雙核系統調用(ipipe)

解析系統調用是了解內核架構最有力的一把鑰匙。

在Linux內核基礎上加入xenomai實時系統內核后，在內核空間兩個內核共存，實時任務需要xenomai內核來完成實時的服務，如果實時任務需要用到linux的服務，還可以調用linux內核的系統調用，你可能會好奇xenomai與linux兩個內核共存后系統調用是如何實現的？

為什么需要系統調用？現代操作系統中，處理器的運行模式一般分為兩個空間：內核空間和用戶空間，大部分應用程序運行在用戶空間，而操作系統內核和設備驅動程序運行在內核空間，如果應用程序需要訪問硬件資源或者需要內核提供服務，該怎么辦？

為了向用戶空間上運行的應用程序提供服務，內核提供了一組接口。透過該接口，應用程序可以訪問硬件設備和其他操作系統資源。這組接口在應用程序和內核之間扮演了使者的角色，應用程序發送各種請求，而內核負責滿足這些請求，這些接口就是系統調用，它是用戶空間和內核空間一個中間層。

系統調用層主要作用有三個：

• 它為用戶空間提供了一種統一的硬件的抽象接口。比如當需要讀些文件的時候，應用程序就可以不去管磁盤類型和介質，甚至不用去管文件所在的文件系統到底是哪種類型。

• 系統調用保證了系統的穩定和安全。應用程序要訪問內核就必須通過系統調用層，內核可以在系統調用層對應用程序的訪問權限、用戶類型和其他一些規則進行過濾，這避免了應用不正確地訪問內核，保證了系統和各個應用程序的安全性。

• 可移植性。可以讓應用程序在不修改源代碼的情況下，在不同的操作系統或擁有不同硬件架構的系統中重新編譯運行。

回到本文開頭的問題，該問題細分為如下兩個問題：

1. 雙核共存時，如何區分應用發起的系統調用是xenomai內核調用還是linux內核調用？

2. 一個xenomai實時任務既可以調用xenomai內核服務，也可以調用linux內核服務，這是如何做到的？

本文通過分析源代碼為你解答問題1，對于問題2，涉及雙核間的調度，本文暫不涉及，后面的文章揭曉答案。

一、32位Linux系統調用

我們先來看沒有ipipe和xenomai內核時的linux系統調用流程是怎樣的。linux操作系統的API通常以C標準庫的方式提供，比如linux中的libc庫。C標準庫中提供了POSIX的絕大部分API實現，glibc為了提高應用程序的性能，還對一些系統調用進行了封裝。此外，由于32位系統系統調用使用軟中斷 int0x80指令實現，應用程序也可以通過匯編直接進行系統調用。軟中斷屬于異常的一種，通過執行該指令陷入(trap)內核，trap在整理的文檔 x86Linux中斷系統有說明。內核初始化過程中，通過函數 tarp_init()設置IDT（Interrupt Descriptor Table 記錄每個中斷異常處理程序的地址的一張表），有關 int0x80的IDT表項如下：

static const __initconst struct idt_data def_idts[] = {  ......  SYSG(IA32_SYSCALL_VECTOR,  entry_INT80_32),  ......};

當產生系統調用時，硬件根據向量號在 IDT 中找到對應的表項，即中斷描述符，進行特權級檢查，發現 DPL = CPL = 3 ，允許調用。然后硬件將切換到內核棧 (tss.ss0 : tss.esp0)。接著根據中斷描述符的 segment selector 在 GDT / LDT 中找到對應的段描述符，從段描述符拿到段的基址，加載到 cs 。將 offset 加載到 eip。最后硬件將 ss / sp / eflags / cs / ip / error code 依次壓到內核棧。于是開始執行 entry_INT80_32函數，該函數在 entry_32.S定義：

ENTRY(entry_INT80_32)  ASM_CLAC  pushl  %eax    /* pt_regs->orig_ax */  SAVE_ALL pt_regs_ax=$-ENOSYS  /* *存儲當前用戶態寄存器，保存在pt_regs結構里*/  /*   * User mode is traced as though IRQs are on, and the interrupt gate   * turned them off.   */  TRACE_IRQS_OFF
  movl  %esp, %eax  call  do_int80_syscall_32.Lsyscall_32_done:  ........Lirq_return:  INTERRUPT_RETURN/*iret 指令將原來用戶態保存的現場恢復回來，包含代碼段、指令指針寄存器等。這時候用戶態進程恢復執行。*/

在內核棧的最高地址端，存放的是結構 ptregs，首先通過 push 和 SAVEALL 將當前用戶態的寄存器，保存在棧中 ptregs 結構里面.保存完畢后，關閉中斷，將當前棧指針保存到 eax，即doint80syscall32的參數1。調用doint80syscall32=>dosyscall32irqs_on。先看看沒有ipipe時Linux實現如下：

__always_inline void do_syscall_32_irqs_on(struct pt_regs *regs){  struct thread_info *ti = pt_regs_to_thread_info(regs);  unsigned int nr = (unsigned int)regs->orig_ax;
  .....  if (likely(nr < IA32_NR_syscalls)) {    nr = array_index_nospec(nr, IA32_NR_syscalls);    regs->ax = ia32_sys_call_table[nr](  /*根據系統調用號索引直接執行*/      (unsigned int)regs->bx, (unsigned int)regs->cx,      (unsigned int)regs->dx, (unsigned int)regs->si,      (unsigned int)regs->di, (unsigned int)regs->bp);  }  syscall_return_slowpath(regs);}

在這里，將系統調用號從pt_reges中eax 里面取出來，然后根據系統調用號，在系統調用表中找到相應的函數進行調用，并將寄存器中保存的參數取出來，作為函數參數。如果仔細比對，就能發現，這些參數所對應的寄存器，和 Linux 的注釋是一樣的。ia32_sys_call_table系統調用表生成后面解析(此圖來源于網絡)。

相關內核調用執行完后，一直返回到 dosyscall32irqson ，如果系統調用有返回值，會被保存到 regs->ax 中。接著返回 entryINT8032 繼續執行，最后執行 INTERRUPTRETURN 。INTERRUPTRETURN 在 arch/x86/include/asm/irqflags.h 中定義為 iret ，iret 指令將原來用戶態保存的現場恢復回來，包含代碼段、指令指針寄存器等。這時候用戶態進程恢復執行。

系統調用執行完畢。

二、32位實時系統調用

xenomai+linux雙內核架構下，通過I-pipe 攔截系統調用，并將系統調用定向到實現它們的系統。

實時系統調用，除了直接通過匯編系統調用外，xenomai還實現了libcoblat實時庫，相當于glibc，通過libcoblat進行xenomai系統調用，以libcoblat庫函數sem_open為例，libcolat庫中C函數實現如下：

COBALT_IMPL(sem_t *, sem_open, (const char *name, int oflags, ...)){  ......  err = XENOMAI_SYSCALL5(sc_cobalt_sem_open,             &rsem, name, oflags, mode, value);  if (err == 0) {    if (rsem != sem)      free(sem);    return &rsem->native_sem;  }  .......  return SEM_FAILED;}

libcolat庫調用系統調用使用宏 XENOMAI_SYSCALL5，XENOAI_SYSCALL宏在 includeasmxenomaisyscall.h中聲明， XENOMAI_SYSCALL5中的'5'代表'該系統調用有五個參數：

#define XENOMAI_DO_SYSCALL(nr, op, args...)      ({                  unsigned __resultvar;            asm volatile (                LOADARGS_##nr              "movl %1, %%eax
	"            DOSYSCALL              RESTOREARGS_##nr            : "=a" (__resultvar)            : "i" (__xn_syscode(op)) ASMFMT_##nr(args)      : "memory", "cc");          (int) __resultvar;          })
#define XENOMAI_SYSCALL0(op)      XENOMAI_DO_SYSCALL(0,op)#define XENOMAI_SYSCALL1(op,a1)      XENOMAI_DO_SYSCALL(1,op,a1)#define XENOMAI_SYSCALL2(op,a1,a2)    XENOMAI_DO_SYSCALL(2,op,a1,a2)#define XENOMAI_SYSCALL3(op,a1,a2,a3)    XENOMAI_DO_SYSCALL(3,op,a1,a2,a3)#define XENOMAI_SYSCALL4(op,a1,a2,a3,a4)  XENOMAI_DO_SYSCALL(4,op,a1,a2,a3,a4)#defineXENOMAI_SYSCALL5(op,a1,a2,a3,a4,a5)XENOMAI_DO_SYSCALL(5,op,a1,a2,a3,a4,a5)

每個宏中，內嵌另一個宏DOSYSCALL，即實現系統調用的int指令：int$0x80。

#defineDOSYSCALL"int$0x80
	"

系統調用過程硬件處理及中斷入口上節一致，從 do_syscall_32_irqs_on開始不同，有ipipe后變成下面這樣子：

static __always_inline void do_syscall_32_irqs_on(struct pt_regs *regs){  struct thread_info *ti = current_thread_info();  unsigned int nr = (unsigned int)regs->orig_ax;/*取出系統調用號*/  int ret;    ret = pipeline_syscall(ti, nr, regs);/*pipeline 攔截系統調用*/  ......done:  syscall_return_slowpath(regs);}

套路和ipipe接管中斷類似，在關鍵路徑上攔截系統調用，然后調用 ipipe_handle_syscall(ti,nr,regs)讓ipipe來接管處理:

int ipipe_handle_syscall(struct thread_info *ti,       unsigned long nr, struct pt_regs *regs){  unsigned long local_flags = READ_ONCE(ti->ipipe_flags);  int ret;   if (nr >= NR_syscalls && (local_flags & _TIP_HEAD)) {/*運行在head域且者系統調用號超過linux*/    ipipe_fastcall_hook(regs);      /*快速系統調用路徑*/    local_flags = READ_ONCE(ti->ipipe_flags);    if (local_flags & _TIP_HEAD) {      if (local_flags &  _TIP_MAYDAY)        __ipipe_call_mayday(regs);      return 1; /* don't pass down, no tail work. */    } else {      sync_root_irqs();      return -1; /* don't pass down, do tail work. */    }  }
  if ((local_flags & _TIP_NOTIFY) || nr >= NR_syscalls) {    ret =__ipipe_notify_syscall(regs);    local_flags = READ_ONCE(ti->ipipe_flags);    if (local_flags & _TIP_HEAD)      return 1; /* don't pass down, no tail work. */    if (ret)      return -1; /* don't pass down, do tail work. */  }
  return 0; /* pass syscall down to the host. */}

這個函數的處理邏輯是這樣，怎樣區分xenomai系統調用和linux系統調用？每個CPU架構不同linux系統調用總數不同，在x86系統中有300多個，用變量 NR_syscalls表示,系統調用號與系統調用一一對應。首先獲取到的系統調用號 nr>=NR_syscalls，不用多想，那這個系統調用是xenomai內核的系統調用。另外還有個問題，如果是Linux非實時任務觸發的xenomai系統調用，或者xenomai 實時任務要調用linux的服務，這些交叉服務涉及實時任務與非實時任務在兩個內核之間運行，優先級怎么處理等問題。這些涉及 cobalt_sysmodes[].

首先看怎么區分一個任務是realtime還是norealtime。在 task_struct結構的頭有一個成員結構體 thread_info，存儲著當前線程的信息，ipipe在結構體 thread_info中增加了兩個成員變量 ipipe_flags和 ipipe_data, ipipe_flags用來來標示一個線程是實時還是非實時，TIPHEAD置位表示已經是實時上下文。對于需要切換到xenomai上下文的系統調用TIP_NOTIFY置位。

struct thread_info {  unsigned long    flags;    /* low level flags */  u32      status;    /* thread synchronous flags */#ifdef CONFIG_IPIPE  unsigned long    ipipe_flags;  struct ipipe_threadinfo ipipe_data;#endif};

ipipe_handle_syscall處理邏輯：1.對于已經在實時上下文的實時任務發起xenomai的系統調用，使用快速調用路徑函數 ipipe_fastcall_hook(regs);2.需要切換到實時上下文或者非實時調用實時的，使用慢速調用路徑：

_ipipenotifysyscall(regs)->ipipesyscallhook(callerdomain, regs)

快速調用 ipipe_fastcall_hook(regs)內直接 handle_head_syscall執行代碼如下：

static int handle_head_syscall(struct ipipe_domain *ipd, struct pt_regs *regs){  ....  code = __xn_syscall(regs);  nr = code & (__NR_COBALT_SYSCALLS - 1);  ......  handler = cobalt_syscalls[code];  sysflags = cobalt_sysmodes[nr];  ........
  ret = handler(__xn_reg_arglist(regs));  .......
  __xn_status_return(regs, ret);
  .......}

這個函數很復雜，涉及xenomai與linux之間很多聯系，代碼是簡化后的，先取出系統調用號，然后從 cobalt_syscalls取出系統調用入口handler，然后執行 handler(__xn_reg_arglist(regs))執行完成后將執行結果放到寄存器 ax,后面的文章會詳細分析ipipe如何處理系統調用。

三、 64位系統調用

我們再來看 64 位的情況，系統調用，不是用中斷了，而是改用 syscall 指令。并且傳遞參數的寄存器也變了。

#define DO_SYSCALL(name, nr, args...)      ({                unsigned long __resultvar;        LOAD_ARGS_##nr(args)          LOAD_REGS_##nr            asm volatile (              "syscall
	"            : "=a" (__resultvar)          : "0" (name) ASM_ARGS_##nr        : "memory", "cc", "r11", "cx");      (int) __resultvar;        })
#define XENOMAI_DO_SYSCALL(nr, op, args...)   DO_SYSCALL(__xn_syscode(op), nr, args)
#define XENOMAI_SYSBIND(breq) XENOMAI_DO_SYSCALL(1,sc_cobalt_bind,breq)

這里將系統調用號使用 __xn_syscode(op)處理了一下，把最高位置1，表示Cobalt系統調用,然后使用syscall 指令。

#define __COBALT_SYSCALL_BIT  0x10000000#define__xn_syscode(__nr)(__COBALT_SYSCALL_BIT|(__nr))

syscall 指令還使用了一種特殊的寄存器，我們叫特殊模塊寄存器（Model Specific Registers，簡稱 MSR）。這種寄存器是 CPU 為了完成某些特殊控制功能為目的的寄存器，其中就有系統調用。在系統初始化的時候，trapinit 除了初始化上面的中斷模式，這里面還會調用 cpuinit->syscall_init。這里面有這樣的代碼：

wrmsrl(MSR_LSTAR,(unsignedlong)entry_SYSCALL_64);

rdmsr 和 wrmsr 是用來讀寫特殊模塊寄存器的。MSRLSTAR 就是這樣一個特殊的寄存器， 當 syscall 指令調用的時候，會從這個寄存器里面拿出函數地址來調用，也就是調entrySYSCALL64。該函數在'entry64.S'定義：

ENTRY(entry_SYSCALL_64)  UNWIND_HINT_EMPTY  ......  swapgs  /*   * This path is only taken when PAGE_TABLE_ISOLATION is disabled so it   * is not required to switch CR3.   */  movq  %rsp, PER_CPU_VAR(rsp_scratch)  movq  PER_CPU_VAR(cpu_current_top_of_stack), %rsp
  /* Construct struct pt_regs on stack */  pushq  $__USER_DS      /* pt_regs->ss */  pushq  PER_CPU_VAR(rsp_scratch)  /* pt_regs->sp */  pushq  %r11        /* pt_regs->flags */  pushq  $__USER_CS      /* pt_regs->cs */  pushq  %rcx        /* pt_regs->ip *//*保存用戶太指令指針寄存器*/GLOBAL(entry_SYSCALL_64_after_hwframe)  pushq  %rax        /* pt_regs->orig_ax */
  PUSH_AND_CLEAR_REGS rax=$-ENOSYS
  TRACE_IRQS_OFF
  /* IRQs are off. */  movq  %rsp, %rdi  call  do_syscall_64    /* returns with IRQs disabled */
  TRACE_IRQS_IRETQ    /* we're about to change IF */
  /*   * Try to use SYSRET instead of IRET if we're returning to   * a completely clean 64-bit userspace context.  If we're not,   * go to the slow exit path.   */  movq  RCX(%rsp), %rcx  movq  RIP(%rsp), %r11
  cmpq  %rcx, %r11  /* SYSRET requires RCX == RIP */  jne  swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode  .......  testq  $(X86_EFLAGS_RF|X86_EFLAGS_TF), %r11  jnz  swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode
  /* nothing to check for RSP */
  cmpq  $__USER_DS, SS(%rsp)    /* SS must match SYSRET */  jne  swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode
  /*   * We win! This label is here just for ease of understanding   * perf profiles. Nothing jumps here.   */syscall_return_via_sysret:  /* rcx and r11 are already restored (see code above) */  UNWIND_HINT_EMPTY  POP_REGS pop_rdi=0 skip_r11rcx=1
  /*   * Now all regs are restored except RSP and RDI.   * Save old stack pointer and switch to trampoline stack.   */  movq  %rsp, %rdi  movq  PER_CPU_VAR(cpu_tss_rw + TSS_sp0), %rsp
  pushq  RSP-RDI(%rdi)  /* RSP */  pushq  (%rdi)    /* RDI */
  /*   * We are on the trampoline stack.  All regs except RDI are live.   * We can do future final exit work right here.   */  SWITCH_TO_USER_CR3_STACK scratch_reg=%rdi
  popq  %rdi  popq  %rsp  USERGS_SYSRET64END(entry_SYSCALL_64)

這里先保存了很多寄存器到 pt_regs 結構里面，例如用戶態的代碼段、數據段、保存參數的寄存器.

然后調用 entry_SYSCALL64_slow_pat->do_syscall_64。

__visible void do_syscall_64(struct pt_regs *regs){  struct thread_info *ti = current_thread_info();  unsigned long nr = regs->orig_ax;  /*取出系統調用號*/  int ret;
  enter_from_user_mode();  enable_local_irqs();
  ret = ipipe_handle_syscall(ti, nr & __SYSCALL_MASK, regs);  if (ret > 0) {    disable_local_irqs();    return;  }  if (ret < 0)    goto done;  ......  if (likely((nr & __SYSCALL_MASK) < NR_syscalls)) {    nr = array_index_nospec(nr & __SYSCALL_MASK, NR_syscalls);    regs->ax = sys_call_table[nr](      regs->di, regs->si, regs->dx,      regs->r10, regs->r8, regs->r9);  }done:  syscall_return_slowpath(regs);}

與32位一樣，ipipe攔截了系統調用，后面的處理流程類似所以，無論是 32 位，還是 64 位，都會到linux系統調用表 sys_call_table和xenomai系統調用表 cobalt_syscalls[]這里來。

四、 實時系統調用表cobalt_syscalls

xenomai每個系統的系統系統調用號在 cobaltuapisyscall.h中：

#define sc_cobalt_bind        0#define sc_cobalt_thread_create      1#define sc_cobalt_thread_getpid      2  ......#definesc_cobalt_extend96

bind()函數在內核代碼中對應的聲明和實現為：

/*聲明*/#define COBALT_SYSCALL_DECL(__name, __args)    long CoBaLt_ ## __name __argsstatic COBALT_SYSCALL_DECL(bind, lostage,          (struct cobalt_bindreq __user *u_breq))；/*實現*/#define COBALT_SYSCALL(__name, __mode, __args)    long CoBaLt_ ## __name __argsstatic COBALT_SYSCALL(bind, lostage,(structcobalt_bindreq__user*u_breq)){......}

其中 __name表示系統調用名對應bind、 __mode表示該系統調用模式對應lostage。 COBALT_SYSCALL展開定義的bind函數后如下：

longCoBaLt_bind(structcobalt_bindreq__user*u_breq){......}

怎么將 CoBaLt_bind與系統調用號 sc_cobalt_bind聯系起來后放入 cobalt_syscalls[]的呢？在編譯過程中Makefile使用腳本 gen-syscall-entries.sh處理各個 .c文件中的COBALTSYSCALL宏,生成一個頭文件 syscall_entries.h，里面是對每個COBALTSYSCALL宏處理后后的項,以上面 COBALT_SYSCALL(bind,...)為例 syscall_entries.h中會生成如下兩項,第一項為系統調用入口，第二項為系統調用的模式：

#define __COBALT_CALL_ENTRIES __COBALT_CALL_ENTRY(bind)#define__COBALT_CALL_MODES__COBALT_MODE(lostage)

實時系統調用表 cobalt_syscalls[]定義在文件 kernelcobaltposixsyscall.c中：

#define __syshand__(__name)  ((cobalt_syshand)(CoBaLt_ ## __name))
#define __COBALT_NI  __syshand__(ni)
#define __COBALT_CALL_NI          [0 ... __NR_COBALT_SYSCALLS-1] = __COBALT_NI,    __COBALT_CALL32_INITHAND(__COBALT_NI)
#define __COBALT_CALL_NFLAGS          [0 ... __NR_COBALT_SYSCALLS-1] = 0,      __COBALT_CALL32_INITMODE(0)
#define __COBALT_CALL_ENTRY(__name)          [sc_cobalt_ ## __name] = __syshand__(__name),      __COBALT_CALL32_ENTRY(__name, __syshand__(__name))
#define __COBALT_MODE(__name, __mode)    [sc_cobalt_ ## __name] = __xn_exec_##__mode,  #include "syscall_entries.h"    /*該頭文件由腳本生成*/
static const cobalt_syshand cobalt_syscalls[] = {  __COBALT_CALL_NI  __COBALT_CALL_ENTRIES};
static const int cobalt_sysmodes[] = {  __COBALT_CALL_NFLAGS  __COBALT_CALL_MODES};

_COBALTCALLNI宏表示數組空間大小為__NRCOBALTSYSCALLS(128),每一項由COBALTCALL_ENTRIES定義，即腳本頭文件 syscall_entries.h中生成的每一項來填充:

#define __COBALT_CALL_ENTRY(__name)          [sc_cobalt_ ## __name] = __syshand__(__name),    __COBALT_CALL32_ENTRY(__name,__syshand__(__name))

__COBALT_CALL32_ENTRY是定義兼容的系統調用，宏展開如下，相當于在數組的多個位置定義包含了同一項CoBaLt_bind：

#define __COBALT_CALL32_ENTRY(__name, __handler)    __COBALT_CALL32x_ENTRY(__name, __handler)    __COBALT_CALL32emu_ENTRY(__name, __handler)
#define __COBALT_CALL32emu_ENTRY(__name, __handler)          [sc_cobalt_ ## __name + 256] = __handler,#define __COBALT_CALL32x_ENTRY(__name, __handler)    [sc_cobalt_##__name+128]=__handler,

最后bind系統調用在cobalt_syscalls[]中如下

static const cobalt_syshand cobalt_syscalls[] = {  [sc_cobalt_bind] = CoBaLt_bind,    [sc_cobalt_bind + 128] = CoBaLt_bind,   /*x32 support */    [sc_cobalt_bind + 256] = CoBaLt_bind,   /*ia32 emulation support*/  .....};

相應的數組cobalt_sysmodes[]中的內容如下：

static const int cobalt_sysmodes[] = {  [sc_cobalt_bind] = __xn_exec_bind,    [sc_cobalt_bind + 256] = __xn_exec_lostage, /*x32 support */    [sc_cobalt_bind + 128] = __xn_exec_lostage, /*ia32 emulation support*/    ......};

五、實時系統調用權限控制cobalt_sysmodes

上面說到，ipipe管理應用的系統調用時需要分清該系統調用是否合法，是否需要域切換等等。cobalt_sysmodes[]就是每個系統調用對應的模式，控制著每個系統調用的調用路徑。系統調用號為下標，值為具體模式。每個系統調用的sysmode如何生成見上一節，還是以實時應用的bind系統調用為例：

static const int cobalt_sysmodes[] = {  [sc_cobalt_bind] = __xn_exec_bind,    [sc_cobalt_bind + 256] = __xn_exec_lostage, /*x32 support */    [sc_cobalt_bind + 128] = __xn_exec_lostage, /*ia32 emulation support*/    ......};

xenomai中所有的系統調用模式定義如下：

/*xenomaiposixsyscall.c*/#define __xn_exec_lostage    0x1  /*必須在linux域運行該系統調用*/  #define __xn_exec_histage    0x2  /*必須在Xenomai域運行該系統調用*/  #define __xn_exec_shadow     0x4    /*影子系統調用：必須映射調用方*/#define __xn_exec_switchback 0x8   /*切換回切換；調用者必須返回其原始模式*/#define __xn_exec_current    0x10    /*在不管域直接執行。*/#define __xn_exec_conforming 0x20    /*在兼容域（Xenomai或Linux）中執行*/#define __xn_exec_adaptive   0x40  /* 先直接執行如果返回-ENOSYS，則嘗試在相反的域中重新執行系統調用 */#define __xn_exec_norestart  0x80  /*收到信號后不要重新啟動syscall*/ /*Shorthand初始化系統調用的簡寫*/#define __xn_exec_init       __xn_exec_lostage /*Xenomai空間中shadow系統調用的簡寫*/#define __xn_exec_primary   (__xn_exec_shadow|__xn_exec_histage) /*Linux空間中shadow系統調用的簡寫*/#define __xn_exec_secondary (__xn_exec_shadow|__xn_exec_lostage)/*Linux空間中syscall的簡寫，如果有shadow則切換回linux*/#define __xn_exec_downup    (__xn_exec_lostage|__xn_exec_switchback)/* 主域系統不可重啟調用的簡寫 */#define __xn_exec_nonrestartable (__xn_exec_primary|__xn_exec_norestart)/*域探測系統調用簡寫*/#define __xn_exec_probing   (__xn_exec_conforming|__xn_exec_adaptive)/*將模式選擇移交給syscall。*/#define__xn_exec_handover(__xn_exec_current|__xn_exec_adaptive)

使用一個無符號32 位數的每一位來表示一種模式，各模式注釋已經很清楚，不在解釋，后面文章解析ipipe是如何根據mode來處理的。

參考

英特爾 64 位和 IA-32 架構軟件開發人員手冊第 3 卷 :系統編程指南極客時間專欄-趣談Linux操作系統《linux內核源代碼情景分析》

審核編輯 ：李倩