围设备完成了用户请求，就会向CPU发送一个中断信号，此时，CPU就会暂停执行原本的下一条指令，转去处理中断事件。此时，如果原来在用户态，则自然就会切换到内核态。

思考：CAS操作是否涉及到用户态到内核态的切换？

不会,CAS只是实现原子性的让CPU更改变量的值,从0变为1, 不涉及内核操作.

思考：物理内存是有限的（比如16G内存），怎么把有限的内存分配给不同的进程？

Linux 给每个进程虚拟出一块很大的地址空间，比如 32 位机器上进程的虚拟内存地址空间是 4GB，从 0x00000000 到 0xFFFFFFFF。但这 4GB 并不是真实的物理内存，而是进程访问到了某个虚拟地址，如果这个地址还没有对应的物理内存页，就会产生缺页中断，分配物理内存，MMU（内存管理单元）会将虚拟地址与物理内存页的映射关系保存在页表中，再次访问这个虚拟地址，就能找到相应的物理内存页。每个进程的这 4GB 虚拟地址空间分布如下图所示：

  用户空间从低到高依次是代码区、数据区、堆、共享库与 mmap 内存映射区、栈、环境变量。
其中堆向高地址增长，栈向低地址增长。
  用户空间上还有一个共享库和 mmap 映射区，Linux 提供了内存映射函数 mmap， 它可将文件
内容映射到这个内存区域，用户通过读写这段内存，从而实现对文件的读取和修改，无需通过
read/write 系统调用来读写文件，省去了用户空间和内核空间之间的数据拷贝，Java 的MappedByteBuffer 就是通过它来实现的；用户程序用到的系统共享库也是通过 mmap 映射到了
这个区域。
  task_struct结构体本身是分配在内核空间，它的vm_struct成员变量保存了各内存区域的起始和
终止地址，此外task_struct中还保存了进程的其他信息，比如进程号、打开的文件、创建的
Socket 以及 CPU 运行上下文

  进程的虚拟地址空间总体分为用户空间和内核空间，低地址上的 3GB 属于用户空间，高地址的 1GB 是内核空间，这是基于安全上的考虑，用户程序只能访问用户空间，内核程序可以访问整个进程空间，并且只有内核可以直接访问各种硬件资源，比如磁盘和网卡。那用户程序需要访问这些硬件资源该怎么办呢？答案是通过系统调用，系统调用可以理解为内核实现的函数，比如应用程序要通过网卡接收数据，会调用 Socket 的 read 函数：

ssize_t read(int fd,void *buf,size_t nbyte)

  CPU 在执行系统调用的过程中会从用户态切换到内核态，CPU 在用户态下执行用户程序，使用的是用户空间的栈，访问用户空间的内存；当 CPU 切换到内核态后，执行内核代码，使用的是内核空间上的栈。

  在 Linux 中，线程是一个轻量级的进程，轻量级说的是线程只是一个 CPU 调度单元，因此线程有自己的task_struct结构体和运行栈区，但是线程的其他资源都是跟父进程共用的，比如虚拟地址空间、打开的文件和 Socket 等。