1.用户进程使用如open();的C库函数。
2从库函数(open)中使用"int 0x80"或是syscall命令进入system_call。
| glibc 中的部分源码 //sysdeps/unix/sysv/linux/x86_64/sysdeps.h INLINE_SYSCALL--->INTERNAL_SYSCALL--->INTERNAL_SYSCALL_NCS--->syscall.
# define INTERNAL_SYSCALL_NCS(name, err, nr, args...) \ |
有一个问题：在i386的CPU上，我们知道linux在初始化时为中断号0x80准备了一个中断处理函数（trap_init-->set_system_trap_gate(SYSCALL_VECTOR, &system_call);）。当发生int 0x80时，CPU通过一系列的动作（这个硬件动作，其它网文介绍很多），到达中断处理函数。那么在x86_64的CPU上，syscall指令能跳到哪去呢？CPU是如何处理这个指令的呢？需要OS为这个指令准备哪些信息？还有它又是怎么回来的？
3 CPU完成一系列切换的动作。
4.进入中断处理函数，更准确的说法是进入内核。
在arch/x86/kernel/entry_64.S#455或是在arch/x86/kernel/entry_32.S#L498(在entry_32.s为例)
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
当进入了system_call之后。
SAVE_ALL:？？？
。。。。
进入sys_call_table.xxx 中。
sys_call_table的定义在哪里，它的引用在哪里？为什么在内核和x86中的很多文件中都有它？？？？
sys_call_table的定义：(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
这样就可以找到内核定义的sys_function函数了。5.运行各种各样的系统调用的函数。那么各种各样的sys_function都是定义在哪里呢？ 例：SYSCALL_DEFINE3(semop, int, semid, struct sembuf __user *, tsops, unsigned, nsops){函数实体。。。。。。。。。。。}在一些文件中，我们可以找到以上这样的语句。在syscalls.h中定义如下：#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，逐步定义的，如何做的？？这些宏的具体定义的内涵是什么？SYSCALL_DEFINE3(semop,int,semid,......)这个宏，把"semop"的函数，定义成sys_semop(int semid,struct sembuf __user* tsops,unsigned nsops);这个sys_semop函数就是sys_call_table中的一部分了。这样用户进程在使用系统调用时，read,write,或是semget,semop时，就可以调用到相应的sys_xxxx函数了。附：cond_syscall解释 /* * "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定义如下：
/*
* "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：以上嵌入式汇编翻译成汇编代码如下：
.weak #x .set #x,sys_ni_syscall
以上的含义是：在编译时，告诉编译器，当没有符号x时，就用sys_ni_syscall这个符号来代替符号x.
在http://www.acsu.buffalo.edu/~charngda/cc.html中说明如下：
#pragma weak symbol1=symbol2
Declare symbol1 as a weak alias of symbol2. Equivalently, one can use
#pragma weak symbol1=symbol2 定义 symbol1作为symbol2的弱别名，与如下代码等效。
__asm__(".weak symbol1"); //定义symbol1是弱符号。
__asm__(".set symbol1,symbol2"); //把symbol1与symbol2联系起来。
A better way to achieve this is through the "weak, alias" function attributes.
还有一种更好的实现“弱，别名”函数属性的方式。