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内核空间和用户空间，内核态和用户态（转载）
内核空间和用户空间
Linux简化了分段机制，使得虚拟地址与线性地址总是一致，因此，Linux的虚拟地址空间也为0～4G。Linux内核将这4G字节的空间分为两部分。将最高的1G字节（从虚拟地址 0xC0000000到0xFFFFFFFF），供内核使用，称为“内核空间”。而将较低的 3G字节（从虚拟地址 0x00000000到0xBFFFFFFF），供各个进程使用，称为“用户空间）。因为每个进程可以通过系统调用进入内核，因此，Linux内核由系统内的所有进程共享。于是，从具体进程的角度来看，每个进程可以拥有4G字节的虚拟空间。每个进程有各自的私有用户空间（ 0～3G），这个空间对系统中的其他进程是不可见的。最高的1GB字节虚拟内核空间则为所有进程以及内核所共享。
1．虚拟内核空间到物理空间的映射
内核空间中存放的是内核代码和数据，而进程的用户空间中存放的是用户程序的代码和数据。不管是内核空间还是用户空间，它们都处于虚拟空间中。可能有人会问，系统启动时，内核的代码和数据不是被装入到物理内存吗？它们为什么也处于虚拟内存中呢？这和编译程序有关，后面我们通过具体讨论就会明白这一点。
虽然内核空间占据了每个虚拟空间中的最高1GB字节，但映射到物理内存却总是从最低地址（0x00000000）开始。对内核空间来说，其地址映射是很简单的线性映射，0xC0000000就是物理地址与线性地址之间的位移量，在Linux代码中就叫做PAGE_OFFSET。
内核的虚拟地址空间到物理地址空间的映射我们可以在 include/asm/i386/page.h中看到对内核空间中地址映射的说明及定义： /*
143 /*
144 * This handles the memory map.. We could make this a config
145 * option, but too many people screw it up, and too few need
146 * it.
147 *
148 * A __PAGE_OFFSET of 0xC0000000 means that the kernel has
149 * a virtual address space of one gigabyte, which limits the
150 * amount of physical memory you can use to about 950MB.
151 *
152 * If you want more physical memory than this then see the CONFIG_HIGHMEM4G
153 * and CONFIG_HIGHMEM64G options in the kernel configuration.
154 */
...
173 #define __PAGE_OFFSET CONFIG_PAGE_OFFSET
...
#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))
源代码的注释中说明，如果你的物理内存大于950MB，那么在编译内核时就需要加CONFIG_HIGHMEM4G和CONFIG_HIGHMEM64G选项，这种情况我们暂不考虑。如果物理内存小于950MB，则对于内核空间而言，给定一个虚地址x，其物理地址为 “x-PAGE_OFFSET”，给定一个物理地址 x，其虚地址为“ x+ PAGE_OFFSET”。
需要注意的是，宏 __pa()仅仅把一个内核空间的虚地址映射到物理地址，而决不适用于用户空间，用户空间的地址映射要复杂得多。
2．内核映像
在下面的描述中，把内核的代码和数据就叫内核映像（ kernel image）。当系统启动时， Linux内核映像被安装在物理地址 0x00100000开始的地方，即 1MB开始的区间 (第1M留作它用)。然而，在正常运行时，整个内核映像应该在虚拟内核空间中，因此，连接程序在连接内核映像时，在所有的符号地址上加一个偏移量 PAGE_OFFSET，这样，内核映像在内核空间的起始地址就为 0xC0100000。
例如，进程的页目录 PGD（属于内核数据结构）就处于内核空间中。在进程切换时，要将寄存器 CR3设置成指向新进程的页目录 PGD，而该目录的起始地址在内核空间中是虚地址，但 CR3所需要的是物理地址，这时候就要用 __pa()进行地址转换。在 mm_context.h中就有这么一行语句：
asm volatile(“movl %0,%%cr3”: :”r” (__pa(next->pgd));
这是一行嵌入式汇编代码，其含义是将下一个进程的页目录起始地址 next_pgd，通过__pa()转换成物理地址，存放在某个寄存器中，然后用 mov指令将其写入CR3寄存器中。经过这行语句的处理， CR3就指向新进程 next的页目录表 PGD了。
内核态和用户态区别
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。
1、用系统调用时进入核心态。Linux对硬件的操作只能在核心态，这可以通过写驱动程序来控制。在用户态操作硬件会造成core dump.
2、要注意区分系统调用和一般的函数。系统调用由内核提供，如read()、write()、open()等。而一般的函数由软件包中的函数库提供，如sin()、cos()等。在语法上两者没有区别。
3、一般情况：系统调用运行在核心态，函数运行在用户态。但也有一些函数在内部使用了系统调用（如fopen），这样的函数在调用系统调用是进入核心态，其他时候运行在用户态。
大概是 当用户程序调用系统的API时，就产生中断，进入内核态的API,处理完成后，用中断再退出，返回用户态的调用函数。
user api --> interrupt --> kernel api --> interrupt
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简单来讲一个进程由于执行系统调用而开始执行内核代码,我们称该进程处于内核态中. 一个进程执行应用程序自身代码则称该进程处于用户态.
intel x86 架构的 CPU 分为好几个运行级别,从 0--3 , 0 为最高级别, 3 为最低级别
针对不同的级别,有很多的限制,比如说传统的 in ,out 指令,就是端口的输入输出指令,在 0 级下是可以用的,但在 3 级下就不能用,你用就产生陷阱,告诉你出错了,当然限制还有很多了,不只是这一点
操作系统下是利用这个特点,当操作系统自己的代码运行时, CPU 就切成 0 级,当用户的程序运行是就只让它在 3 级运行,这样如果用户的程序想做什么破坏系统的事情的话,也没办法做到
当然,低级别的程序是没法把自己升到高级别的,也就是说用户程序运行在 3 级,他想把自己变成 0 级自己是做不到的,除非是操作系统帮忙,利用这个特性,操作系统就可以控制所有的程序的运行,确保系统的安全了. 平时把操作系统运行时的级别就叫内核态(因为是操作系统内核运行时的状态),而且普通用户程序运行时的那个级别叫用户态...
当操作系统刚引导时, CPU 处于实模式,这时就相当于是 0 级,于是操作系统就自动得到最高权限,然后切到保护模式时就是 0 级,这时操作系统就占了先机,成为了最高级别的运行者,由于你的程序都是由操作系统来加载的,所以当它把你加载上来后,就把你的运行状态设为 3 级,即最低级,然后才让你运行,所以没办法,你只能在最低级运行了,因为没办法把自己从低级上升到高级, 这就是操作系统在内核态可以管理用户程序,杀死用户程序的原因.
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原文地址：http://www.cnblogs.com/cane/p/3978343.html
