操作系統是從硬件抽象出來(lái)的虛擬機，在該虛擬機上用戶(hù)可以運行應用程序。它負責直接與硬件交互，向用戶(hù)程序提供公共服務(wù)，并使它們同硬件特性隔離。因為程序不應該依賴(lài)于下層的硬件，只有這樣應用程序才能很方便的在各種不同的Unix系統之間移動(dòng)。系統調用是Unix/Linux操作系統向用戶(hù)程序提供支持的接口，通過(guò)這些接口應用程序向操作系統請求服務(wù)，控制轉向操作系統，而操作系統在完成服務(wù)后，將控制和結果返回給用戶(hù)程序。
一個(gè)Unix/Linux系統分為三個(gè)層次：用戶(hù)、核心以及硬件。
系統調用接口看起來(lái)和C程序中的普通函數調用很相似，它們通常是通過(guò)庫把這些函數調用映射成進(jìn)入操作系統所需要的原語(yǔ)。
這些操作原語(yǔ)只是提供一個(gè)基本功能集，而通過(guò)庫對這些操作的引用和封裝，可以形成豐富而且強大的系統調用庫。這里體現了機制與策略相分離的編程思想——系統調用只是提供訪(fǎng)問(wèn)核心的基本機制，而策略是通過(guò)系統調用庫來(lái)體現。
例：execv, execl, execlv, opendir , readdir...
運行模式（運行態(tài)）：
一種計算機硬件要運行Unix/Linux系統，至少需要提供兩種運行模式：高優(yōu)先級的核心模式和低優(yōu)先級的用戶(hù)模式。
實(shí)際上許多計算機都有兩種以上的執行模式。如：intel 80x86體系結構就有四層執行特權，內層特權最高。Unix只需要兩層即可以了：核心運行在高優(yōu)先級，稱(chēng)之為核心態(tài)；其它外圍軟件包括shell，編輯程序，Xwindow等等都是在低優(yōu)先級運行，稱(chēng)之為用戶(hù)態(tài)。之所以采取不同的執行模式主要原因時(shí)為了保護，由于用戶(hù)進(jìn)程在較低的特權級上運行，它們將不能意外或故意的破壞其它進(jìn)程或內核。程序造成的破壞會(huì )被局部化而不影響系統中其它活動(dòng)或者進(jìn)程。當用戶(hù)進(jìn)程需要完成特權模式下才能完成的某些功能時(shí)，必須嚴格按照系統調用提供接口才能進(jìn)入特權模式，然后執行調用所提供的有限功能。
每種運行態(tài)都應該有自己的堆棧。在Linux中，分為用戶(hù)棧和核心棧。用戶(hù)棧包括在用戶(hù)態(tài)執行時(shí)函數調用的參數、局部變量和其它數據結構。有些系統中專(zhuān)門(mén)為全局中斷處理提供了中斷棧，但是x86中并沒(méi)有中斷棧，中斷在當前進(jìn)程的核心棧中處理。
地址空間：
采用特權模式進(jìn)行保護的根本目的是對地址空間的保護，用戶(hù)進(jìn)程不應該能夠訪(fǎng)問(wèn)所有的地址空間：只有通過(guò)系統調用這種受?chē)栏裣拗频慕涌?，進(jìn)程才能進(jìn)入核心態(tài)并訪(fǎng)問(wèn)到受保護的那一部分地址空間的數據，這一部分通常是留給操作系統使用。另外，進(jìn)程與進(jìn)程之間的地址空間也不應該隨便互訪(fǎng)。這樣，就需要提供一種機制來(lái)在一片物理內存上實(shí)現同一進(jìn)程不同地址空間上的保護，以及不同進(jìn)程之間地址空間的保護。
Unix/Linux中通過(guò)虛存管理機制很好的實(shí)現了這種保護，在虛存系統中，進(jìn)程所使用的地址不直接對應物理的存儲單元。每個(gè)進(jìn)程都有自己的虛存空間，每個(gè)進(jìn)程有自己的虛擬地址空間，對虛擬地址的引用通過(guò)地址轉換機制轉換成為物理地址的引用。正因為所有進(jìn)程共享物理內存資源，所以必須通過(guò)一定的方法來(lái)保護這種共享資源，通過(guò)虛存系統很好的實(shí)現了這種保護：每個(gè)進(jìn)程的地址空間通過(guò)地址轉換機制映射到不同的物理存儲頁(yè)面上，這樣就保證了進(jìn)程只能訪(fǎng)問(wèn)自己的地址空間所對應的頁(yè)面而不能訪(fǎng)問(wèn)或修改其它進(jìn)程的地址空間對應的頁(yè)面。
虛擬地址空間分為兩個(gè)部分：用戶(hù)空間和系統空間。在用戶(hù)模式下只能訪(fǎng)問(wèn)用戶(hù)空間而在核心模式下可以訪(fǎng)問(wèn)系統空間和用戶(hù)空間。系統空間在每個(gè)進(jìn)程的虛擬地址空間中都是固定的，而且由于系統中只有一個(gè)內核實(shí)例在運行，因此所有進(jìn)程都映射到單一內核地址空間。內核中維護全局數據結構和每個(gè)進(jìn)程的一些對象信息，后者包括的信息使得內核可以訪(fǎng)問(wèn)任何進(jìn)程的地址空間。通過(guò)地址轉換機制進(jìn)程可以直接訪(fǎng)問(wèn)當前進(jìn)程的地址空間（通過(guò)MMU），而通過(guò)一些特殊的方法也可以訪(fǎng)問(wèn)到其它進(jìn)程的地址空間。
盡管所有進(jìn)程都共享內核，但是系統空間是受保護的，進(jìn)程在用戶(hù)態(tài)無(wú)法訪(fǎng)問(wèn)。進(jìn)程如果需要訪(fǎng)問(wèn)內核，則必須通過(guò)系統調用接口。進(jìn)程調用一個(gè)系統調用時(shí)，通過(guò)執行一組特殊的指令（這個(gè)指令是與平臺相關(guān)的，每種系統都提供了專(zhuān)門(mén)的trap命令，基于x86的Linux中是使用int 指令）使系統進(jìn)入內核態(tài)，并將控制權交給內核，由內核替代進(jìn)程完成操作。當系統調用完成后，內核執行另一組特征指令將系統返回到用戶(hù)態(tài)，控制權返回給進(jìn)程。
上下文：
一個(gè)進(jìn)程的上下文可以分為三個(gè)部分：用戶(hù)級上下文、寄存器上下文以及系統級上下文。
用戶(hù)級上下文：正文、數據、用戶(hù)棧以及共享存儲區；
寄存器上下文：程序寄存器（IP），即CPU將執行的下條指令地址，處理機狀態(tài)寄存器（EFLAGS），棧指針，通用寄存器；
系統級上下文：進(jìn)程表項(proc結構)和U區，在Linux中這兩個(gè)部分被合成task_struct，區表及頁(yè)表(mm_struct , vm_area_struct, pgd, pmd, pte等)，核心棧等。
全部的上下文信息組成了一個(gè)進(jìn)程的運行環(huán)境。當發(fā)生進(jìn)程調度時(shí)，必須對全部上下文信息進(jìn)行切換，新調度的進(jìn)程才能運行。進(jìn)程就是上下文的集合的一個(gè)抽象概念。
系統調用可以看作是一個(gè)所有Unix/Linux進(jìn)程共享的子程序庫，但是它是在特權方式下運行，可以存取核心數據結構和它所支持的用戶(hù)級數據。系統調用的主要功能是使用戶(hù)可以使用操作系統提供的有關(guān)設備管理、文件系統、進(jìn)程控制進(jìn)程通訊以及存儲管理方面的功能，而不必要了解操作系統的內部結構和有關(guān)硬件的細節問(wèn)題，從而減輕用戶(hù)負擔和保護系統以及提高資源利用率。
系統調用分為兩個(gè)部分：與文件子系統交互的和進(jìn)程子系統交互的兩個(gè)部分。其中和文件子系統交互的部分進(jìn)一步由可以包括與設備文件的交互和與普通文件的交互的系統調用（open, close, ioctl, create, unlink, . . . ）；與進(jìn)程相關(guān)的系統調用又包括進(jìn)程控制系統調用（fork, exit, getpid, . . . ），進(jìn)程間通訊，存儲管理，進(jìn)程調度等方面的系統調用。
在每種平臺上，都有特定的指令可以使進(jìn)程的執行由用戶(hù)態(tài)轉換為核心態(tài)，這種指令稱(chēng)作操作系統陷入（operating system trap）。進(jìn)程通過(guò)執行陷入指令后，便可以在核心態(tài)運行系統調用代碼。
在Linux中是通過(guò)軟中斷來(lái)實(shí)現這種陷入的，在x86平臺上，這條指令是int 0x80。也就是說(shuō)在Linux中，系統調用的接口是一個(gè)中斷處理函數的特例。具體怎樣通過(guò)中斷處理函數來(lái)實(shí)現系統調用的入口將在后面詳細介紹。
這樣，就需要在系統啟動(dòng)時(shí)，對INT 0x80進(jìn)行一定的初始化，下面將描述其過(guò)程：
1.使用匯編子程序setup_idt（linux/arch/i386/kernel/head.S）初始化idt表（中斷描述符表），這時(shí)所有的入口函數偏移地址都被設為ignore_int
lea ignore_int,%edx
movl $(__KERNEL_CS << 16),%eax
movw %dx,%ax /* selector = 0x0010 = cs */
movw $0x8E00,%dx /* interrupt gate - dpl=0, present */
lea SYMBOL_NAME(idt_table),%edi
mov $256,%ecx
rp_sidt:
movl %eax,(%edi)
movl %edx,4(%edi)
addl $8,%edi
dec %ecx
jne rp_sidt
ret
selector = __KERNEL_CS, DPL = 0, TYPE = E, P = 1）;
2.Start_kernel()(linux/init/main.c)調用trap_init()(linux/arch/i386/kernel/trap.c)函數設置中斷描述符表。在該函數里，實(shí)際上是通過(guò)調用函數set_system_gate(SYSCALL_VECTOR,&system_call)來(lái)完成該項的設置的。其中的SYSCALL_VECTOR就是0x80，而system_call則是一個(gè)匯編子函數，它即是中斷0x80的處理函數，主要完成兩項工作：a. 寄存器上下文的保存；b. 跳轉到系統調用處理函數。在后面會(huì )詳細介紹這些內容。
set_system_gate()是在linux/arch/i386/kernel/trap.S中定義的，在該文件中還定義了幾個(gè)類(lèi)似的函數set_intr_gate(), set_trap_gate, set_call_gate()。這些函數都調用了同一個(gè)匯編子函數__set_gate()，該函數的作用是設置門(mén)描述符。IDT中的每一項都是一個(gè)門(mén)描述符。
#define _set_gate(gate_addr,type,dpl,addr)
set_gate(idt_table+n,15,3,addr);
門(mén)描述符的作用是用于控制轉移，其中會(huì )包括選擇子，這里總是為__KERNEL_CS（指向GDT中的一項段描述符）、入口函數偏移地址、門(mén)訪(fǎng)問(wèn)特權級（DPL）以及類(lèi)型標識（TYPE）。Set_system_gate的DPL為3，表示從特權級3（最低特權級）也可以訪(fǎng)問(wèn)該門(mén)，type為15，表示為386中斷門(mén)。）
1.系統調用處理函數的函數名的約定
函數名都以“sys_”開(kāi)頭，后面跟該系統調用的名字。例如，系統調用fork()的處理函數名是sys_fork()。
asmlinkage int sys_fork(struct pt_regs regs);
（補充關(guān)于asmlinkage的說(shuō)明）
2.系統調用號（System Call Number）
核心中為每個(gè)系統調用定義了一個(gè)唯一的編號，這個(gè)編號的定義在linux/include/asm/unistd.h中，編號的定義方式如下所示：
#define __NR_exit 1
#define __NR_fork 2
#define __NR_read 3
#define __NR_write 4
. . . . . .
用戶(hù)在調用一個(gè)系統調用時(shí)，系統調用號號作為參數傳遞給中斷0x80，而該標號實(shí)際上是后面將要提到的系統調用表(sys_call_table)的下標，通過(guò)該值可以找到相映系統調用的處理函數地址。
3.系統調用表
ENTRY(sys_call_table)
.long SYMBOL_NAME(sys_exit)
.long SYMBOL_NAME(sys_fork)
.long SYMBOL_NAME(sys_read)
.long SYMBOL_NAME(sys_write)
. . . . . .
C.系統調用函數接口是如何轉化為陷入命令
我們還是以x86為例說(shuō)明：
由于陷入指令是一條特殊指令，而且依賴(lài)與操作系統實(shí)現的平臺，如在x86中，這條指令是int 0x80，這顯然不是用戶(hù)在編程時(shí)應該使用的語(yǔ)句，因為這將使得用戶(hù)程序難于移植。所以在操作系統的上層需要實(shí)現一個(gè)對應的系統調用庫，每個(gè)系統調用都在該庫中包含了一個(gè)入口點(diǎn)（如我們看到的fork, open, close等等），這些函數對程序員是可見(jiàn)的，而這些庫函數的工作是以對應系統調用號作為參數，執行陷入指令int 0x80，以陷入核心執行真正的系統調用處理函數。當一個(gè)進(jìn)程調用一個(gè)特定的系統調用庫的入口點(diǎn)，正如同它調用任何函數一樣，對于庫函數也要創(chuàng )建一個(gè)棧幀。而當進(jìn)程執行陷入指令時(shí)，它將處理機狀態(tài)轉換到核心態(tài)，并且在核心棧執行核心代碼。
這里給出一個(gè)示例（linux/include/asm/unistd.h）：
#define _syscallN(type, name, type1, arg1, type2, arg2, . . . ) \
type name(type1 arg1,type2 arg2) \
{ \
long __res; \
__asm__ volatile ("int $0x80" \
: "=a" (__res) \
: "" (__NR_##name),"b" ((long)(arg1)),"c" ((long)(arg2))); \
. . . . . .
__syscall_return(type,__res); \
}
在執行一個(gè)系統調用庫中定義的系統調用入口函數時(shí)，實(shí)際執行的是類(lèi)似如上的一段代碼。這里牽涉到一些gcc的嵌入式匯編語(yǔ)言，不做詳細的介紹，只簡(jiǎn)單說(shuō)明其意義：
其中__NR_##name是系統調用號，如name == ioctl，則為__NR_ioctl，它將被放在寄存器eax中作為參數傳遞給中斷0x80的處理函數。而系統調用的其它參數arg1, arg2, …則依次被放入ebx, ecx, . . .等通用寄存器中，并作為系統調用處理函數的參數，這些參數是怎樣傳入核心的將會(huì )在后面介紹。
下面將示例說(shuō)明：
int func1()
{
int fd, retval;
fd = open(filename, ……);
……
ioctl(fd, cmd, arg);
. . .
}
func2()
{
int fd, retval;
fd = open(filename, ……);
……
__asm__ __volatile__(\
"int $0x80\n\t"\
:"=a"(retval)\
:"0"(__NR_ioctl),\
"b"(fd),\
"c"(cmd),\
"d"(arg));
}
這兩個(gè)函數在Linux/x86上運行的結果應該是一樣的。
若干個(gè)庫函數可以映射到同一個(gè)系統調用入口點(diǎn)。系統調用入口點(diǎn)對每個(gè)系統調用定義其真正的語(yǔ)法和語(yǔ)義，但庫函數通常提供一個(gè)更方便的接口。如系統調用exec有集中不同的調用方式：execl, execle,等，它們實(shí)際上只是同一系統調用的不同接口而已。對于這些調用，它們的庫函數對它們各自的參數加以處理，來(lái)實(shí)現各自的特點(diǎn)，但是最終都被映射到同一個(gè)核心入口點(diǎn)。
D.系統調用陷入內核后作何初始化處理
在這一部分，我們將介紹INT 0x80的處理函數system_call。
思考一下就會(huì )發(fā)現，在調用前和調用后執行態(tài)完全不相同：前者是在用戶(hù)棧上執行用戶(hù)態(tài)程序，后者在核心棧上執行核心態(tài)代碼。那么，為了保證在核心內部執行完系統調用后能夠返回調用點(diǎn)繼續執行用戶(hù)代碼，必須在進(jìn)入核心態(tài)時(shí)保存時(shí)往核心中壓入一個(gè)上下文層；在從核心返回時(shí)會(huì )彈出一個(gè)上下文層，這樣用戶(hù)進(jìn)程就可以繼續運行。
那么，這些上下文信息是怎樣被保存的，被保存的又是那些上下文信息呢？這里仍以x86為例說(shuō)明。
在執行INT指令時(shí)，實(shí)際完成了以下幾條操作：
1.由于INT指令發(fā)生了不同優(yōu)先級之間的控制轉移，所以首先從TSS（任務(wù)狀態(tài)段）中獲取高優(yōu)先級的核心堆棧信息（SS和ESP）；2.把低優(yōu)先級堆棧信息（SS和ESP）保留到高優(yōu)先級堆棧（即核心棧）中；
3.把EFLAGS，外層CS，EIP推入高優(yōu)先級堆棧（核心棧）中。
4.通過(guò)IDT加載CS，EIP（控制轉移至中斷處理函數）
#define SAVE_ALL \
pushl %es; \
pushl %ds; \
pushl %eax; \
pushl %ebp; \
pushl %edi; \
pushl %esi; \
pushl %edx; \
pushl %ecx; \
pushl %ebx; \
movl $(__KERNEL_DS),%edx; \
movl %edx,%ds; \
movl %edx,%es;
ENTRY(system_call)
SAVE_ALL
GET_CURRENT(%ebx)
cmpl $(NR_syscalls),%eax
jae badsys
testb $0x20,flags(%ebx) # PF_TRACESYS
jne tracesys
call *SYMBOL_NAME(sys_call_table)(,%eax,4)
在這里所做的所有工作是：
1.保存EAX寄存器，因為在SAVE_ALL中保存的EAX寄存器會(huì )被調用的返回值所覆蓋；
2.調用SAVE_ALL保存寄存器上下文；
3.判斷當前調用是否是合法系統調用（EAX是系統調用號，它應該小于NR_syscalls）；
4.如果設置了PF_TRACESYS標志，則跳轉到syscall_trace，在那里將會(huì )把當前進(jìn)程掛起并向其父進(jìn)程發(fā)送SIGTRAP，這主要是為了設 置調試斷點(diǎn)而設計的；
5.如果沒(méi)有設置PF_TRACESYS標志，則跳轉到該系統調用的處理函數入口。這里是以EAX（即前面提到的系統調用號）作為偏移，在系 統調用表sys_call_table中查找處理函數入口地址，并跳轉到該入口地址。
movl %esp, reg; \
andl $-8192, reg;
其作用是取得當前進(jìn)程的task_struct結構的指針?lè )祷氐?/font>reg中，因為在Linux中核心棧的位置是task_struct之后的兩個(gè)頁(yè)面處（8192bytes），所以此處把棧指針與-8192則得到的是task_struct結構指針，而task_struct中偏移為4的位置是成員flags，在這里指令testb $0x20,flags(%ebx)檢測的就是task_struct->flags。 正如前面提到的，SAVE_ALL是系統調用參數的傳入過(guò)程，當執行完SAVE_ALL并且再由CALL指令調用其處理函數時(shí)，堆棧的結構應該如上圖所示。這時(shí)的堆棧結構看起來(lái)和執行一個(gè)普通帶參數的函數調用是一樣的，參數在堆棧中對應的順序是（arg1， ebx），（arg2, ecx）,（arg3, edx）. . . . . .，這正是SAVE_ALL壓棧的反順序，這些參數正是用戶(hù)在使用系統調用時(shí)試圖傳送給核心的參數。下面是在核心的調用處理函數中使用參數的兩種典型方法： asmlinkage int sys_fork(struct pt_regs regs)； asmlinkage int sys_open(const char * filename, int flags, int mode)； 在sys_fork中，把整個(gè)堆棧中的內容視為一個(gè)struct pt_regs類(lèi)型的參數，該參數的結構和堆棧的結構是一致的，所以可以使用堆棧中的全部信息。而在sys_open中參數filename, flags, mode正好對應與堆棧中的ebx, ecx, edx的位置，而這些寄存器正是用戶(hù)在通過(guò)C庫調用系統調用時(shí)給這些參數指定的寄存器。 __asm__ __volatile__(\ "int $0x80\n\t"\ :"=a"(retval)\ :"0"(__NR_open),\ "b"(filename),\ "c"(flags),\ "d"(mode)); 
2.堆棧中的參數
3.核心如何使用用戶(hù)空間的參數
ENTRY(gdt_table)
.quad 0x0000000000000000/* not used */
.quad 0x00cf9a000000ffff /* 0x10 kernel 4GB code at 0x00000000 */
.quad 0x00cf92000000ffff /* 0x18 kernel 4GB data at 0x00000000 */
.quad 0x00cffa000000ffff /* 0x23 user 4GB code at 0x00000000 */
.quad 0x00cff2000000ffff /* 0x2b user 4GB data at 0x00000000 */
.quad 0x0000000000000000 /* not used */
.quad 0xc0c39a000000ffff /* 0x10 kernel 1GB code at 0xC0000000 */
.quad 0xc0c392000000ffff /* 0x18 kernel 1GB data at 0xC0000000 */
.quad 0x00cbfa000000ffff /* 0x23 user 3GB code at 0x00000000 */
.quad 0x00cbf2000000ffff /* 0x2b user 3GB data at 0x00000000 *
在2.0版的內核中SAVE_ALL宏定義還有這樣幾條語(yǔ)句：
"movl $" STR(KERNEL_DS) ",%edx\n\t" \
"mov %dx,%ds\n\t" \
"mov %dx,%es\n\t" \
"movl $" STR(USER_DS) ",%edx\n\t" \
"mov %dx,%fs\n\t" \
"movl $0,%edx\n\t" \
1.判斷有沒(méi)有軟中斷，如果有則跳轉到軟中斷處理；
2.判斷當前進(jìn)程是否需要重新調度，如果需要則跳轉到調度處理；
3.如果當前進(jìn)程有掛起的信號還沒(méi)有處理，則跳轉到信號處理；
4.使用用RESTORE_ALL來(lái)彈出所有被SAVE_ALL壓入核心棧的內容并且使用iret返回用戶(hù)態(tài)。
F.實(shí)例介紹
這里實(shí)現的系統調用hello僅僅是在控制臺上打印一條語(yǔ)句，沒(méi)有任何功能。
1.修改linux/include/i386/unistd.h，在里面增加一條語(yǔ)句：
. . . . . .
asmlinkage int sys_hello(char * str)
{
printk(“My syscall: hello, I know what you say to me: %s ! \n”, str);
return 0;
}
4.修改linux/arch/i386/kernel/entry.S，在里面增加一條語(yǔ)句：
ENTRY(sys_call_table)
. . . . . .
.long SYMBOL_NAME(sys_hello)
并且修改：
.rept NR_syscalls-??? /* ??? = ??? +1 */
.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall)
5.在linux/include/i386/中增加hello.h，里面至少應包括這樣幾條語(yǔ)句：
#ifdef __KERNEL
#else
inline _syscall1(int, hello, char *, str);
#endif
這樣就可以使用系統調用hello了
進(jìn)程是一個(gè)指令執行流及其執行環(huán)境，其執行環(huán)境是一個(gè)系統資源的集合，這些資源在Linux中被抽象成各種數據對象：進(jìn)程控制塊、虛存空間、文件系統，文件I/O、信號處理函數。所以創(chuàng )建一個(gè)進(jìn)程的過(guò)程就是這些數據對象的創(chuàng )建過(guò)程。
在調用系統調用fork創(chuàng )建一個(gè)進(jìn)程時(shí)，子進(jìn)程只是完全復制父進(jìn)程的資源，這樣得到的子進(jìn)程獨立于父進(jìn)程，具有良好的并發(fā)性，但是二者之間的通訊需要通過(guò)專(zhuān)門(mén)的通訊機制，如：pipe，fifo，System V IPC機制等，另外通過(guò)fork創(chuàng )建子進(jìn)程系統開(kāi)銷(xiāo)很大，需要將上面描述的每種資源都復制一個(gè)副本。這樣看來(lái)，fork是一個(gè)開(kāi)銷(xiāo)十分大的系統調用，這些開(kāi)銷(xiāo)并不是所有的情況下都是必須的，比如某進(jìn)程fork出一個(gè)子進(jìn)程后，其子進(jìn)程僅僅是為了調用exec執行另一個(gè)執行文件，那么在fork過(guò)程中對于虛存空間的復制將是一個(gè)多余的過(guò)程（由于Linux中是采取了copy-on-write技術(shù)，所以這一步驟的所做的工作只是虛存管理部分的復制以及頁(yè)表的創(chuàng )建，而并沒(méi)有包括物理也面的拷貝）；另外，有時(shí)一個(gè)進(jìn)程中具有幾個(gè)獨立的計算單元，可以在相同的地址空間上基本無(wú)沖突進(jìn)行運算，但是為了把這些計算單元分配到不同的處理器上，需要創(chuàng )建幾個(gè)子進(jìn)程，然后各個(gè)子進(jìn)程分別計算最后通過(guò)一定的進(jìn)程間通訊和同步機制把計算結果匯總，這樣做往往有許多格外的開(kāi)銷(xiāo)，而且這種開(kāi)銷(xiāo)有時(shí)足以抵消并行計算帶來(lái)的好處。
這說(shuō)明了把計算單元抽象到進(jìn)程上是不充分的，這也就是許多系統中都引入了線(xiàn)程的概念的原因。在講述線(xiàn)程前首先介紹以下vfork系統調用，vfork系統調用不同于fork，用vfork創(chuàng )建的子進(jìn)程共享地址空間，也就是說(shuō)子進(jìn)程完全運行在父進(jìn)程的地址空間上，子進(jìn)程對虛擬地址空間任何數據的修改同樣為父進(jìn)程所見(jiàn)。但是用vfork創(chuàng )建子進(jìn)程后，父進(jìn)程會(huì )被阻塞直到子進(jìn)程調用exec或exit。這樣的好處是在子進(jìn)程被創(chuàng )建后僅僅是為了調用exec執行另一個(gè)程序時(shí)，因為它就不會(huì )對父進(jìn)程的地址空間有任何引用，所以對地址空間的復制是多余的，通過(guò)vfork可以減少不必要的開(kāi)銷(xiāo)。
在Linux中， fork和vfork都是調用同一個(gè)核心函數
do_fork(unsigned long clone_flag, unsigned long usp, struct pt_regs)
其中clone_flag包括CLONE_VM, CLONE_FS, CLONE_FILES, CLONE_SIGHAND, CLONE_PID，CLONE_VFORK等等標志位，任何一位被置1了則表明創(chuàng )建的子進(jìn)程和父進(jìn)程共享該位對應的資源。所以在vfork的實(shí)現中，cloneflags = CLONE_VFORK | CLONE_VM | SIGCHLD，這表示子進(jìn)程和父進(jìn)程共享地址空間，同時(shí)do_fork會(huì )檢查CLONE_VFORK，如果該位被置1了，子進(jìn)程會(huì )把父進(jìn)程的地址空間鎖住，直到子進(jìn)程退出或執行exec時(shí)才釋放該鎖。
在講述clone系統調用前先簡(jiǎn)單介紹線(xiàn)程的一些概念。
線(xiàn)程是在進(jìn)程的基礎上進(jìn)一步的抽象，也就是說(shuō)一個(gè)進(jìn)程分為兩個(gè)部分：線(xiàn)程集合和資源集合。線(xiàn)程是進(jìn)程中的一個(gè)動(dòng)態(tài)對象，它應該是一組獨立的指令流，進(jìn)程中的所有線(xiàn)程將共享進(jìn)程里的資源。但是線(xiàn)程應該有自己的私有對象：比如程序計數器、堆棧和寄存器上下文。
線(xiàn)程分為三種類(lèi)型：
內核線(xiàn)程、輕量級進(jìn)程和用戶(hù)線(xiàn)程。
內核線(xiàn)程：
它的創(chuàng )建和撤消是由內核的內部需求來(lái)決定的，用來(lái)負責執行一個(gè)指定的函數，一個(gè)內核線(xiàn)程不需要和一個(gè)用戶(hù)進(jìn)程聯(lián)系起來(lái)。它共享內核的正文段核全局數據，具有自己的內核堆棧。它能夠單獨的被調度并且使用標準的內核同步機制，可以被單獨的分配到一個(gè)處理器上運行。內核線(xiàn)程的調度由于不需要經(jīng)過(guò)態(tài)的轉換并進(jìn)行地址空間的重新映射，因此在內核線(xiàn)程間做上下文切換比在進(jìn)程間做上下文切換快得多。
輕量級進(jìn)程：
輕量級進(jìn)程是核心支持的用戶(hù)線(xiàn)程，它在一個(gè)單獨的進(jìn)程中提供多線(xiàn)程控制。這些輕量級進(jìn)程被單獨的調度，可以在多個(gè)處理器上運行，每一個(gè)輕量級進(jìn)程都被綁定在一個(gè)內核線(xiàn)程上，而且在它的生命周期這種綁定都是有效的。輕量級進(jìn)程被獨立調度并且共享地址空間和進(jìn)程中的其它資源，但是每個(gè)LWP都應該有自己的程序計數器、寄存器集合、核心棧和用戶(hù)棧。
用戶(hù)線(xiàn)程：
用戶(hù)線(xiàn)程是通過(guò)線(xiàn)程庫實(shí)現的。它們可以在沒(méi)有內核參與下創(chuàng )建、釋放和管理。線(xiàn)程庫提供了同步和調度的方法。這樣進(jìn)程可以使用大量的線(xiàn)程而不消耗內核資源，而且省去大量的系統開(kāi)銷(xiāo)。用戶(hù)線(xiàn)程的實(shí)現是可能的，因為用戶(hù)線(xiàn)程的上下文可以在沒(méi)有內核干預的情況下保存和恢復。每個(gè)用戶(hù)線(xiàn)程都可以有自己的用戶(hù)堆棧，一塊用來(lái)保存用戶(hù)級寄存器上下文以及如信號屏蔽等狀態(tài)信息的內存區。庫通過(guò)保存當前線(xiàn)程的堆棧和寄存器內容載入新調度線(xiàn)程的那些內容來(lái)實(shí)現用戶(hù)線(xiàn)程之間的調度和上下文切換。
內核仍然負責進(jìn)程的切換，因為只有內核具有修改內存管理寄存器的權力。用戶(hù)線(xiàn)程不是真正的調度實(shí)體，內核對它們一無(wú)所知，而只是調度用戶(hù)線(xiàn)程下的進(jìn)程或者輕量級進(jìn)程，這些進(jìn)程再通過(guò)線(xiàn)程庫函數來(lái)調度它們的線(xiàn)程。當一個(gè)進(jìn)程被搶占時(shí)，它的所有用戶(hù)線(xiàn)程都被搶占，當一個(gè)用戶(hù)線(xiàn)程被阻塞時(shí)，它會(huì )阻塞下面的輕量級進(jìn)程，如果進(jìn)程只有一個(gè)輕量級進(jìn)程，則它的所有用戶(hù)線(xiàn)程都會(huì )被阻塞。
明確了這些概念后，來(lái)講述Linux的線(xiàn)程和clone系統調用。
在許多實(shí)現了MT的操作系統中（如：Solaris，Digital Unix等）， 線(xiàn)程和進(jìn)程通過(guò)兩種數據結構來(lái)抽象表示： 進(jìn)程表項和線(xiàn)程表項，一個(gè)進(jìn)程表項可以指向若干個(gè)線(xiàn)程表項， 調度器在進(jìn)程的時(shí)間片內再調度線(xiàn)程。 但是在Linux中沒(méi)有做這種區分， 而是統一使用task_struct來(lái)管理所有進(jìn)程/線(xiàn)程，只是線(xiàn)程與線(xiàn)程之間的資源是共享的，這些資源可是是前面提到過(guò)的：虛存、文件系統、文件I/O以及信號處理函數甚至PID中的幾種。
clone系統調用就是一個(gè)創(chuàng )建輕量級進(jìn)程的系統調用：
int clone(int (*fn)(void * arg), void *stack, int flags, void * arg);
其中fn是輕量級進(jìn)程所執行的過(guò)程，stack是輕量級進(jìn)程所使用的堆棧，flags可以是前面提到的CLONE_VM, CLONE_FS, CLONE_FILES, CLONE_SIGHAND,CLONE_PID的組合。Clone 和fork，vfork在實(shí)現時(shí)都是調用核心函數do_fork。
do_fork(unsigned long clone_flag, unsigned long usp, struct pt_regs)；
和fork、vfork不同的是，fork時(shí)clone_flag = SIGCHLD；
vfork時(shí)clone_flag = CLONE_VM | CLONE_VFORK | SIGCHLD；
而在clone中，clone_flag由用戶(hù)給出。
下面給出一個(gè)使用clone的例子。
Void * func(int arg)
{
. . . . . .
}
int main()
{
int clone_flag, arg;
. . . . . .
clone_flag = CLONE_VM | CLONE_SIGHAND | CLONE_FS |
CLONE_FILES;
stack = (char *)malloc(STACK_FRAME);
stack += STACK_FRAME;
retval = clone((void *)func, stack, clone_flag, arg);
. . . . . .
}
看起來(lái)clone的用法和pthread_create有些相似，兩者的最根本的差別在于clone是創(chuàng )建一個(gè)LWP，對核心是可見(jiàn)的，由核心調度，而pthread_create通常只是創(chuàng )建一個(gè)用戶(hù)線(xiàn)程，對核心是不可見(jiàn)的，由線(xiàn)程庫調度。
Nanosleep & sleep
sleep和nanosleep都是使進(jìn)程睡眠一段時(shí)間后被喚醒，但是二者的實(shí)現完全不同。
Linux中并沒(méi)有提供系統調用sleep，sleep是在庫函數中實(shí)現的，它是通過(guò)調用alarm來(lái)設定報警時(shí)間，調用sigsuspend將進(jìn)程掛起在信號SIGALARM上，sleep只能精確到秒級上。
nanosleep則是Linux中的系統調用，它是使用定時(shí)器來(lái)實(shí)現的，該調用使調用進(jìn)程睡眠，并往定時(shí)器隊列上加入一個(gè)time_list型定時(shí)器，time_list結構里包括喚醒時(shí)間以及喚醒后執行的函數，通過(guò)nanosleep加入的定時(shí)器的執行函數僅僅完成喚醒當前進(jìn)程的功能。系統通過(guò)一定的機制定時(shí)檢查這些隊列（比如通過(guò)系統調用陷入核心后，從核心返回用戶(hù)態(tài)前，要檢查當前進(jìn)程的時(shí)間片是否已經(jīng)耗盡，如果是則調用schedule()函數重新調度，該函數中就會(huì )檢查定時(shí)器隊列，另外慢中斷返回前也會(huì )做此檢查），如果定時(shí)時(shí)間已超過(guò)，則執行定時(shí)器指定的函數喚醒調用進(jìn)程。當然，由于系統時(shí)間片可能丟失，所以nanosleep精度也不是很高。
alarm也是通過(guò)定時(shí)器實(shí)現的，但是其精度只精確到秒級，另外，它設置的定時(shí)器執行函數是在指定時(shí)間向當前進(jìn)程發(fā)送SIGALRM信號。
2.存儲相關(guān)的系統調用
在講述文件映射的概念時(shí)，不可避免的要牽涉到虛存（SVR 4的VM）。實(shí)際上，文件映射是虛存的中心概念，文件映射一方面給用戶(hù)提供了一組措施，似的用戶(hù)將文件映射到自己地址空間的某個(gè)部分，使用簡(jiǎn)單的內存訪(fǎng)問(wèn)指令讀寫(xiě)文件；另一方面，它也可以用于內核的基本組織模式，在這種模式種，內核將整個(gè)地址空間視為諸如文件之類(lèi)的一組不同對象的映射。
Unix中的傳統文件訪(fǎng)問(wèn)方式是，首先用open系統調用打開(kāi)文件，然后使用read，write以及lseek等調用進(jìn)行順序或者隨即的I/O。這種方式是非常低效的，每一次I/O操作都需要一次系統調用。另外，如果若干個(gè)進(jìn)程訪(fǎng)問(wèn)同一個(gè)文件，每個(gè)進(jìn)程都要在自己的地址空間維護一個(gè)副本，浪費了內存空間。而如果能夠通過(guò)一定的機制將頁(yè)面映射到進(jìn)程的地址空間中，也就是說(shuō)首先通過(guò)簡(jiǎn)單的產(chǎn)生某些內存管理數據結構完成映射的創(chuàng )建。當進(jìn)程訪(fǎng)問(wèn)頁(yè)面時(shí)產(chǎn)生一個(gè)缺頁(yè)中斷，內核將頁(yè)面讀入內存并且更新頁(yè)表指向該頁(yè)面。而且這種方式非常方便于同一副本的共享。
下面給出以上兩種方式的對比圖：
VM是面向對象的方法設計的，這里的對象是指內存對象：內存對象是一個(gè)軟件抽象的概念，它描述內存區與后備存儲之間的映射。系統可以使用多種類(lèi)型的后備存儲，比如交換空間，本地或者遠程文件以及幀緩存等等。VM系統對它們統一處理，采用同一操作集操作，比如讀取頁(yè)面或者回寫(xiě)頁(yè)面等。每種不同的后備存儲都可以用不同的方法實(shí)現這些操作。這樣，系統定義了一套統一的接口，每種后備存儲給出自己的實(shí)現方法。
這樣，進(jìn)程的地址空間就被視為一組映射到不同數據對象上的的映射組成。所有的有效地址就是那些映射到數據對象上的地址。這些對象為映射它的頁(yè)面提供了持久性的后備存儲。映射使得用戶(hù)可以直接尋址這些對象。
值得提出的是，VM體系結構獨立于Unix系統，所有的Unix系統語(yǔ)義，如正文，數據及堆棧區都可以建構在基本VM系統之上。同時(shí)，VM體系結構也是獨立于存儲管理的，存儲管理是由操作系統實(shí)施的，如：究竟采取什么樣的對換和請求調頁(yè)算法，究竟是采取分段還是分頁(yè)機制進(jìn)行存儲管理，究竟是如何將虛擬地址轉換成為物理地址等等（Linux中是一種叫Three Level Page Table的機制），這些都與內存對象的概念無(wú)關(guān)。
下面介紹Linux中VM的實(shí)現。
如下圖所示，一個(gè)進(jìn)程應該包括一個(gè)mm_struct（memory manage struct），該結構是進(jìn)程虛擬地址空間的抽象描述，里面包括了進(jìn)程虛擬空間的一些管理信息：start_code, end_code, start_data, end_data, start_brk, end_brk等等信息。另外，也有一個(gè)指向進(jìn)程虛存區表(vm_area_struct ：virtual memory area)的指針，該鏈是按照虛擬地址的增長(cháng)順序排列的。
struct vm_area_struct {
/*公共的，與vma類(lèi)型無(wú)關(guān)的 */
unsigned long vm_start;
unsigned long vm_end;
struct vm_area_struct *vm_next;
pgprot_t vm_page_prot;
unsigned long vm_flags;
short vm_avl_height;
struct vm_area_struct * vm_avl_left;
struct vm_area_struct * vm_avl_right;
struct vm_area_struct *vm_next_share;
struct vm_area_struct **vm_pprev_share;
/* 與類(lèi)型相關(guān)的 */
struct vm_operations_struct * vm_ops;
unsigned long vm_pgoff;
struct file * vm_file;
unsigned long vm_raend；
void * vm_private_data;
vm_ops: open, close, no_page, swapin, swapout . . . . . .
Mmap系統調用的實(shí)現過(guò)程是：
1.先通過(guò)文件系統定位要映射的文件；
2.權限檢查，映射的權限不會(huì )超過(guò)文件打開(kāi)的方式，也就是說(shuō)如果文件是以只讀方式打開(kāi)，那么則不允許建立一個(gè)可寫(xiě)映射；
3.創(chuàng )建一個(gè)vma對象，并對之進(jìn)行初始化；
4.調用映射文件的mmap函數，其主要工作是給vm_ops向量表賦值；
5.把該vma鏈入該進(jìn)程的vma鏈表中，如果可以和前后的vma合并則合并；
6.如果是要求VM_LOCKED(映射區不被換出)方式映射，則發(fā)出缺頁(yè)請求，把映射頁(yè)面讀入內存中；
該調用可以看作是mmap的一個(gè)逆過(guò)程。它將進(jìn)程中從start開(kāi)始length長(cháng)度的一段區域的映射關(guān)閉，如果該區域不是恰好對應一個(gè)vma，則有可能會(huì )分割幾個(gè)或幾個(gè)vma。
Msync(void * start, size_t length, int flags) ：
把映射區域的修改回寫(xiě)到后備存儲中。因為munmap時(shí)并不保證頁(yè)面回寫(xiě)，如果不調用msync，那么有可能在munmap后丟失對映射區的修改。其中flags可以是MS_SYNC, MS_ASYNC, MS_INVALIDATE，MS_SYNC要求回寫(xiě)完成后才返回，MS_ASYNC發(fā)出回寫(xiě)請求后立即返回，MS_INVALIDATE使用回寫(xiě)的內容更新該文件的其它映射。
該系統調用是通過(guò)調用映射文件的sync函數來(lái)完成工作的。
brk(void * end_data_segement):
將進(jìn)程的數據段擴展到end_data_segement指定的地址，該系統調用和mmap的實(shí)現方式十分相似，同樣是產(chǎn)生一個(gè)vma，然后指定其屬性。不過(guò)在此之前需要做一些合法性檢查，比如該地址是否大于mm->end_code，end_data_segement和mm->brk之間是否還存在其它vma等等。通過(guò)brk產(chǎn)生的vma映射的文件為空，這和匿名映射產(chǎn)生的vma相似，關(guān)于匿名映射不做進(jìn)一步介紹。我們使用的庫函數malloc就是通過(guò)brk實(shí)現的，通過(guò)下面這個(gè)例子很容易證實(shí)這點(diǎn)：
main()
{
char * m, * n;
int size;
m = (char *)sbrk(0);
printf("sbrk addr = %08lx\n", m);
do {
n = malloc(1024);
printf("malloc addr = %08lx\n", n);
m = (char *)sbrk(0);
}
malloc addr = 08049be0
malloc addr = 08049fe8
malloc addr = 0804a3f0
new sbrk addr = 0804b000
3.進(jìn)程間通信（IPC）
System V IPC包括三種機制：message（允許進(jìn)程發(fā)送格式化的數據流到任意的進(jìn)程）、shared memory（允許進(jìn)程間共享它們虛擬地址空間的部分區域）和semaphore（允許進(jìn)程間同步的執行）。
操作系統核心中為它們分別維護著(zhù)一個(gè)表，這三個(gè)表是系統中所有這三種IPC對象的集合，表的索引是一個(gè)數值ID，進(jìn)程通過(guò)這個(gè)ID可以查找到需要使用的IPC資源。進(jìn)程每創(chuàng )建一個(gè)IPC對象，系統中都會(huì )在相應的表中增加一項。之后其它進(jìn)程（具有許可權的進(jìn)程）只要通過(guò)該IPC對象的ID則可以引用它。
IPC對象必須使用IPC_RMID命令來(lái)顯示的釋放，否則這個(gè)對象就處于活動(dòng)狀態(tài)，甚至所有的使用它的進(jìn)程都已經(jīng)終止。這種機制某些時(shí)候十分有用，但是也正因為這種特征，使得操作系統內核無(wú)法判斷IPC對象是被用戶(hù)故意遺留下來(lái)供將來(lái)其它進(jìn)程使用還是被無(wú)意拋棄的。
Linux中只提供了一個(gè)系統調用接口ipc()來(lái)完成所有System V IPC操作，我們常使用的是建立在該調用之上的庫函數接口。對于這三種IPC，都有很相似的三種調用：xxxget, (msgsnd, msgrcv)｜semopt | (shmat, shmdt), xxxctl
Xxxget：獲取調用，在系統中申請或者查詢(xún)一個(gè)IPC資源，返回值是該IPC對象的ID，該調用類(lèi)似于文件系統的open, create調用；
Xxxctl：控制調用，至少包括三種操作:XXX_RMID（釋放IPC對象）, XXX_STAT（查詢(xún)狀態(tài)）, XXX_SET（設置狀態(tài)信息）；
(msgsnd, msgrcv) | Semopt | (shmat, shmdt)|：操作調用，這些調用的功能隨IPC對象的類(lèi)型不同而有較大差異。
4.文件系統相關(guān)的調用
文件是用來(lái)保存數據的，而文件系統則可以讓用戶(hù)組織，操縱以及存取不同的文件。內核允許用戶(hù)通過(guò)一個(gè)嚴格定義的過(guò)程性接口與文件系統進(jìn)行交互，這個(gè)接口對用戶(hù)屏蔽了文件系統的細節，同時(shí)指定了所有相關(guān)系統調用的行為和語(yǔ)義。Linux支持許多中文件系統，如ext2，msdos, ntfs, proc, dev, ufs, nfs等等，這些文件系統都實(shí)現了相同的接口，因此給應用程序提供了一致性的視圖。但每種文件系統在實(shí)現時(shí)可能對某個(gè)方面加以了一定的限制。如：文件名的長(cháng)度，是否支持所有的文件系統接口調用。
為了支持多文件系統，sun提出了一種vnode/vfs接口，SVR4中將之實(shí)現成了一種工業(yè)標準。而Linux作為一種Unix的clone體，自然也實(shí)現了這種接口，只是它的接口定義和SVR4的稍有不同。Vnode/Vfs接口的設計體現了面向對象的思想，Vfs（虛擬文件系統）代表內核中的一個(gè)文件系統，Vnode（虛擬節點(diǎn)）代表內核中的一個(gè)文件，它們都可以被視為抽象基類(lèi)，并可以從中派生出不同的子類(lèi)以實(shí)現不同的文件系統。
由于篇幅原因，這里只是大概的介紹一下怎樣通過(guò)Vnode/Vfs結構來(lái)實(shí)現文件系統和訪(fǎng)問(wèn)文件。
在Linux中支持的每種文件系統必須有一個(gè)file_system_type結構，此結構的核心是read_super函數，該函數將讀取文件系統的超級塊。Linux中支持的所有文件系統都會(huì )被注冊在一條file_system_type結構鏈中，注冊是在系統初始化時(shí)調用regsiter_filesystem()完成，如果文件系統是以模塊的方式實(shí)現，則是在調用init_module時(shí)完成。
struct super_operations {
void (*read_inode) (struct inode *);
void (*write_inode) (struct inode *);
void (*put_inode) (struct inode *);
void (*delete_inode) (struct inode *);
void (*put_super) (struct super_block *);
void (*write_super) (struct super_block *);
int (*statfs) (struct super_block *, struct statfs *);
int (*remount_fs) (struct super_block *, int *, char *);
void (*clear_inode) (struct inode *);
void (*umount_begin) (struct super_block *);
};
由于這組操作中定義了文件系統中對于inode的操作，所以是之后對于文件系統中文件所有操作的基礎。
在給super_block的s_ops賦值后，再給該文件系統分配一個(gè)vfsmount結構，將該結構注冊到系統維護的另一條鏈vfsmntlist中，所有mount上的文件系統都在該鏈中有一項。在umount時(shí)，則從鏈中刪除這一項并且釋放超級塊。
對于一個(gè)已經(jīng)mount的文件系統中任何文件的操作首先應該以產(chǎn)生一個(gè)inode實(shí)例，即根據文件系統的類(lèi)型生成一個(gè)屬于該文件系統的內存i節點(diǎn)。這首先調用文件定位函數lookup_dentry查找目錄緩存看是否使用過(guò)該文件，如果還沒(méi)有則緩存中找不到，于是需要的i接點(diǎn)則依次調用路徑上的所有目錄I接點(diǎn)的lookup函數，在lookup函數中會(huì )調用iget函數，該函數中最終調用超級塊的s_ops->read_inode讀取目標文件的磁盤(pán)I節點(diǎn)（這一步再往下就是由設備驅動(dòng)完成了，通過(guò)調用驅動(dòng)程序的read函數讀取磁盤(pán)I節點(diǎn)），read_inode函數的主要功能是初始化inode的一些私有數據(比如數據存儲位置，文件大小等等)以及給inode_operations函數開(kāi)關(guān)表賦值，最終該inode被綁定在一個(gè)目錄緩存結構dentry中返回。
在獲得了文件的inode之后，對于該文件的其它一切操作都有了根基。因為可以從inode 獲得文件操作函數開(kāi)關(guān)表file_operatoins，該開(kāi)關(guān)表里給出了標準的文件I/O接口的實(shí)現，包括read, write, lseek, mmap, ioctl等等。這些函數入口將是所有關(guān)于文件的系統調用請求的最終處理入口，通過(guò)這些函數入口會(huì )向存儲該文件的硬設備驅動(dòng)發(fā)出請求并且由驅動(dòng)程序返回數據。當然這中間還會(huì )牽涉到一些關(guān)于buffer的管理問(wèn)題，這里就不贅述了。
通過(guò)講述這些，我們應該明白了為什么可以使用統一的系統調用接口來(lái)訪(fǎng)問(wèn)不同文件系統類(lèi)型的文件了：因為在文件系統的實(shí)現一層，都把低層的差異屏蔽了，用戶(hù)可見(jiàn)的只是高層可見(jiàn)的一致的系統調用接口。
5.與module相關(guān)的系統調用
Linux中提供了往系統中添加和卸載模塊的接口，create_module()，init_module (), delete_module()，這些系統調用通常不是直接為程序員使用的，它們僅僅是為實(shí)現一些系統命令而提供的接口，如insmod, rmmod，（在使用這些系統調用前必須先加載目標文件到用戶(hù)進(jìn)程的地址空間，這必須由目標文件格式所特定的庫函數(如：libobj.a中的一些函數)來(lái)完成）。
Linux的核心中維護了一個(gè)module_list列表，每個(gè)被加載到核心中的模塊都在其中占有一項，系統調用create_module()就是在該列表里注冊某個(gè)指定的模塊，而init_module則是使用模塊目標文件內容的映射來(lái)初始化核心中注冊的該模塊，并且調用該模塊的初始化函數，初始化函數通常完成一些特定的初始化操作，比如文件系統的初始化函數就是在操作系統中注冊該文件系統。delete_module則是從系統中卸載一個(gè)模塊，其主要工作是從module_list中刪除該模塊對應的module結構并且調用該模塊的cleanup函數卸載其它私有信息。
檢查系統上其它資源是否符合新內核的要求。在linux/Document目錄下有一個(gè)叫Changes的文件，里面列舉了當前內核版本所需要的其它軟件的版本號，
- Kernel modutils 2.1.121 ; insmod -V
- Gnu C 2.7.2.3 ; gcc --version
- Binutils 2.8.1.0.23 ; ld -v
- Linux libc5 C Library 5.4.46 ; ls -l /lib/libc*
- Linux libc6 C Library 2.0.7pre6 ; ls -l /lib/libc*
- Dynamic Linker (ld.so) 1.9.9 ; ldd --version or ldd -v
- Linux C++ Library 2.7.2.8 ; ls -l /usr/lib/libg++.so.*
. . . . . .
其中最后一項是列舉該軟件版本號的命令，如果不符合要求先給相應軟件升級，這一步通?？梢院雎?。
2.配置內核
使用make config或者make menuconfig, make xconfig配置新內核。其中包括選擇塊設備驅動(dòng)程序、網(wǎng)絡(luò )選項、網(wǎng)絡(luò )設備支持、文件系統等等，用戶(hù)可以根據自己的需求來(lái)進(jìn)行功能配置。每個(gè)選項至少有“y”和“n”兩種選擇，選擇“y”表示把相應的支持編譯進(jìn)內核，選“n”表示不提供這種支持，還有的有第三種選擇“m”，則表示把該支持編譯成可加載模塊，即前面提到的module，怎樣編譯和安裝模塊在后面會(huì )介紹。
這里，順便講述一下如何在內核中增加自己的功能支持。
假如我們現在需要在自己的內核中加入一個(gè)文件系統tfile，在完成了文件系統的代碼后，在linux/fs下建立一個(gè)tfile目錄，把源文件拷貝到該目錄下，然后修改linux/fs下的Makefile，把對應該文件系統的目標文件加入目標文件列表中，最后修改linux/fs/Config.in文件，加入
bool ‘tfile fs support‘ CONFIG_TFILE_FS或者
tristate ‘tfile fs support‘ CONFIG_TFILE_FS
這樣在Make menuconfig時(shí)在filesystem選單下就可以看到
< > tfile fs support一項了
3.編譯內核
在配置好內核后就是編譯內核了，在編譯之前首先應該執行make dep命令建立好依賴(lài)關(guān)系，該命令將會(huì )修改linux中每個(gè)子目錄下的.depend文件，該文件包含了該目錄下每個(gè)目標文件所需要的頭文件（絕對路徑的方式列舉）。
然后就是使用make bzImage命令來(lái)編譯內核了。該命令運行結束后將會(huì )在linux/arch/asm/boot/產(chǎn)生一個(gè)名叫bzImage的映像文件。
4.使用新內核引導
把前面編譯產(chǎn)生的映像文件拷貝到/boot目錄下（也可以直接建立一個(gè)符號連接，這樣可以省去每次編譯后的拷貝工作），這里暫且命名為vmlinuz-new，那么再修改/etc/lilo.conf，在其中增加這么幾條：
image = /boot/vmlinuz-new
root = /dev/hda1
label = new
read-only
并且運行lilo命令，那么系統在啟動(dòng)時(shí)就可以選用新內核引導了。
5.編譯模塊和使用模塊
聯(lián)系客服
