你知道Linux系统调用的原理

系统调用是应用程序与操作系统内核之间的接口，它决定了程序如何与内核打交道的。无论程序是直接进行系统调用，还是通过运行库，最终还是会到达系统调用这个层面上。x86系统下，Linux系统使用0x80号中断作为系统调用的入口。EAX寄存器用于表示系统调用的接口号，比如EAX=1表示退出进程，EAX=2表示创建进程，EAX=3表示读取文件，EAX=4表示写文件等。每一个系统调用都对应于内核代码中的一个函数，它们都是以“sys_”开头的，当系统调用返回时，EAX又作为调用结果的返回值。

包括Linux，大部分操作系统的系统调用都有两个特点：使用不便、各个操作系统之间系统调用不兼容。为了解决这些问题，运行库挺身而出，它作为系统调用与程序之间的抽象层可以保持这样的特点：

使用简便

形式统一；运行库有它的标准，凡是所有遵循这个标准的运行库理论上都是相互兼容的，与操作系统和编译库无关

CPU常常可以在多种截然不同的特权级别下执行指令，在现代操作系统中，通常也据此有两种特权级别，分别为用户模式和内核模式，也被称为用户态和内核态。系统调用是运行在内核态，而应用程序基本都是运行在用户态。操作系统一般是通过中断来从用户态切换到内核态；中断是一个硬件或软件发出的请求，要求CPU暂停当前的工作转手去处理更加重要的事情。

中断一般具有两个属性，一个称为中断号，一个称为中断处理程序。不同的中断具有不同的中断号，而同时一个中断处理程序一一对应一个中断号。在内核中，有个数组称为中断向量表，这个数组的第n项包含了指向第n号中断的中断处理程序的指针。当中断到来时，CPU会暂停当前执行的代码，根据中断的中断号，在中断向量表中找到对应的中断处理程序，并调用它。中断处理程序执行完成之后，CPU会继续执行之前的代码。

通常意义上，中断有两种类型，一种称为硬件中断，这种中断来自硬件的异常或其他事件的发生。另一种称为软件中断，软件中断通常是一条指令，带有一个参数记录中断号，使用这条指令用户可以手动触发某个中断并执行其中断处理程序。由于中断号是很有限的，操作系统不会舍得用一个中断号来对应一个系统调用，Linux使用int 0x80来触发所有的系统调用。和中断一样，系统调用都有一个系统调用号，通常就是系统调用在系统调用表中的位置。linux系统中，系统调用号通常由eax传入，用户将系统调用号放入eax中，然后使用int 0x80调用中断，中断服务程序就可以从eax里取得系统调用号，进而调用对应的函数。

下图是以fork为例的Linux系统调用的执行流程：

fork函数是一个对系统调用fork的封装，可以用下列宏来定义它：

_syscall0(pid_t, fork);

_syscall0是一个宏函数，用于定义一个没有参数的系统调用的封装。它的第一个参数为这个系统调用的返回值类型，这里为pid_t，是一个Linux自定义类型，代表进程的id。 _syscall0的第二个参数是系统调用的名称，_syscall展开之后会形成一个与系统调用名称同名的函数。该宏定义展开之后如下：

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// fork  

pid_t fork(void)  

{  

long __res;  

$eax = __NR_fork  

__res = $eax  

__syscall_return(pid_t, __res);  

}  

__NR_fork是一个宏，表示fork系统调用的调用号，对于x86体系结构，该宏的定义可以在Linux/include/asm-x86/unistd_32.h里找到；而__syscall_turn是另一个宏，这个宏用于检查系统调用的返回值，并把它转换为C语言的error错误码。在Linux里，系统调用使用返回值传递错误码，如果返回值为负数，那么表明该调用失败，返回值的绝对值就是错误码。而在C语言里，大多数函数都以返回-1表示调用失败，而将出错信息存储在一个名为errno的全局变量里。__syscall_return就负责将系统调用的返回信息存储在errno中。

如果系统调用本身有参数，那么参数通过ebx来传入。x86下Linux支持的系统调用参数至多有6个，分别使用6个寄存器来传递，它们分别是EBX、ECX、EDX、ESI、EDI 和 EBP。

当用户调用某个系统调用的时候，实际是执行了一段汇编代码。CPU执行到int $0x80时，会保存现场以便恢复，接着会将特权状态切换到内核态。然后CPU便会查找中断向量表中的第0x80号元素。

在实际执行中断向量表中0x80号元素之前，CPU首先还要进行栈的切换。在Linux中，用户态和内核态使用的是不同的栈，两者各自负责各自的函数调用，互不干扰。但在应用程序进行系统调用时，程序的执行流程从用户态切换到内核态，这是程序的当前栈必须也相应地从用户栈切换到内核栈。从中断处理函数中返回时，程序的当前栈还要从内核栈切换回用户栈。

所谓的“当前栈”，指的是ESP所在的栈空间。如果ESP的值位于用户栈的范围内，那么程序的当前栈就是用户栈；此外，寄存器SS的值还应该指向当前栈所在的页。所以，将当前栈有用户栈切换为内核栈的实际行为就是：

保存当前ESP、SS的值

将ESP、SS的值设置为内核栈的相应值

反过来，将当前栈由内核栈切换为用户栈的实际行为则是：恢复原来的ESP、SS的值。用户态的ESP和SS保存在内核栈上，这一行为由中断指令自动地由硬件完成。当0x80号中断发生的时候，CPU除了切入内核态之外，还会自动完成下面几件事：

找到当前进程的内核栈

在内核栈中依次压入用户态的寄存器SS、ESP、EFLAGS、CS、EIP。

而当内核从系统调用中返回时，需要调用iret指令来切回用户态，iret指令则会从内核栈里弹出寄存器EIP、CS、EFLAGS、ESP、SS的值，使得栈恢复到用户态的状态。

这样，系统调用fork通过int 0x80调用system_call，根据当前eax的值在系统调用表中选择合适的函数继续执行。我们看下system_call片段：

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ENTRY(system_call)  

...  

SAVE_ALL  

...  

cmpl $(nr_syscalls), x  

jae syscall_badsys  

......  

在这里一开始使用宏SAVE_ALL将各种寄存器压入栈中，以免它们的值被后续执行的代码所覆盖。然后接下来使用cmpl指令比较eax和nr_syscalls(比最大的有效系统调用号大一的值)，因此，如果不在有效系统调用号的范围内，就会跳转到syscall_badsys执行。如果系统调用号是有效的，则：

[cpp] view plain copy

system_call:  

call *sys_call_table(0, x, 4)  

......  

RESTORE_REGS  

......  

iret  

确定系统调用号有效并且保存寄存器之后，接下来要执行的就是调用 *sys_call_table(0,x,4)来查找中断服务程序并执行。执行结束只有使用宏RESTORE_REGS来恢复之前被SAVE_ALL保存的寄存器。最后通过iret从中断处理程序中返回。