第五章 系统调用

5.1 与内核通信

1、系统调用在用户空间进程和硬件设备之间添加了一个中间层，该层主要作用有三个：

　　（1）为用户空间提供了一种硬件的抽象接口

　　（2）系统调用保证了系统的稳定和安全

　　（3）每个进程都运行在虚拟系统中，而在用户空间和系统的其余部分提供这样一层公共接口。

2、在Linux中，系统调用是用户空间访问内核的唯一手段：除异常和陷入外，它们是内核唯一的合法入口。

5.2 API、POSIX和C库

1、一般情况下，应用程序通过在用户空间实现的应用编程接口（API）而不是直接通过系统调用来编程。

2、一个API定义了一组应用程序使用的编程接口。

3、API、POSIX、C库以及系统调用之间的关系：

4、在Unix世界中，最流行的应用编程接口是基于POSIX标准的。

5、Linux的系统调用作为C库的一部分提供。

6、C库实现了Unix系统的主要API，包括标准C库函数和系统调用接口。

5.3 系统调用

一、系统调用

　　1、要访问系统调用（syscall），通常通过C库中定义的函数调用来进行。

　　2、系统调用通过一个long类型的返回值来表示成功或者错误。通常，但也不绝对，用一个负的返回值来表明错误。返回一个0值通常表明成功。系统调用在出现错误的时候C库会把错误码写入errno全局变量，通过调用perror()库函数，可以把该变量翻译成用户可以理解的错误字符串。

　　3、系统调用在用户空间和内核空间有不同的返回值类型，在用户空间为int，在内核空间为long。

二、系统调用号

　　1、当用户空间的进程执行一个系统调用时，就用系统调用号指明到底执行哪个系统调用。进程不会提及系统调用的名称。

　　2、系统调用号独一无二，一旦分配就不能再有任何变更。否则编译好的应用程序就会崩溃。

　　3、Linux有一个“未实现”系统调用sys_ni_syscall()，它除了返回-ENOSYS外不做任何其他工作，这个错误号就是专门针对无效的系统调用而设的。

　　4、内核记录了系统调用表中的所有已注册过的系统调用的列表，存储在sys_call_table中。

三、系统调用的性能

　　1、Linux系统调用比其他许多操作系统执行得要快。

　　2、原因：

　　　　（1）上下文切换时间短。

　　　　（2）系统调用处理程序和每个系统调用本身也都非常简洁。

5.4 系统调用处理程序

一、系统调用处理程序

　　1、通知内核的机制是软中断实现的：通过引发一个异常来促使系统切换到内核态去指向异常处理程序，而此时的异常处理程序就是系统调用的处理程序。

　　2、在x86系统上预定义的软中断是中断号128，通过int $0x80指令触发该中断。

二、指定恰当的系统调用

　　1、在x86上，系统调用号是通过eax寄存器传递给内核的。

　　2、system_call()函数通过将给定的系统调用号与NR_syscalls作比较来检查其有效性。大于等于返回-ENOSYS，否则执行相应系统调用：call *sys_call_table(,%rax,8)

三、参数传递

　　1、在x86—32系统上，ebx,ecx,edx,esi和edi按顺序存放前五个参数。需要6个及以上参数，应用一个单独的寄存器存放指向这些参数在用户空间地址的指针。

　　2、给用户空间的返回值也通过寄存器传递。在x86系统上，它存放在eax寄存器中。

5.5 系统调用的实现

一、实现系统调用

　　1、实现一个新的系统调用的第一步是决定它的用途。在Linux中不提倡采用多用途的系统调用。

　　2、系统调用的接口应该力求简洁。

　　3、系统调用设计得越通用越好。

　　4、提供机制而不是策略。

　　5、时刻注意可移植性和健壮性。

二、参数验证

　　1、最重要的检查：检查用户提供的指针是否有效。

　　2、在接受一个用户空间的指针之前，内核必须保证：

　　　　（1）指针指向的内存区域必须属于用户空间。

　　　　（2）指针指向的内存区域在进程的地址空间里。

　　　　（3）决不能绕过内存访问限制。

　　3、两个方法检查在内核空间与用户空间之间数据的来回拷贝：

　　　　（1）向用户空间写入数据，内核提供了copy_to_user()；

　　　　（2）从用户空间读取数据，内核提供了copy_from_user()。

　　　　如果成功：返回0；

　　　　如果失败：返回标准-EFAULT

　　4、copy_to_user()和copy_from_user()都有可能引起阻塞。当包含用户数据的页被换出到硬盘上而不是在物理内存上的时候，会引起阻塞，此时，进程就会休眠，直到缺页处理程序将该页从硬盘重新换回物理内存。

　　5、检查针对是否有合法权限——capable()：返回0无权操作，返回非0有权操作。

5.6 系统调用上下文

一、系统调用上下文

　　1、内核在执行系统调用时处于进程上下文。current指针指向当前任务，即引发系统调用的那个进程。

　　2、在进程上下文中，内核可以休眠并且可以被抢占。

　　3、当系统调用返回时，控制权仍然在system_call()中，它最终会负责切换到用户空间，并让用户进程继续执行下去。

二、绑定一个系统调用的最后步骤

　　1、在系统调用表的最后加入一个表项。

　　2、对于所支持的各种体系结构，系统调用号都必须定义于<asm/unistd.h>中。

　　3、系统调用必须被编译进内核映像（不能被编译成模块）。放入kernel/下的一个相关文件中即可。

三、从用户空间访问系统调用

　　1、系统调用靠C库支持，用户程序通过包含标准头文件并和C库链接，就可以使用系统调用。

　　2、Linux本身提供了一组宏，用于直接对系统调用进行访问。它会设置好寄存器并调用陷入指令。这些宏是_syscalln()，其中n的范围从0到6，代表需要传递给系统调用的参数个数。

四、为什么不通过系统调用的方式实现

　　1、建立一个新的系统调用的好处：

　　　　（1）系统调用创建容易且使用方便。

　　　　（2）linux系统调用的高性能显而易见。

　　2、问题是：

　　　　（1）你需要一个系统调用号，而这需要一个内核在处于开发版本的时候由官方分配给你。

　　　　（2）系统调用被加入稳定内核后就被固化了，为了避免应用程序的崩溃，它的接口不允许做运动。

　　　　（3）需要将系统调用分别注册到每个需要支持的体系结构中去。

　　　　（4）在脚本中不容易调用系统调用，也不能从文件系统直接访问系统调用。

　　　　（5）如果仅仅进行简单的信息交换，系统调用就大材小用了。

　　3、替代方法：

　　实现一个设备节点，并对此实现read()和write()。使用ioctl()对特定的设置进行操作或者对特定的信息进行检索。

　　　　（1）像信号量这样的某些接口，可以用文件描述符来表示，因此也就可以按上述方式对其进行操作。

　　　　（2）把增加的信息作为一个文件放在sysfs的合适位置。

　　4、Linux系统尽量避免每出现一种新的抽象就简单地加入一个新的系统调用。

总结

　　系统调用（System Call）是操作系统为在用户态运行的进程与硬件设备（如CPU、磁盘、打印机等）进行交互提供的一组接口。当用户进程需要发生系统调用时，CPU 通过软中断切换到内核态开始执行内核系统调用函数。

　　一般情况下，应用程序通过在用户空间实现的应用编程接口（API）而不是直接通过系统调用来编程。一个API定义了一组应用程序使用的编程接口。

参考资料

　　《Linux内核设计与实现》  原书第3版