這張圖畫了挺久的，主要是想讓大家可以從全局角度，看下linux內(nèi)核中系統(tǒng)調(diào)用的實現(xiàn)。

在講具體的細(xì)節(jié)之前，我們先根據(jù)上圖，從整體上看一下系統(tǒng)調(diào)用的實現(xiàn)。

系統(tǒng)調(diào)用的實現(xiàn)基礎(chǔ)，其實就是兩條匯編指令，分別是syscall和sysret。

syscall使執(zhí)行邏輯從用戶態(tài)切換到內(nèi)核態(tài)，在進入到內(nèi)核態(tài)之后，cpu會從 MSR_LSTAR 寄存器中，獲取處理系統(tǒng)調(diào)用內(nèi)核代碼的起始地址，即上面的 entry_SYSCALL_64。

在執(zhí)行 entry_SYSCALL_64 函數(shù)時，內(nèi)核代碼會根據(jù)約定，先從rax寄存器中獲取想要執(zhí)行的系統(tǒng)調(diào)用的編號，然后根據(jù)該編號從sys_call_table數(shù)組中找到對應(yīng)的系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)。

接著，從 rdi， rsi， rdx， r10， r8， r9 寄存器中獲取該系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)所需的參數(shù)，然后調(diào)用該函數(shù)，把這些參數(shù)傳入其中。

在系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)執(zhí)行完畢之后，執(zhí)行結(jié)果會被放到rax寄存器中。

最后，執(zhí)行sysret匯編指令，從內(nèi)核態(tài)切換回用戶態(tài)，用戶程序繼續(xù)執(zhí)行。

如果用戶程序需要該系統(tǒng)調(diào)用的返回結(jié)果，則從rax中獲取。

總體流程就是這樣，相對來說，還是比較簡單的，主要就是先去理解syscall和sysret這兩條匯編指令，在理解這兩條匯編指令的基礎(chǔ)上，再去看內(nèi)核源碼，就會容易很多。

有關(guān)syscall和sysret指令的詳細(xì)介紹，請參考Intel 64 and IA-32 Architectures Software Developer’s Manual。

有了上面對系統(tǒng)調(diào)用的整理理解，我們接下來看下其具體的實現(xiàn)細(xì)節(jié)。

以write系統(tǒng)調(diào)用為例，其對應(yīng)的內(nèi)核源碼為：

在內(nèi)核中，所有的系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)都是通過 SYSCALL_DEFINE 等宏定義的，比如上面的write函數(shù)，使用的是 SYSCALL_DEFINE3。

將該宏展開后，我們可以得到如下的函數(shù)定義：

由上可見，SYSCALL_DEFINE3宏展開后為三個函數(shù)，其中只有__x64_sys_write是外部可訪問的，其它兩個都有被static修飾，不能被外部訪問，所以注冊到上文中提到的sys_call_table數(shù)組里的函數(shù)，應(yīng)該就是這個函數(shù)。

那該函數(shù)是怎么注冊到這個數(shù)組的呢？

我們先不說答案，先來看下sys_call_table數(shù)組的定義：

由上可見，該數(shù)組各元素的默認(rèn)值都是 __x64_sys_ni_syscall：

該函數(shù)也非常簡單，就是直接返回錯誤碼 -ENOSYS，表示系統(tǒng)調(diào)用非法。

sys_call_table數(shù)組定義的地方好像只設(shè)置了默認(rèn)值，并沒有設(shè)置真正的系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)。

我們再看看其他地方，看是否有代碼會注冊真正的系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)到sys_call_table數(shù)組里。

可惜，并沒有。

這就奇怪了，那各系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)到底是在哪里注冊的呢？

我們再回頭仔細(xì)看下sys_call_table數(shù)組的定義，它在設(shè)置完默認(rèn)值之后，后面還include了一個名為asm/syscalls_64.h的頭文件，這個位置include頭文件還是比較奇怪的，我們看下它里面是什么內(nèi)容。

但是，這個文件居然不存在。

那我們只能初步懷疑這個頭文件是編譯時生成的，帶著這個疑問，我們?nèi)ニ阉飨嚓P(guān)內(nèi)容，確實發(fā)現(xiàn)了一些線索：

這個文件確實是編譯時生成的，上面的makefile中使用了syscalltbl.sh腳本和syscall_64.tbl模板文件來生成這個syscalls_64.h頭文件。

我們來看下syscall_64.tbl模板文件的內(nèi)容：

這里確實定義了write系統(tǒng)調(diào)用，且標(biāo)明了它的編號是1。

我們再來看下生成的syscalls_64.h頭文件：

這里面定義了很多好像宏調(diào)用一樣的東西。

__SYSCALL_COMMON，這個不就是sys_call_table數(shù)組定義那里define的那個宏嘛。

再去上面看下__SYSCALL_COMMON這個宏定義，它的作用是將sym表示的函數(shù)賦值到sys_call_table數(shù)組的nr下標(biāo)處。

所以對于__SYSCALL_COMMON（1， sys_write）來說，它就是注冊__x64_sys_write函數(shù)到sys_call_table數(shù)組下標(biāo)為1的槽位處。

而這個__x64_sys_write函數(shù)，正是我們上面猜測的，SYSCALL_DEFINE3定義的write系統(tǒng)調(diào)用，展開之后的一個外部可訪問的函數(shù)。

這樣就豁然開朗了，原來真正的系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)的注冊，是通過先定義__SYSCALL_COMMON宏，再include那個根據(jù)syscall_64.tbl模板生成的syscalls_64.h頭文件來完成的，非常巧妙。

系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)注冊到sys_call_table數(shù)組的過程，到這里已經(jīng)非常清楚了。

下面我們繼續(xù)來看下哪里在使用這個數(shù)組：

do_syscall_64在使用，方式是先通過nr在sys_call_table數(shù)組中找到對應(yīng)的系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)，然后再調(diào)用該函數(shù)，將regs傳入其中。

這個流程和我們上面預(yù)估的一樣，且傳入的regs參數(shù)類型，和我們上面注冊的系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)所需的類型也一樣。

那也就是說，regs參數(shù)的字段里，是帶著各系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)所需的參數(shù)的，SYSCALL_DEFINE等宏展開出來的一系列函數(shù)，會從這些字段中提取出真正的參數(shù)，然后對其進行類型轉(zhuǎn)換，最后這些參數(shù)被傳入到最終的系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)中。

對于上面的write系統(tǒng)調(diào)用宏展開后的那些函數(shù)，__x64_sys_write會先從regs中提取出di， si， dx字段作為真正參數(shù)，然后__se_sys_write會將這些參數(shù)轉(zhuǎn)成正確的類型，最后__do_sys_write函數(shù)被調(diào)用，轉(zhuǎn)換后的這些參數(shù)被傳入其中。

在系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)執(zhí)行完畢后，其結(jié)果會被賦值到了regs的ax字段里。

由上可見，系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)的參數(shù)及返回值的傳遞，都是通過regs來完成的。

但文章開始的時候不是說，系統(tǒng)調(diào)用的參數(shù)及返回值的傳遞，是通過寄存器來完成的嗎，這里怎么是通過struct pt_regs的字段呢？

先別急，先來看下struct pt_regs的定義：

你有沒有發(fā)現(xiàn)，這里面的字段名都是寄存器的名字。

那是不是說，在執(zhí)行系統(tǒng)調(diào)用的代碼里，有邏輯把各寄存器里的值放到了這個結(jié)構(gòu)體的對應(yīng)字段里，在結(jié)束系統(tǒng)調(diào)用時，這些字段里的值又被賦值到各個對應(yīng)的寄存器里呢？

離真相越來越近。

我們繼續(xù)看使用了do_syscall_64的地方：

上圖中的entry_SYSCALL_64方法，就是系統(tǒng)調(diào)用流程中最重要的一個方法了，為了便于理解，我對該方法做了很多修改，并添加了很多注釋。

這里需要注意的是100行到121行這段邏輯，它將各寄存器的值壓入到棧中，以此來構(gòu)建struct pt_regs對象。

這就能構(gòu)建出一個struct pt_regs對象了？

是的。

我們回上面看下struct pt_regs的定義，看其字段名字及順序是不是和這里的壓棧順序正好相反。

我們再想下，當(dāng)我們要構(gòu)建一個struct pt_regs對象時，我們要為其在內(nèi)存中分配一塊空間，然后用一個地址來指向這段空間，這個地址就是該struct pt_regs對象的指針，這里需要注意的是，這個指針里存放的地址，是這段內(nèi)存空間的最小地址。

再看上面的壓棧過程，每一次壓棧操作我們都可以認(rèn)為是在分配內(nèi)存空間并賦值，當(dāng)r15被最終壓入到棧中后，整個內(nèi)存空間分配完畢，且數(shù)據(jù)也初始化完畢，此時，rsp指向的棧頂?shù)刂罚褪沁@段內(nèi)存空間的最小地址，因為壓棧過程中，棧頂?shù)牡刂肥且恢痹谧冃〉摹?/p>

綜上可知，在壓棧完畢后，rsp里的地址就是一個struct pt_regs對象的地址，即該對象的指針。

在構(gòu)建完struct pt_regs對象后，123行將rax中存放的系統(tǒng)調(diào)用編號賦值到了rdx里，124行將rsp里存放的struct pt_regs對象的地址，即該對象的指針，賦值到了rsi中，接著后面執(zhí)行了call指令，來調(diào)用do_syscall_64方法。

調(diào)用do_syscall_64方法之前，對rdi和rsi的賦值，是為了遵守c calling convention，因為在該calling convention中約定，在調(diào)用c方法時，第一個參數(shù)要放到rdi里，第二個參數(shù)要放到rsi里。

我們再去上面看下do_syscall_64方法的定義，參數(shù)類型及順序是不是和我們這里說的是完全一樣的。

在調(diào)用完do_syscall_64方法后，系統(tǒng)調(diào)用的整個流程基本上就快結(jié)束了，上圖中的129行到133行做的都是一些寄存器恢復(fù)的工作，比如從棧中彈出對應(yīng)的值到rax，rip，rsp等等。

這里需要注意的是，棧中rax的值是在上面do_syscall_64方法里設(shè)置的，其存放的是系統(tǒng)調(diào)用的最終結(jié)果。

另外，在棧中彈出的rip和rsp的值，分別是用戶態(tài)程序的后續(xù)指令地址及其堆棧地址。

最后執(zhí)行sysret，從內(nèi)核態(tài)切換回用戶態(tài)，繼續(xù)執(zhí)行syscall后面邏輯。

到這里，完整的系統(tǒng)調(diào)用處理流程就已經(jīng)差不多說完了，不過這里還差一小步，就是syscall指令在進入到內(nèi)核態(tài)之后，是如何找到entry_SYSCALL_64方法的：

它其實是注冊到了MSR_LSTAR寄存器里了，syscall指令在進入到內(nèi)核態(tài)之后，會直接從這個寄存器里拿系統(tǒng)調(diào)用處理函數(shù)的地址，并開始執(zhí)行。

系統(tǒng)調(diào)用內(nèi)核態(tài)的邏輯處理就是這些。

下面我們用一個例子來演示下用戶態(tài)部分：

編譯并執(zhí)行：

我們用syscall來執(zhí)行write系統(tǒng)調(diào)用，寫的字符串為Hi ，syscall執(zhí)行完畢后，我們直接使用ret指令將write的返回結(jié)果當(dāng)作程序的退出碼返回。

所以在上圖中，輸出了Hi，且程序的退出碼是3。

如果對上面的匯編不太理解，可以把它想像成下面這個樣子：

在這里，我們使用的是glibc中的write方法來執(zhí)行該系統(tǒng)調(diào)用，其實該方法就是對syscall指令做的一層封裝，本質(zhì)上使用的還是我們上面的匯編代碼。

這個例子到這里就結(jié)束了。

有沒有覺得不太盡興？

我們分析了這么多的代碼，最終就用了這么個小例子就結(jié)束了，不行，我們要再做點什么。

要不我們來自己寫個系統(tǒng)調(diào)用？

說干就干。

我們先在write系統(tǒng)調(diào)用下面定義一個我們自己的系統(tǒng)調(diào)用：

該方法很簡單，就是將參數(shù)加10，然后返回。

再把這個系統(tǒng)調(diào)用在syscall_64.tbl里注冊一下，編號為442：

編譯內(nèi)核，等待執(zhí)行。

我們再把上面寫的那個hi程序改下并編譯好：

然后在虛擬機中啟動新編譯的linux內(nèi)核，并執(zhí)行上面的程序：

看結(jié)果，正好就是20。
編輯：lyn