LInux 操作系統中斷

什么是系統中斷

這個沒啥可說的，大家都知道；

CPU 在執行任務途中接收到中斷請求，需要保存現場后去處理中斷請求！保存現場稱為中斷處理程序！處理中斷請求也就是喚醒對應的任務進程來持有CPU進行需要的操作！

有了中斷之后，提升了操作系統的性能！可以異步并行處理很多任務！

• 軟中斷（80中斷）

由CPU產生的；CPU檢查到程序代碼段發生異常會切換到內核態；

• 硬中斷

由硬件設備發起的中斷稱為硬中斷！可以發生在任何時間；比方說網卡設備接收到一組報文；對應的報文會被DMA設備進行拷貝到網卡緩沖區！然后網卡就會向CPU發起中斷信號（IRQ）：

CPU收到信號后就會執行網卡對應的中斷處理程序！

內核在系統中斷時做了什么事

每種中斷都有它對應的中斷處理程序；

對應到內核的某一個代碼段；

CPU接收到中斷后；首先需要將寄存器中數據保存到進程描述符！PCB！

隨后切換到內核態處理中斷處理程序！執行網卡的程序；

執行完畢之后切換到用戶態，根據PCB內容恢復現場！然后就可繼續執行代碼段了！

硬件中斷觸發的過程

中斷請求寄存器：保存需要發送中斷請求的設備記錄！

優先級解析器：中斷請求是有優先級之分的，因為CPU不能同時執行多個中斷請求！

正在服務寄存器：正在執行的請求！比方我正在打字，這里面記錄的就是鍵盤IRQ1 ！

操作系統啟動時需要將硬件向量值與處理程序地址進行映射！當硬件發送中斷信息時只會發送向量值，通過匹配找到對應的處理程序！

Socket基礎

Socket讀寫緩沖區機制

所謂socket,在底層也無非就是一個對象，通過對象綁定兩個緩沖區，也就是數據隊列，然后調用系統API對這兩個緩沖區的數據進行操作罷了！

發數據；用戶態轉內核態，將數據拷貝到send緩存區，然后調用write系統調用將數據拷貝到網卡，再由網卡通過TCP/IP協議進行數據包的網絡發送！

socket兩種工作模式

• BIO

總結：讀數據讀不到就一直等，發數據發不了就一直等！

• NIO

讀數據讀不到就等一會再讀，取數據取不到就等一會再??！

接受端緩沖區打滿了，線程又搶占不到CPU去清理緩沖區，怎么辦！

最后發送端的數據緩沖區也會被打滿！

系統調用；用戶態------內核態

• 系統調用：

int 0X80對應的就是系統調用中斷處理程序；向量值為128；system_call;

IRQ是有限的，不可能為每一個系統調用都分配一個向量值，所以統一使用80中斷來進行系統調用的路由！

為什么要有這兩種狀態

指令的危險程度不一樣；

對于不同的指令，為了保證系統安全，劃分了用戶空間和內核空間；

linux中：0表示內核態，3表示用戶態！

所以：linux在創建進程的時候就會為進程分配兩塊空間；

用戶棧：分配變量，創建對象

內核棧：分配變量！

什么時候進程進行切換至內核態

硬中斷；

用戶態中代碼出現錯誤也要切換！

進程切換時都做了什么

CPU中存在很多寄存器

這些寄存器保存了進程在進行運算時的一些瞬時數據；如果現在要進行進程切換了；這些數據都需要找個地方保存起來；那么保存到哪里呢？

進程PCB：在OS創建進程的時候同時也會分配一段空間存放進程的一些信息；其中就有一個字段指向一個數據結構；叫做進程控制塊PCB：

用來描述和控制進程的運行的一個數據結構——進程控制塊PCB(Process Control Block)，是進程實體的一部分，是操作系統中最重要的記錄型數據結構。

• PCB是進程存在的唯一標志
• 系統能且只能通過PCB對進程進行控制和調度
• PCB記錄了操作系統所需的、用于描述進程的當前情況以及控制進程運行的全部信息

所以：在進程進行切換的時候CPU中的數據保存到了PCB中，供CPU回來時讀取恢復！

Linux select 多路復用函數

select就是一個函數：只要傳入相應的參數就能獲得相應的數據：

1、們所關心的文件描述符fd;

2、描述符中我們關心的狀態：讀事件、寫事件、等

3、等待時間

調用結束后內核會返回相關信息給我們！

做好準備的個數

哪些已經做好準備；有了這些返回信息，我們就可以調用合適的IO函數！這些函數就不會再被阻塞了；-

函數詳解

select函數這里不再細講，可以翻看以前的文章

將函數需要的參數準備好之后調用select；

select進行80中斷；將rset數據拷貝到內核中；查詢對應的狀態之后設置rset對應的位置值，

完成后又拷貝到用戶態中的rset；這樣一來rset里面的位信息就代表了哪些socket是準備好了的！

隨后遍歷這些位信息就可以調用read或wirte進行緩沖區的操作了！

缺點

可以看到，while死循環中每次執行都將rset重新置位；然后循環重新SET位信息；隨后才會發起請求！過程較為繁瑣且重復！

select多路復用器底層原理分析

epoll函數

了解到select的缺點后發現：select每次得到數據都要進行復位，然后又進行重復的步驟去內核中獲取信息；感覺就是很多時間都花在重復的勞動上，為了解決這個問題，linux在2.6引入epoll模型，單獨在內核區域開辟一塊空間來做select主動去做的事，select是主動查，epoll則是準備數據，線程來了直接取就行了；大大提升了性能

既然是函數，看看相關的函數實現：

實現思路：

在內核創建一塊空間；總所周知；linux下一切皆文件；所以所謂創建的空間也就是一個文件描述符fd,然后這個文件結構中有兩個指針指向另外兩個地址空間：事件隊列、就緒隊列

事件隊列：存放已經建立所有socket連接

就緒隊列：準備就緒的socket；也就是read或write的時候不用阻塞的socket；

其實epoll就像一個數據庫；里面有兩個數據表；一個放連接列表；一個放準備就緒的連接列表；

既然有這兩個隊列；就要涉及到增刪查；這就是另外兩個函數的來由；

int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);

對事件隊列進行增刪改：

epfd : epoll的文件描述符號：因為內核中可能有多個epoll

op : 參數op有以下幾個值：EPOLL_CTL_ADD：注冊新的fd到epfd中，并關聯事件event；EPOLL_CTL_MOD：修改已經注冊的fd的監聽事件；EPOLL_CTL_DEL：從epfd中移除fd，并且忽略掉綁定的event，這時event可以為null；

fd : 表示socket對應的文件描述符。

epoll底層原理解析