鸿蒙OS的系统调用是如何实现的？ | 解读鸿蒙源码

本文将首先带您回顾“系统调用”的概念以及它的作用，然后从经典的Hello World开始，逐行代码层层分析——鸿蒙OS的系统调用是如何实现的。

写在前面

9月10号 华为开发者大会（HDC）上，华为向广大开发者宣布了鸿蒙2.0系统开源，源码托管在国内源码托管平台“码云”上：https://openharmony.gitee.com/

我也第一时间从码云下载了鸿蒙系统的源代码，并进行了编译和分析。当晚回看了HDC上的关于鸿蒙OS 2.0的主题演讲，个人最为好奇的是——这次开源的liteos-a内核。因为它支持了带MMU（内存管理单元）的ARM Cortex-A设备；我们知道，在带有MMU的处理器上，可以实现虚拟内存，进而实现进程之间的隔离、内核态和用户态的隔离等等这些功能。

系统调用简介

引用一张官方文档中的图片，看看liteos-a内核在整个系统中的位置。

这次开源的鸿蒙系统中同时包含了两个内核，分别是liteos-a和liteos-m，其中的liteos-m和以前开源的LiteOS相当，而liteos-a是面向应用处理器的操作系统内核，提供了更为丰富的内核功能。此前已经开源的LiteOS，只是一个实时操作系统（RTOS），它主要面向的是内存和闪存配置都比较低的微控制器。

我们先来简单回顾一下操作系统课程的一个知识点——系统调用，以及为什么会有系统调用？它的作用是什么？如果你对于这两个问题以及了然于心，可以直接跳过本段，看后面的源码分析部分。

在微控制器这样的系统资源较少的硬件系统（比如STM32、MSP430、AVR、8051）上，通常直接裸跑程序（也就是不使用任何操作系统），或者使用像FreeRTOS、Zephyr这一类的实时操作系统（RTOS）。这些实时操作系统中，应用程序和内核程序直接运行在同一个物理内存空间（因为这些设备一般没有MMU）上。而RTOS只提供了线程（或者叫任务），线程间同步、互斥等基础设施；应用程序可以直接调用内核函数（用户程序和内核程序只是逻辑上的划分，本质上并没有太大不同）；一旦有一个线程发生异常，整个系统就会重启。

而在ARM Cortex-A、x86、x86-64这样的系统资源丰富的硬件系统上，SoC或CPU芯片内部一般集成了MMU，而且CPU有特权级别状态（状态寄存器的某些位）。基于特权级别状态，可以实现部分硬件相关的操作只能在内核态进行，例如访问外设等，用户态应用程序不能访问硬件设备。在这样的系统上，系统调用是用户态应用程序调用内核功能的请求入口。通俗的说，系统调用就是在有内核态和用户态隔离的操作系统上，用户态进程访问内核态资源的一种方式。

从Hello World开始

接下来，我们一起从鸿蒙系统源码分析它在liteos-a内核上是如何实现系统调用的。鸿蒙OS使用了musl libc，应用程序和系统服务都通过musl libc封装的系统调用API接口访问内核相关功能。

下面，我们就从经典的helloworld分析整个系统调用的流程。鸿蒙系统目前官方支持了三个芯片平台，分别是Hi3516DV300（双核ARM Cortex A-7 @ 900M Hz），Hi3518EV300（单核ARM Cortex A-7 @ 900MHz 内置64MB DDR2内存）和Hi3861V100（单核RISC-V @160M Hz 内置 SRAM 和 Flash）。其中Hi3516和Hi3518是带有Cortex A7内核的芯片，鸿蒙系统在这两个平台使用的内核自然是liteos-a。根据官方指导文档，我们知道这两个平台的第一个应用程序示例都是helloworld，源码路径为：applications/sample/camera/app/src/helloworld.c，除去头部注释，代码内容为：

#include <stdio.h>#include "los_sample.h"int main(int argc, char **argv){
    printf("\n************************************************\n");
    printf("\n\t\tHello OHOS!\n");
    printf("\n************************************************\n\n");

    LOS_Sample(g_num);

    return 0;
}

musl libc的printf函数实现分析

文件路径：third_party/musl/src/stdio/printf.c：

int printf(const char *restrict fmt, ...){	int ret;
	va_list ap;
	va_start(ap, fmt);
	ret = vfprintf(stdout, fmt, ap);
	va_end(ap);	return ret;
}

我们看到了，这里使用标准库的stdout作为第一个参数调用了vfprintf，我们继续向下分析third_party/musl/src/stdio/vfprintf.c文件：

int vfprintf(FILE *restrict f, const char *restrict fmt, va_list ap)
{// 删减若干和参数 f 无关的代码行
	FLOCK(f);
	olderr = f->flags & F_ERR;	if (f->mode < 1) f->flags &= ~F_ERR;	if (!f->buf_size) {
		saved_buf = f->buf;
		f->buf = internal_buf;
		f->buf_size = sizeof internal_buf;
		f->wpos = f->wbase = f->wend = 0;
	}	if (!f->wend && __towrite(f)) ret = -1;	else ret = printf_core(f, fmt, &ap2, nl_arg, nl_type);	if (saved_buf) {
		f->write(f, 0, 0);		if (!f->wpos) ret = -1;
		f->buf = saved_buf;
		f->buf_size = 0;
		f->wpos = f->wbase = f->wend = 0;
	}	if (f->flags & F_ERR) ret = -1;
	f->flags |= olderr;
	FUNLOCK(f);
	va_end(ap2);	return ret;
}

这里，我们继续关注三处带有参数f的调用：__towrite(f)，printf_core(f, fmt, &ap2, nl_arg, nl_type)，f->write(f, 0, 0)；

其中，__towrite的实现位于third_party/musl/src/stdio/__towrite.c（可见和系统调用无关）：

int __towrite(FILE *f)
{
	f->mode |= f->mode-1;	if (f->flags & F_NOWR) {
		f->flags |= F_ERR;		return EOF;
	}	/* Clear read buffer (easier than summoning nasal demons) */
	f->rpos = f->rend = 0;	/* Activate write through the buffer. */
	f->wpos = f->wbase = f->buf;
	f->wend = f->buf + f->buf_size;	return 0;
}

从内容上看，__towrite函数的作用是更新文件结构FILE的wpos、wbase、wend成员，以指向待写入实际文件的内存缓冲区域，同时将rpos、rend值为零。

printf_core的实现也位于src/stdio/vfprintf.c文件：

static int printf_core(FILE *f, const char *fmt, va_list *ap, union arg *nl_arg, int *nl_type){
    // 删除了变量定义部分
	for (;;) {		/* This error is only specified for snprintf, but since it's
		 * unspecified for other forms, do the same. Stop immediately
		 * on overflow; otherwise %n could produce wrong results. */
		if (l > INT_MAX - cnt) goto overflow;		/* Update output count, end loop when fmt is exhausted */
		cnt += l;		if (!*s) break;		/* Handle literal text and %% format specifiers */
		for (a=s; *s && *s!='%'; s++);		for (z=s; s[0]=='%' && s[1]=='%'; z++, s+=2);		if (z-a > INT_MAX-cnt) goto overflow;
		l = z-a;		if (f) out(f, a, l);		if (l) continue;		if (isdigit(s[1]) && s[2]=='$') {
			l10n=1;
			argpos = s[1]-'0';
			s+=3;
		} else {
			argpos = -1;
			s++;
		}		/* Read modifier flags */
		for (fl=0; (unsigned)*s-' '<32 && (FLAGMASK&(1U<<*s-' ')); s++)
			fl |= 1U<<*s-' ';		/* Read field width */
		if (*s=='*') {			if (isdigit(s[1]) && s[2]=='$') {
				l10n=1;
				nl_type[s[1]-'0'] = INT;
				w = nl_arg[s[1]-'0'].i;
				s+=3;
			} else if (!l10n) {
				w = f ? va_arg(*ap, int) : 0;
				s++;
			} else goto inval;			if (w<0) fl|=LEFT_ADJ, w=-w;
		} else if ((w=getint(&s))<0) goto overflow;		/* Read precision */
		if (*s=='.' && s[1]=='*') {			if (isdigit(s[2]) && s[3]=='$') {
				nl_type[s[2]-'0'] = INT;
				p = nl_arg[s[2]-'0'].i;
				s+=4;
			} else if (!l10n) {
				p = f ? va_arg(*ap, int) : 0;
				s+=2;
			} else goto inval;
			xp = (p>=0);
		} else if (*s=='.') {
			s++;
			p = getint(&s);
			xp = 1;
		} else {
			p = -1;
			xp = 0;
		}		/* Format specifier state machine */
		st=0;		do {			if (OOB(*s)) goto inval;
			ps=st;
			st=states[st]S(*s++);
		} while (st-1<STOP);		if (!st) goto inval;		/* Check validity of argument type (nl/normal) */
		if (st==NOARG) {			if (argpos>=0) goto inval;
		} else {			if (argpos>=0) nl_type[argpos]=st, arg=nl_arg[argpos];			else if (f) pop_arg(&arg, st, ap);			else return 0;
		}		if (!f) continue;

		z = buf + sizeof(buf);
		prefix = "-+   0X0x";
		pl = 0;
		t = s[-1];		/* Transform ls,lc -> S,C */
		if (ps && (t&15)==3) t&=~32;		/* - and 0 flags are mutually exclusive */
		if (fl & LEFT_ADJ) fl &= ~ZERO_PAD;		switch(t) {		case 'n':			switch(ps) {			case BARE: *(int *)arg.p = cnt; break;			case LPRE: *(long *)arg.p = cnt; break;			case LLPRE: *(long long *)arg.p = cnt; break;			case HPRE: *(unsigned short *)arg.p = cnt; break;			case HHPRE: *(unsigned char *)arg.p = cnt; break;			case ZTPRE: *(size_t *)arg.p = cnt; break;			case JPRE: *(uintmax_t *)arg.p = cnt; break;
			}			continue;		case 'p':
			p = MAX(p, 2*sizeof(void*));
			t = 'x';
			fl |= ALT_FORM;		case 'x': case 'X':
			a = fmt_x(arg.i, z, t&32);			if (arg.i && (fl & ALT_FORM)) prefix+=(t>>4), pl=2;			if (0) {		case 'o':
			a = fmt_o(arg.i, z);			if ((fl&ALT_FORM) && p<z-a+1) p=z-a+1;
			} if (0) {		case 'd': case 'i':
			pl=1;			if (arg.i>INTMAX_MAX) {
				arg.i=-arg.i;
			} else if (fl & MARK_POS) {
				prefix++;
			} else if (fl & PAD_POS) {
				prefix+=2;
			} else pl=0;		case 'u':
			a = fmt_u(arg.i, z);
			}			if (xp && p<0) goto overflow;			if (xp) fl &= ~ZERO_PAD;			if (!arg.i && !p) {
				a=z;				break;
			}
			p = MAX(p, z-a + !arg.i);			break;		case 'c':
			*(a=z-(p=1))=arg.i;
			fl &= ~ZERO_PAD;			break;		case 'm':			if (1) a = strerror(errno); else
		case 's':
			a = arg.p ? arg.p : "(null)";
			z = a + strnlen(a, p<0 ? INT_MAX : p);			if (p<0 && *z) goto overflow;
			p = z-a;
			fl &= ~ZERO_PAD;			break;		case 'C':
			wc[0] = arg.i;
			wc[1] = 0;
			arg.p = wc;
			p = -1;		case 'S':
			ws = arg.p;			for (i=l=0; i<p && *ws && (l=wctomb(mb, *ws++))>=0 && l<=p-i; i+=l);			if (l<0) return -1;			if (i > INT_MAX) goto overflow;
			p = i;
			pad(f, ' ', w, p, fl);
			ws = arg.p;			for (i=0; i<0U+p && *ws && i+(l=wctomb(mb, *ws++))<=p; i+=l)
				out(f, mb, l);
			pad(f, ' ', w, p, fl^LEFT_ADJ);
			l = w>p ? w : p;			continue;		case 'e': case 'f': case 'g': case 'a':		case 'E': case 'F': case 'G': case 'A':			if (xp && p<0) goto overflow;
			l = fmt_fp(f, arg.f, w, p, fl, t);			if (l<0) goto overflow;			continue;
		}		if (p < z-a) p = z-a;		if (p > INT_MAX-pl) goto overflow;		if (w < pl+p) w = pl+p;		if (w > INT_MAX-cnt) goto overflow;

		pad(f, ' ', w, pl+p, fl);
		out(f, prefix, pl);
		pad(f, '0', w, pl+p, fl^ZERO_PAD);
		pad(f, '0', p, z-a, 0);
		out(f, a, z-a);
		pad(f, ' ', w, pl+p, fl^LEFT_ADJ);

		l = w;
	}	if (f) return cnt;	if (!l10n) return 0;	for (i=1; i<=NL_ARGMAX && nl_type[i]; i++)
		pop_arg(nl_arg+i, nl_type[i], ap);	for (; i<=NL_ARGMAX && !nl_type[i]; i++);	if (i<=NL_ARGMAX) goto inval;	return 1;
inval: // 删除了错误处理代码overflow: // 删除了错误处理代码}

从注释和代码结构可以看出，这个函数实现了格式化字符串展开的主要流程，这里又调用了out和pad两个函数，从命名猜测应该分别是向内存缓冲区写入内容和填充内容的函数，它们的实现也位于vfprintf.c中：

static void out(FILE *f, const char *s, size_t l){	if (!(f->flags & F_ERR)) __fwritex((void *)s, l, f);
}static void pad(FILE *f, char c, int w, int l, int fl){	char pad[256];	if (fl & (LEFT_ADJ | ZERO_PAD) || l >= w) return;
	l = w - l;
	memset(pad, c, l>sizeof pad ? sizeof pad : l);	for (; l >= sizeof pad; l -= sizeof pad)		out(f, pad, sizeof pad);	out(f, pad, l);
}

它们又调用了__fwritex，它的实现位于third_party/musl/src/stdio/fwrite.c：

size_t __fwritex(const unsigned char *restrict s, size_t l, FILE *restrict f)
{
	size_t i=0;	if (!f->wend && __towrite(f)) return 0;	if (l > f->wend - f->wpos) return f->write(f, s, l);	if (f->lbf >= 0) {		/* Match /^(.*\n|)/ */
		for (i=l; i && s[i-1] != '\n'; i--);		if (i) {
			size_t n = f->write(f, s, i);			if (n < i) return n;
			s += i;
			l -= i;
		}
	}

	memcpy(f->wpos, s, l);
	f->wpos += l;	return l+i;
}

这里又出现了vfprintf中出现的f->write(f, s, i)，下面我们就分析这个函数实际底是什么？

我们先找到它的定义prebuilts/lite/sysroot/usr/include/arm-liteos/bits/alltypes.h：

#if defined(__NEED_FILE) && !defined(__DEFINED_FILE)typedef struct _IO_FILE FILE;#define __DEFINED_FILE#endif

以及third_party/musl/src/internal/stdio_impl.h：

struct _IO_FILE {
	unsigned flags;	unsigned char *rpos, *rend;	int (*close)(FILE *);	unsigned char *wend, *wpos;	unsigned char *mustbezero_1;	unsigned char *wbase;	size_t (*read)(FILE *, unsigned char *, size_t);	size_t (*write)(FILE *, const unsigned char *, size_t); // <--关注它
	off_t (*seek)(FILE *, off_t, int);	unsigned char *buf;	size_t buf_size;
	FILE *prev, *next;	int fd;	int pipe_pid;	long lockcount;	int mode;	volatile int lock;	int lbf;	void *cookie;	off_t off;	char *getln_buf;	void *mustbezero_2;	unsigned char *shend;	off_t shlim, shcnt;
	FILE *prev_locked, *next_locked;	struct __locale_struct *locale;};

我们再继续寻找stdout的各个成员值是什么？

可以找到third_party/musl/src/stdio/stdout.c文件中的：

static unsigned char buf[BUFSIZ+UNGET];
hidden FILE __stdout_FILE = {
	.buf = buf+UNGET,
	.buf_size = sizeof buf-UNGET,
	.fd = 1, // fd 为 1 和多数UNIX系统一样
	.flags = F_PERM | F_NORD,
	.lbf = '\n',
	.write = __stdout_write, // <-- write 成员在这里
	.seek = __stdio_seek,
	.close = __stdio_close,
	.lock = -1,
};
FILE *const stdout = &__stdout_FILE; // <-- stdout 在这里

third_party/musl/src/stdio/__stdout_write.c文件中：

size_t __stdout_write(FILE *f, const unsigned char *buf, size_t len)
{	struct winsize wsz;
	f->write = __stdio_write;	if (!(f->flags & F_SVB) && __syscall(SYS_ioctl, f->fd, TIOCGWINSZ, &wsz))
		f->lbf = -1;	return __stdio_write(f, buf, len);
}

这段代码里调用了SYS_ioctl系统调用，但主体流程是下方的函数__stdio_write，它的实现在third_party/musl/src/stdio/__stdio_write.c文件中：

size_t __stdio_write(FILE *f, const unsigned char *buf, size_t len)
{	struct iovec iovs[2] = {
		{ .iov_base = f->wbase, .iov_len = f->wpos-f->wbase },
		{ .iov_base = (void *)buf, .iov_len = len }
	};	struct iovec *iov = iovs;
	size_t rem = iov[0].iov_len + iov[1].iov_len;
	int iovcnt = 2;
	ssize_t cnt;	for (;;) {
		cnt = syscall(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt); // <-- 看这里！
		if (cnt == rem) {
			f->wend = f->buf + f->buf_size;
			f->wpos = f->wbase = f->buf;			return len;
		}		if (cnt < 0) {
			f->wpos = f->wbase = f->wend = 0;
			f->flags |= F_ERR;			return iovcnt == 2 ? 0 : len-iov[0].iov_len;
		}
		rem -= cnt;		if (cnt > iov[0].iov_len) {
			cnt -= iov[0].iov_len;
			iov++; iovcnt--;
		}
		iov[0].iov_base = (char *)iov[0].iov_base + cnt;
		iov[0].iov_len -= cnt;
	}
}

至此，我们看到了printf函数最终调用到了两个系统调用SYS_ioctl和SYS_write。

musl libc的syscall函数实现分析

在上一节中，我们看到printf最终调用到了两个长得像系统调用的函数syscall和__syscall。

系统调用宏syscall的实现

在musl代码仓（third_party/musl）下搜索：

$ find . -name '*.h' | xargs grep --color -n '\ssyscall('./kernel/include/unistd.h:198:long syscall(long, ...);
./src/internal/syscall.h:44:#define syscall(...) __syscall_ret(__syscall(__VA_ARGS__))./include/unistd.h:199:long syscall(long, ...);

可以找到third_party/musl/src/internal/syscall.h：

#define __syscall(...) __SYSCALL_DISP(__syscall,__VA_ARGS__)#define syscall(...) __syscall_ret(__syscall(__VA_ARGS__))

这里可以看到它们两者都是宏，而syscall调用了__syscall，而__syscall又调用了__SYSCALL_DISP，它的实现也在同一个文件中：

#define __SYSCALL_NARGS_X(a,b,c,d,e,f,g,h,n,...) n#define __SYSCALL_NARGS(...) __SYSCALL_NARGS_X(__VA_ARGS__,7,6,5,4,3,2,1,0,)#define __SYSCALL_CONCAT_X(a,b) a##b#define __SYSCALL_CONCAT(a,b) __SYSCALL_CONCAT_X(a,b)#define __SYSCALL_DISP(b,...) __SYSCALL_CONCAT(b,__SYSCALL_NARGS(__VA_ARGS__))(__VA_ARGS__)

我们以__stdio_write中调用syscall处进行分析，即尝试展开syscall(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt)；

syscall(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt);
=> __syscall_ret(__syscall(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt)) // 展开syscall=> __syscall_ret(__SYSCALL_DISP(__syscall, SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt)); // 展开__syscall

先忽略最外层的 __syscall_ret，展开__SYSCALL_DISP部分：

__SYSCALL_DISP(__syscall, SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt)
=> __SYSCALL_CONCAT(__syscall, __SYSCALL_NARGS(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt))(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt) // 展开 __SYSCALL_DISP

忽略外层的__SYSCALL_CONCAT，展开__SYSCALL_NARGS_X部分：

__SYSCALL_NARGS(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt)
=> __SYSCALL_NARGS_X(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt,7,6,5,4,3,2,1,0,) // 展开 __SYSCALL_NARGS=> 3 // 展开 __SYSCALL_NARGS_X// SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt 和宏参数 a,b,c,d 对应// 7,6,5,4 和宏参数 e,f,g,h 对应// 3 和宏参数 n 对应// 宏表达式的值为 n 也就是 3，

回到 __SYSCALL_CONCAT 展开流程，

__SYSCALL_CONCAT(__syscall, __SYSCALL_NARGS(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt))
=> __SYSCALL_CONCAT(__syscall, 3)
=> __SYSCALL_CONCAT_X(__syscall, 3)
=> __syscall3

再回到__SYSCALL_DISP(__syscall, SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt)展开流程，结果应该是：

__SYSCALL_DISP(__syscall, SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt)
=> __syscall3(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt)

系统调用函数__syscall3的实现

这些__syscall[1-7]的系统调用包装宏定义如下：

#ifndef __scc#define __scc(X) ((long) (X)) // 转为long类型typedef long syscall_arg_t;#endif#define __syscall1(n,a) __syscall1(n,__scc(a))#define __syscall2(n,a,b) __syscall2(n,__scc(a),__scc(b))#define __syscall3(n,a,b,c) __syscall3(n,__scc(a),__scc(b),__scc(c)) // <- 看这里#define __syscall4(n,a,b,c,d) __syscall4(n,__scc(a),__scc(b),__scc(c),__scc(d))#define __syscall5(n,a,b,c,d,e) __syscall5(n,__scc(a),__scc(b),__scc(c),__scc(d),__scc(e))#define __syscall6(n,a,b,c,d,e,f) __syscall6(n,__scc(a),__scc(b),__scc(c),__scc(d),__scc(e),__scc(f))#define __syscall7(n,a,b,c,d,e,f,g) __syscall7(n,__scc(a),__scc(b),__scc(c),__scc(d),__scc(e),__scc(f),__scc(g))

继续搜索发现有多出匹配，我们关注arch/arm目录下的文件，因为ARM Cortext A7是Armv7-A指令集的32位CPU（如果是Armv8-A指令集的64位CPU则对应arch/aarch64下的文件）：

static inline long __syscall3(long n, long a, long b, long c)
{	register long r7 __ASM____R7__ = n;	register long r0 __asm__("r0") = a;	register long r1 __asm__("r1") = b;	register long r2 __asm__("r2") = c;
	__asm_syscall(R7_OPERAND, "0"(r0), "r"(r1), "r"(r2));
}

这段代码中还有三个宏，ASM____R7、__asm_syscall和R7_OPERAND：

#ifdef __thumb__#define __ASM____R7__#define __asm_syscall(...) do { \
	__asm__ __volatile__ ( "mov %1,r7 ; mov r7,%2 ; svc 0 ; mov r7,%1" \
	: "=r"(r0), "=&r"((int){0}) : __VA_ARGS__ : "memory"); \
	return r0; \
	} while (0)#else // __thumb__#define __ASM____R7__ __asm__("r7")#define __asm_syscall(...) do { \
	__asm__ __volatile__ ( "svc 0" \
	: "=r"(r0) : __VA_ARGS__ : "memory"); \
	return r0; \
	} while (0)#endif // __thumb__#ifdef __thumb2__#define R7_OPERAND "rI"(r7)#else#define R7_OPERAND "r"(r7)#endif

它们有两个实现版，分别对应于编译器THUMB选项的开启和关闭。这两种选项条件下的代码流程基本一致，以下仅以未开启THUMB选项为例进行分析。这两个宏展开后的__syscall3函数内容为：

static inline long __syscall3(long n, long a, long b, long c)
{	register long r7 __asm__("r7") = n; // 系统调用号
	register long r0 __asm__("r0") = a; // 参数0
	register long r1 __asm__("r1") = b; // 参数1
	register long r2 __asm__("r2") = c; // 参数2
	do { \
        __asm__ __volatile__ ( "svc 0" \
        : "=r"(r0) : "r"(r7), "0"(r0), "r"(r1), "r"(r2) : "memory"); \
        return r0; \
	} while (0);
}

这里最后的一个内嵌汇编比较复杂，它符合如下格式（具体细节可以查阅gcc内嵌汇编文档的扩展汇编说明）：

asm asm-qualifiers ( AssemblerTemplate
                 : OutputOperands
                 [ : InputOperands
                 [ : Clobbers ] ])

汇编模板为："svc 0", 输出参数部分为："=r"(r0)，输出寄存器为r0 输入参数部分为："r"(r7), "0"(r0), "r"(r1), "r"(r2)，输入寄存器为r7，r0，r1，r2，("0"的含义是，这个输入寄存器必须和输出寄存器第0个位置一样) Clobber部分为："memory"

这里我们只需要记住：系统调用号存放在r7寄存器，参数存放在r0,r1,r2，返回值最终会存放在r0中；

SVC指令，ARM Cortex A7手册 的解释为：

The SVC instruction causes a Supervisor Call exception. This provides a mechanism for unprivileged software to make a call to the operating system, or other system component that is accessible only at PL1.

翻译过来就是说

SVC指令会触发一个“特权调用”异常。这为非特权软件调用操作系统或其他只能在PL1级别访问的系统组件提供了一种机制。

详细的指令说明在

到这里，我们分析了鸿蒙系统上应用程序如何进入内核态，主要分析的是musl libc的实现。

liteos-a内核的系统调用实现分析

既然SVC能够触发一个异常，那么我们就要看看liteos-a内核是如何处理这个异常的。

ARM Cortex A7中断向量表

在ARM架构参考手册中，可以找到中断向量表的说明：

可以看到SVC中断向量的便宜地址是0x08，我们可以在kernel/liteos_a/arch/arm/arm/src/startup目录的reset_vector_mp.S文件和reset_vector_up.S文件中找到相关汇编代码：

__exception_handlers:
    /*
    *Assumption:  ROM code has these vectors at the hardware reset address.
    *A simple jump removes any address-space dependencies [i.e. safer]
    */
    b   reset_vector
    b   _osExceptUndefInstrHdl
    b   _osExceptSwiHdl
    b   _osExceptPrefetchAbortHdl
    b   _osExceptDataAbortHdl
    b   _osExceptAddrAbortHdl
    b   OsIrqHandler
    b   _osExceptFiqHdl

PS: kernel/liteos_a/arch/arm/arm/src/startup目录有两个文件reset_vector_mp.S文件和reset_vector_up.S文件分别对应多核和单核编译选项：

ifeq ($(LOSCFG_KERNEL_SMP), y)
LOCAL_SRCS += src/startup/reset_vector_mp.SelseLOCAL_SRCS += src/startup/reset_vector_up.Sendif

SVC中断处理函数

上面的汇编代码中可以看到，_osExceptSwiHdl函数就是SVC异常处理函数，具体实现在kernel/liteos_a/arch/arm/arm/src/los_hw_exc.S文件中：

@ Description: Software interrupt exception handler_osExceptSwiHdl:
    SUB     SP, SP, #(4 * 16)     @ 栈增长
    STMIA   SP, {R0-R12}          @ 保存R0-R12寄存器到栈上
    MRS     R3, SPSR              @ 移动SPSR寄存器的值到R3
    MOV     R4, LR

    AND     R1, R3, #CPSR_MASK_MODE                          @ Interrupted mode
    CMP     R1, #CPSR_USER_MODE                              @ User mode
    BNE     OsKernelSVCHandler                               @ Branch if not user mode

    @ we enter from user mode, we need get the values of  USER mode r13(sp) and r14(lr).
    @ stmia with ^ will return the user mode registers (provided that r15 is not in the register list).
    MOV     R0, SP
    STMFD   SP!, {R3}                                        @ Save the CPSR
    ADD     R3, SP, #(4 * 17)                                @ Offset to pc/cpsr storage
    STMFD   R3!, {R4}                                        @ Save the CPSR and r15(pc)
    STMFD   R3, {R13, R14}^                                  @ Save user mode r13(sp) and r14(lr)
    SUB     SP, SP, #4
    PUSH_FPU_REGS R1

    MOV     FP, #0                                           @ Init frame pointer
    CPSIE   I  　　　　　　　　　　　　　@ Interrupt Enable
    BLX     OsArmA32SyscallHandle
    CPSID   I                        @ Interrupt Disable

    POP_FPU_REGS R1
    ADD     SP, SP,#4
    LDMFD   SP!, {R3}                                        @ Fetch the return SPSR
    MSR     SPSR_cxsf, R3                                    @ Set the return mode SPSR

    @ we are leaving to user mode, we need to restore the values of USER mode r13(sp) and r14(lr).
    @ ldmia with ^ will return the user mode registers (provided that r15 is not in the register list)

    LDMFD   SP!, {R0-R12}
    LDMFD   SP, {R13, R14}^                                  @ Restore user mode R13/R14
    ADD     SP, SP, #(2 * 4)
    LDMFD   SP!, {PC}^                                       @ Return to user

这段代码的注释较为清楚，可以看到，内核模式会继续调用OsKernelSVCHandler，用户模式会继续调用OsArmA32SyscallHandle函数；

OsArmA32SyscallHandle函数

我们这里分析的流程是从用户模式进入的，所以调用的是OsArmA32SyscallHandle，它的实现位于kernel/liteos_a/syscall/los_syscall.c文件：

/* The SYSCALL ID is in R7 on entry.  Parameters follow in R0..R6 */LITE_OS_SEC_TEXT UINT32 *OsArmA32SyscallHandle(UINT32 *regs)
{
    UINT32 ret;
    UINT8 nArgs;
    UINTPTR handle;
    UINT32 cmd = regs[REG_R7];

    if (cmd >= SYS_CALL_NUM) {
        PRINT_ERR("Syscall ID: error %d !!!\n", cmd);
        return regs;
    }

    if (cmd == __NR_sigreturn) {
        OsRestorSignalContext(regs);
        return regs;
    }

    handle = g_syscallHandle[cmd]; // 得到实际系统调用处理函数
    nArgs = g_syscallNArgs[cmd / NARG_PER_BYTE]; /* 4bit per nargs */
    nArgs = (cmd & 1) ? (nArgs >> NARG_BITS) : (nArgs & NARG_MASK);
    if ((handle == 0) || (nArgs > ARG_NUM_7)) {
        PRINT_ERR("Unsupport syscall ID: %d nArgs: %d\n", cmd, nArgs);
        regs[REG_R0] = -ENOSYS;
        return regs;
    }

    switch (nArgs) { // 以下各个case是实际函数调用
        case ARG_NUM_0:
        case ARG_NUM_1:
            ret = (*(SyscallFun1)handle)(regs[REG_R0]);
            break;
        case ARG_NUM_2:
        case ARG_NUM_3:
            ret = (*(SyscallFun3)handle)(regs[REG_R0], regs[REG_R1], regs[REG_R2]);
            break;
        case ARG_NUM_4:
        case ARG_NUM_5:
            ret = (*(SyscallFun5)handle)(regs[REG_R0], regs[REG_R1], regs[REG_R2], regs[REG_R3],
                                         regs[REG_R4]);
            break;
        default:
            ret = (*(SyscallFun7)handle)(regs[REG_R0], regs[REG_R1], regs[REG_R2], regs[REG_R3],
                                         regs[REG_R4], regs[REG_R5], regs[REG_R6]);
    }

    regs[REG_R0] = ret; // 返回值填入R0

    OsSaveSignalContext(regs);

    /* Return the last value of curent_regs.  This supports context switches on return from the exception.
     * That capability is only used with theSYS_context_switch system call.
     */
    return regs;
}

这个函数中用到了个全局数组g_syscallHandle和g_syscallNArgs，它们的定义以及初始化函数也在同一个文件中：

static UINTPTR g_syscallHandle[SYS_CALL_NUM] = {0};static UINT8 g_syscallNArgs[(SYS_CALL_NUM + 1) / NARG_PER_BYTE] = {0};void SyscallHandleInit(void)
{#define SYSCALL_HAND_DEF(id, fun, rType, nArg)  \
    if ((id) < SYS_CALL_NUM) {                  \
        g_syscallHandle[(id)] = (UINTPTR)(fun); \
        g_syscallNArgs[(id) / NARG_PER_BYTE] |= \
            ((id) & 1) ? (nArg) << NARG_BITS : (nArg); \
    }

    #include "syscall_lookup.h"#undef SYSCALL_HAND_DEF}

其中SYSCALL_HAND_DEF宏的对齐格式我做了一点调整。

从g_syscallNArgs成员赋值以及定义的地方，能看出它的每个UINT8成员被用来存放两个系统调用的参数个数，从而实现更少的内存占用；

syscall_lookup.h文件和los_syscall.c位于同一目录，它记录了系统调用函数对照表，我们仅节取一部分：

SYSCALL_HAND_DEF(__NR_read, SysRead, ssize_t, ARG_NUM_3)
SYSCALL_HAND_DEF(__NR_write, SysWrite, ssize_t, ARG_NUM_3) // <-- 我们要跟踪的 write 在这里SYSCALL_HAND_DEF(__NR_open, SysOpen, int, ARG_NUM_7)
SYSCALL_HAND_DEF(__NR_close, SysClose, int, ARG_NUM_1)
SYSCALL_HAND_DEF(__NR_creat, SysCreat, int, ARG_NUM_2)
SYSCALL_HAND_DEF(__NR_unlink, SysUnlink, int, ARG_NUM_1)#ifdef LOSCFG_KERNEL_DYNLOADSYSCALL_HAND_DEF(__NR_execve, SysExecve, int, ARG_NUM_3)#endif

看到这里，write系统调用的内核函数终于找到了——SysWrite。

到此，我们已经知道了liteos-a的系统调用机制是如何实现的。

liteos-a内核SysWrite的实现

SysWrite函数的实现位于kernel/liteos_a/syscall/fs_syscall.c文件：

ssize_t SysWrite(int fd, const void *buf, size_t nbytes)
{
    int ret;

    if (nbytes == 0) {
        return 0;
    }

    if (!LOS_IsUserAddressRange((vaddr_t)(UINTPTR)buf, nbytes)) {
        return -EFAULT;
    }

    /* Process fd convert to system global fd */
    fd = GetAssociatedSystemFd(fd);

    ret = write(fd, buf, nbytes); // <-- ？？似曾相识？？
    if (ret < 0) {
        return -get_errno();
    }
    return ret;
}

它又调用了write？但是这一次是内核空间的write，不再是 musl libc，经过一番搜索，我们可以找到另一个文件third_party/NuttX/fs/vfs/fs_write.c中的write：

ssize_t write(int fd, FAR const void *buf, size_t nbytes) {#if CONFIG_NFILE_DESCRIPTORS > 0
  FAR struct file *filep;
  if ((unsigned int)fd >= CONFIG_NFILE_DESCRIPTORS)#endif
  { /* Write to a socket descriptor is equivalent to send with flags == 0 */#if defined(LOSCFG_NET_LWIP_SACK)
      FAR const void *bufbak = buf;
      ssize_t ret;
      if (LOS_IsUserAddress((VADDR_T)(uintptr_t)buf)) {
          if (buf != NULL && nbytes > 0) {
              buf = malloc(nbytes);
              if (buf == NULL) { /* 省略 错误处理 代码 */ }
              if (LOS_ArchCopyFromUser((void*)buf, bufbak, nbytes) != 0) {/* 省略 */}
          }
      }
      ret = send(fd, buf, nbytes, 0); // 这个分支是处理socket fd的
      if (buf != bufbak) {
          free((void*)buf);
      }
      return ret;#else
      set_errno(EBADF);
      return VFS_ERROR;#endif
  }#if CONFIG_NFILE_DESCRIPTORS > 0
  /* The descriptor is in the right range to be a file descriptor... write
   * to the file.
   */
  if (fd <= STDERR_FILENO && fd >= STDIN_FILENO) { /* fd : [0,2] */
      fd = ConsoleUpdateFd();
      if (fd < 0) {
          set_errno(EBADF);
          return VFS_ERROR;
      }
  }

  int ret = fs_getfilep(fd, &filep);
  if (ret < 0) {
      /* The errno value has already been set */
      return VFS_ERROR;
  }

  if (filep->f_oflags & O_DIRECTORY) {
      set_errno(EBADF);
      return VFS_ERROR;
  }

  if (filep->f_oflags & O_APPEND) {
      if (file_seek64(filep, 0, SEEK_END) == -1) {
          return VFS_ERROR;
      }
  }

  /* Perform the write operation using the file descriptor as an index */
  return file_write(filep, buf, nbytes);#endif}

找到这段代码，我们知道了：

liteos-a的vfs是在NuttX基础上实现的，NuttX是一个开源RTOS项目；

liteos-a的TCP/IP协议栈是基于lwip的，lwip也是一个开源项目；

这段代码中的write分为两个分支，socket fd调用lwip的send，另一个分支调用file_write；

至于，file_write如何调用到存储设备驱动程序，则是更底层的实现了，本文不在继续分析。

补充说明

本文内容均是基于鸿蒙系统开源项目OpenHarmony源码静态分析所整理，没有进行实际的运行环境调试，实际执行过程可能有所差异，希望发现错误的读者及时指正。文中所有路径均为整个openharmony源码树上的相对路径（而非liteos源码相对路径）。

参考链接

ARM Architecture Reference Manual ARMv7-A and ARMv7-R edition： https://developer.arm.com/docs/ddi0406/latest

gcc内嵌汇编文档的扩展汇编说明：https://gcc.gnu.org/onlinedocs/gcc-9.3.0/gcc/Extended-Asm.html#Extended-Asm

鸿蒙官方文档“内核子系统”：https://gitee.com/openharmony/docs/blob/master/readme/%E5%86%85%E6%A0%B8%E5%AD%90%E7%B3%BB%E7%BB%9FREADME.md

鸿蒙官方文档“ OpenHarmony轻内核”：https://gitee.com/openharmony/docs/blob/master/kernel/Readme-CN.md

NuttX：https://nuttx.apache.org/

Lwip：https://savannah.nongnu.org/projects/lwip/

本文参与了「解读鸿蒙源码」技术征文，欢迎正在阅读的你也加入。

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原文链接：https://developer.huawei.com/consumer/cn/forum/topic/0201398672740480099?fid=0101303901040230869

原作者：思维