是什么: 惊群效应也叫雷鸣群体效应,简言之,就是多进程(线程)在同时阻塞等待同一个事件的时候(休眠状态),如果等待的这个事件发生,那么他会唤醒等待的所有进程(线程), 但是最终只可能有一个进程(线程)获得这个时间的"控制权",对该事件进行处理,而其他进程(线程)获得"控制权"失败,只能重新进入休眠状态,这种现象和性能浪费叫做惊群

消耗:

• 系统对用户进程/线程频繁地做无效的调度,上下文切换系统性能大打折扣
• 为了确保只有一个线程得到资源,用户必须对资源进行加锁保护,进一步加大系统开销

linux惊群效应详解

优点:

• 能适当提高程序的执行效率
• 能适当提高资源的利用率(CPU&内存)

• 线程上的任务执行后自动销毁

  缺点:

• 开启线程需要占用一定的内存空间
• 如果开启大量的线程,会占用大量的内存空间,降低程序的性能
• 线程越多,cpu在调用线程上的开销就越大
• 程序设计更加复杂,比如线程简的通信,多线程的数据共享

https://www.jianshu.com/p/1556a462be72

O模型主要由阻塞式I/O模型，非阻塞式I/O模型，I/O复用模型，信息驱动式I/O模型，异步I/O模型。

• 阻塞式I/O模型

  用户态进程调用recvfrom系统调用来接受数据，如果当前内核中数据没有准备好，那么会一直等待，不会进行其他操作，直到内核中的数据准备好，将数据拷贝到用户空间内存，然后recvfrom返回成功的信号，此时用户态进行才解除阻塞的状态，处理收到的数据。

• 非阻塞时I/O模型

  在非阻塞式I/O模型中，当进程等待内核的数据，而当该数据未到达的时候，进程会不断询问内核，直到内核准备好数据。

  用户态进程调用recvfrom接收数据，当前并没有数据报文产生，此时recvfrom返回EWOULDBLOCK，用户态进程会一直调用recvfrom询问内核，待内核准备好数据的时候，之后用户态进程不再询问内核，待数据从内核复制到用户空间，recvfrom成功返回，用户态进程开始处理数据。

• I/O多路复用模型

  I/O复用指的是多个I/O连接复用一个进程。

  最初级的I/O复用，就是一个进程对应多个连接，每次从头至尾进行遍历，判断是否有I/O事件需要处理，有的话就进行处理，缺点是效率比较低，如果一直没有事件进来，会导致CPU空转。

  • 升级版的I/O复用模型

    当没有I/O事件时，进程处于阻塞状态，当有I/O事件时，就会有一个代理去唤醒进程，去进行轮询，来处理I/O事件。（这里的代理也就是select和poll，select只能观察1024个连接，poll可以观察无限个连接）

    epoll是对select和poll的升级版，解决了很多问题，是线程安全的，而且可以通知进程是哪个Socket连接有I/O事件,提高了查找效率。

    • epoll和select/poll最大区别是

      • epoll内部使用了mmap共享了用户和内核的部分空间，避免了数据的来回拷贝
      • epoll基于事件驱动，epoll_wait只返回发生的事件避免了像select和poll对事件的整个轮寻操作。

• 信息驱动式I/O模型

  是非阻塞的，当需要等待数据时，用户态进程会给内核发送一个信号，告知自己需要的数据，然后就去执行其他任务了，内核准备好数据后，会给用户态发送一个信号，用户态进程收到之后，会立马调用recvfrom，等待数据从从内核空间复制到用户空间，待完成之后recvfrom返回成功指示，用户态进程才处理数据。

• 异步I/O模型

  与信息驱动式I/O模型区别在于，是在数据从内核态拷贝到用户空间之后，内核才通知用户态进程来处理数据。在复制数据到用户空间这个时间段内，用户态进程也是不阻塞的。

同步与异步的区别在于调用结果的通知方式上。 同步执行一个方法后，需要等待结果返回，然后继续执行下去。 异步执行一个方法后，不会等待结果的返回，调用方定时主动去轮询调用结果或者被调用方在执行完成后通过回调来通知调用方。

阻塞与非阻塞的区别在于进程/线程在等待消息时，进程/线程是否是挂起状态。 阻塞调用在发出去后，消息返回之前，当前进程/线程会被挂起，直到有消息返回，当前进/线程才会被激活。 非阻塞调用在发出去后，不会阻塞当前进/线程，而会立即返回，可以去执行其他任务。

• 简而言之,一个程序至少有一个进程,一个进程至少有一个线程
• 线程的划分尺度小于进程,使得多线程程序的并发性高
• 另外,进程在执行过程中拥有独立的内存单元,每个独立的线程有一个程序运行的入口,顺序执行序列和程序的出口,但是线程不能够独立执行,必须依存在程序中,由应用程序提供多个线程执行控制

• 从逻辑角度看,多线程的意义在于一个应用程序中,有多个执行部分可以同时执行,但操作系统并没有将多个线程看做多个独立的应用,来实现进程的调度和管理以及资源分配

• 进程和线程的关系: 线程是属于进程的,线程运行在进程空间内,同一进程所产生的线程共享同一内存空间,当进程退出时该进程所产生的线程都会被强制退出并清除,线程可与属于同一进程的其他 线程共享进程所拥有的全部资源,但是其本身基本上不拥有系统资源,只拥有一点在运行中必不可少的信息(如程序计数器,一组寄存器和栈)

• 孤儿进程

  根据维基百科的解释，孤儿进程指的是在其父进程执行完成或被终止后仍继续运行的一类进程。

  孤儿进程与僵尸进程是完全不同。孤儿进程借用了现实中孤儿的概念，也就是父进程不在了，子进程还在运行，这时我们就把子进程的PPID设为1。操作系统会创建进程号为1的init进程，它没有父进程也不会退出，可以收养系统的孤儿进程。

  在现实中用户可能刻意使进程成为孤儿进程，这样就可以让它与父进程会话脱钩，成为后面会介绍的守护进程。

• 僵尸进程

  当一个进程完成它的工作终止之后,它的父进程需要调用wait()或者waitpid()系统调用取得子进程的终止状态

  一个进程使用fork创建子进程，如果子进程退出，而父进程并没有调用wait或waitpid获取子进程的状态信息，那么子进程的进程描述符仍然保存在系统中。这种进程称之为僵尸进程。

• 守护进程

  • 守护(Daemon)进程

    我们可以认为守护进程就是后台服务进程，因为它会有一个很长的生命周期提供服务，关闭终端不会影响服务，也就是说可以忽略某些信号。

  • 实现守护进程 首先要保证进程在后台运行，可以在启动程序后面加&，当然更原始的方法是进程自己fork然后结束父进程。

          if (pid=fork()) {
            exit(0); // Parent process
          }
    

    然后是与终端、进程组、会话(Session)分离。每个进程创建时都绑定一个终端，而且属于一个进程组(进程组也有GID不过等同进程组长的PID)，这些进程组在一个会话中，如果是子进程一般会从父进程继承这些信息，想要与环境分离可以使用以下的系统调用。

    setsid();

    同样地我们会从父进程继承文件掩码(mask)，可以手动清理掩码。

    umask(0);

    如果需要我们可以改变当前工作目录，避免运行时必须使用当前所在的文件系统。

  • 使用Nohup nohup命令，是让程序以守护进程运行的方式之一，程序运行后忽略SIGHUP信号，也就说关闭终端不会影响进程的运行。

    类似的命令还有disown

线程间的通信方式

• 使用全局变量

  主要由于多个线程可能更改全局变量，因此全局变量最好声明为volatile

• 使用消息实现通信

  在Windows程序设计中，每一个线程都可以拥有自己的消息队列（UI线程默认自带消息队列和消息循环，工作线程需要手动实现消息循环），因此可以采用消息进行线程间通信sendMessage,postMessage。

  1)定义消息#define WM_THREAD_SENDMSG=WM_USER+20;

  2)添加消息函数声明afx_msg int OnTSendmsg();

  3)添加消息映射ON_MESSAGE(WM_THREAD_SENDMSG,OnTSM)

  4)添加OnTSM()的实现函数；

  5)在线程函数中添加PostMessage消息Post函数

• 使用事件CEvent类实现线程间通信

  Event对象有两种状态：有信号和无信号，线程可以监视处于有信号状态的事件，以便在适当的时候执行对事件的操作。

  1)创建一个CEvent类的对象：CEvent threadStart;它默认处在未通信状态；

  2)threadStart.SetEvent();使其处于通信状态；

  3)调用WaitForSingleObject()来监视CEvent对象

线程间的同步方式

各个线程可以访问进程中的公共变量，资源，所以使用多线程的过程中需要注意的问题是如何防止两个或两个以上的线程同时访问同一个数据，以免破坏数据的完整性。数据之间的相互制约包括

1. 直接制约关系，即一个线程的处理结果，为另一个线程的输入，因此线程之间直接制约着，这种关系可以称之为同步关系

2. 间接制约关系，即两个线程需要访问同一资源，该资源在同一时刻只能被一个线程访问，这种关系称之为线程间对资源的互斥访问，某种意义上说互斥是一种制约关系更小的同步

线程间的同步方式有四种

• 临界区

  临界区对应着一个CcriticalSection对象，当线程需要访问保护数据时，调用EnterCriticalSection函数；当对保护数据的操作完成之后，调用LeaveCriticalSection函数释放对临界区对象的拥有权，以使另一个线程可以夺取临界区对象并访问受保护的数据。

  PS:关键段对象会记录拥有该对象的线程句柄即其具有“线程所有权”概念，即进入代码段的线程在leave之前，可以重复进入关键代码区域。所以关键段可以用于线程间的互斥，但不可以用于同步（同步需要在一个线程进入，在另一个线程leave）

• 互斥量

  互斥与临界区很相似，但是使用时相对复杂一些（互斥量为内核对象），不仅可以在同一应用程序的线程间实现同步，还可以在不同的进程间实现同步，从而实现资源的安全共享。

  PS:1、互斥量由于也有线程所有权的概念，故也只能进行线程间的资源互斥访问，不能由于线程同步； 2、由于互斥量是内核对象，因此其可以进行进程间通信，同时还具有一个很好的特性，就是在进程间通信时完美的解决了"遗弃"问题

• 信号量

  信号量的用法和互斥的用法很相似，不同的是它可以同一时刻允许多个线程访问同一个资源，PV操作

  PS:事件可以完美解决线程间的同步问题，同时信号量也属于内核对象，可用于进程间的通信

• 事件 事件分为手动置位事件和自动置位事件。事件Event内部它包含一个使用计数（所有内核对象都有），一个布尔值表示是手动置位事件还是自动置位事件，另一个布尔值用来表示事件有无触发。由SetEvent()来触发，由ResetEvent()来设成未触发。

  PS:事件是内核对象,可以解决线程间同步问题，因此也能解决互斥问题

进程间通信方式

进程间通信又称IPC(Inter-Process Communication),指多个进程之间相互通信，交换信息的方法。根据进程通信时信息量大小的不同,可以将进程通信划分为两大类型:

1. 低级通信,控制信息的通信(主要用于进程之间的同步,互斥,终止和挂起等等控制信息的传递)

2. 高级通信,大批数据信息的通信(主要用于进程间数据块数据的交换和共享,常见的高级通信有管道,消息队列,共享内存等).

3. 管道( pipe )：管道是一种半双工的通信方式，数据只能单向流动，而且只能在具有亲缘关系的进程间使用。进程的亲缘关系通常是指父子进程关系。

4. 有名管道 (named pipe) ： 有名管道也是半双工的通信方式，但是它允许无亲缘关系进程间的通信。
5. 信号量( semophore ) ： 信号量是一个计数器，可以用来控制多个进程对共享资源的访问。不是用于交换大批数据,而用于多线程之间的同步.常作为一种锁机制,防止某进程在访问资源时其它进程也访问该资源。因此，主要作为进程间以及同一进程内不同线程之间的同步手段。
6. 消息队列( message queue ) ： 消息队列是由消息的链表，存放在内核中并由消息队列标识符标识。消息队列克服了信号传递信息少、管道只能承载无格式字节流以及缓冲区大小受限等缺点。
7. 信号 ( signal ) ： 信号是一种比较复杂的通信方式，用于通知接收进程某个事件已经发生。
8. [共享内存( shared memory )] ：共享内存就是映射一段能被其他进程所访问的内存，这段共享内存由一个进程创建，但多个进程都可以访问。共享内存是最快的 IPC 方式，它是针对其他进程间通信方式运行效率低而专门设计的。它往往与其他通信机制，如信号两，配合使用，来实现进程间的同步和通信。
9. 套接字( socket ) ： 套解口也是一种进程间通信机制，与其他通信机制不同的是，它可用于不同机器间的进程通信。

本文摘自: 线程间的通信、同步方式与进程间通信方式

• 线程和进程都是同步机制，而协程是异步机制。
• 线程是抢占式，而协程是非抢占式的。需要用户释放使用权切换到其他协程，因此同一时间其实只有一个协程拥有运行权，相当于单线程的能力。
• 一个线程可以有多个协程，一个进程也可以有多个协程。
• 协程不被操作系统内核管理，而完全是由程序控制。线程是被分割的CPU资源，协程是组织好的代码流程，线程是协程的资源。但协程不会直接使用线程，协程直接利用的是执行器关联任意线程或线程池。
• 协程能保留上一次调用时的状态。

并发就是在一段时间内，多个任务都会被处理；但在某一时刻，只有一个任务在执行。单核处理器可以做到并发。比如有两个进程A和B，A运行一个时间片之后，切换到B，B运行一个时间片之后又切换到A。因为切换速度足够快，所以宏观上表现为在一段时间内能同时运行多个程序。

并行就是在同一时刻，有多个任务在执行。这个需要多核处理器才能完成，在微观上就能同时执行多条指令，不同的程序被放到不同的处理器上运行，这个是物理上的多个进程同时进行。

进程切换分两步：

1、切换页表以使用新的地址空间，一旦去切换上下文，处理器中所有已经缓存的内存地址一瞬间都作废了。

2、切换内核栈和硬件上下文。

对于linux来说，线程和进程的最大区别就在于地址空间，对于线程切换，第1步是不需要做的，第2步是进程和线程切换都要做的。

因为每个进程都有自己的虚拟地址空间，而线程是共享所在进程的虚拟地址空间的，因此同一个进程中的线程进行线程切换时不涉及虚拟地址空间的转换。

进程都有自己的虚拟地址空间，把虚拟地址转换为物理地址需要查找页表，页表查找是一个很慢的过程，因此通常使用Cache来缓存常用的地址映射，这样可以加速页表查找，这个Cache就是TLB（translation Lookaside Buffer，TLB本质上就是一个Cache，是用来加速页表查找的）。

由于每个进程都有自己的虚拟地址空间，那么显然每个进程都有自己的页表，那么当进程切换后页表也要进行切换，页表切换后TLB就失效了，Cache失效导致命中率降低，那么虚拟地址转换为物理地址就会变慢，表现出来的就是程序运行会变慢，而线程切换则不会导致TLB失效，因为线程无需切换地址空间，因此我们通常说线程切换要比较进程切换块，原因就在这里。

从线程的运行空间来说，分为用户级线程（user-level thread, ULT）和内核级线程（kernel-level, KLT）

内核级线程：这类线程依赖于内核，又称为内核支持的线程或轻量级进程。无论是在用户程序中的线程还是系统进程中的线程，它们的创建、撤销和切换都由内核实现。比如英特尔i5-8250U是4核8线程，这里的线程就是内核级线程

用户级线程：它仅存在于用户级中，这种线程是不依赖于操作系统核心的。应用进程利用线程库来完成其创建和管理，速度比较快，操作系统内核无法感知用户级线程的存在。

每个进程中访问临界资源的那段程序称为临界区，一次仅允许一个进程使用的资源称为临界资源。

解决冲突的办法：

• 如果有若干进程要求进入空闲的临界区，一次仅允许一个进程进入，如已有进程进入自己的临界区，则其它所有试图进入临界区的进程必须等待；
• 进入临界区的进程要在有限时间内退出。
• 如果进程不能进入自己的临界区，则应让出CPU，避免进程出现“忙等”现象。

什么是死锁：

在两个或者多个并发进程中，如果每个进程持有某种资源而又等待其它进程释放它或它们现在保持着的资源，在未改变这种状态之前都不能向前推进，称这一组进程产生了死锁。通俗的讲就是两个或多个进程无限期的阻塞、相互等待的一种状态。

死锁产生的四个必要条件：（有一个条件不成立，则不会产生死锁）

• 互斥条件：一个资源一次只能被一个进程使用
• 请求与保持条件：一个进程因请求资源而阻塞时，对已获得资源保持不放
• 不剥夺条件：进程获得的资源，在未完全使用完之前，不能强行剥夺
• 循环等待条件：若干进程之间形成一种头尾相接的环形等待资源关系

如何处理死锁问题：

• 忽略该问题。例如鸵鸟算法，该算法可以应用在极少发生死锁的的情况下。为什么叫鸵鸟算法呢，因为传说中鸵鸟看到危险就把头埋在地底下，可能鸵鸟觉得看不到危险也就没危险了吧。跟掩耳盗铃有点像。
• 检测死锁并且恢复。
• 仔细地对资源进行动态分配，以避免死锁。
• 通过破除死锁四个必要条件之一，来防止死锁产生。

• 先来先服务：非抢占式的调度算法，按照请求的顺序进行调度。有利于长作业，但不利于短作业，因为短作业必须一直等待前面的长作业执行完毕才能执行，而长作业又需要执行很长时间，造成了短作业等待时间过长。另外，对I/O密集型进程也不利，因为这种进程每次进行I/O操作之后又得重新排队。
• 短作业优先：非抢占式的调度算法，按估计运行时间最短的顺序进行调度。长作业有可能会饿死，处于一直等待短作业执行完毕的状态。因为如果一直有短作业到来，那么长作业永远得不到调度。
• 最短剩余时间优先：最短作业优先的抢占式版本，按剩余运行时间的顺序进行调度。 当一个新的作业到达时，其整个运行时间与当前进程的剩余时间作比较。如果新的进程需要的时间更少，则挂起当前进程，运行新的进程。否则新的进程等待。
• 时间片轮转：将所有就绪进程按 FCFS 的原则排成一个队列，每次调度时，把 CPU 时间分配给队首进程，该进程可以执行一个时间片。当时间片用完时，由计时器发出时钟中断，调度程序便停止该进程的执行，并将它送往就绪队列的末尾，同时继续把 CPU 时间分配给队首的进程。

时间片轮转算法的效率和时间片的大小有很大关系：因为进程切换都要保存进程的信息并且载入新进程的信息，如果时间片太小，会导致进程切换得太频繁，在进程切换上就会花过多时间。 而如果时间片过长，那么实时性就不能得到保证。

• 优先级调度：为每个进程分配一个优先级，按优先级进行调度。为了防止低优先级的进程永远等不到调度，可以随着时间的推移增加等待进程的优先级。

建议看看: 调度算法

进程一共有5种状态，分别是创建、就绪、运行（执行）、终止、阻塞。

• 运行状态就是进程正在CPU上运行。在单处理机环境下，每一时刻最多只有一个进程处于运行状态。
• 就绪状态就是说进程已处于准备运行的状态，即进程获得了除CPU之外的一切所需资源，一旦得到CPU即可运行。
• 阻塞状态就是进程正在等待某一事件而暂停运行，比如等待某资源为可用或等待I/O完成。即使CPU空闲，该进程也不能运行。

运行态→阻塞态：往往是由于等待外设，等待主存等资源分配或等待人工干预而引起的。 阻塞态→就绪态：则是等待的条件已满足，只需分配到处理器后就能运行。 运行态→就绪态：不是由于自身原因，而是由外界原因使运行状态的进程让出处理器，这时候就变成就绪态。例如时间片用完，或有更高优先级的进程来抢占处理器等。 就绪态→运行态：系统按某种策略选中就绪队列中的一个进程占用处理器，此时就变成了运行态。

把内存空间划分为大小相等且固定的块，作为主存的基本单位。因为程序数据存储在不同的页面中，而页面又离散的分布在内存中，因此需要一个页表来记录映射关系，以实现从页号到物理块号的映射。

访问分页系统中内存数据需要两次的内存访问 (一次是从内存中访问页表，从中找到指定的物理块号，加上页内偏移得到实际物理地址；第二次就是根据第一次得到的物理地址访问内存取出数据)。

分页是为了提高内存利用率，而分段是为了满足程序员在编写代码的时候的一些逻辑需求(比如数据共享，数据保护，动态链接等)。

分段内存管理当中，地址是二维的，一维是段号，二维是段内地址；其中每个段的长度是不一样的，而且每个段内部都是从0开始编址的。由于分段管理中，每个段内部是连续内存分配，但是段和段之间是离散分配的，因此也存在一个逻辑地址到物理地址的映射关系，相应的就是段表机制。

• 分页对程序员是透明的，但是分段需要程序员显式划分每个段。
• 分页的地址空间是一维地址空间，分段是二维的。
• 页的大小不可变，段的大小可以动态改变。
• 分页主要用于实现虚拟内存，从而获得更大的地址空间；分段主要是为了使程序和数据可以被划分为逻辑上独立的地址空间并且有助于共享和保护。

操作系统把物理内存(physical RAM)分成一块一块的小内存，每一块内存被称为页(page)。当内存资源不足时，Linux把某些页的内容转移至硬盘上的一块空间上，以释放内存空间。硬盘上的那块空间叫做交换空间(swap space),而这一过程被称为交换(swapping)。物理内存和交换空间的总容量就是虚拟内存的可用容量。

用途：

• 物理内存不足时一些不常用的页可以被交换出去，腾给系统。
• 程序启动时很多内存页被用来初始化，之后便不再需要，可以交换出去。

在程序运行过程中，如果要访问的页面不在内存中，就发生缺页中断从而将该页调入内存中。此时如果内存已无空闲空间，系统必须从内存中调出一个页面到磁盘对换区中来腾出空间。

包括以下算法：

• 最佳算法：所选择的被换出的页面将是最长时间内不再被访问，通常可以保证获得最低的缺页率。这是一种理论上的算法，因为无法知道一个页面多长时间不再被访问。
• 先进先出：选择换出的页面是最先进入的页面。该算法将那些经常被访问的页面也被换出，从而使缺页率升高。
• LRU：虽然无法知道将来要使用的页面情况，但是可以知道过去使用页面的情况。LRU 将最近最久未使用的页面换出。为了实现 LRU，需要在内存中维护一个所有页面的链表。当一个页面被访问时，将这个页面移到链表表头。这样就能保证链表表尾的页面是最近最久未访问的。因为每次访问都需要更新链表，因此这种方式实现的 LRU 代价很高。
• 时钟算法：时钟算法使用环形链表将页面连接起来，再使用一个指针指向最老的页面。它将整个环形链表的每一个页面做一个标记，如果标记是0，那么暂时就不会被替换，然后时钟算法遍历整个环，遇到标记为1的就替换，否则将标记为0的标记为1。

建议看看: 调度算法

缓冲区溢出是指当计算机向缓冲区填充数据时超出了缓冲区本身的容量，溢出的数据覆盖在合法数据上。

危害有以下两点：

• 程序崩溃，导致拒绝额服务
• 跳转并且执行一段恶意代码

造成缓冲区溢出的主要原因是程序中没有仔细检查用户输入。

虚拟内存就是说，让物理内存扩充成更大的逻辑内存，从而让程序获得更多的可用内存。虚拟内存使用部分加载的技术，让一个进程或者资源的某些页面加载进内存，从而能够加载更多的进程，甚至能加载比内存大的进程，这样看起来好像内存变大了，这部分内存其实包含了磁盘或者硬盘，并且就叫做虚拟内存。

IO多路复用是指内核一旦发现进程指定的一个或者多个IO条件准备读取，它就通知该进程。IO多路复用适用如下场合：

• 当客户处理多个描述字时（一般是交互式输入和网络套接口），必须使用I/O复用。
• 当一个客户同时处理多个套接口时，而这种情况是可能的，但很少出现。
• 如果一个TCP服务器既要处理监听套接口，又要处理已连接套接口，一般也要用到I/O复用。
• 如果一个服务器即要处理TCP，又要处理UDP，一般要使用I/O复用。
• 如果一个服务器要处理多个服务或多个协议，一般要使用I/O复用。
• 与多进程和多线程技术相比，I/O多路复用技术的最大优势是系统开销小，系统不必创建进程/线程，也不必维护这些进程/线程，从而大大减小了系统的开销。

• 硬链接就是在目录下创建一个条目，记录着文件名与 inode 编号，这个 inode 就是源文件的 inode。删除任意一个条目，文件还是存在，只要引用数量不为 0。但是硬链接有限制，它不能跨越文件系统，也不能对目录进行链接。
• 符号链接文件保存着源文件所在的绝对路径，在读取时会定位到源文件上，可以理解为 Windows 的快捷方式。当源文件被删除了，链接文件就打不开了。因为记录的是路径，所以可以为目录建立符号链接。

1. 保护现场：将当前执行程序的相关数据保存在寄存器中，然后入栈。
2. 开中断：以便执行中断时能响应较高级别的中断请求。
3. 中断处理
4. 关中断：保证恢复现场时不被新中断打扰
5. 恢复现场：从堆栈中按序取出程序数据，恢复中断前的执行状态。

• 轮询：CPU对特定设备轮流询问。中断：通过特定事件提醒CPU。
• 轮询：效率低等待时间长，CPU利用率不高。中断：容易遗漏问题，CPU利用率不高。

用户态和系统态是操作系统的两种运行状态：

• 内核态：内核态运行的程序可以访问计算机的任何数据和资源，不受限制，包括外围设备，比如网卡、硬盘等。处于内核态的 CPU 可以从一个程序切换到另外一个程序，并且占用 CPU 不会发生抢占情况。
• 用户态：用户态运行的程序只能受限地访问内存，只能直接读取用户程序的数据，并且不允许访问外围设备，用户态下的 CPU 不允许独占，也就是说 CPU 能够被其他程序获取。

将操作系统的运行状态分为用户态和内核态，主要是为了对访问能力进行限制，防止随意进行一些比较危险的操作导致系统的崩溃，比如设置时钟、内存清理，这些都需要在内核态下完成 。

所有的用户进程都是运行在用户态的，但是我们上面也说了，用户程序的访问能力有限，一些比较重要的比如从硬盘读取数据，从键盘获取数据的操作则是内核态才能做的事情，而这些数据却又对用户程序来说非常重要。所以就涉及到两种模式下的转换，即用户态 -> 内核态 -> 用户态，而唯一能够做这些操作的只有 系统调用，而能够执行系统调用的就只有 操作系统。

一般用户态 -> 内核态的转换我们都称之为 trap 进内核，也被称之为 陷阱指令(trap instruction)。

他们的工作流程如下：

• 首先用户程序会调用 glibc 库，glibc 是一个标准库，同时也是一套核心库，库中定义了很多关键 API。
• glibc 库知道针对不同体系结构调用系统调用的正确方法，它会根据体系结构应用程序的二进制接口设置用户进程传递的参数，来准备系统调用。
• 然后，glibc 库调用软件中断指令(SWI) ，这个指令通过更新 CPSR 寄存器将模式改为超级用户模式，然后跳转到地址 0x08 处。
• 到目前为止，整个过程仍处于用户态下，在执行 SWI 指令后，允许进程执行内核代码，MMU 现在允许内核虚拟内存访问
• 从地址 0x08 开始，进程执行加载并跳转到中断处理程序，这个程序就是 ARM 中的 vector_swi()。
• 在 vector_swi() 处，从 SWI 指令中提取系统调用号 SCNO，然后使用 SCNO 作为系统调用表 sys_call_table 的索引，调转到系统调用函数。
• 执行系统调用完成后，将还原用户模式寄存器，然后再以用户模式执行。