Syscall

上一章（四十三）把 TCP 重传做好了。这一章加两个新功能：UDP socket 用户空间接口 和 DNS 解析 syscall，让用户程序可以用域名来连接服务器。 目标 内核里其实早就有 udp_send 和 dns_resolve 这两个函数了，但用户程序用不到，因为没有对应的 syscall。这章要做的就是把这两个内核能力"打通"到用户空间： socket(AF_INET, SOCK_DGRAM, 0) → 分配一个 UDP socket，返回 fd 200+ sendto / recvfrom → 通过 UDP socket 收发数据 SYS_DNS_RESOLVE（自定义 syscall 500）→ 通过域名查 IP UDP Socket 设计 UDP 比 TCP 简单很多：无连接、无状态机、无重传。核心是一个接收队列：内核收到 UDP 包时，把它放进对应 socket 的队列，用户程序再来取。 typedef struct { uint32_t src_ip; uint16_t src_port; uint16_t len; uint8_t data[512]; // 每个包最多 512 字节 } udp_pkt_entry_t; typedef struct { int used; uint16_t local_port; udp_pkt_entry_t queue[4]; // 最多暂存 4 个包 uint32_t qhead, qtail; } udp_sock_t; 队列用无限增长的 qhead/qtail 计数（不是环形下标），访问时用 % UDP_PKT_MAX，满了就丢包： ...

ch31 已经能跑 musl libc 的 hello world 了，这一章目标更高：启动 busybox sh，看到 / # 提示符。busybox 是个真正的程序，碰到的问题也更真实。 准备工作 获取静态编译的 busybox wget https://busybox.net/downloads/binaries/1.35.0-x86_64-linux-musl/busybox chmod +x busybox file busybox # busybox: ELF 64-bit LSB executable, x86-64, statically linked 更新 ext2 镜像 busybox 需要 /bin/sh、/etc/passwd、/etc/group： sudo mkdir -p /tmp/ext2mnt/bin sudo mkdir -p /tmp/ext2mnt/etc sudo cp $(BUSYBOX) /tmp/ext2mnt/bin/busybox sudo cp $(BUSYBOX) /tmp/ext2mnt/bin/sh printf 'root:x:0:0:root:/root:/bin/sh\n' | sudo tee /tmp/ext2mnt/etc/passwd > /dev/null printf 'root:x:0:\n' | sudo tee /tmp/ext2mnt/etc/group > /dev/null Bug 1：GDT TSS 描述符溢出 x86_64 下 TSS 描述符是 16 字节（两个 qword），GDT 必须为它预留两个连续槽位。之前只预留了一个，导致 TSS 描述符的高 8 字节覆盖了相邻的全局变量（恰好是 mmap_next），进程一分配匿名内存就跳到奇怪的地址。 ...

上一章对齐了 Linux syscall ABI，现在试着跑一个真正用 musl libc 静态编译的 C 程序。目标很简单： #include <stdio.h> int main(int argc, char **argv) { printf("hello from musl libc!\n"); printf("argc=%d\n", argc); return 0; } 编译：musl-gcc -static -O2 -o hello.elf hello.c 结果踩了两个隐藏很深的寄存器 bug，花了不少时间才找出来。 新增的 syscall musl libc 启动时会调用一批 syscall，其中有三个是绕不过的： syscall 编号 说明 arch_prctl(ARCH_SET_FS, addr) 158 设置 TLS base（FS 寄存器） set_tid_address(tidptr) 218 设置线程 ID 地址，返回 pid writev(fd, iov, iovcnt) 20 向量写，musl 的 stdio 用它输出 arch_prctl 需要写 MSR 0xC0000100（FS.base），这是 TLS 的基地址，musl 用来存放线程局部变量： case SYS_ARCH_PRCTL: if (a1 == ARCH_SET_FS) { wrmsr(0xC0000100, a2); // FS.base MSR return 0; } return (uint64_t)(-EINVAL); writev 需要遍历 iov 数组，把多段数据拼起来写到 tty： ...

musl libc 编译出来的程序会直接用 syscall 指令，传的是 Linux x86-64 标准调用号。我们之前的调用号是自己编的，如果不对齐，musl 程序一个 syscall 都跑不通。这一章把内核的 syscall 接口全面对齐 Linux ABI。 Linux x86-64 syscall 约定 Linux 的 x86-64 syscall 约定： 调用：rax=syscall号，rdi=a1，rsi=a2，rdx=a3，r10=a4，r8=a5，r9=a6 返回：rax（负数表示错误，如 -ENOENT = -2） CPU 自动保存：rcx=用户 rip，r11=用户 rflags 注意第 4 个参数是 r10，不是 rcx。原因是 syscall 指令会把用户 rip 存进 rcx，所以 r10 顶替了 rcx 的位置。这一点非常容易踩坑。 关键改动 1. syscall 号全部换成 Linux 标准 之前的调用号是自己定义的，现在全部换成 Linux 标准值： 功能 之前 现在 read 6 0 write 1 1 ✓ open 5 2 close 7 3 fork 3 57 exit 2 60 kill 12 62 write 碰巧没变，其他大部分都不一样。 ...

到目前为止，进程只能顺序跑完，没有"被打断"的能力。按 Ctrl+C 没有反应，子进程崩溃父进程不知道，kill 命令更无从谈起。 这一章实现 signal——内核向进程发送异步通知的机制。 信号是什么 信号是一个整数编号，内核用它告诉进程"发生了某件事"： 信号 编号 默认行为 SIGUSR1 10 终止 SIGKILL 9 终止（不可捕获） SIGTERM 15 终止 SIGCHLD 17 忽略 进程可以用 signal(sig, handler) 注册自定义处理函数，也可以接受默认行为。 关键：信号不立刻打断进程 信号发送时只是设置一个 pending 位，不立刻跳转。等进程下次从内核态返回用户态时，才检查并派发： SYS_KILL → pending_signals |= (1 << sig) syscall 处理完 → 准备 sysret ↓ 检查 pending_signals ↓ 有信号 → 操纵 user_rip/user_rsp → sysret 跳到 handler handler 执行完 ret → 回到原来被中断的位置 这和硬件中断不同——硬件中断可以在任意时刻打断 CPU，信号只在内核→用户的切换点才生效。 派发机制（trampoline） signal_dispatch 收到两个指针：内核栈上保存的 user_rip（原来准备 sysret 到的地址）和 user_rsp。它做的事： 1. user_rsp -= 8 2. *(user_rsp) = user_rip // 原返回地址压到用户栈 3. user_rip = handler_addr // sysret 改跳到 handler sysret 跳到 handler，handler 执行完 ret，弹出用户栈上的原 rip，回到 kill syscall 之后继续。 ...

上一章实现了文件描述符，进程可以用 open/read/close 访问 ext2 文件。但两个进程之间还没有办法通信。shell pipeline cmd1 | cmd2 的本质是：cmd1 的输出直接流进 cmd2 的输入，中间不落磁盘。 这一章实现 pipe 和 dup2，打通进程间通信的最小路径。 pipe 是什么 pipe 是内核里的一块环形字节缓冲区。系统调用 pipe(fds) 返回两个文件描述符： fds[0] = 读端 fds[1] = 写端 写进程 → fds[1] → [内核 ring buffer 256字节] → fds[0] → 读进程 和普通文件一样，管道也走 fd → VFS → 底层数据 这三层，只不过底层数据不是磁盘，而是内核里的 pipe_t。 dup2 是什么 dup2(oldfd, newfd) 让 newfd 指向和 oldfd 同一个内核文件描述符，如果 newfd 已经打开则先关掉它。 shell pipeline 的核心操作就是 dup2 + exec： // 子进程（cmd1），stdout → pipe 写端 dup2(fds[1], 1); close(fds[0]); close(fds[1]); exec("cmd1"); // cmd1 以为自己在写 stdout，实际写进了管道 // 父进程（cmd2），stdin → pipe 读端 dup2(fds[0], 0); close(fds[0]); close(fds[1]); // 关掉写端，否则 cmd2 永远等不到 EOF exec("cmd2"); pipe 的 EOF 语义 read 管道什么时候返回 0（EOF）？ ...

前几章的用户程序如果想读文件，得直接传 inode 号给内核——read(ino, offset, buf, len)。这意味着用户程序要自己记当前读到哪了，而且根本不知道文件名，只有一个数字。 这一章引入 文件描述符（fd），让用户程序用熟悉的方式操作文件： int fd = open("hello.txt"); int n = read(fd, buf, 64); close(fd); fd 是什么 fd 是一个进程内的整数，通常从 0 开始分配（0=stdin，1=stdout，2=stderr，之后是普通文件）。 它背后有三层： 进程 fd_table[] 内核 open_file 磁盘 fd=3 ──────────→ { ino=42, offset=0 } ──→ hello.txt fd=4 ──────────→ { ino=43, offset=0 } ──→ readme.txt fd 本身只是下标，真正存 offset 的是内核里的"打开文件"结构。这样的好处： offset 由内核自动推进，用户不用管 fork 后父子可以共享同一个打开文件（共享 offset） 文件、管道、设备用同一套接口，背后实现不同 实现：每个进程一张 fd 表 在 process_t 里加一个数组： typedef struct { // ... int32_t fd_table[PROC_MAX_FD]; // fd → vfs_fd，-1 表示空槽 } process_t; fd_table[fd] 存的是 VFS 层的内部 fd（VFile 数组下标）。 ...

上一章实现了 exec()，用户程序能跑起来了。但进程退出时只是把进程表项清掉，父进程拿不到退出码，也没有办法等待。这一章实现完整的 exit / wait 语义。 为什么进程退出后不能直接消失 直觉上，进程退出就应该立刻清掉进程表项。但这里有个问题：父进程怎么拿到子进程的退出码？ 如果进程表项直接清掉，退出码就丢了。父进程调用 wait() 的时机可能比子进程 exit() 晚，也可能早——无论哪种情况，父进程都需要能读到那个退出码。 Linux 的解法是引入**僵尸（zombie）**状态：进程 exit() 后不立即消失，保留退出码，等父进程 wait() 读取后才彻底释放。 这就是为什么 ps 输出里偶尔会出现状态为 Z 的进程——它已经退出了，只是在等父进程来"收尸"。 进程状态机的变化 原来进程只有三个状态：UNUSED、READY、RUNNING。这一章加两个： UNUSED → READY → RUNNING ↓ exit() ZOMBIE ← 已退出，等父进程 wait ↑ 唤醒 BLOCKED ← 父进程 wait 时挂起 调度器只挑 READY 的进程运行，ZOMBIE 和 BLOCKED 自然就不会被调度到，不需要改调度器的逻辑。 exit 和 wait 的实现思路 exit 做三件事： 把退出码存到进程表项，状态改为 ZOMBIE 如果父进程正在 BLOCKED 等待，把它改回 READY（唤醒） 切回内核栈和内核页表，hlt 循环等待被回收 wait 做的事： 扫描进程表，找有没有自己的子进程且状态是 ZOMBIE 找到了：读退出码，把它设为 UNUSED，返回退出码 没找到但有活着的子进程：挂起等待（ring3）或返回 -2 让调用方重试（ring0） 没有子进程：返回 -1 parent_pid 需要在 exec / fork 时记下来，这样 exit 才知道该唤醒谁，wait 才知道哪些进程是自己的子进程。 ...

之前所有代码都跑在内核态（ring0）。这一章第一次让用户程序在 ring3 里运行——加载 ELF 文件，跳到用户态执行，用户程序通过 syscall 和内核通信。 这是操作系统最核心的一个边界：内核和用户程序之间的隔离。 exec 做什么 exec 的语义是"用一个新程序替换当前进程"： 从文件系统读 ELF 文件 解析 ELF header，找到各个段的加载地址 创建新的用户页表，把各段加载进去 分配用户栈 设置进程的 rip = 入口地址，rsp = 栈顶，cs/ss = 用户段，放入就绪队列 调度器下次选中这个进程，就会跳到用户态开始执行。 进入用户态：iretq 第一次进入用户态不能用 sysret——没有对应的 syscall。用 iretq： static void enter_usermode(uint64_t rip, uint64_t cs, uint64_t rflags, uint64_t rsp, uint64_t ss) { __asm__ volatile( "push %4\n" // ss "push %3\n" // rsp "push %2\n" // rflags（IF=1，开中断） "push %1\n" // cs（0x23，ring3 代码段） "push %0\n" // rip（entry point） "iretq" :: "r"(rip), "r"(cs), "r"(rflags), "r"(rsp), "r"(ss) ); } iretq 弹出这 5 个字段，CPU 检查 cs 的 RPL 发现是 ring3，自动完成特权级切换。 ...

前几章的"进程"其实是假的——它们直接跑在内核态，和内核同等权限，可以随意读写任何内存、操作任何硬件。 真实的操作系统里，用户程序跑在用户态（Ring 3），权限受限，不能直接操作硬件。需要内核帮忙时，必须通过系统调用这扇受控的门进入内核，做完事再回去。 这一章实现 syscall / sysret：用户态和内核态之间最快速的切换机制。 两种特权级 x86-64 有 4 个特权级（Ring 0～3），操作系统只用两个： Ring 0（内核态）：可以执行任何指令，访问任何地址，操作 CR3、MSR 等特权寄存器 Ring 3（用户态）：不能执行特权指令，访问不属于自己的内存会触发 #GP 或 Page Fault CS 段寄存器的低 2 位（CPL，Current Privilege Level）表示当前特权级。syscall 指令把 CPL 从 3 切到 0，sysret 把 CPL 从 0 切回 3。 为什么用 syscall 而不是中断 早期 Linux 用 int 0x80 触发系统调用——软件中断，要保存完整的中断栈帧，走 IDT 查表，开销大。 syscall / sysret 是专门为系统调用设计的快速路径：不走 IDT，入口地址直接写在 MSR 里，省去了大量压栈操作。现代 x86-64 系统全部用这对指令。 配置 MSR MSR（Model Specific Register，型号特定寄存器，CPU 内部的一组控制寄存器，用 rdmsr / wrmsr 访问）控制 syscall 的行为。需要配置 4 个： ...