操作系统运行中，种有各种事情打断和切换，通过系统陷阱来实现：
简单来说就和应用层的回调函数一样， 只不过这些处理是在操作系统内核里面，系统初始化时就填充好了IDT(interrupt dispatch table), 当中断发生时， 系统会根据中断类型，去调用对应的ISR(interrupt service routine). 当中断发生时，操作系统内核会保存足够多的信息(陷阱帧）， 这样系统处理完中断之后可以回到原来的地方继续执行。看起来好像和我们应用层的函数调用一样， 但是他们的实现是完全不同的， 函数调用是同一线程， 通过堆栈来实现的；中断处理涉及到线程切换，要保存线程的执行环境。
中断处理流程图：
IRQL(interrupt request level) - 中断请求级别：
每种中断都有自己的优先级， 高优先级的中断可以打断低优先级的中断的处理， 反之则不行。
对应用层开发人员来说，最重要的是最下面的3个软件中断级别：
(1) DPC/dispatch: 系统的线程调度器工作在这一级别， 它可以决定挂起和调度哪个线程。DPC（deferred procedure call）主要是给驱动程序用的，每个处理器都有一个DPC列表， 处理器在降级当前IRQL之前， 会先把DPC列表里的事情处理完。
(2) APC: APC即asynchronous procedure call, 每个线程都有一个APC队列， 我们可以往该队列中加入自己要处理的事情(QueueUserAPC), 然后系统会在当该线程进入alertable wait state时调用我们加入的操作，我们可以通过SleepEx/WaitForMultipleObjectEx让该线程进入这种等待状态。我们常见的OVERLAPPED ReadFileEx/WriteFileEx就是通过这种方式实现的。
(3) Passive/Low: 这个实际上不是一个IRQL, 我们普通的用户代码就运行在这个级别，所以它可以随时被打断。
系统服务调用：
在Pentium II 之前， 0x2e中断进入系统内核(eax传递服务号)， Pentium II 之后处理器提供了Sysenter/Sysexit指令直接进出内核。
内核对GUI线程和非GUI线程有不同的SSDT（System Services Descriptor Table）, GUI线程服务分发表更完整，包含了窗口和GDI相关部分， 在第一调用user32/GDI相关的API时系统会修改该线程系统服务表的指针。
内核对象结构：
应用层打交道的内核对象实际上是执行体对象， 它是有一个或多个真正的内核对象组成的。内核对象由对象头和对象体组成， 对象头对每种对象包含一致的结构， 对象体则每种对象各不相同。对象头里的对象类型(object type)， 对同种类型的对象，指向相同的地址，表明了该种对象的属性和方法。对象管理器通过对象头来管理内核对象。
内核对象同步原理:
应用层我们经常调用WaitForSingle(Multiple)Object, 操作系统内部是怎么实现的?
每个可同步的对象， 内部都有一个分发器头(dispatch_header), 分发器头包含了对象类型，状态，以及等待该对象的线程列表；每个处于等待状态的线程， 都有一个等待块列表(wait block list), 每个等待块代表一个等待线程。这样就很好理解了，当我们把一个同步对象设置成有信号状态时， 系统沿着分发器头的等待线程列表遍历，找到可激活的线程，将它转入就绪状态参与线程调度。
Critical Section是如何实现用户态等待的？
我们知道CRITICAL_SECTION是同一进程内我们最常用的同步机制， 号称不用转入内核，以高效闻名， 它是怎么实现的？
单纯在用户态等待， 我们只能死循环，不停的检测， 也就是所谓的自旋锁(SpinLock), critical section如果用这种方式实现，何来高效可言。
实际上critical section的大概实现是这样的: 它内部包含一个标志位以及一个event object, 进入critical section时首先尝试设置标志位，如果设置成功，表示成功获得资源；如果标志位已经被设置， 则等待event事件。其中标志位的设置是用类似interlockedexchange这样的原子API操作的。这样只要没有资源竞争，大部分情况下都能满足我们的高效需求， 如果有资源竞争，实际上还是会转入内核态挂起线程。
posted on 2016-03-22 22:48
Richard Wei 阅读(2162)
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