双核系统调用(ipipe)

Linux阅码场 2022-05-06 2769
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双核系统调用(ipipe)

解析系统调用是了解内核架构最有力的一把钥匙。

在Linux内核基础上加入xenomai实时系统内核后，在内核空间两个内核共存，实时任务需要xenomai内核来完成实时的服务，如果实时任务需要用到linux的服务，还可以调用linux内核的系统调用，你可能会好奇xenomai与linux两个内核共存后系统调用是如何实现的？

双核

为什么需要系统调用？现代操作系统中，处理器的运行模式一般分为两个空间：内核空间和用户空间，大部分应用程序运行在用户空间，而操作系统内核和设备驱动程序运行在内核空间，如果应用程序需要访问硬件资源或者需要内核提供服务，该怎么办？

为了向用户空间上运行的应用程序提供服务，内核提供了一组接口。透过该接口，应用程序可以访问硬件设备和其他操作系统资源。这组接口在应用程序和内核之间扮演了使者的角色，应用程序发送各种请求，而内核负责满足这些请求，这些接口就是系统调用，它是用户空间和内核空间一个中间层。

系统调用层主要作用有三个：

  • 它为用户空间提供了一种统一的硬件的抽象接口。比如当需要读些文件的时候，应用程序就可以不去管磁盘类型和介质，甚至不用去管文件所在的文件系统到底是哪种类型。

  • 系统调用保证了系统的稳定和安全。应用程序要访问内核就必须通过系统调用层，内核可以在系统调用层对应用程序的访问权限、用户类型和其他一些规则进行过滤，这避免了应用不正确地访问内核，保证了系统和各个应用程序的安全性。

  • 可移植性。可以让应用程序在不修改源代码的情况下，在不同的操作系统或拥有不同硬件架构的系统中重新编译运行。

回到本文开头的问题，该问题细分为如下两个问题：

  1. 双核共存时，如何区分应用发起的系统调用是xenomai内核调用还是linux内核调用？

  2. 一个xenomai实时任务既可以调用xenomai内核服务，也可以调用linux内核服务，这是如何做到的？

本文通过分析源代码为你解答问题1，对于问题2，涉及双核间的调度，本文暂不涉及，后面的文章揭晓答案。

一、32位Linux系统调用

我们先来看没有ipipe和xenomai内核时的linux系统调用流程是怎样的。linux操作系统的API通常以C标准库的方式提供，比如linux中的libc库。C标准库中提供了POSIX的绝大部分API实现，glibc为了提高应用程序的性能，还对一些系统调用进行了封装。此外，由于32位系统系统调用使用软中断 int0x80指令实现，应用程序也可以通过汇编直接进行系统调用。软中断属于异常的一种，通过执行该指令陷入(trap)内核，trap在整理的文档 x86Linux中断系统有说明。内核初始化过程中，通过函数 tarp_init()设置IDT（Interrupt Descriptor Table 记录每个中断异常处理程序的地址的一张表），有关 int0x80的IDT表项如下：

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

当产生系统调用时，硬件根据向量号在 IDT 中找到对应的表项，即中断描述符，进行特权级检查，发现 DPL = CPL = 3 ，允许调用。然后硬件将切换到内核栈 (tss.ss0 : tss.esp0)。接着根据中断描述符的 segment selector 在 GDT / LDT 中找到对应的段描述符，从段描述符拿到段的基址，加载到 cs 。将 offset 加载到 eip。最后硬件将 ss / sp / eflags / cs / ip / error code 依次压到内核栈。于是开始执行 entry_INT80_32函数，该函数在 entry_32.S定义：

ENTRY(entry_INT80_32)  ASM_CLAC  pushl  %eax    /* pt_regs->orig_ax */  SAVE_ALL pt_regs_ax=$-ENOSYS  /* *存储当前用户态寄存器，保存在pt_regs结构里*/  /*   * 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 指令将原来用户态保存的现场恢复回来，包含代码段、指令指针寄存器等。这时候用户态进程恢复执行。*/

在内核栈的最高地址端，存放的是结构 ptregs，首先通过 push 和 SAVEALL 将当前用户态的寄存器，保存在栈中 ptregs 结构里面.保存完毕后，关闭中断，将当前栈指针保存到 eax，即doint80syscall32的参数1。调用doint80syscall32=>dosyscall32irqs_on。先看看没有ipipe时Linux实现如下：

__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](  /*根据系统调用号索引直接执行*/      (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);}

在这里，将系统调用号从pt_reges中eax 里面取出来，然后根据系统调用号，在系统调用表中找到相应的函数进行调用，并将寄存器中保存的参数取出来，作为函数参数。如果仔细比对，就能发现，这些参数所对应的寄存器，和 Linux 的注释是一样的。ia32_sys_call_table系统调用表生成后面解析(此图来源于网络)。

双核

相关内核调用执行完后，一直返回到 dosyscall32irqson ，如果系统调用有返回值，会被保存到 regs->ax 中。接着返回 entryINT8032 继续执行，最后执行 INTERRUPTRETURN 。INTERRUPTRETURN 在 arch/x86/include/asm/irqflags.h 中定义为 iret ，iret 指令将原来用户态保存的现场恢复回来，包含代码段、指令指针寄存器等。这时候用户态进程恢复执行。

系统调用执行完毕。

二、32位实时系统调用

xenomai+linux双内核架构下，通过I-pipe 拦截系统调用，并将系统调用定向到实现它们的系统。

实时系统调用，除了直接通过汇编系统调用外，xenomai还实现了libcoblat实时库，相当于glibc，通过libcoblat进行xenomai系统调用，以libcoblat库函数sem_open为例，libcolat库中C函数实现如下：

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库调用系统调用使用宏 XENOMAI_SYSCALL5，XENOAI_SYSCALL宏在 includeasmxenomaisyscall.h中声明， XENOMAI_SYSCALL5中的'5'代表'该系统调用有五个参数：

#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)#define XENOMAI_SYSCALL5(op,a1,a2,a3,a4,a5)  XENOMAI_DO_SYSCALL(5,op,a1,a2,a3,a4,a5)

每个宏中，内嵌另一个宏DOSYSCALL，即实现系统调用的int指令：int$0x80。

#define DOSYSCALL  "int $0x80
	"

系统调用过程硬件处理及中断入口上节一致，从 do_syscall_32_irqs_on开始不同，有ipipe后变成下面这样子：

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;/*取出系统调用号*/  int ret;    ret = pipeline_syscall(ti, nr, regs);/*pipeline 拦截系统调用*/  ......done:  syscall_return_slowpath(regs);}

套路和ipipe接管中断类似，在关键路径上拦截系统调用，然后调用 ipipe_handle_syscall(ti,nr,regs)让ipipe来接管处理:

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)) {/*运行在head域且者系统调用号超过linux*/    ipipe_fastcall_hook(regs);      /*快速系统调用路径*/    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. */}

这个函数的处理逻辑是这样，怎样区分xenomai系统调用和linux系统调用？每个CPU架构不同linux系统调用总数不同，在x86系统中有300多个，用变量 NR_syscalls表示,系统调用号与系统调用一一对应。首先获取到的系统调用号 nr>=NR_syscalls，不用多想，那这个系统调用是xenomai内核的系统调用。另外还有个问题，如果是Linux非实时任务触发的xenomai系统调用，或者xenomai 实时任务要调用linux的服务，这些交叉服务涉及实时任务与非实时任务在两个内核之间运行，优先级怎么处理等问题。这些涉及 cobalt_sysmodes[].

首先看怎么区分一个任务是realtime还是norealtime。在 task_struct结构的头有一个成员结构体 thread_info，存储着当前线程的信息，ipipe在结构体 thread_info中增加了两个成员变量 ipipe_flags和 ipipe_data, ipipe_flags用来来标示一个线程是实时还是非实时，TIPHEAD置位表示已经是实时上下文。对于需要切换到xenomai上下文的系统调用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处理逻辑：1.对于已经在实时上下文的实时任务发起xenomai的系统调用，使用快速调用路径函数 ipipe_fastcall_hook(regs);2.需要切换到实时上下文或者非实时调用实时的，使用慢速调用路径：

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

快速调用 ipipe_fastcall_hook(regs)内直接 handle_head_syscall执行代码如下：

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);
  .......}

这个函数很复杂，涉及xenomai与linux之间很多联系，代码是简化后的，先取出系统调用号，然后从 cobalt_syscalls取出系统调用入口handler，然后执行 handler(__xn_reg_arglist(regs))执行完成后将执行结果放到寄存器 ax,后面的文章会详细分析ipipe如何处理系统调用。

三、 64位系统调用

我们再来看 64 位的情况，系统调用，不是用中断了，而是改用 syscall 指令。并且传递参数的寄存器也变了。双核

#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)

这里将系统调用号使用 __xn_syscode(op)处理了一下，把最高位置1，表示Cobalt系统调用,然后使用syscall 指令。

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

syscall 指令还使用了一种特殊的寄存器，我们叫特殊模块寄存器（Model Specific Registers，简称 MSR）。这种寄存器是 CPU 为了完成某些特殊控制功能为目的的寄存器，其中就有系统调用。在系统初始化的时候，trapinit 除了初始化上面的中断模式，这里面还会调用 cpuinit->syscall_init。这里面有这样的代码：

wrmsrl(MSR_LSTAR, (unsigned long)entry_SYSCALL_64);

rdmsr 和 wrmsr 是用来读写特殊模块寄存器的。MSRLSTAR 就是这样一个特殊的寄存器， 当 syscall 指令调用的时候，会从这个寄存器里面拿出函数地址来调用，也就是调entrySYSCALL64。该函数在'entry64.S'定义：

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  $__USER_CS      /* pt_regs->cs */  pushq  %rcx        /* pt_regs->ip *//*保存用户太指令指针寄存器*/GLOBAL(entry_SYSCALL_64_after_hwframe)  pushq  %rax        /* pt_regs->orig_ax */
  PUSH_AND_CLEAR_REGS rax=$-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)

这里先保存了很多寄存器到 pt_regs 结构里面，例如用户态的代码段、数据段、保存参数的寄存器.

双核

然后调用 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;  /*取出系统调用号*/  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);}

与32位一样，ipipe拦截了系统调用，后面的处理流程类似所以，无论是 32 位，还是 64 位，都会到linux系统调用表 sys_call_table和xenomai系统调用表 cobalt_syscalls[]这里来。

四、 实时系统调用表cobalt_syscalls

xenomai每个系统的系统系统调用号在 cobaltuapisyscall.h中：

#define sc_cobalt_bind        0#define sc_cobalt_thread_create      1#define sc_cobalt_thread_getpid      2  ......#define sc_cobalt_extend      96

bind()函数在内核代码中对应的声明和实现为：


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

其中 __name表示系统调用名对应bind、 __mode表示该系统调用模式对应lostage。 COBALT_SYSCALL展开定义的bind函数后如下：

long CoBaLt_bind(struct cobalt_bindreq __user *u_breq){......}

怎么将 CoBaLt_bind与系统调用号 sc_cobalt_bind联系起来后放入 cobalt_syscalls[]的呢？在编译过程中Makefile使用脚本 gen-syscall-entries.sh处理各个 .c文件中的COBALTSYSCALL宏,生成一个头文件 syscall_entries.h，里面是对每个COBALTSYSCALL宏处理后后的项,以上面 COBALT_SYSCALL(bind,...)为例 syscall_entries.h中会生成如下两项,第一项为系统调用入口，第二项为系统调用的模式：

#define __COBALT_CALL_ENTRIES __COBALT_CALL_ENTRY(bind)#define __COBALT_CALL_MODES  __COBALT_MODE(lostage)

 

实时系统调用表 cobalt_syscalls[]定义在文件 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"    /*该头文件由脚本生成*/
static const cobalt_syshand cobalt_syscalls[] = {  __COBALT_CALL_NI  __COBALT_CALL_ENTRIES};
static const int cobalt_sysmodes[] = {  __COBALT_CALL_NFLAGS  __COBALT_CALL_MODES};

_COBALTCALLNI宏表示数组空间大小为__NRCOBALTSYSCALLS(128),每一项由COBALTCALL_ENTRIES定义，即脚本头文件 syscall_entries.h中生成的每一项来填充:

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

__COBALT_CALL32_ENTRY是定义兼容的系统调用，宏展开如下，相当于在数组的多个位置定义包含了同一项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系统调用在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*/  .....};

相应的数组cobalt_sysmodes[]中的内容如下：

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、实时系统调用权限控制cobalt_sysmodes

 

上面说到，ipipe管理应用的系统调用时需要分清该系统调用是否合法，是否需要域切换等等。cobalt_sysmodes[]就是每个系统调用对应的模式，控制着每个系统调用的调用路径。系统调用号为下标，值为具体模式。每个系统调用的sysmode如何生成见上一节，还是以实时应用的bind系统调用为例：

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中所有的系统调用模式定义如下：

/*xenomaiposixsyscall.c*/#define __xn_exec_lostage    0x1  /*必须在linux域运行该系统调用*/  #define __xn_exec_histage    0x2  /*必须在Xenomai域运行该系统调用*/  #define __xn_exec_shadow     0x4    /*影子系统调用：必须映射调用方*/#define __xn_exec_switchback 0x8   /*切换回切换；调用者必须返回其原始模式*/#define __xn_exec_current    0x10    /*在不管域直接执行。*/#define __xn_exec_conforming 0x20    /*在兼容域（Xenomai或Linux）中执行*/#define __xn_exec_adaptive   0x40  /* 先直接执行如果返回-ENOSYS，则尝试在相反的域中重新执行系统调用 */#define __xn_exec_norestart  0x80  /*收到信号后不要重新启动syscall*/ /*Shorthand初始化系统调用的简写*/#define __xn_exec_init       __xn_exec_lostage /*Xenomai空间中shadow系统调用的简写*/#define __xn_exec_primary   (__xn_exec_shadow|__xn_exec_histage) /*Linux空间中shadow系统调用的简写*/#define __xn_exec_secondary (__xn_exec_shadow|__xn_exec_lostage)/*Linux空间中syscall的简写，如果有shadow则切换回linux*/#define __xn_exec_downup    (__xn_exec_lostage|__xn_exec_switchback)/* 主域系统不可重启调用的简写 */#define __xn_exec_nonrestartable (__xn_exec_primary|__xn_exec_norestart)/*域探测系统调用简写*/#define __xn_exec_probing   (__xn_exec_conforming|__xn_exec_adaptive)/*将模式选择移交给syscall。*/#define __xn_exec_handover  (__xn_exec_current|__xn_exec_adaptive)

使用一个无符号32 位数的每一位来表示一种模式，各模式注释已经很清楚，不在解释，后面文章解析ipipe是如何根据mode来处理的。

参考

英特尔 64 位和 IA-32 架构软件开发人员手册第 3 卷 :系统编程指南极客时间专栏-趣谈Linux操作系统《linux内核源代码情景分析》

审核编辑 ：李倩


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