如果在内核把特权级切换到用户态之前屏蔽 CPU 对软中断的响应，是不是就再也进不了内核态了？
这个问题问得非常关键，它触及了操作系统内核与用户态之间交互的核心机制。简单来说，如果在内核态即将切换到用户态之前，对软中断的响应进行了全局屏蔽，那么理论上，在用户态运行的程序除非主动触发系统调用或其他内核可以响应的事件，否则将无法再进入内核态处理软中断。
下面我们来详细剖析一下这个过程，并解释为什么会出现这种情况。
1. 内核态与用户态的根本区别：特权级
计算机的 CPU 设计了不同的特权级别，通常我们关注的是内核模式（Ring 0）和用户模式（Ring 3，对于 x86 架构）。
内核模式： 在这个模式下，代码可以访问所有 CPU 指令集、访问所有内存区域（包括硬件寄存器、设备内存等）、直接操作硬件。操作系统内核运行在内核模式。
用户模式： 在这个模式下，代码受到限制，不能直接访问敏感的系统资源，也不能执行特权指令。应用程序运行在用户模式。
特权级的切换是严格受控的，通常只能从低特权级（用户态）向高特权级（内核态）转换，而从高特权级向低特权级转换时，会执行特定的操作，比如清除中断标志位。
2. 软中断是如何工作的？
软中断（Software Interrupts）是与硬件中断（Hardware Interrupts）相对应的一种中断机制。它们通常由软件指令触发，用于执行某些特定的、非硬件紧急的任务。在很多系统中，软中断被用来处理一些延迟的、非CPU密集型的任务，例如：
网络协议栈的处理： 接收到网络数据包后，网卡硬件触发硬中断，硬件中断服务例程（ISR）只是简单地将数据放入缓冲区，然后触发一个软中断。软中断处理程序会接管网络数据的深度处理，如解析协议、转发等。
定时器中断的处理： 定时器到期会触发硬中断，硬中断处理程序可能只是简单地设置一个标志位或递减计数器，然后触发软中断来执行真正的定时任务。
任务调度： 某些调度决策的触发也可能通过软中断。
核心是，软中断处理程序是在内核态执行的，而且它们通常是异步的，意味着它们可以在任何时候被触发，并且执行的任务可能需要内核的特权能力。
3. 内核态切换到用户态的过程
当内核完成了一些工作，需要将控制权交给用户态应用程序时，会执行一系列操作。这不仅仅是简单地改变 CPU 的特权级别。这个过程通常包括：
清除中断使能标志： 在某些 CPU 架构上，或者在特定的上下文切换过程中，为了防止用户态程序意外触发中断并再次进入内核，可能会临时性地或在切换前清除全局中断使能标志（例如 x86 架构上的 IF 标志）。
设置新的栈指针： 指向用户态的栈。
执行特权指令： 例如 `iret` (x86) 或类似的指令，该指令会加载用户态的程序计数器（PC）和堆栈指针（SP），并将特权级降到用户态。关键在于，在执行这些指令之前，内核会检查并可能修改中断相关的控制寄存器。
4. 屏蔽软中断响应意味着什么？
如果我们设想一个场景：内核代码在执行完一个系统调用或者中断处理后，准备将控制权交还给用户态。在这个切换指令执行前，内核通过某种方式（例如修改某个控制寄存器或中断向量表相关设置）全局屏蔽了对所有软中断的响应。
这意味着：
CPU 不会再响应任何软中断信号： 即使有软中断被触发（比如其他进程正在运行，它触发了一个需要内核处理的软中断），CPU 也不会将执行流程转移到软中断处理程序。
中断向量表可能被修改或屏蔽： 内核可能将软中断向量指向一个空地址，或者设置了禁止进入软中断的标志。
5. 为什么“再也进不了内核态了”？
这里“再也进不了内核态”这句话需要辩证地理解。它指的是：
无法通过软中断进入内核态了： 这是最直接的后果。既然软中断被全局屏蔽，那么任何通过软中断触发的从用户态到内核态的切换路径就被切断了。
后续的系统调用将受到影响： 很多系统调用最终是通过软中断来完成其一部分工作的（例如网络接收），如果软中断被屏蔽，这些系统调用也可能无法正常工作，甚至可能卡死在那里。
内核本身的某些内部机制也会失效： 如果内核依赖软中断来完成某些任务调度、定时器处理等，这些机制也会因此停止工作。
但仍然存在进入内核态的可能性（如果屏蔽不是绝对的且有其他途径）：
硬件中断： 如果 CPU 的全局中断使能（通常与软中断使能不同，但很多时候是关联的）没有被同时屏蔽，那么硬件中断仍然可能触发。硬件中断的 ISR 通常会非常简单，可能会尝试触发一个软中断。如果这个软中断的触发依然被操作系统内核的某个机制监测到，并且该机制能在不依赖软中断本身执行的情况下重新启用软中断，那么还有可能。
系统调用： 用户态应用程序可以通过主动发起系统调用来请求内核服务。系统调用通常是通过特定的 trap 指令（如 `int 0x80` 或 `syscall`）实现的，这些指令会绕过软中断的流程，直接进入内核。如果系统调用的入口点没有被屏蔽，那么用户态程序仍然可以通过这种方式进入内核。但是，如果系统调用的内部实现也依赖于被屏蔽的软中断，那么该系统调用也会失败。
CPU 异常： 例如除零、访问非法内存等，这些会触发 CPU 的异常处理机制，将控制权转交给内核。
总结：
如果在内核态将特权级切换到用户态之前，全局性地屏蔽了 CPU 对所有软中断的响应，那么用户态程序将失去一种主要的、异步的进入内核态的机制。这意味着依赖软中断完成的网络处理、定时任务等将无法被内核正常处理。
但“再也进不了内核态”的说法过于绝对。 如果存在其他能够触发内核响应的机制（如未被屏蔽的硬件中断或系统调用），并且内核能够在这种受限的状态下自我修复或通过其他逻辑重新启用软中断，那么理论上还是有机会再次进入内核态的。
然而，在实际操作系统设计中，如此激进且全局的屏蔽软中断响应是极为危险且不切实际的。 内核需要保持对中断和异常的响应能力，以维持系统的正常运行和安全性。通常的策略是：
在特定上下文中临时屏蔽中断： 例如在访问共享数据结构时，为了保证原子性，内核会临时屏蔽某些中断（包括硬件中断和软中断），完成操作后再重新使能。但这种屏蔽是局部的、短暂的，且有明确的解除机制。
精细控制中断优先级和嵌套： 通过中断控制器和 CPU 的中断屏蔽位，可以实现更细粒度的控制，而不是一刀切地屏蔽所有软中断。
因此，虽然从理论上讲，完全屏蔽软中断响应会导致用户态无法通过此途径进入内核，但实际的操作系统设计会避免这种极端情况，并且会保留其他必要的可进入内核的途径。这更像是一个探讨操作系统中断处理机制的“思想实验”，而非实际可行的操作。
下面我们来详细剖析一下这个过程，并解释为什么会出现这种情况。
1. 内核态与用户态的根本区别：特权级
计算机的 CPU 设计了不同的特权级别，通常我们关注的是内核模式（Ring 0）和用户模式（Ring 3，对于 x86 架构）。
内核模式： 在这个模式下，代码可以访问所有 CPU 指令集、访问所有内存区域（包括硬件寄存器、设备内存等）、直接操作硬件。操作系统内核运行在内核模式。
用户模式： 在这个模式下，代码受到限制，不能直接访问敏感的系统资源，也不能执行特权指令。应用程序运行在用户模式。
特权级的切换是严格受控的，通常只能从低特权级（用户态）向高特权级（内核态）转换，而从高特权级向低特权级转换时，会执行特定的操作，比如清除中断标志位。
2. 软中断是如何工作的？
软中断（Software Interrupts）是与硬件中断（Hardware Interrupts）相对应的一种中断机制。它们通常由软件指令触发，用于执行某些特定的、非硬件紧急的任务。在很多系统中，软中断被用来处理一些延迟的、非CPU密集型的任务，例如：
网络协议栈的处理： 接收到网络数据包后，网卡硬件触发硬中断，硬件中断服务例程（ISR）只是简单地将数据放入缓冲区，然后触发一个软中断。软中断处理程序会接管网络数据的深度处理，如解析协议、转发等。
定时器中断的处理： 定时器到期会触发硬中断，硬中断处理程序可能只是简单地设置一个标志位或递减计数器，然后触发软中断来执行真正的定时任务。
任务调度： 某些调度决策的触发也可能通过软中断。
核心是，软中断处理程序是在内核态执行的，而且它们通常是异步的，意味着它们可以在任何时候被触发，并且执行的任务可能需要内核的特权能力。
3. 内核态切换到用户态的过程
当内核完成了一些工作，需要将控制权交给用户态应用程序时，会执行一系列操作。这不仅仅是简单地改变 CPU 的特权级别。这个过程通常包括：
清除中断使能标志： 在某些 CPU 架构上，或者在特定的上下文切换过程中，为了防止用户态程序意外触发中断并再次进入内核，可能会临时性地或在切换前清除全局中断使能标志（例如 x86 架构上的 IF 标志）。
设置新的栈指针： 指向用户态的栈。
执行特权指令： 例如 `iret` (x86) 或类似的指令，该指令会加载用户态的程序计数器（PC）和堆栈指针（SP），并将特权级降到用户态。关键在于，在执行这些指令之前，内核会检查并可能修改中断相关的控制寄存器。
4. 屏蔽软中断响应意味着什么？
如果我们设想一个场景：内核代码在执行完一个系统调用或者中断处理后，准备将控制权交还给用户态。在这个切换指令执行前，内核通过某种方式（例如修改某个控制寄存器或中断向量表相关设置）全局屏蔽了对所有软中断的响应。
这意味着：
CPU 不会再响应任何软中断信号： 即使有软中断被触发（比如其他进程正在运行，它触发了一个需要内核处理的软中断），CPU 也不会将执行流程转移到软中断处理程序。
中断向量表可能被修改或屏蔽： 内核可能将软中断向量指向一个空地址，或者设置了禁止进入软中断的标志。
5. 为什么“再也进不了内核态了”？
这里“再也进不了内核态”这句话需要辩证地理解。它指的是：
无法通过软中断进入内核态了： 这是最直接的后果。既然软中断被全局屏蔽，那么任何通过软中断触发的从用户态到内核态的切换路径就被切断了。
后续的系统调用将受到影响： 很多系统调用最终是通过软中断来完成其一部分工作的（例如网络接收），如果软中断被屏蔽，这些系统调用也可能无法正常工作，甚至可能卡死在那里。
内核本身的某些内部机制也会失效： 如果内核依赖软中断来完成某些任务调度、定时器处理等，这些机制也会因此停止工作。
但仍然存在进入内核态的可能性（如果屏蔽不是绝对的且有其他途径）：
硬件中断： 如果 CPU 的全局中断使能（通常与软中断使能不同，但很多时候是关联的）没有被同时屏蔽，那么硬件中断仍然可能触发。硬件中断的 ISR 通常会非常简单，可能会尝试触发一个软中断。如果这个软中断的触发依然被操作系统内核的某个机制监测到，并且该机制能在不依赖软中断本身执行的情况下重新启用软中断，那么还有可能。
系统调用： 用户态应用程序可以通过主动发起系统调用来请求内核服务。系统调用通常是通过特定的 trap 指令（如 `int 0x80` 或 `syscall`）实现的，这些指令会绕过软中断的流程，直接进入内核。如果系统调用的入口点没有被屏蔽，那么用户态程序仍然可以通过这种方式进入内核。但是，如果系统调用的内部实现也依赖于被屏蔽的软中断，那么该系统调用也会失败。
CPU 异常： 例如除零、访问非法内存等，这些会触发 CPU 的异常处理机制，将控制权转交给内核。
总结：
如果在内核态将特权级切换到用户态之前，全局性地屏蔽了 CPU 对所有软中断的响应，那么用户态程序将失去一种主要的、异步的进入内核态的机制。这意味着依赖软中断完成的网络处理、定时任务等将无法被内核正常处理。
但“再也进不了内核态”的说法过于绝对。 如果存在其他能够触发内核响应的机制（如未被屏蔽的硬件中断或系统调用），并且内核能够在这种受限的状态下自我修复或通过其他逻辑重新启用软中断，那么理论上还是有机会再次进入内核态的。
然而，在实际操作系统设计中，如此激进且全局的屏蔽软中断响应是极为危险且不切实际的。 内核需要保持对中断和异常的响应能力，以维持系统的正常运行和安全性。通常的策略是：
在特定上下文中临时屏蔽中断： 例如在访问共享数据结构时，为了保证原子性，内核会临时屏蔽某些中断（包括硬件中断和软中断），完成操作后再重新使能。但这种屏蔽是局部的、短暂的，且有明确的解除机制。
精细控制中断优先级和嵌套： 通过中断控制器和 CPU 的中断屏蔽位，可以实现更细粒度的控制，而不是一刀切地屏蔽所有软中断。
因此，虽然从理论上讲，完全屏蔽软中断响应会导致用户态无法通过此途径进入内核，但实际的操作系统设计会避免这种极端情况，并且会保留其他必要的可进入内核的途径。这更像是一个探讨操作系统中断处理机制的“思想实验”，而非实际可行的操作。
网友意见
CLI — Clear Interrupt Flag
Description
In most cases, CLI clears the IF flag in the EFLAGS register and no other flags are affected. Clearing the IF flag causes the processor to ignore maskable external interrupts. The IF flag and the CLI and STI instruction have no effect on the generation of exceptions and NMI interrupts.
6.3.3 Software-Generated Interrupts
The INT n instruction permits interrupts to be generated from within software by supplying an interrupt vector number as an operand. For example, the INT 35 instruction forces an implicit call to the interrupt handler for interrupt 35.
Any of the interrupt vectors from 0 to 255 can be used as a parameter in this instruction. If the processor's predefined NMI vector is used, however, the response of the processor will not be the same as it would be from an NMI interrupt generated in the normal manner. If vector number 2 (the NMI vector) is used in this instruction, the NMI interrupt handler is called, but the processor’s NMI-handling hardware is not activated.
Interrupts generated in software with the INT n instruction cannot be masked by the IF flag in the EFLAGS register.
注意加粗部分。
另外，SYSENTER/SYSCALL都可以进内核态。
结论就是，不能。
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