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)
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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
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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)
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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
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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
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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
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int 就是 interrupt，也就是“中断”的意思。int $0x80 就是触发一个软中断，通过它就可以陷入（trap）内核。
在内核启动的时候，还记得有一个 trap_init()，其中有这样的代码：
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set_system_intr_gate(IA32_SYSCALL_VECTOR, entry_INT80_32);
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这是一个软中断的陷入门。当接收到一个系统调用的时候，entry_INT80_32 就被调用了。
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ENTRY(entry_INT80_32)
ASM_CLAC
pushl %eax /* pt_regs->orig_ax */
SAVE_ALL pt_regs_ax=$-ENOSYS /* save rest */
movl %esp, %eax
call do_syscall_32_irqs_on
.Lsyscall_32_done:
......
.Lirq_return:
INTERRUPT_RETURN
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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.md)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);
}
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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
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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
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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);
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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
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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.md);
}
syscall_return_slowpath(regs);
}
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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;
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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面 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
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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
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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);
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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)
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if (force_o_largefile())
flags |= O_LARGEFILE;
return do_sys_open(AT_FDCWD, filename, flags, mode);
}
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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__)
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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;
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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>
};
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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>
};
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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。
