免费注册 查看新帖 |

Chinaunix

  平台 论坛 博客 文库
最近访问板块 发新帖
查看: 1067 | 回复: 0
打印 上一主题 下一主题

深入理解Linux的系统调用 [复制链接]

论坛徽章:
0
跳转到指定楼层
1 [收藏(0)] [报告]
发表于 2007-03-14 16:11 |只看该作者 |倒序浏览
[color="#000000"]深入理解Linux的系统调用来源:http://www.chinaemail.com.cn/server/guanli/200607/5899.html
作者:未知         一、 什么是系统调用
  在Linux的世界里,我们经常会遇到系统调用这一术语,所谓系统调用,就是内核提供的、功能十分强大的一系列的函数。这些系统调用是在内核中
实现的,再通过一定的方式把系统调用给用户,一般都通过门(gate)陷入(trap)实现。系统调用是用户程序和内核交互的接口。
  二、 系统调用的作用
  系统调用在Linux系统中发挥着巨大的作用.如果没有系统调用,那么应用程序就失去了内核的支持。
  我们在编程时用到的很多函数,如fork、open等这些函数最终都是在系统调用里实现的,比如说我们有这样一个程序:
  

    这里我们用到了两个函数,即fork和exit,这两
函数都是glibc中的函数,但是如果我们跟踪函数的执行过程,看看glibc对fork和exit函数的实现就可以发现在glibc的实现代码里都是采
用软中断的方式陷入到内核中再通过系统调用实现函数的功能的。具体过程我们在系统调用的实现过程会详细的讲到。   由此可见,系统调用是用户接口在内核中的实现,如果没有系统调用,用户就不能利用内核。
  三、 系统调用的现实及调用过程
  详细讲述系统调用的之前也讲一下Linux系统的一些保护机制。
  Linux系统在CPU的保护模式下提供了四个特权级别,目前内核都只用到了其中的两个特权级别,分别为“特权级0”和“特权级3”,
级别0也就是我们通常所讲的内核模式,级别3也就是我们通常所讲的用户模式。划分这两个级别主要是对系统提供保护。内核模式可以执行一些特权指令和进入用
户模式,而用户模式则不能。
  这里特别提出的是,内核模式与用户模式分别使用自己的堆栈,当发生模式切换的时候同时要进行堆栈的切换。
  每个进程都有自己的地址空间(也称为进程空间),进程的地址空间也分为两部分:用户空间和系统空间,在用户模式下只能访问进程的用户空
间,在内核模式下则可以访问进程的全部地址空间,这个地址空间里的地址是一个逻辑地址,通过系统段面式的管理机制,访问的实际内存要做二级地址转换,即:
逻辑地址?线性地址?物理地址。
  系统调用对于内核来说就相当于函数,我们是关键
问题
是从用户模式到内核模式的转换、堆栈的切换以及参数的传递。
  下面将结合内核源代码对这些过程进行分析,以下分析环境为FC2,kernel 2.6.5
  下面是内核源代码里arch/i386/kernel/entry.S的一段代码。
  

  以上这段代码里定义了两个非常重要的宏,即SAVE_ALL和RESTORE_ALL
  SAVE_ALL先保存用户模式的寄存器和堆栈信息,然后切换到内核模式,宏__SWITCH_KERNELSPACE实现地址空间的转换RESTORE_ALL的过程过SAVE_ALL的过程正好相反。
  在内核原代码里有一个系统调用表:(entry.S的文件里)
  

  在2.6.5的内核里,有280多个系统调用,这些系统调用的名称全部在这个系统调用表里。
  在这个原文件里,还有非常重要的一段。
  

  这一段完成系统调用的执行。
  system_call函数根据用户传来的系统调用号,在系统调用表里找到对应的系统调用再执行。
  从glibc的函数到系统调用还有一个很重要的环节就是系统调用号。
  系统调用号的定义在include/asm-i386/unistd.h里
  

    每一个系统调用号都对应有一个系统调用
  接下来就是系统调用宏的展开
  没有参数的系统调用的宏展开
  !!!代码6::
  带一个参数的系统调用的宏展开
  !!!代码7::
  两个参数
  代码8::
  #define _syscall2(type,name,type1,arg1,type2,arg2) \
  三个参数的
  代码9::
  #define _syscall3(type,name,type1,arg1,type2,arg2,type3,arg3) \
  四个参数的
  代码10::
  #define _syscall4(type,name,type1,arg1,type2,arg2,type3,arg3,type4,arg4) \
  五个参数的
  代码11::
  #define _syscall5(type,name,type1,arg1,type2,arg2,type3,arg3,type4,arg4, \
  type5,arg5) \
  六个参数的
  代码12::
  #define _syscall6(type,name,type1,arg1,type2,arg2,type3,arg3,type4,arg4, \
  type5,arg5,type6,arg6) \
  _res); \
  从这段代码我们可以看出int $0x80通过软中断开触发系统调用,当发生调用时,函数中的name会被系统系统调用名所代替。然后调用前面所讲的system_call。这个过程里包含了系统调用的初始化,系统调用的初始化原代码在:
  arch/i386/kernel/traps.c中每当用户执行int 0x80时,系统进行中断处理,把控制权交给内核的system_call。
  整个系统调用的过程可以总结如下:
  1. 执行用户程序(如:fork)
  2. 根据glibc中的函数实现,取得系统调用号并执行int $0x80产生中断。
  3. 进行地址空间的转换和堆栈的切换,执行SAVE_ALL。(进行内核模式)
  4. 进行中断处理,根据系统调用表调用内核函数。
  5. 执行内核函数。
  6. 执行RESTORE_ALL并返回用户模式
  解了系统调用的实现及调用过程,我们可以根据自己的需要来对内核的系统调用作修改或添加。
               
               
               

本文来自ChinaUnix博客,如果查看原文请点:http://blog.chinaunix.net/u/23240/showart_258585.html
您需要登录后才可以回帖 登录 | 注册

本版积分规则 发表回复

  

北京盛拓优讯信息技术有限公司. 版权所有 京ICP备16024965号-6 北京市公安局海淀分局网监中心备案编号:11010802020122 niuxiaotong@pcpop.com 17352615567
未成年举报专区
中国互联网协会会员  联系我们:huangweiwei@itpub.net
感谢所有关心和支持过ChinaUnix的朋友们 转载本站内容请注明原作者名及出处

清除 Cookies - ChinaUnix - Archiver - WAP - TOP