在现代操作系统里，由于系统资源可能同时被多个应用程序访问，如果不加保护，那各个应用程序之间可能会产生冲突，对于恶意应用程序更可能导致系统奔溃。这里所说的系统资源包括文件、网络、各种硬件设备等。比如要操作文件必须借助操作系统提供的api（比如linux下的fopen）。

系统调用在我们工作中无时无刻不打着交道，那系统调用的原理是什么呢？在其过程中做了哪些事情呢？

本文将阐述系统调用原理，让大家对于系统调用有一个清晰的认识。

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概述

现代cpu通常有多种特权级别，一般来说特权级总共有4个，编号从Ring 0（最高特权）到Ring 3（最低特权），在Linux上之用到Ring 0和RIng 3，用户态对应Ring 3，内核态对应Ring 0。

普通应用程序运行在用户态下，其诸多操作都受到限制，比如改变特权级别、访问硬件等。特权高的代码能将自己降至低等级的级别，但反之则是不行的。而系统调用是运行在内核态的，那么运行在用户态的应用程序如何运行内核态的代码呢？操作系统一般是通过中断来从用户态切换到内核态的。学过操作系统课程的同学对中断这个词肯定都不陌生。

中断一般有两个属性，一个是中断号，一个是中断处理程序。不同的中断有不同的中断号，每个中断号都对应了一个中断处理程序。在内核中有一个叫中断向量表的数组来映射这个关系。当中断到来时，cpu会暂停正在执行的代码，根据中断号去中断向量表找出对应的中断处理程序并调用。中断处理程序执行完成后，会继续执行之前的代码。

中断分为硬件中断和软件中断，我们这里说的是软件中断，软件中断通常是一条指令，使用这条指令用户可以手动触发某个中断。例如在i386下，对应的指令是int，在int指令后指定对应的中断号，如int 0x80代表你调用第0x80号的中断处理程序。

中断号是有限的，所有不会用一个中断来对应一个系统调用（系统调用有很多）。Linux下用int 0x80触发所有的系统调用，那如何区分不同的调用呢？对于每个系统调用都有一个系统调用号，在触发中断之前，会将系统调用号放入到一个固定的寄存器，0x80对应的中断处理程序会读取该寄存器的值，然后决定执行哪个系统调用的代码。

在Linux2.5（具体版本不是很确定）之前的版本，是使用int 0x80这样的方式实现系统调用的，但其实int指令这样的形式性能不太好，原因如下（出自这篇文章）：

在 x86 保护模式中，处理 INT 中断指令时，CPU 首先从中断描述表 IDT 取出对应的门描述符，判断门描述符的种类，然后检查门描述符的级别 DPL 和 INT 指令调用者的级别 CPL，当 CPL<=DPL 也就是说 INT 调用者级别高于描述符指定级别时，才能成功调用，最后再根据描述符的内容，进行压栈、跳转、权限级别提升。内核代码执行完毕之后，调用 IRET 指令返回，IRET 指令恢复用户栈，并跳转会低级别的代码。

其实，在发生系统调用，由 Ring3 进入 Ring0 的这个过程浪费了不少的 CPU 周期，例如，系统调用必然需要由 Ring3 进入 Ring0（由内核调用 INT 指令的方式除外，这多半属于 Hacker 的内核模块所为），权限提升之前和之后的级别是固定的，CPL 肯定是 3，而 INT 80 的 DPL 肯定也是 3，这样 CPU 检查门描述符的 DPL 和调用者的 CPL 就是完全没必要。

正是由于如此，在linux2.5开始支持一种新的系统调用，其基于Intel 奔腾2代处理器就开始支持的一组专门针对系统调用的指令sysenter/sysexit。sysenter 指令用于由 Ring3 进入 Ring0，sysexit指令用于由 Ring0 返回 Ring3。由于没有特权级别检查的处理，也没有压栈的操作，所以执行速度比 INT n/IRET 快了不少。

本文分析的是int指令，新型的系统调用机制可以参见下面几篇文章：

https://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/kernel/l-k26ncpu/index.html

https://www.jianshu.com/p/f4c04cf8e406

基于int的系统调用

触发中断

我们以系统调用fork为例，fork函数的定义在glibc(2.17版本)的unistd.h

/* Clone the calling process, creating an exact copy.
   Return -1 for errors, 0 to the new process,
   and the process ID of the new process to the old process.  */
extern __pid_t fork (void) __THROWNL;

fork函数的实现代码比较难找，在nptl\sysdeps\unix\sysv\linux\fork.c中有这么一段代码

weak_alias (__libc_fork, __fork)
libc_hidden_def (__fork)
weak_alias (__libc_fork, fork)

其作用简单的说就是将__libc_fork当作__fork的别名，所以fork函数的实现是在__libc_fork中，核心代码如下

#ifdef ARCH_FORK
  pid = ARCH_FORK ();
#else
# error "ARCH_FORK must be defined so that the CLONE_SETTID flag is used"
  pid = INLINE_SYSCALL (fork, 0);
#endif

我们分析定义了ARCH_FORK的情况，ARCH_FORK定义在nptl\sysdeps\unix\sysv\linux\i386\fork.c中，代码如下：

#define ARCH_FORK() \
  INLINE_SYSCALL (clone, 5,						      \
		  CLONE_CHILD_SETTID | CLONE_CHILD_CLEARTID | SIGCHLD, 0,     \
		  NULL, NULL, &THREAD_SELF->tid)

INLINE_SYSCALL代码在sysdeps\unix\sysv\linux\i386\sysdep.h

#undef INLINE_SYSCALL
#define INLINE_SYSCALL(name, nr, args...) \
  ({									      \
    unsigned int resultvar = INTERNAL_SYSCALL (name, , nr, args);	      \
    if (__builtin_expect (INTERNAL_SYSCALL_ERROR_P (resultvar, ), 0))	      \
      {									      \
	__set_errno (INTERNAL_SYSCALL_ERRNO (resultvar, ));		      \
	resultvar = 0xffffffff;						      \
      }									      \
    (int) resultvar; })

INLINE_SYSCALL主要是调用同文件下的INTERNAL_SYSCALL

# define INTERNAL_SYSCALL(name, err, nr, args...) \
  ({									      \
    register unsigned int resultvar;					      \
    EXTRAVAR_##nr							      \
    asm volatile (							      \
    LOADARGS_##nr							      \
    "movl %1, %%eax\n\t"						      \
    "int $0x80\n\t"							      \
    RESTOREARGS_##nr							      \
    : "=a" (resultvar)							      \
    : "i" (__NR_##name) ASMFMT_##nr(args) : "memory", "cc");		      \
    (int) resultvar; })

#define __NR_clone 120

这里是一段内联汇编代码，其中__NR_##name的值为 __NR_clone即120。这里主要是两个步骤：

设置eax寄存器的值为120
执行int $0x80陷入中断

int $0x80指令会让cpu陷入中断，执行对应的0x80中断处理函数。不过在这之前，cpu还需要进行栈切换。

因为在linux中，用户态和内核态使用的是不同的栈（可以看看这篇文章），两者负责各自的函数调用，互不干扰。在执行int $0x80时，程序需要由用户态切换到内核态，所以程序当前栈也要从用户栈切换到内核栈。与之对应，当中断程序执行结束返回时，当前栈要从内核栈切换回用户栈。

这里说的当前栈指的就是ESP寄存器的值所指向的栈。ESP的值位于用户栈的范围，那程序的当前栈就是用户栈，反之亦然。此外寄存器SS的值指向当前栈所在的页。因此，将用户栈切换到内核栈的过程是：

将当前ESP、SS等寄存器的值存到内核栈上。
将ESP、SS等值设置为内核栈的相应值。

反之，从内核栈切换回用户栈的过程：恢复ESP、SS等寄存器的值，也就是用保存在内核栈的原ESP、SS等值设置回对应寄存器。

中断处理程序

在切换到内核栈之后，就开始执行中断向量表的0x80号中断处理程序。中断处理程序除了系统调用（0x80）还有如除0异常（0x00）、缺页异常（0x14）等等，在arch\i386\kernel\traps.c文件的trap_init方法中描述了中断处理程序向中断向量表注册的过程：

void __init trap_init(void)
{
#ifdef CONFIG_EISA
	void __iomem *p = ioremap(0x0FFFD9, 4);
	if (readl(p) == 'E'+('I'<<8)+('S'<<16)+('A'<<24)) {
		EISA_bus = 1;
	}
	iounmap(p);
#endif

#ifdef CONFIG_X86_LOCAL_APIC
	init_apic_mappings();
#endif

	set_trap_gate(0,&divide_error);
	set_intr_gate(1,&debug);
	set_intr_gate(2,&nmi);
	set_system_intr_gate(3, &int3); /* int3-5 can be called from all */
	set_system_gate(4,&overflow);
	set_system_gate(5,&bounds);
	set_trap_gate(6,&invalid_op);
	set_trap_gate(7,&device_not_available);
	set_task_gate(8,GDT_ENTRY_DOUBLEFAULT_TSS);
	set_trap_gate(9,&coprocessor_segment_overrun);
	set_trap_gate(10,&invalid_TSS);
	set_trap_gate(11,&segment_not_present);
	set_trap_gate(12,&stack_segment);
	set_trap_gate(13,&general_protection);
	set_intr_gate(14,&page_fault);
	set_trap_gate(15,&spurious_interrupt_bug);
	set_trap_gate(16,&coprocessor_error);
	set_trap_gate(17,&alignment_check);
#ifdef CONFIG_X86_MCE
	set_trap_gate(18,&machine_check);
#endif
	set_trap_gate(19,&simd_coprocessor_error);

	set_system_gate(SYSCALL_VECTOR,&system_call);

	/*
	 * Should be a barrier for any external CPU state.
	 */
	cpu_init();

	trap_init_hook();
}

SYSCALL_VECTOR定义如下：

#define SYSCALL_VECTOR		0x80

所以0x80对应的处理程序就是system_call这个方法，该方法位于arch\i386\kernel\entry.S

ENTRY(system_call)
	//code 1: 保存各种寄存器
	SAVE_ALL
	...
	jnz syscall_trace_entry
	//如果传入的系统调用号大于最大的系统调用号，则跳转到无效调用处理
	cmpl $(nr_syscalls), %eax
	jae syscall_badsys
	
syscall_call:
    //code 2: 根据系统调用号（存储在eax中）来调用对应的系统调用程序
	call *sys_call_table(,%eax,4)
    //保存系统调用返回值到eax寄存器中
	movl %eax,EAX(%esp)		# store the return value
	...
restore_all:
    //code 3:恢复各种寄存器的值 以及执行iret指令
	RESTORE_ALL
	...

主要分为几步：

1.保存各种寄存器

2.根据系统调用号执行对应的系统调用程序，将返回结果存入到eax中

3.恢复各种寄存器

其中保存各种寄存器的SAVE_ALL定义在entry.S中：

#define SAVE_ALL \
	cld; \
	pushl %es; \
	pushl %ds; \
	pushl %eax; \
	pushl %ebp; \
	pushl %edi; \
	pushl %esi; \
	pushl %edx; \
	pushl %ecx; \
	pushl %ebx; \
	movl $(__USER_DS), %edx; \
	movl %edx, %ds; \
	movl %edx, %es;

sys_call_table定义在entry.S中：

.data
ENTRY(sys_call_table)
	.long sys_restart_syscall	/* 0 - old "setup()" system call, used for restarting */
	.long sys_exit
	.long sys_fork
	.long sys_read
	.long sys_write
	.long sys_open		/* 5 */
	...
    .long sys_sigreturn
	.long sys_clone		/* 120 */
	...

sys_call_table就是系统调用表，每一个long元素（4字节）都是一个系统调用地址，所以 *sys_call_table(,%eax,4)的含义就是sys_call_table上偏移量为0+%eax*4元素所指向的系统调用，即第%eax个系统调用。上文中fork系统调用最终设置到eax的值是120，那最终执行的就是sys_clone这个函数，注意其实现和第2个系统调用sys_fork基本一样，只是参数不同，关于fork和clone的区别可以看这里，代码如下：

//kernel\fork.c
asmlinkage int sys_fork(struct pt_regs regs)
{
	return do_fork(SIGCHLD, regs.esp, &regs, 0, NULL, NULL);
}

asmlinkage int sys_clone(struct pt_regs regs)
{
	unsigned long clone_flags;
	unsigned long newsp;
	int __user *parent_tidptr, *child_tidptr;

	clone_flags = regs.ebx;
	newsp = regs.ecx;
	parent_tidptr = (int __user *)regs.edx;
	child_tidptr = (int __user *)regs.edi;
	if (!newsp)
		newsp = regs.esp;
	return do_fork(clone_flags, newsp, &regs, 0, parent_tidptr, child_tidptr);
}

一次系统调用的基本过程已经分析完，剩下的具体处理逻辑和本文无关就不分析了，有兴趣的同学可以自己看看。

整体调用流程图如下：

End

想写这篇文章的原因主要是年前在看《《程序员的自我修养》》这本书，之前对于系统调用这块有一些了解但很零碎和模糊，看完本书系统调用这一章后消除了我许多疑问。总体来说这是一本不错的书，但我相关的基础比较薄弱，所以收获不多。