进程和线程
我们先从 Linux 的进程谈起，操作系统要运行一个可执行程序，首先要将程序文件加载到内存，然后 CPU 去读取和执行程序指令，而一个进程就是“一次程序的运行过程”，内核会给每一个进程创建一个名为task_struct的数据结构，而内核也是一段程序，系统启动时就被加载到内存中了。
进程在运行过程中要访问内存，而物理内存是有限的，比如 16GB，那怎么把有限的内存分给不同的进程使用呢?跟 CPU 的分时共享一样，内存也是共享的，Linux 给每个进程虚拟出一块很大的地址空间，比如 32 位机器上进程的虚拟内存地址空间是 4GB，从 0x00000000 到 0xFFFFFFFF。但这 4GB 并不是真实的物理内存，而是进程访问到了某个虚拟地址，如果这个地址还没有对应的物理内存页，就会产生缺页中断，分配物理内存，MMU(内存管理单元)会将虚拟地址与物理内存页的映射关系保存在页表中，再次访问这个虚拟地址，就能找到相应的物理内存页。每个进程的这 4GB 虚拟地址空间分布如下图所示：
进程的虚拟地址空间总体分为用户空间和内核空间，低地址上的 3GB 属于用户空间，高地址的 1GB 是内核空间，这是基于安全上的考虑，用户程序只能访问用户空间，内核程序可以访问整个进程空间，并且只有内核可以直接访问各种硬件资源，比如磁盘和网卡。那用户程序需要访问这些硬件资源该怎么办呢?答案是通过系统调用，系统调用可以理解为内核实现的函数，比如应用程序要通过网卡接收数据，会调用 Socket 的 read 函数：
- ssize_t read(int fd,void *buf,size_t nbyte)
CPU 在执行系统调用的过程中会从用户态切换到内核态，CPU 在用户态下执行用户程序，使用的是用户空间的栈，访问用户空间的内存;当 CPU 切换到内核态后，执行内核代码，使用的是内核空间上的栈。
从上面这张图我们看到，用户空间从低到高依次是代码区、数据区、堆、共享库与 mmap 内存映射区、栈、环境变量。其中堆向高地址增长，栈向低地址增长。
请注意用户空间上还有一个共享库和 mmap 映射区，Linux 提供了内存映射函数 mmap， 它可将文件内容映射到这个内存区域，用户通过读写这段内存，从而实现对文件的读取和修改，无需通过 read/write 系统调用来读写文件，省去了用户空间和内核空间之间的数据拷贝，Java 的 MappedByteBuffer 就是通过它来实现的;用户程序用到的系统共享库也是通过 mmap 映射到了这个区域。
我在开始提到的task_struct结构体本身是分配在内核空间，它的vm_struct成员变量保存了各内存区域的起始和终止地址，此外task_struct中还保存了进程的其他信息，比如进程号、打开的文件、创建的 Socket 以及 CPU 运行上下文等。
在 Linux 中，线程是一个轻量级的进程，轻量级说的是线程只是一个 CPU 调度单元，因此线程有自己的task_struct结构体和运行栈区，但是线程的其他资源都是跟父进程共用的，比如虚拟地址空间、打开的文件和 Socket 等。
阻塞与唤醒
我们知道当用户线程发起一个阻塞式的 read 调用，数据未就绪时，线程就会阻塞，那阻塞具体是如何实现的呢?
Linux 内核将线程当作一个进程进行 CPU 调度，内核维护了一个可运行的进程队列，所有处于TASK_RUNNING状态的进程都会被放入运行队列中，本质是用双向链表将task_struct链接起来，排队使用 CPU 时间片，时间片用完重新调度 CPU。所谓调度就是在可运行进程列表中选择一个进程，再从 CPU 列表中选择一个可用的 CPU，将进程的上下文恢复到这个 CPU 的寄存器中，然后执行进程上下文指定的下一条指令。
而阻塞的本质就是将进程的task_struct移出运行队列，添加到等待队列，并且将进程的状态的置为TASK_UNINTERRUPTIBLE或者TASK_INTERRUPTIBLE，重新触发一次 CPU 调度让出 CPU。
那线程怎么唤醒呢?线程在加入到等待队列的同时向内核注册了一个回调函数，告诉内核我在等待这个 Socket 上的数据，如果数据到了就唤醒我。这样当网卡接收到数据时，产生硬件中断，内核再通过调用回调函数唤醒进程。唤醒的过程就是将进程的task_struct从等待队列移到运行队列，并且将task_struct的状态置为TASK_RUNNING，这样进程就有机会重新获得 CPU 时间片。
这个过程中，内核还会将数据从内核空间拷贝到用户空间的堆上。
当 read 系统调用返回时，CPU 又从内核态切换到用户态，继续执行 read 调用的下一行代码，并且能从用户空间上的 Buffer 读到数据了。
小结
今天我们谈到了一次 Socket read 系统调用的过程：首先 CPU 在用户态执行应用程序的代码，访问进程虚拟地址空间的用户空间;read 系统调用时 CPU 从用户态切换到内核态，执行内核代码，内核检测到 Socket 上的数据未就绪时，将进程的task_struct结构体从运行队列中移到等待队列，并触发一次 CPU 调度，这时进程会让出 CPU;当网卡数据到达时，内核将数据从内核空间拷贝到用户空间的 Buffer，接着将进程的task_struct结构体重新移到运行队列，这样进程就有机会重新获得 CPU 时间片，系统调用返回，CPU 又从内核态切换到用户态，访问用户空间的数据。
