上一节，系统终于进入了用户态，公司由一个“皮包公司”进入正轨，可以开始接项目了。

这一节，我们来解析Linux接项目的办事大厅是如何实现的，这是因为后面介绍的每一个模块，都涉及系统调用。站在系统调用的角度，层层深入下去，就能从某个系统调用的场景出发，了解内核中各个模块的实现机制。

有的时候，我们的客户觉得，直接去办事大厅还是不够方便。没问题，Linux还提供了glibc这个中介。它更熟悉系统调用的细节，并且可以封装成更加友好的接口。你可以直接用。

glibc对系统调用的封装

我们以最常用的系统调用open，打开一个文件为线索，看看系统调用是怎么实现的。这一节我们仅仅会解析到从glibc如何调用到内核的open，至于open怎么实现，怎么打开一个文件，留到文件系统那一节讲。

现在我们就开始在用户态进程里面调用open函数。

为了方便，大部分用户会选择使用中介，也就是说，调用的是glibc里面的open函数。这个函数是如何定义的呢？

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int open(const char *pathname, int flags, mode_t mode)

在glibc的源代码中，有个文件syscalls.list，里面列着所有glibc的函数对应的系统调用，就像下面这个样子：

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# File name Caller  Syscall name    Args    Strong name Weak names
open		-	open		Ci:siv	__libc_open __open open

另外，glibc还有一个脚本make-syscall.sh，可以根据上面的配置文件，对于每一个封装好的系统调用，生成一个文件。这个文件里面定义了一些宏，例如#define SYSCALL_NAME open。

glibc还有一个文件syscall-template.S，使用上面这个宏，定义了这个系统调用的调用方式。

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T_PSEUDO (SYSCALL_SYMBOL, SYSCALL_NAME, SYSCALL_NARGS)
    ret
T_PSEUDO_END (SYSCALL_SYMBOL)

#define T_PSEUDO(SYMBOL, NAME, N)		PSEUDO (SYMBOL, NAME, N)

这里的PSEUDO也是一个宏，它的定义如下：

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#define PSEUDO(name, syscall_name, args)                      \
  .text;                                      \
  ENTRY (name)                                    \
    DO_CALL (syscall_name, args);                         \
    cmpl $-4095, %eax;                               \
    jae SYSCALL_ERROR_LABEL

里面对于任何一个系统调用，会调用DO_CALL。这也是一个宏，这个宏32位和64位的定义是不一样的。

32位系统调用过程

我们先来看32位的情况（i386目录下的sysdep.h文件）。

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/* Linux takes system call arguments in registers:
	syscall number	%eax	     call-clobbered
	arg 1		%ebx	     call-saved
	arg 2		%ecx	     call-clobbered
	arg 3		%edx	     call-clobbered
	arg 4		%esi	     call-saved
	arg 5		%edi	     call-saved
	arg 6		%ebp	     call-saved
......
*/
#define DO_CALL(syscall_name, args)                           \
    PUSHARGS_##args                               \
    DOARGS_##args                                 \
    movl $SYS_ify (syscall_name), %eax;                          \
    ENTER_KERNEL                                  \
    POPARGS_##args

这里，我们将请求参数放在寄存器里面，根据系统调用的名称，得到系统调用号，放在寄存器eax里面，然后执行ENTER_KERNEL。

在Linux的源代码注释里面，我们可以清晰地看到，这些寄存器是如何传递系统调用号和参数的。

这里面的ENTER_KERNEL是什么呢？

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# define ENTER_KERNEL int $0x80

int就是interrupt，也就是“中断”的意思。int $0x80就是触发一个软中断，通过它就可以陷入（trap）内核。

在内核启动的时候，还记得有一个trap_init()，其中有这样的代码：

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set_system_intr_gate(IA32_SYSCALL_VECTOR, entry_INT80_32);

这是一个软中断的陷入门。当接收到一个系统调用的时候，entry_INT80_32就被调用了。

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ENTRY(entry_INT80_32)
        ASM_CLAC
        pushl   %eax                    /* pt_regs->orig_ax */
        SAVE_ALL pt_regs_ax=$-ENOSYS    /* save rest */
        movl    %esp, %eax
        call    do_syscall_32_irqs_on
.Lsyscall_32_done:
......
.Lirq_return:
	INTERRUPT_RETURN

通过push和SAVE_ALL将当前用户态的寄存器，保存在pt_regs结构里面。

进入内核之前，保存所有的寄存器，然后调用do_syscall_32_irqs_on。它的实现如下：

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static __always_inline void do_syscall_32_irqs_on(struct pt_regs *regs)
{
	struct thread_info *ti = current_thread_info();
	unsigned int nr = (unsigned int)regs->orig_ax;
......
	if (likely(nr < IA32_NR_syscalls)) {
		regs->ax = ia32_sys_call_table[nr](
			(unsigned int)regs->bx, (unsigned int)regs->cx,
			(unsigned int)regs->dx, (unsigned int)regs->si,
			(unsigned int)regs->di, (unsigned int)regs->bp);
	}
	syscall_return_slowpath(regs);
}

在这里，我们看到，将系统调用号从eax里面取出来，然后根据系统调用号，在系统调用表中找到相应的函数进行调用，并将寄存器中保存的参数取出来，作为函数参数。如果仔细比对，就能发现，这些参数所对应的寄存器，和Linux的注释是一样的。

根据宏定义，#define ia32_sys_call_table sys_call_table，系统调用就是放在这个表里面。至于这个表是如何形成的，我们后面讲。

当系统调用结束之后，在entry_INT80_32之后，紧接着调用的是INTERRUPT_RETURN，我们能够找到它的定义，也就是iret。

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#define INTERRUPT_RETURN                iret

iret指令将原来用户态保存的现场恢复回来，包含代码段、指令指针寄存器等。这时候用户态进程恢复执行。

这里我总结一下32位的系统调用是如何执行的。

64位系统调用过程

我们再来看64位的情况（x86_64下的sysdep.h文件）。

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/* The Linux/x86-64 kernel expects the system call parameters in
   registers according to the following table:
    syscall number	rax
    arg 1		rdi
    arg 2		rsi
    arg 3		rdx
    arg 4		r10
    arg 5		r8
    arg 6		r9
......
*/
#define DO_CALL(syscall_name, args)					      \
  lea SYS_ify (syscall_name), %rax;					      \
  syscall

和之前一样，还是将系统调用名称转换为系统调用号，放到寄存器rax。这里是真正进行调用，不是用中断了，而是改用syscall指令了。并且，通过注释我们也可以知道，传递参数的寄存器也变了。

syscall指令还使用了一种特殊的寄存器，我们叫 特殊模块寄存器（Model Specific Registers，简称MSR）。这种寄存器是CPU为了完成某些特殊控制功能为目的的寄存器，其中就有系统调用。

在系统初始化的时候，trap_init除了初始化上面的中断模式，这里面还会调用cpu_init->syscall_init。这里面有这样的代码：

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wrmsrl(MSR_LSTAR, (unsigned long)entry_SYSCALL_64);

rdmsr和wrmsr是用来读写特殊模块寄存器的。MSR_LSTAR就是这样一个特殊的寄存器，当syscall指令调用的时候，会从这个寄存器里面拿出函数地址来调用，也就是调用entry_SYSCALL_64。

在arch/x86/entry/entry_64.S中定义了entry_SYSCALL_64。

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ENTRY(entry_SYSCALL_64)
        /* Construct struct pt_regs on stack */
        pushq   $__USER_DS                      /* pt_regs->ss */
        pushq   PER_CPU_VAR(rsp_scratch)        /* pt_regs->sp */
        pushq   %r11                            /* pt_regs->flags */
        pushq   $__USER_CS                      /* pt_regs->cs */
        pushq   %rcx                            /* pt_regs->ip */
        pushq   %rax                            /* pt_regs->orig_ax */
        pushq   %rdi                            /* pt_regs->di */
        pushq   %rsi                            /* pt_regs->si */
        pushq   %rdx                            /* pt_regs->dx */
        pushq   %rcx                            /* pt_regs->cx */
        pushq   $-ENOSYS                        /* pt_regs->ax */
        pushq   %r8                             /* pt_regs->r8 */
        pushq   %r9                             /* pt_regs->r9 */
        pushq   %r10                            /* pt_regs->r10 */
        pushq   %r11                            /* pt_regs->r11 */
        sub     $(6*8), %rsp                    /* pt_regs->bp, bx, r12-15 not saved */
        movq    PER_CPU_VAR(current_task), %r11
        testl   $_TIF_WORK_SYSCALL_ENTRY|_TIF_ALLWORK_MASK, TASK_TI_flags(%r11)
        jnz     entry_SYSCALL64_slow_path
......
entry_SYSCALL64_slow_path:
        /* IRQs are off. */
        SAVE_EXTRA_REGS
        movq    %rsp, %rdi
        call    do_syscall_64           /* returns with IRQs disabled */
return_from_SYSCALL_64:
	RESTORE_EXTRA_REGS
	TRACE_IRQS_IRETQ
	movq	RCX(%rsp), %rcx
	movq	RIP(%rsp), %r11
    movq	R11(%rsp), %r11
......
syscall_return_via_sysret:
	/* rcx and r11 are already restored (see code above) */
	RESTORE_C_REGS_EXCEPT_RCX_R11
	movq	RSP(%rsp), %rsp
	USERGS_SYSRET64

这里先保存了很多寄存器到pt_regs结构里面，例如用户态的代码段、数据段、保存参数的寄存器，然后调用entry_SYSCALL64_slow_pat->do_syscall_64。

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__visible void do_syscall_64(struct pt_regs *regs)
{
        struct thread_info *ti = current_thread_info();
        unsigned long nr = regs->orig_ax;
......
        if (likely((nr & __SYSCALL_MASK) < NR_syscalls)) {
                regs->ax = sys_call_table[nr & __SYSCALL_MASK](
                        regs->di, regs->si, regs->dx,
                        regs->r10, regs->r8, regs->r9);
        }
        syscall_return_slowpath(regs);
}

在do_syscall_64里面，从rax里面拿出系统调用号，然后根据系统调用号，在系统调用表sys_call_table中找到相应的函数进行调用，并将寄存器中保存的参数取出来，作为函数参数。如果仔细比对，你就能发现，这些参数所对应的寄存器，和Linux的注释又是一样的。

所以，无论是32位，还是64位，都会到系统调用表sys_call_table这里来。

在研究系统调用表之前，我们看64位的系统调用返回的时候，执行的是USERGS_SYSRET64。定义如下：

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#define USERGS_SYSRET64				\
	swapgs;					\
	sysretq;

这里，返回用户态的指令变成了sysretq。

我们这里总结一下64位的系统调用是如何执行的。

系统调用表

前面我们重点关注了系统调用的方式，都是最终到了系统调用表，但是到底调用内核的什么函数，还没有解读。

现在我们再来看，系统调用表sys_call_table是怎么形成的呢？

32位的系统调用表定义在arch/x86/entry/syscalls/syscall_32.tbl文件里。例如open是这样定义的：

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5	i386	open			sys_open  compat_sys_open

64位的系统调用定义在另一个文件arch/x86/entry/syscalls/syscall_64.tbl里。例如open是这样定义的：

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2	common	open			sys_open

第一列的数字是系统调用号。可以看出，32位和64位的系统调用号是不一样的。第三列是系统调用的名字，第四列是系统调用在内核的实现函数。不过，它们都是以sys_开头。

系统调用在内核中的实现函数要有一个声明。声明往往在include/linux/syscalls.h文件中。例如sys_open是这样声明的：

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asmlinkage long sys_open(const char __user *filename,
                                int flags, umode_t mode);

真正的实现这个系统调用，一般在一个.c文件里面，例如sys_open的实现在fs/open.c里面，但是你会发现样子很奇怪。

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SYSCALL_DEFINE3(open, const char __user *, filename, int, flags, umode_t, mode)
{
        if (force_o_largefile())
                flags |= O_LARGEFILE;
        return do_sys_open(AT_FDCWD, filename, flags, mode);
}

SYSCALL_DEFINE3是一个宏系统调用最多六个参数，根据参数的数目选择宏。具体是这样定义的：

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#define SYSCALL_DEFINE1(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(1, _##name, __VA_ARGS__)
#define SYSCALL_DEFINE2(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(2, _##name, __VA_ARGS__)
#define SYSCALL_DEFINE3(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(3, _##name, __VA_ARGS__)
#define SYSCALL_DEFINE4(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(4, _##name, __VA_ARGS__)
#define SYSCALL_DEFINE5(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(5, _##name, __VA_ARGS__)
#define SYSCALL_DEFINE6(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(6, _##name, __VA_ARGS__)


#define SYSCALL_DEFINEx(x, sname, ...)                          \
        SYSCALL_METADATA(sname, x, __VA_ARGS__)                 \
        __SYSCALL_DEFINEx(x, sname, __VA_ARGS__)


#define __PROTECT(...) asmlinkage_protect(__VA_ARGS__)
#define __SYSCALL_DEFINEx(x, name, ...)                                 \
        asmlinkage long sys##name(__MAP(x,__SC_DECL,__VA_ARGS__))       \
                __attribute__((alias(__stringify(SyS##name))));         \
        static inline long SYSC##name(__MAP(x,__SC_DECL,__VA_ARGS__));  \
        asmlinkage long SyS##name(__MAP(x,__SC_LONG,__VA_ARGS__));      \
        asmlinkage long SyS##name(__MAP(x,__SC_LONG,__VA_ARGS__))       \
        {                                                               \
                long ret = SYSC##name(__MAP(x,__SC_CAST,__VA_ARGS__));  \
                __MAP(x,__SC_TEST,__VA_ARGS__);                         \
                __PROTECT(x, ret,__MAP(x,__SC_ARGS,__VA_ARGS__));       \
                return ret;                                             \
        }                                                               \
        static inline long SYSC##name(__MAP(x,__SC_DECL,__VA_ARGS__)

如果我们把宏展开之后，实现如下，和声明的是一样的。

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asmlinkage long sys_open(const char __user * filename, int flags, int mode)
{
 long ret;


 if (force_o_largefile())
  flags |= O_LARGEFILE;


 ret = do_sys_open(AT_FDCWD, filename, flags, mode);
 asmlinkage_protect(3, ret, filename, flags, mode);
 return ret;

声明和实现都好了。接下来，在编译的过程中，需要根据syscall_32.tbl和syscall_64.tbl生成自己的unistd_32.h和unistd_64.h。生成方式在arch/x86/entry/syscalls/Makefile中。

这里面会使用两个脚本，其中第一个脚本arch/x86/entry/syscalls/syscallhdr.sh，会在文件中生成#define __NR_open；第二个脚本arch/x86/entry/syscalls/syscalltbl.sh，会在文件中生成__SYSCALL(__NR_open, sys_open)。这样，unistd_32.h和unistd_64.h是对应的系统调用号和系统调用实现函数之间的对应关系。

在文件arch/x86/entry/syscall_32.c，定义了这样一个表，里面include了这个头文件，从而所有的sys_系统调用都在这个表里面了。

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__visible const sys_call_ptr_t ia32_sys_call_table[__NR_syscall_compat_max+1] = {
        /*
         * Smells like a compiler bug -- it doesn't work
         * when the & below is removed.
         */
        [0 ... __NR_syscall_compat_max] = &sys_ni_syscall,
#include <asm/syscalls_32.h>
};

同理，在文件arch/x86/entry/syscall_64.c，定义了这样一个表，里面include了这个头文件，这样所有的sys_系统调用就都在这个表里面了。

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/* System call table for x86-64. */
asmlinkage const sys_call_ptr_t sys_call_table[__NR_syscall_max+1] = {
	/*
	 * Smells like a compiler bug -- it doesn't work
	 * when the & below is removed.
	 */
	[0 ... __NR_syscall_max] = &sys_ni_syscall,
#include <asm/syscalls_64.h>
};

总结时刻

系统调用的过程还是挺复杂的吧？如果加上上一节的内核态和用户态的模式切换，就更复杂了。这里我们重点分析64位的系统调用，我将整个完整的过程画了一张图，帮你总结、梳理一下。

课堂练习

请你根据这一节的分析，看一下与open这个系统调用相关的文件都有哪些，在每个文件里面都做了什么？如果你要自己实现一个系统调用，能不能照着open来一个呢？

欢迎留言和我分享你的疑惑和见解，也欢迎你收藏本节内容，反复研读。你也可以把今天的内容分享给你的朋友，和他一起学习、进步。