使用者進程到系統調用

1.使用者進程使用如open();的C庫函數。

2從庫函數(open)中使用"int 0x80"或是syscall命令進入system_call。

glibc 中的部分源碼 //sysdeps/unix/sysv/linux/x86_64/sysdeps.h INLINE_SYSCALL--->INTERNAL_SYSCALL--->INTERNAL_SYSCALL_NCS--->syscall. # define INLINE_SYSCALL(name, nr, args...) \   ({                                          \     unsigned long int resultvar = INTERNAL_SYSCALL (name, , nr, args);          \     if (__builtin_expect (INTERNAL_SYSCALL_ERROR_P (resultvar, ), 0))          \       {                                          \     __set_errno (INTERNAL_SYSCALL_ERRNO (resultvar, ));              \     resultvar = (unsigned long int) -1;                      \       }                                          \     (long int) resultvar; })      # define INTERNAL_SYSCALL(name, err, nr, args...) \   INTERNAL_SYSCALL_NCS (__NR_##name, err, nr, ##args)   # define INTERNAL_SYSCALL_NCS(name, err, nr, args...) \   ({                                          \     unsigned long int resultvar;                          \     LOAD_ARGS_##nr (args)                              \     LOAD_REGS_##nr                                  \     asm volatile (                                  \     "syscall\n\t"                                  \//x86_64的關鍵指令syscall.     : "=a" (resultvar)                                  \     : "0" (name) ASM_ARGS_##nr : "memory", "cc", "r11", "cx");              \     (long int) resultvar; })

有一個問題：在i386的CPU上，我們知道linux在初始化時為中斷號0x80準備了一個中斷處理函數（trap_init-->set_system_trap_gate(SYSCALL_VECTOR, &system_call);）。當發生int 0x80時，CPU通過一系列的動作（這個硬體動作，其它網文介紹很多），到達中斷處理函數。那麼在x86_64的CPU上，syscall指令能跳到哪去呢？CPU是如何處理這個指令的呢？需要OS為這個指令準備哪些資訊？還有它又是怎麼回來的？

3 CPU完成一系列切換的動作。

4.進入中斷處理函數，更準確的說法是進入核心。

在arch/x86/kernel/entry_64.S#455或是在arch/x86/kernel/entry_32.S#L498(在entry_32.s為例)

    
ENTRY(system_call)
 499        RING0_INT_FRAME                 # can't unwind into user space anyway
 500        pushl_cfi %eax                  # save orig_eax
 501        SAVE_ALL
 502        GET_THREAD_INFO(%ebp)
 503                                        # system call tracing in operation / emulation
 504        testl $_TIF_WORK_SYSCALL_ENTRY,TI_flags(%ebp)
 505        jnz syscall_trace_entry
 506        cmpl $(nr_syscalls), %eax
 507        jae syscall_badsys
 508syscall_call:
 509        call *sys_call_table(,%eax,4)
 510        movl %eax,PT_EAX(%esp)          # store the return value
 511syscall_exit:
 512        LOCKDEP_SYS_EXIT
 513        DISABLE_INTERRUPTS(CLBR_ANY)    # make sure we don't miss an interrupt
 514                                        # setting need_resched or sigpending
 515                                        # between sampling and the iret
 516        TRACE_IRQS_OFF
 517        movl TI_flags(%ebp), %ecx
 518        testl $_TIF_ALLWORK_MASK, %ecx  # current->work
 519        jne syscall_exit_work

當進入了system_call之後。

SAVE_ALL:？？？

。。。。

進入sys_call_table.xxx 中。

sys_call_table的定義在哪裡，它的引用在哪裡？為什麼在核心和x86中的很多檔案中都有它？？？？

sys_call_table的定義：(在  linux/arch/x86/kernel/syscall_table_32.S)。
    ENTRY(sys_call_table)
   2        .long sys_restart_syscall       /* 0 - old "setup()" system call, used for restarting */
   3        .long sys_exit
   4        .long ptregs_fork
   5        .long sys_read
   6        .long sys_write
   7        .long sys_open          /* 5 */
   8
這樣就可以找到核心定義的sys_function函數了。
5.運行各種各樣的系統調用的函數。 
那麼各種各樣的sys_function都是定義在哪裡呢？例：
SYSCALL_DEFINE3(semop, int, semid, struct sembuf __user *, tsops,unsigned, nsops)
{
函數實體。
。。。。。
。。。。。
}
在一些檔案中，我們可以找到以上這樣的語句。
在syscalls.h中定義如下：
#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__)
它由一系列的宏，逐步定義的，如何做的？？
這些宏的具體定義的內涵是什嗎？
SYSCALL_DEFINE3(semop,int,semid,......)這個宏，把"semop"的函數，定義成
sys_semop(int semid,struct sembuf __user* tsops,unsigned nsops);
這個sys_semop函數就是
sys_call_table中的一部分了。
這樣使用者進程在使用系統調用時，read,write,或是semget,semop時，就可以調用到相應的sys_xxxx函數了。
附：cond_syscall解釋/* * "Conditional" syscalls * * What we want is __attribute__((weak,alias("sys_ni_syscall"))), * but it doesn't work on all toolchains, so we just do it by hand */#ifndef cond_syscall#define cond_syscall(x) asm(".weak\t" #x "\n\t.set\t" #x ",sys_ni_syscall")#endif
在sys_ni.c中：cond_syscall(sys_fanotify_mark);
cond_syscall定義如下：
/* 
* "Conditional" syscalls 
* 
* What we want is __attribute__((weak,alias("sys_ni_syscall"))), 
* but it doesn't work on all toolchains, so we just do it by hand */
#ifndef cond_syscall#define cond_syscall(x) asm(".weak\t" #x "\n\t.set\t" #x ",sys_ni_syscall")
#endif
asm(".weak\t" #x "\n\t.set\t" #x ",sys_ni_syscall")分析如下：以上嵌入式彙編翻譯成彙編代碼如下：
.weak    #x    .set   #x,sys_ni_syscall
以上的含義是：在編譯時間，告訴編譯器，當沒有符號x時，就用sys_ni_syscall這個符號來代替符號x.
  
在http://www.acsu.buffalo.edu/~charngda/cc.html中說明如下：
#pragma weak symbol1=symbol2     
Declare symbol1 as a weak alias of symbol2. Equivalently, one can use
#pragma weak symbol1=symbol2   定義 symbol1作為symbol2的弱別名，與如下代碼等效。
         __asm__(".weak symbol1"); //定義symbol1是弱符號。 
        __asm__(".set symbol1,symbol2"); //把symbol1與symbol2聯絡起來。
A better way to achieve this is through the "weak, alias" function attributes. 
還有一種更好的實現“弱，別名”函數屬性的方式。