服务器提供文件传输功能，需要将磁盘上的文件读取出来，通过网络协议发送到客户端。如果需要你自己编码实现这个文件传输功能，你会怎么实现呢？
通常，你会选择最直接的方法：从网络请求中找出文件在磁盘中的路径后，如果这个文件比较大，假设有 320MB，可以在内存中分配 32KB 的缓冲区，再把文件分成一万份，每份只有 32KB，这样，从文件的起始位置读入 32KB 到缓冲区，再通过网络 API 把这 32KB 发送到客户端。接着重复一万次，直到把完整的文件都发送完毕。
不过这个方案性能并不好，主要有两个原因。
首先，它至少经历了 4 万次用户态与内核态的上下文切换。因为每处理 32KB 的消息，就需要一次 read 调用和一次 write 调用，每次系统调用都得先从用户态切换到内核态，等内核完成任务后，再从内核态切换回用户态。可见，每处理 32KB，就有 4 次上下文切换，重复 1 万次后就有 4 万次切换。
这个系统调用的内容，我们可以结合下面补充的三种“上下文切换”来理解，上下文切换分别是进程，线程，中断三种。
补充：进程上下文切换
Linux 按照特权等级，把进程的运行空间分为内核空间和用户空间，分别对应着下图中， CPU 特权等级的 Ring 0 和 Ring 3。内核空间（Ring 0）具有最高权限，可以直接访问所有资源，而用户空间（Ring 3）只能访问受限资源，不能直接访问内存等硬件设备，必须通过系统调用陷入到内核中，才能访问这些特权资源。换个角度看，也就是说，进程既可以在用户空间运行，又可以在内核空间中运行。进程在用户空间运行时，被称为进程的用户态，而陷入内核空间的时候，被称为进程的内核态。从用户态到内核态的转变，需要通过系统调用来完成。比如，当我们查看文件内容时，就需要多次系统调用来完成：首先调用 open() 打开文件，然后调用 read() 读取文件内容，并调用 write() 将内容写到标准输出，最后再调用 close() 关闭文件。
那么系统调用的过程是如何发生 CPU 上下文的切换的呢？我们再了解两个概念：
- CPU 寄存器，是 CPU 内置的容量小、但速度极快的内存。
- 程序计数器，则是用来存储 CPU 正在执行的指令位置、或者即将执行的下一条指令位置。它们都是 CPU 在运行任何任务前，必须的依赖环境，因此也被叫做 CPU 上下文。
知道了什么是 CPU 上下文，我想你也很容易理解 CPU 上下文切换。CPU 上下文切换，就是先把前一个任务的 CPU 上下文（也就是 CPU 寄存器和程序计数器）保存起来，然后加载新任务的上下文到这些寄存器和程序计数器，最后再跳转到程序计数器所指的新位置，运行新任务。而这些保存下来的上下文，会存储在系统内核中，并在任务重新调度执行时再次加载进来。这样就能保证任务原来的状态不受影响，让任务看起来还是连续运行。
回到系统调用的问题上，CPU 寄存器里原来用户态的指令位置，需要先保存起来。接着，为了执行内核态代码，CPU 寄存器需要更新为内核态指令的新位置。最后才是跳转到内核态运行内核任务。而系统调用结束后，CPU 寄存器需要恢复原来保存的用户态，然后再切换到用户空间，继续运行进程。所以，一次系统调用的过程，其实是发生了两次 CPU 上下文切换。
