操作系統運行中，種有各種事情打斷和切換，通過系統陷阱來實現：
簡單來說就和應用層的回調函數一樣， 只不過這些處理是在操作系統內核里面，系統初始化時就填充好了IDT(interrupt dispatch table), 當中斷發生時， 系統會根據中斷類型，去調用對應的ISR(interrupt service routine). 當中斷發生時，操作系統內核會保存足夠多的信息(陷阱幀）， 這樣系統處理完中斷之后可以回到原來的地方繼續執行?？雌饋砗孟窈臀覀儜脤拥暮瘮嫡{用一樣， 但是他們的實現是完全不同的， 函數調用是同一線程， 通過堆棧來實現的；中斷處理涉及到線程切換，要保存線程的執行環境。
中斷處理流程圖：
IRQL(interrupt request level) - 中斷請求級別：
每種中斷都有自己的優先級， 高優先級的中斷可以打斷低優先級的中斷的處理， 反之則不行。
對應用層開發人員來說，最重要的是最下面的3個軟件中斷級別：
(1) DPC/dispatch: 系統的線程調度器工作在這一級別， 它可以決定掛起和調度哪個線程。DPC（deferred procedure call）主要是給驅動程序用的，每個處理器都有一個DPC列表， 處理器在降級當前IRQL之前， 會先把DPC列表里的事情處理完。
(2) APC: APC即asynchronous procedure call, 每個線程都有一個APC隊列， 我們可以往該隊列中加入自己要處理的事情(QueueUserAPC), 然后系統會在當該線程進入alertable wait state時調用我們加入的操作，我們可以通過SleepEx/WaitForMultipleObjectEx讓該線程進入這種等待狀態。我們常見的OVERLAPPED ReadFileEx/WriteFileEx就是通過這種方式實現的。
(3) Passive/Low: 這個實際上不是一個IRQL, 我們普通的用戶代碼就運行在這個級別，所以它可以隨時被打斷。
系統服務調用：
在Pentium II 之前， 0x2e中斷進入系統內核(eax傳遞服務號)， Pentium II 之后處理器提供了Sysenter/Sysexit指令直接進出內核。
內核對GUI線程和非GUI線程有不同的SSDT（System Services Descriptor Table）, GUI線程服務分發表更完整，包含了窗口和GDI相關部分， 在第一調用user32/GDI相關的API時系統會修改該線程系統服務表的指針。
內核對象結構：
應用層打交道的內核對象實際上是執行體對象， 它是有一個或多個真正的內核對象組成的。內核對象由對象頭和對象體組成， 對象頭對每種對象包含一致的結構， 對象體則每種對象各不相同。對象頭里的對象類型(object type)， 對同種類型的對象，指向相同的地址，表明了該種對象的屬性和方法。對象管理器通過對象頭來管理內核對象。
內核對象同步原理:
應用層我們經常調用WaitForSingle(Multiple)Object, 操作系統內部是怎么實現的?
每個可同步的對象， 內部都有一個分發器頭(dispatch_header), 分發器頭包含了對象類型，狀態，以及等待該對象的線程列表；每個處于等待狀態的線程， 都有一個等待塊列表(wait block list), 每個等待塊代表一個等待線程。這樣就很好理解了，當我們把一個同步對象設置成有信號狀態時， 系統沿著分發器頭的等待線程列表遍歷，找到可激活的線程，將它轉入就緒狀態參與線程調度。
Critical Section是如何實現用戶態等待的？
我們知道CRITICAL_SECTION是同一進程內我們最常用的同步機制， 號稱不用轉入內核，以高效聞名， 它是怎么實現的？
單純在用戶態等待， 我們只能死循環，不停的檢測， 也就是所謂的自旋鎖(SpinLock), critical section如果用這種方式實現，何來高效可言。
實際上critical section的大概實現是這樣的: 它內部包含一個標志位以及一個event object, 進入critical section時首先嘗試設置標志位，如果設置成功，表示成功獲得資源；如果標志位已經被設置， 則等待event事件。其中標志位的設置是用類似interlockedexchange這樣的原子API操作的。這樣只要沒有資源競爭，大部分情況下都能滿足我們的高效需求， 如果有資源競爭，實際上還是會轉入內核態掛起線程。
posted on 2016-03-22 22:48
Richard Wei 閱讀(2184)
評論(1) 編輯 收藏 引用 所屬分類:
windows desktop