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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.void&testfork(){&&
2.if(0&=&=&fork()){&&
3.printf(“create&new&process&success!\n”);&&
5.printf(“testfork&ok\n”);&&
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。
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
[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。
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请登录后评论。_linux内核是不是只提供了基本的功能，应用程序能直接操作硬件吗？_
来源：网络
作者：福州电脑之家
网友求助：_linux内核是不是只提供了基本的功能，应用程序能直接操作硬件吗？_
这要看是何种应用程序，或者说应用程序是不能直接操作硬件的，简单来说，无论是什么操作系统，内核是关键，而且内核之作为调用硬件的唯一手段，但是内核不是万能的，某些硬件是无法被内核所驱动的，这时候就出现了驱动程序这样的说法，也就是说内核是对外提供接口的，其他程序可以以模块的形式和内核相连，所以说应用程序原则上是不能操作硬件的，但是存在特例，比如驱动程序，但是驱动程序作为内核模块的形式，理论上讲应该也是属于内核的一部分了！内核的功能就是简单的响应shell层的请求调用硬件，内核的作用就是这样简单的工作！
这要看是何种应用程序，或者说应用程序是不能直接操作硬件的，简单来说，无论是什么操作系统，内核是关键，而且内核之作为调用硬件的唯一手段，但是内核不是万能的，某些硬件是无法被内核所驱动的，这时候就出现了驱动程序这样的说法，也就是说内核是对外提供接口的，其他程序可以以模块的形式和内核相连，所以说应用程序原则上是不能操作硬件的，但是存在特例，比如驱动程序，但是驱动程序作为内核模块的形式，理论上讲应该也是属于内核的一部分了！内核的功能就是简单的响应shell层的请求调用硬件，内核的作用就是这样简单的工作！
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版权所有 闽ICP备号-3Linux操作系统内核启动参数详解
作者：佚名
字体：[ ] 来源：互联网 时间：06-03 15:14:02
这篇文章主要介绍了Linux操作系统内核启动参数详解,本文讲解了常用的设备无关启动时参数、内核开发和调试的启动时参数等内容,需要的朋友可以参考下
Linux内核在启动的时候，能接收某些命令行选项或启动时参数。当内核不能识别某些硬件进而不能设置硬件参数或者为了避免内核更改某些参数的值，可以通过这种方式手动将这些参数传递给内核。
如果不使用启动管理器，比如直接从BIOS或者把内核文件用&cp zImage /dev/fd0&等方法直接从设备启动，就不能给内核传递参数或选项－－这也许是我们使用引导管理器比如LILO的好处之一吧。
Linux的内核参数是以空格分开的一个字符串列表，通常具有如下形式： 代码如下:name[=value_1][,value_2]...[,value_10]&name&是关键字，内核用它来识别应该把&关键字&后面的值传递给谁，也就是如何处理这个值，是传递给处理例程还是作为环境变量或者抛给&init&。值的个数限制为10，你可以通过再次使用该关键字使用超过10个的参数。
首先，内核检查关键字是不是 `root='',`nfsroot='',`nfsaddrs='', `ro'', `rw'',`debug''或`init''，然后内核在bootsetups数组里搜索于该关键字相关联的已注册的处理函数，如果找到相关的已注册的处理函数，则调用这些函数并把关键字后面的值作为参数传递给这些函数。比如你在启动时设置参数name＝a,b,c,d，内核搜索bootsetups数组，如果发现&name&已注册，则调用&name&的设置函数如name_setup()，并把a,b,c,d传递给name_setup()执行。 所有型如&name＝value&参数，如果没有被上面所述的设置函数接收，将被解释为系统启动后的环境变量，比如&TERM=vt100&就会被作为一个启动时参数。
所有没有被内核设置函数接收也没又被设置成环境变量的参数都将留给init进程处理，比如&single&。
【常用的设备无关启动时参数】
1、init＝...
设置内核执行的初始化进程名，如果该项没有设置，内核会按顺序尝试/etc/init，/bin/init，/sbin/init， /bin/sh，如果所有的都没找到，内核会抛出 kernel panic：的错误。
2、nfsaddrs=...
设置从网络启动时NFS的启动地址，已字符串的形式给出。
3、nfsroot=...
设置网络启动时的NFS根名字，如果该字符串不是以 &/&、&,&、&.&开始，默认指向&/tftp-boot&。以上2、3在无盘站中很有用处。
该选项仅当定义了CONFIG_BUGi386时才能用，某些i387协处理器芯片使用32位的保护模式时会有BUG，比如一些浮点运算，使用这个参数可以让内核忽略387协处理器。
该选项仅当定义了CONFIG_BUGi386时才能用，一些早期的i486DX-100芯片在处理&hlt&指令时会有问题，执行该指令后不能可靠的返回操作系统，使用该选项，可以让Linux系统在CPU空闲的时候不要挂起CPU。
6、root=...
该参数告诉内核启动时使用哪个设备作为根文件系统。比如可以指定根文件为hda8：root=/dev/hda8。
ro参数告诉内核以只读方式加载根文件系统，以便进行文件系统完整性检查，比如运行fsck；rw参数告诉内核以读写方式加载根文件系统，这是默认值。
8、reserve=...
保留端口号。格式：reserve=iobase,extent[,iobase,extent]...，用来保护一定区域的I/O端口不被设备驱动程序自动探测。在某些机器上，自动探测会失败，或者设备探测错误或者不想让内核初始化设备时会用到该参数；比如： reserve=0x300,32device=0x300，除device=0x300外所有设备驱动不探测 0x300-0x31f范围的I/O端口。
9、mem=...
限制内核使用的内存数量。早期BIOS设计为只能识别64M以下的内存，如果你的内存数量大于64M，你可以指明，如果你指明的数量超过了实际安装的内存数量，系统崩溃是迟早的事情。如：mem=0x1000000意味着有16M内存，如果是mem=0x6000000，就是96M内存了。注意：很多机型把部分内存作为BIOS的映射，所以你在指定内存大小的时候一定要预留空间。你也可以在 pentium或者更新的CPU上使用mem=nopentium关闭4M的页表，这要在内核配置时申明。
10、panic=N
默认情况，内核崩溃－－kernel panic 后会宕机而不会重启，你可以设置宕机多少秒之后重启机器；也可以在/proc/sys/kernel/panic文件里设置。
11、reboot=[warm|cold][,[bios|hard]]
该选项仅当定义了CONFIG_BUGi386时才能用。2.0.22的内核重启默认为cool reboot，warm reboot 更快，使用&reboot=bios&可以继承bios的设置。
12、nosmp 和 maxcpus=N
仅当定义了 __SMP__，该选项才可用。可以用来禁用多CPU或者指明最多支持的CPU个数。
【内核开发和调试的启动时参数】
这些参数主要用在内核的开发和调试上，如果你不进行类似的工作，你可以简单的跳过本小节。
Linux的日志级别比较多(详细信息可以参看Linux/kernel.h)，一般地，日志的守护进程klogd只把比DEBUG级别高的日志写进磁盘；如果使用该选项，klogd也把内核的DEBUG信息写进日志。
2、profile=N
在做内核开发的时候，如果想清楚的知道内核在什么地方耗用了多少CPU的时钟周期，可以使用核心的分析函数设置变量prof_shift为非0值，有两种方式可以实现：一种是在编译时指定，另一种就是通过&profile=&来指定； 他给出了一个相当于最小单位－－即时钟周期；系统在执行内核代码的时候，profile[address &;&; prof_shift]的值就会累加，你也可以从/proc/profile得到关于它的一些信息。
3、swap=N1,N2,N3,N4,N5,N6,N7,N8
设置内核交换算法的八个参数：max_page_age,&&&&&& page_advance,&&&& page_decline,& page_initial_age,age_cluster_fract, age_cluster_min, pageout_weight,bufferout_weight。
4、buff=N1,N2,N3,N4,N5,N6&
设置内核缓冲内存管理的六个参数：max_buff_age, buff_advance,buff_decline,buff_initial_age, bufferout_weight, buffermem_grace。
使用 RAMDISK的参数(仅当内核配置并编译了CONFIG_BLK_DEV_RAM)。一般的来说，使用ramdisk并不是一件好事，系统自己会更加有效的使用可用的内存；但是，在启动或者制作启动盘时，使用ramdisk可以很方便的装载软盘等设备上的映象(尤其是安装程序、启动过程中)，因为在正真使用物理磁盘之前，必须要加载一些必要的模块，比如文件系统模块，scsi驱动等。早期的ramdisk(比如1.3.48的核心)是静态分配的，必须以ramdisk=N来指定ramdisk的大小；现在ramdisk可以动态增加。一共有四个参数，两个布尔型，两个整形。
1、load_ramdisk=N
如果N＝1，就加载ramdisk；如果N＝0，就不加载ramdisk；默认值为0。
2、prompt_ramdisk=N
N＝1，提示插入软盘；N＝0，不提示插入软盘；默认为1。
3、ramdisk_size=N或者ramdisk=N
设定ramdisk的最大值为N KB,默认为4096KB。
4、ramdisk_start=N
设置ramdisk的开始块号为N，当ramdisk有内核的映象文件是需要这个参数。
5、noinitrd
(仅当内核配置了选项CONFIG_BLK_DEV_RAM和CONFIG_BLK_DEV_INITRD)现在的内核都可以支持initrd了，引导进程首先装载内核和一个初始化的ramdisk，然后内核将initrd转换成普通的ramdisk，也就是读写模式的根文件系统设备。然后Linuxrc执行，然后装载真正的根文件系统，之后ramdisk被卸载，最后执行启动序列，比如/sbin/init。
选项noinitrd告诉内核不执行上面的步骤，即使内核编译了initrd，而是把initrd的数据写到 /dev/initrd，只是这是一个一次性的设备。
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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：
&span style=&font-size:18&&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。
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。
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
[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。
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