xenomai內核解析---雙內核系統調用(一)

時間  2020-07-20
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xenomai 內核系統調用

解析系統調用是瞭解內核架構最有力的一把鑰匙，在這以前先搞懂xenomai與linux兩個內核共存後系統調用是如何實現的。編程

爲何須要系統調用api

linux內核中設置了一組用於實現系統功能的子程序，稱爲系統調用。系統調用和普通庫函數調用很是類似，只是系統調用由操做系統核心提供，運行於內核態，而普通的函數調用由函數庫或用戶本身提供，運行於用戶態。數組

通常的，進程是不能訪問內核的。它不能訪問內核所佔內存空間也不能調用內核函數。CPU硬件決定了這些（這就是爲何它被稱做**「保護模式」**。安全

爲了和用戶空間上運行的進程進行交互，內核提供了一組接口。透過該接口，應用程序能夠訪問硬件設備和其餘操做系統資源。這組接口在應用程序和內核之間扮演了使者的角色，應用程序發送各類請求，而內核負責知足這些請求(或者讓應用程序暫時擱置)。實際上提供這組接口主要是爲了保證系統穩定可靠，避免應用程序肆意妄行，惹出大麻煩。bash

系統調用在用戶空間進程和硬件設備之間添加了一箇中間層。該層主要做用有三個：網絡

  • 它爲用戶空間提供了一種統一的硬件的抽象接口。好比當須要讀些文件的時候，應用程序就能夠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究竟是哪一種類型。
  • 系統調用保證了系統的穩定和安全。做爲硬件設備和應用程序之間的中間人，內核能夠基於權限和其餘一些規則對須要進行的訪問進行裁決。舉例來講，這樣能夠避免應用程序不正確地使用硬件設備，竊取其餘進程的資源，或作出其餘什麼危害系統的事情。
  • 每一個進程都運行在虛擬系統中，而在用戶空間和系統的其他部分提供這樣一層公共接口，也是出於這種考慮。若是應用程序能夠隨意訪問硬件而內核又對此一無所知的話，幾乎就無法實現多任務和虛擬內存，固然也不可能實現良好的穩定性和安全性。在Linux中，系統調用是用戶空間訪問內核的唯一手段；除異常和中斷外，它們是內核唯一的合法入口。

Linux加上實時系統內核xenomai後，實時任務常調用xenomai系統調用來完成實時的服務，若是實時任務須要用到linux的服務，還會調用linux的系統調用。架構

1、32位Linux系統調用

linux應用程序除直接系統調用外還會由glibc觸發系統調用，glibc爲了提升應用程序的性能，對一些系統調用進行了封裝。 32位系統系統調用使用軟中斷int 0x80指令實現，軟中斷屬於異常的一種，經過它陷入(trap)內核，trap在整理的文檔x86 Linux中斷系統有說明。tarp_init()中設置IDT（Interrupt Descriptor Table 每一箇中斷處理程序的地址都保存在一個特殊的位置）由關int 0x80的IDT以下：dom

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

當生系統調用時，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 ，容許調用。而後硬件將切換到內核棧 (tss.ss0 : tss.esp0)。接着根據中斷描述符的 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。最後硬件將 ss / sp / eflags / cs / ip / error code 依次壓到內核棧。因而開始執行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結構裏*/
	/*
	 * 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。*/
複製代碼

在內核棧的最高地址端，存放的是結構 pt_regs，首先經過 push 和 SAVE_ALL 將當前用戶態的寄存器，保存在棧中 pt_regs 結構裏面.保存完畢後，關閉中斷，將當前棧指針保存到 eax，即do_int80_syscall_32的參數1。 調用do_int80_syscall_32=>do_syscall_32_irqs_on。先看看沒有ipipe時Linux實現以下：

__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);
}
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在這裏，將系統調用號從pt_reges中eax 裏面取出來，而後根據系統調用號，在系統調用表中找到相應的函數進行調用，並將寄存器中保存的參數取出來，做爲函數參數。若是仔細比對，就能發現，這些參數所對應的寄存器，和 Linux 的註釋是同樣的。ia32_sys_call_table系統調用表生成後面解析(此圖來源於網絡)。

相關內核調用執行完後，一直返回到 do_syscall_32_irqs_on ，若是系統調用有返回值，會被保存到 regs->ax 中。接着返回 entry_INT80_32 繼續執行，最後執行 INTERRUPT_RETURN 。 INTERRUPT_RETURN 在 arch/x86/include/asm/irqflags.h 中定義爲 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。

2、32位實時系統調用

Xenomai使用I-pipe 攔截常規Linux系統調用調度程序，並將系統調用定向到實現它們的系統。

實時系統調用，除了直接系統調用外，xenomai還實現了libcoblat實時庫，至關於glibc，經過libcoblat進行xenomai系統調用，以libcoblat庫函數sem_open爲例，libcolat庫中C函數實現以下：

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;
}
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libcolat庫調用系統調用使用宏XENOMAI_SYSCALL5，XENOAI_SYSCALL宏在\include\asm\xenomai\syscall.h中聲明，XENOMAI_SYSCALL5中的'5'表明'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\n\t" \ 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)
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每一個宏中，內嵌另外一個宏DOSYSCALL，即實現系統調用的int指令：int $0x80。

#define DOSYSCALL "int $0x80\n\t"
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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開始不一樣，有ipipe後變成下面這樣子：

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);
}
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套路和ipipe接管中斷相似，在關鍵路徑上攔截系統調用，而後調用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. */
}
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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？每一個CPU架構不一樣linux系統調用總數不一樣，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，若是是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，優先級怎麼處理等問題。這些涉及cobalt_sysmodes[].

首先看怎麼區分一個任務是realtime仍是no_realtime。在task_struct結構的頭有一個成員結構體thread_info，存儲着當前線程的信息，ipipe在結構體thread_info中增長了兩個成員變量ipipe_flags和ipipe_data,ipipe_flags用來來標示一個線程是實時仍是非實時，_TIP_HEAD置位表示已是實時上下文。對於須要切換到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
};
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ipipe_handle_syscall處理邏輯： 1.對於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.須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：

__ipipe_notify_syscall(regs) ->ipipe_syscall_hook(caller_domain, regs)

快速調用ipipe_fastcall_hook(regs)內直接handle_head_syscall執行代碼以下：

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);

	.......
}
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這個函數很複雜，涉及xenomai與linux之間不少聯繫，代碼是簡化後的，先取出系統調用號，而後從cobalt_syscalls取出系統調用入口handler，而後執行handler(__xn_reg_arglist(regs))執行完成後將執行結果放到寄存器ax,後面的文章會詳細分析ipipe如何處理系統調用。

3、 64位系統調用

咱們再來看 64 位的狀況，系統調用，不是用中斷了，而是改用 syscall 指令。而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\n\t"				\
		: "=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)
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這裏將系統調用號使用__xn_syscode(op)處理了一下，把最高位置1，表示Cobalt系統調用,而後使用syscall 指令。

#define __COBALT_SYSCALL_BIT 0x10000000
#define __xn_syscode(__nr) (__COBALT_SYSCALL_BIT | (__nr))
複製代碼

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

wrmsrl(MSR_LSTAR, (unsigned long)entry_SYSCALL_64);
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rdmsr 和 wrmsr 是用來讀寫特殊模塊寄存器的。MSR_LSTAR 就是這樣一個特殊的寄存器， 當 syscall 指令調用的時候，會從這個寄存器裏面拿出函數地址來調用，也就是調entry_SYSCALL_64。 該函數在'entry_64.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_SYSRET64
END(entry_SYSCALL_64)
複製代碼

這裏先保存了不少寄存器到 pt_regs 結構裏面，例如用戶態的代碼段、數據段、保存參數的寄存器.

而後調用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);
}
複製代碼

與32位同樣，ipipe攔截了系統調用，後面的處理流程相似因此，不管是 32 位，仍是 64 位，都會到linux系統調用表sys_call_table和xenomai系統調用表cobalt_syscalls[]這裏來。

5、 實時系統調用表cobalt_syscalls

xenomai每一個系統的系統系統調用號在\cobalt\uapi\syscall.h中：

#define sc_cobalt_bind 0
#define sc_cobalt_thread_create 1
#define sc_cobalt_thread_getpid 2
	......
#define sc_cobalt_extend 96
複製代碼

bind()函數在內核代碼中對應的聲明和實現爲：

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

複製代碼

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函數後以下：

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

怎麼將CoBaLt_bind與系統調用號sc_cobalt_bind聯繫起來後放入cobalt_syscalls[]的呢？ 在編譯過程當中Makefile使用腳本gen-syscall-entries.sh處理各個.c文件中的COBALT_SYSCALL宏,生成一個頭文件syscall_entries.h，裏面是對每一個COBALT_SYSCALL宏處理後後的項,以上面COBALT_SYSCALL(bind,...)爲例syscall_entries.h中會生成以下兩項,第一項爲系統調用入口，第二項爲系統調用的模式：

#define __COBALT_CALL_ENTRIES __COBALT_CALL_ENTRY(bind)
#define __COBALT_CALL_MODES __COBALT_MODE(lostage)
複製代碼

實時系統調用表**cobalt_syscalls[]**定義在文件kernel\cobalt\posix\syscall.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
};
複製代碼

__COBALT_CALL_NI宏表示數組空間大小爲__NR_COBALT_SYSCALLS(128),每一項由__COBALT_CALL_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))
複製代碼

__COBALT_CALL32_ENTRY是定義兼容的系統調用，宏展開以下，至關於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,
複製代碼

最後bind系統調用在cobalt_syscalls[]中以下

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*/
	.....
};
複製代碼

相應的數組cobalt_sysmodes[]中的內容以下：

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*/
    ......
};
複製代碼

6、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須要分清該系統調用是否合法，是否須要域切換等等。cobalt_sysmodes[]就是每一個系統調用對應的模式，控制着每一個系統調用的調用路徑。系統調用號爲下標，值爲具體模式。每一個系統調用的sysmode如何生成見上一節，仍是以實時應用的bind系統調用爲例：

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*/
    ......
};
複製代碼

xenomai中全部的系統調用模式定義以下：

/*xenomai\posix\syscall.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 /*在無論域直接執行。*/
#define __xn_exec_conforming 0x20 /*在兼容域（Xenomai或Linux）中執行*/
#define __xn_exec_adaptive 0x40 /* 先直接執行若是返回-ENOSYS，則嘗試在相反的域中從新執行系統調用 */
#define __xn_exec_norestart 0x80 /*收到信號後不要從新啓動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，若是有shadow則切換回linux*/
#define __xn_exec_downup (__xn_exec_lostage|__xn_exec_switchback)
/* 主域系統不可重啓調用的簡寫 */
#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)
複製代碼

使用一個無符號32 位數的每一位來表示一種模式，各模式註釋已經很清楚，不在解釋，後面文章解析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操做系統 《linux內核源代碼情景分析》

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