当一个任务（进程）执行系统调用而陷入内核代码中执行时，我们就称进程处于内核运行态（或简称为内核态）。此时处理器处于特权级最高的（0级）内核代码中执行。当进程处于内核态时，执行的内核代码会使用当前进程的内核栈。每个进程都有自己的内核栈。当进程在执行用户自己的代码时，则称其处于用户运行态（用户态）。即此时处理器在特权级最低的（3级）用户代码中运行。当正在执行用户程序而突然被中断程序中断时，此时用户程序也可以象征性地称为处于进程的内核态。因为中断处理程序将使用当前进程的内核栈。这与处于内核态的进程的状态有些类似。
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：
1）例子
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。
2）特权级
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。
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
一、进程(作业)调度算法 l 先来先服务调度算法（FCFS）：每次调度是从就绪队列中，选择一个最先进入就绪队列的进程，把处理器分配给该进程，使之得到执行。该进程一旦占有了处理器，它就一直运行下去，直到该进程完成或因发生事件而阻塞，才退出处理器。特点：利于长进程，而不利于短进程。 l 短进程（作业）优先调度算法(SPF)：它是从就绪队列中选择一个估计运行时间最短的进程，将处理器分配给该进程，使之占有处理器并执行，直到该进程完成或因发生事件而阻塞，然后退出处理器，再重新调度。 l 时间片轮转调度算法 ：系统将所有的就绪进程按进入就绪队列的先后次序排列。每次调度时把CPU分配给队首进程，让其执行一个时间片，当时间片用完，由计时器发出时钟中断，调度程序则暂停该进程的执行，使其退出处理器，并将它送到就绪队列的末尾，等待下一轮调度执行。 l 优先数调度算法 ：它是从就绪队列中选择一个优先权最高的进程，让其获得处理器并执行。 l 响应比高者优先调度算法：它是从就绪队列中选择一个响应比最高的进程，让其获得处理器执行，直到该进程完成或因等待事件而退出处理器为止。特点：既照顾了短进程，又考虑了进程到达的先后次序，也不会使长进程长期得不到服务，因此是一个比较全面考虑的算法，但每次进行调度时，都需要对各个进程计算响应比。所以系统开销很大，比较复杂。 l 多级队列调度算法 基本概念： 作业周转时间（Ti）＝完成时间(Tei)－提交时间(Tsi) 作业平均周转时间(T)＝周转时间/作业个数 作业带权周转时间（Wi）＝周转时间/运行时间 响应比＝（等待时间＋运行时间）/运行时间 二、存储器连续分配方式中分区分配算法 n 首次适应分配算法（FF）：对空闲分区表记录的要求是按地址递增的顺序排列的，每次分配时，总是从第1条记录开始顺序查找空闲分区表，找到第一个能满足作业长度要求的空闲区，分割这个空闲区，一部分分配给作业，另一部分仍为空闲区。 n 循环首次适应算法：每次分配均从上次分配的位置之后开始查找。 n 最佳适应分配算法(BF)：是按作业要求从所有的空闲分区中挑选一个能满足作业要求的最小空闲区，这样可保证不去分割一个更大的区域，使装入大作业时比较容易得到满足。为实现这种算法，把空闲区按长度递增次序登记在空闲区表中，分配时，顺序查找。 三、页面置换算法 l 最佳置换算法（OPT) ：选择以后永不使用或在最长时间内不再被访问的内存页面予以淘汰。 l 先进先出置换算法（FIFO）：选择最先进入内存的页面予以淘汰。 l 最近最久未使用算法（LRU）：选择在最近一段时间内最久没有使用过的页，把它淘汰。 l 最少使用算法（LFU）：选择到当前时间为止被访问次数最少的页转换。 四、磁盘调度 n 先来先服务（FCFS）：是按请求访问者的先后次序启动磁盘驱动器，而不考虑它们要访问的物理位置 n 最短寻道时间优先（SSTF）：让离当前磁道最近的请求访问者启动磁盘驱动器，即是让查找时间最短的那个作业先执行，而不考虑请求访问者到来的先后次序，这样就克服了先来先服务调度算法中磁臂移动过大的问题 n 扫描算法（SCAN）或电梯调度算法：总是从磁臂当前位置开始，沿磁臂的移动方向去选择离当前磁臂最近的那个柱面的访问者。如果沿磁臂的方向无请求访问时，就改变磁臂的移动方向。在这种调度方法下磁臂的移动类似于电梯的调度，所以它也称为电梯调度算法。 n 循环扫描算法（CSCAN）：循环扫描调度算法是在扫描算法的基础上改进的。磁臂改为单项移动，由外向里。当前位置开始沿磁臂的移动方向去选择离当前磁臂最近的哪个柱面的访问者。如果沿磁臂的方向无请求访问时，再回到最外，访问柱面号最小的作业请求。
1.# 表示权限用户(如:root),$ 表示普通用户
开机提示:Login:输入用户名
password:输入口令 用户是系统注册用户成功登陆后，可以进入相应的用户环境.
退出当前shell,输入:exit
2.useradd netseek 添加一个netseek用户
passwd netseek 给netseek这个用户设置密码.
(/etc/passwd /etc/group)
userdel netseek 删除账号
userdel -r netseek 删除账号连同自家目录.
[更详细的操作请参阅man page,和账号管理篇]
3.查看命令
ls -l 显示文件列表
ls -al -a 显示所有档案及目录 (ls内定将档案名或目录名称开头为"."的视为隐藏档，不会列出)
ls -al |grep '^d' 显示目录
ls -al |grep '^[^d]' 在一个目录中查询不包含目录的所有文件
ls -sh (man ls 查看man帮助.)
linux几种文件类型:
d 表示此文件是一个目录
- 表示此文件是一个普通文件
b 表示此文件是一个特殊的块设备I/O文件
c 表示此文件是一个特殊的字符设备I/O文件
l 表示此文件是一个连接文件。在其文件名称后紧跟与它连接的文件路径及名称
file 命令通过探测文件内容判断文件类型
4.建立文件和目录
touch 1.txt
cat > 2.txt (用定向符创建文件，填写内容后，按ctrl+d保存内容)
mkdir mywork 建立mywork这个目录
5.拷贝文件或目录
cp filename1 filename2
cp -r dir1 dir2 复制目录
cp -rf 参数f是删除已经存在的目标文件而不提示
cp -i 参数i和f相反，在覆盖目标文件之前将给出提示要求用户确认，回答y时目标文件将被覆盖，是交互式拷贝.
6.删除文件和目录(删除文件或目录都可以用rm搞定)
rm 1.c //将1.c这个文件删除
rm -rf (强制删除文件或目录,删除时不提示.)
7.移走目录或者改文件名
mv [opitons] 源文件或目录 目标文件或目录
[options]主要参数
-i:交互方式操作，如果mv操作将导致对已存在的目标文件的覆盖，此时系统询问是否重写，要求用户回答“y”或“n”，
这样可以避免误覆盖文件.
-f:禁止交互操作。mv操作要覆盖某个已有的目标文件时不给任何指示，指定此参数后i参数将不再起作用。
mv hello ../ 将hello目录或者文件移动上一级.
8.alias 别名
alias dir='ls -l' 输入dir，其实就相当于执行了ls -l
9.权限的控制(rwx 421)
chmod +x hello.sh 赋于可执行权限.
(详细介绍一下权限的控制)
chmod 命令 权限修改 用法：chmod 一位8进制数 filename (rwx 421)
eg: chmod u+x filenmame 只想给自己运行，别人只能读
chown netseek.netseek mydir 改变用户属组
u：表示文件所有者
g：表示同组用户
o：表示其它用户
a：表示所有用户
opt则是代表操作，可以为：
+：添加某个权限
-：取消某个权限
=：赋予给定的权限，并取消原有的权限
而mode则代表权限：
r：可读 4
w：可写 2
x：可执行 1
10.pwd 显示当前目录完整路径和改变目录
cd netseek 进入netseek这个目录
cd 退出当前目录
cd ../ 进入上一级目录.
cd - 返回上一次目录
cd ~ 返回主目录
11. cat,more,less 命令
将某个文件的内容显示出来，两个命令不同的是:cat 把文件内容一直打印出来，而more则分展显示.
less 可以上下翻滚查看内容.
cat > 1.txt 可以填写或者复制内容,按ctrl+d保存
cat 1.c
more 1.c
head -n filename 显示第N行的内容
tail -n filename 显示后N行的内容
tail -n 20 /var/log/message 显示最新的20行日志
12.设置linux时间和日期
date 命令("date MMDDhhmmYYYY.ss")
2006年7月24日12:37 ,30秒
date 072412372006.30
date -s 20:30:30 #设置系统时间为20: 30:30
date -s 2006-7-24 #设置系统时期为2006-7-24
clock -r #对系统Bios中读取时间参数
clock -w #将系统时间(如由date设置的时间)写入Bios
13.查看找文件(find,grep,awk更多的请参照man page或shell编程专题讲解)
几种介绍:
find 路径 -name 文件名
find /etc -name named.conf
locate 通过文件名搜索文件的工具(要先通过updatedb建立索引数据库)
localte named.conf
whereis 是寻找二进制文件，同时也会找到其帮助文件
which 和where 相似，只是我们所设置的环境变量中设置好的路径中寻找；比如；
14.查杀进程
ps aux
ps -ef |grep
kill -9
看看哪个进程占用的内存最大
ps -aux|sort +5n
将程序放在前后台执行
cp file1 file2 &
&与ctrl+z 你可以使用&或ctrl+z来将命令放在后台执行.
fg 是将放在后台执行的程序再放回前台.
jobs
15.dd命令备份
dd if="input_file" of="out_file" bs="block_size" count="number"
参数:
if:就是input file可以是设备
of:就是output file也可以是设备
bs:规划的一个block的大小，如果没有设定时，预设是512bytes
count:多少个bs的意思.
dd if=/etc/password of=/tmp/passwd.bak 备份
16.mount 加载一个硬件设备
用法:mount [参数] 要加载的设备 载入点
eg: mount /dev/cdrom
cd /mnt/cdrom //进入光盘目录
u盘:
mkdir /mnt/usb；（注：创建挂载目录）
mount /mnt/sda1 /mnt/usb；(注：挂载U盘)
现在就可以使用U盘了，在/mnt/usb目录下的内容就是U盘里的内容了；
使用完后，用以下命令卸载U盘即可。
umount /mnt/usb
mount 列出系统所有的分区
mount -t iso9660 /dev/cdrom /mnt/cdrom 挂载光盘
mount -t vfat /dev/fd0 /mnt/floppy 挂载软盘
mount -t vfat -o iocharset=utf8,umask=000 /dev/hda2 /mnt/hda2 挂载fat32分区
mount -t ntfs -o nls=utf8,umask=000 /dev/hda3 /mnt/hda3 挂载ntfs分区
Linux-NTFS Project: http://linux-ntfs.sourceforge.net/
umount /mnt/hda3 缷载
注:挂载设备前，请先fdisk -l 看一下.
17.su在不退出登陆的情况下，切换到另一个身份
用法: su -l 用户名(如果用户名缺省,则切换到root状态)
eg:su -l netseek (切换到netseek这个用户，将提示输入密码),加上-表示切换到用户的环境变量.
sudo 利用他可以执行root执行的权限
18.whoami,id,w,lastlog,users,groups
w 查看用户登陆信息
who 查看当前登陆用户
last 最近一个月用户登陆情况
lastlog 检查某特定用户上次登录的时间，并格式化输出上次登录日志/var/log/lastlog的内容
whoami 确认自己身份.
id 打印出自己的UID以及GID.(UID:用户身份唯一标识.GID:用户组身份唯一标识.每一个用户只能有一个唯一的UID和GID.)
users
groups 用户所归属的用户组查询；
finger -l netseek root
finger -s 或者直接finger
可以让使用者查询一些其他使用者的资料
eg: finger //查看所用用户的使用资料
finger r