本文主要带大家深入研究 Linux 系统编程。系统编程的任务，可以定义为使用系统提供的功能解决我们面对的实际问题，而系统调用，则是系统开放给应用执行特定功能的接口。本文首先从 Linux 系统调用讲起，主要包括以下内容：
- 系统调用概述
- 系统调用的两种调用方式
- 系统调用的两种执行过程
- 系统调用的标准使用方法
另外，还会扩展两个知识点：
1.1 系统调用概述
系统调用是操作系统内核提供给应用程序的基础接口，需要运行在操作系统的核心模式下，以确保有权限执行某些 CPU 特权指令。
Linux 系统提供了功能非常丰富的系统调用，涵盖了文件操作、进程控制、内存管理、网络管理、套接字操作、用户管理、进程间通信等各个方面。
执行如下命令，可列出系统中所有的系统调用名称。
- man syscalls
Linux 自带的 man 手册对每个系统调用都进行了非常详细的说明，包括函数功能、传入的参数、返回值，以及可能产生的错误、使用注意事项，等等，其完善程度丝毫不亚于微软的 MSDN。虽然是英文版，但读起来比较通俗易懂，每位 Linux 系统开发者都应该习惯于查看这些文档。
另外，IBM 文档库里有一份质量非常高的《中文版系统调用列表》，阅读它会更轻松。
1.2 系统调用的两种调用方式
我们先看一种方式。
系统调用由指派的编号来标识，通过 syscall 函数以编号为参数可直接被调用。
syscall 函数原型为：
- int syscall(int number, ...);
完整的系统调用编号都定义在 sys/syscall.h 的文件中。感兴趣的读者可以自行查看。
显然，记忆如此多的编号，对开发者很不友好。
于是，开发者多会选择第二种方式，即利用 glibc 提供的包装函数将这些系统调用包装成名字自解释的函数。
这个过程，包装函数并没有做太多额外工作，主要是检查参数，将它们拷贝到合适的寄存器中，接着调用指定标号的系统调用，之后再根据结果设置 errno，供应用程序检查执行结果，以及其他相关工作。
两种调用方式，在功能上可以认为是完全等价的，但在易读、易用性上，glibc 包装函数则更有优势。在之后的课程中，我提到某系统调用，若无特殊说明，指的便是 glibc 包装函数。
当然，如果包装函数无法满足某些特殊应用场景需求，还可以使用 syscall 函数直接执行系统调用。不过这种情况非常少见，到目前为止，我还没有遇到过。
1.3 系统调用的两种执行过程
1.3.1 基于中断方式
系统调用的实现代码是内核代码的一部分。执行系统调用代码，首先需要将系统从用户模式切换到核心模式。
早期的系统调用通过软中断实现模式的切换，而中断号属于系统稀缺资源，不可能为每个系统调用都分配一个中断号。
在 Linux 的实现中，所有的系统调用共用 128 号中断(也就是大名鼎鼎的 int 0x80 )，其对应的中断处理程序是 system_call，所有的系统调用都会转到这个中断处理程序中。
接着，system_call 会根据 EAX 传入的系统调用标号跳转并执行相应的系统调用程序。如果需要更多的参数，会依次用 EBX、ECX、EDX、EDI 进行传递。函数执行完成之后，会把结果放到 EAX 中返回给应用程序。
由此可知，一次系统调用便会触发一次完整的中断处理过程。在每次中断处理过程中，CPU 都会从系统启动时初始化好的中断描述表中，取出该中断对应的门描述符，并判断门描述符的种类。
在确认门描述符的级别(DPL)不比中断指令调用者的级别(CPL)低之后，再根据描述符的内容，将中断处理程序中可能用到的寄存器进行压栈保存。然后，执行权限提升，设置 CS 和 EIP 寄存器，以使 CPU 跳转到指定的系统调用的代码地址，并执行目标系统调用。
1.3.2 基于 SYSENTER 指令
再仔细审视基于中断方式的系统调用的执行过程，不难发现，前面很多处理过程都是固定的，其实很没必要，如门描述符级别检查、查找中断处理程序入口，等等。
为了省去这些多余的检查，Intel 在 Pentium II CPU 中加入了新的 SYSENTER 指令，专门用来执行系统调用。
该指令会跳过前面检查步骤，直接将 CPU 切换到特权模式，继而执行系统调用，同时还增加了几个专用寄存器辅助完成参数传递和上下文保存工作。另外，还相应地增加了 SYSEXIT 指令，用来返回执行结果，并切回用户模式。
在 Linux 实现了 SYSENTER 方式的系统调用之后，就有人用 Pentium III 的机器对比测试了两种系统调用的效率。测试结果显示，与中断方式相比，SYSENTER 在用户模式下因省掉了级别检查类的操作，花费的时间大幅减少了 45% 左右;在核心模式下，因少了一个寄存器压栈保存动作，所花费的时间也减少了 2% 左右。
目前，基于中断方式的系统调用仍然保留着，Linux 启动时会自动检测 CPU 是否支持 SYSENTER 指令，从而根据情况选择相应的系统调用方式。
1.3.3 SYSENTER 指令诞生故事
介绍完了 SYSENTER 指令的优越之处，我们回过头再来聊聊它的由来。
从 Linux 2.5 内核开始，在经历了多方测试、多次 Patch 之后，SYSENTER 指令才正式被 Linux 2.6 版本支持，且由 Linus Torvalds 大神亲自操刀实现。
上面提到过，其实早在 1998 年，SYSENTER 指令就已经引入到 Intel Pentium II CPU 中，直到 2002 年才在 Linux 2.5 版本的内核中出现。该指令一出现，Linux 社区就开始了激烈讨论。
后来 Intel Pentium 4 CPU 发布了，这款 CPU 在“设计上存在的问题，造成 Pentium 4 使用中断方式执行系统调用比 Pentium 3 以及 AMD Athlon 所耗费的 CPU 时钟周期多 5~10 倍”，Linus 对这个结果接受不了，于是在 Linux 2.6 内核中加入了 SYSENTER 指令，从而实现了更加高效的系统调用。
这里总结下系统调用的执行过程。进程从用户模式转入核心模式，开始执行内核中实现特定功能的代码段，执行完成后再切回用户模式，并把执行结果返回给调用进程。在 Linux 2.4 版本之前，主要利用中断方式实现核心模式的切换;Linux 2.6 及以后版本的内核中，可以利用更高效的 SYSENTER 指令实现。
1.4 系统调用的标准使用方法
前面提到，本课程所说的系统调用，默认是指 glibc 中的包装函数。这些函数会在执行系统调用前设置寄存器的状态，并仔细检查输入参数的有效性。系统调用执行完成后，会从 EAX 寄存器中获取内核代码执行结果。
内核执行系统调用时，一旦发生错误，便将 EAX 设置为一个负整数，包装函数随之将这个负数去掉符号后，放置到一个全局的 errno 中，并返回 −1。若没有发生错误，EAX 将被设置为 0，包装函数获取该值后，并返回 0，表示执行成功，此时无需再设置 errno。
综上，系统调用的标准使用方法可总结为：根据包装函数返回值的正负，确定系统调用是否成功。如果不成功，进一步通过 errno 确定出错原因，根据不同的出错原因，执行不同的操作;如果成功，则继续执行后续的逻辑。代码示例如下：
- int ret = syscallx(...);
- if(ret < 0)
- {
- //有错误了，通过 errno 确定出错的原因，执行不同的操作
- }
- else
- {
- //调用成功，继续干活
- }
大多数系统调用都遵循这一过程，errno 是一个整数，可以用 perror 或 strerror 获得对应的文字描述信息。
不过，也有几个特殊的系统调用，和上述使用方法存在些许差异。比如，其中有个函数会在调用之前将 errno 重置为 0，调用后，通过检查 errno 判断执行是否成功。此类函数只有非常少数的几个，使用之前，看看帮助页，就知道如何使用了。
系统调用的使用规范就介绍到这里。此时，你可能有个疑问，每个系统调用失败后都会设置 errno，如果在多线程程序中，不同线程中的系统调用设置的 errno 会不会互相干扰呢?
如果 errno 是一个全局变量，答案是肯定的。如果真是这样的话，那系统调用的局限性也就太大了，总不能在每个系统调用之前都加锁保护吧。优秀的 Linux 肯定不会这么弱，那么，这个 errno 的问题又是怎么解决的呢?
1.5 errno 的多线程问题
根据 man 手册，要使用 errno，首先需要包含 errno.h 这个头文件。我们先看看 errno.h 里面有什么东西。
- vim /usr/include/errno.h
执行以上代码，会发现该文件中有这样几行关键内容：
- #include <bits/errno.h>
- .......
- #ifndef errno
- extern int errno;
- #endif
根据官方提供的代码注释，bits/errno.h 中应该有一个 errno 的宏定义。如果没有，则会在外部变量中寻找一个名为 errno 的整数，它自然也就成了全局整数。否则，这个 errno 只是一个 per-thread 变量，每个线程都会拷贝一份。
关于 per-thread 变量更详细的信息，我们会在后面的课程中介绍。现在，你只需知道，这个 errno，每个线程都会独立拷贝一份，所以在多线程程序中使用它是不会相互影响的。
1.5.1 实现原理
具体是怎么做到的呢?我们可以再打开 bits/errno.h 看一眼。
- <bits/errno.h>
- # ifndef __ASSEMBLER__
- extern int *__errno_location (void) __THROW __attribute__ ((__const__));
- # if !defined _LIBC || defined _LIBC_REENTRANT
- # define errno (*__errno_location ())
- # endif
- # endif
原来，当 libc 被定义为可重入时，errno 就会被定义成一个宏，该宏调用外部 __errno_location 函数返回的内存地址中所存储的值。在 GCC 源码中，我们还发现一个测试用例中定义了 __errno_location 函数的 Stub，是这样写的：
- extern __thread int __libc_errno __attribute__ ((tls_model ("initial-exec")));
- int * __errno_location (void)
- {
- return &__libc_errno;
- }
这一简单的测试用例充分展现了 errno 的实现原理。errno 被定义为 per-thread(用 __thread 标识的线程局部存储类型)变量 __libc_errno，之后 __errno_location 函数返回了这个线程局部变量的地址。所以，在每个线程中获取和设置 errno 的时候，操作的是本线程内的一个变量，不会与其他线程相互干扰。
至于 __thread 这个关键字，需要在很“严苛”的条件下才能生效——需要 Linux 2.6 以上内核、pthreads 库、GCC 3.3 或更高版本的支持。不过，放到今天，这些条件已成为标配，也就不算什么了。
1.5.2 注意事项
上面只是解释了在多线程中使用系统调用时，errno 不会发生冲突问题，但并不是说所有的系统调用都可以放心大胆地在多线程程序中使用。
有一些系统调用，标准中并没有规定它们的实现必须是多线程安全的(或者说可重入的，后面的课程中再详细解释)。由于历史原因和实现原理上的限制，有些函数的实现并不是线程安全的，比如 system()。某些 glibc 函数也是一样，比如 strerror 函数，其内部使用一块静态存储区存放 errno 描述性信息，最近的一次调用会覆盖上一次调用的内容。
glibc 还额外为一些函数提供了多线程安全实现版本，大多数是在原函数名后加上 _r 后缀，比如一些时间操作类的函数。实现原理是让应用单独提供缓冲区，而不再使用同一块静态缓冲区。更多细节信息，后面讲到线程时，再详细展开。
1.6 总结
我们先从总体上认识了 Linux 系统调用，概要地介绍了系统调用的执行过程。还顺带介绍了 Linux 系统调用方式的发展小历史。
随后，我们介绍了使用系统调用的标准套路，顺带深入探究了 errno 的多线程解决方法。
希望这些内容对你当前的工作有所启发。最后再说一句，Linux 系统开发者，一定要多查看 Linux 帮助文档。
