页面缓存和模式切换
Page Cache and Mode Switch
我读到，当执行 OS 调用时，进程只进行模式切换，而不是上下文切换。根据我的理解，这将提升进程的特权并允许它访问映射到它的虚拟地址 space 的内核代码。 （我相信这将需要使用陷阱门更改安全环）。但是，如果此 OS 调用要执行 IO，则可能需要使用页面缓存。如果没有上下文切换，这是如何发生的？或者页面缓存是否也映射到每个进程的虚拟地址space？
我上面的一些描述可能是错误的。如果我是，请纠正我。我正在尝试将其拼凑起来。另外，我对 Linux 内核更感兴趣。
一个简单的解释：
当您更改为内核模式时，页面映射不会更改。但是，内核自己的内存 space 变得可以访问（由于环的变化）。在内核模式下，仍然可以访问进程的 userspace 内存。因此，对于标准 I/O 调用，无需执行任何操作 - 可以直接访问 userspace。然而，在许多情况下，这不是一个好主意，因为传递的指针可能指向未映射的内存，或调出内存，或在调用中途消失。因此通常使用 copy_to_user 和 copy_from_user。
可能有一些系统调用改变了内存映射。例如，fork() 创建页面映射的 CoW 副本。 exec 和朋友将页面重新映射到磁盘上的可执行文件。然而，这些是例外。
此外，系统调用可能会进行上下文切换。例如 sleep() 几乎可以保证。但是，这不是为了访问调用程序的内存。
例如，Linux/x86 通常为 userspace/kernelspace 使用 3Gb/1Gb 拆分。这意味着内核可以直接访问近 1 Gb 的物理内存。
要访问更多内存，将使用高端内存（即：反弹缓冲区）。
当然，4Gb/4Gb 拆分（可以在内核配置中配置）需要上下文切换。
我读到，当执行 OS 调用时，进程只进行模式切换，而不是上下文切换。根据我的理解，这将提升进程的特权并允许它访问映射到它的虚拟地址 space 的内核代码。 （我相信这将需要使用陷阱门更改安全环）。但是，如果此 OS 调用要执行 IO，则可能需要使用页面缓存。如果没有上下文切换，这是如何发生的？或者页面缓存是否也映射到每个进程的虚拟地址space？
我上面的一些描述可能是错误的。如果我是，请纠正我。我正在尝试将其拼凑起来。另外，我对 Linux 内核更感兴趣。
一个简单的解释：
当您更改为内核模式时，页面映射不会更改。但是，内核自己的内存 space 变得可以访问（由于环的变化）。在内核模式下，仍然可以访问进程的 userspace 内存。因此，对于标准 I/O 调用，无需执行任何操作 - 可以直接访问 userspace。然而，在许多情况下，这不是一个好主意，因为传递的指针可能指向未映射的内存，或调出内存，或在调用中途消失。因此通常使用 copy_to_user 和 copy_from_user。
可能有一些系统调用改变了内存映射。例如，fork() 创建页面映射的 CoW 副本。 exec 和朋友将页面重新映射到磁盘上的可执行文件。然而，这些是例外。
此外，系统调用可能会进行上下文切换。例如 sleep() 几乎可以保证。但是，这不是为了访问调用程序的内存。
例如，Linux/x86 通常为 userspace/kernelspace 使用 3Gb/1Gb 拆分。这意味着内核可以直接访问近 1 Gb 的物理内存。
要访问更多内存，将使用高端内存（即：反弹缓冲区）。
当然，4Gb/4Gb 拆分（可以在内核配置中配置）需要上下文切换。