系统调用有什么目的-创新互联
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今天就跟大家聊聊有关系统调用有什么目的，可能很多人都不太了解，为了让大家更加了解，小编给大家总结了以下内容，希望大家根据这篇文章可以有所收获。
系统调用的目的是：请求系统服务。操作系统不允许用户直接操作各种硬件资源，因此用户程序只能通过系统调用的方式来请求内核为其服务，间接地使用各种资源。
由操作系统提供的功能，通常应用程序本身是无法实现的。例如对文件进行操作，应用程序必需通过系统调用才能做到，因为只有操作系统才具有直接管理外围设备的权限。又如进程或线程间的同步互斥操作，也必需经由操作系统对内核变量进行维护才能完成。
从下到上看一个完整的计算机系统：物理硬件->OS内核->OS服务->应用程序。这里的OS内核起到了“承上启下”的关键作用，向下管理物理硬件，向上为操作系统服务和应用程序提供接口，这里的接口就是系统调用了。
应用程序的进程通常在user模式下运行，当它调用一个系统调用时，进程进入kernel模式，执行的是kernel内部的代码，从而具有执行特权指令的权限，完成特定的功能。换句话说，系统调用是应用程序主动进入操作系统内核的入口。
一、系统调用和库函数的区别库函数顾名思义是把函数放到库里，是把一些常用到的函数编完放到一个文件里，供别人用。别人用的时候把所在的文件名用#include<>加到里面就可以了，一般放到lib文件里。
库函数主要由两方面提供：一是操作系统提供的；另一类是由第三方提供的。
系统提供的这些函数把系统调用进行封装或者组合，可以实现更多的功能，这样的库函数能够实现一些对于内核来说比较复杂的操作。比如read函数根据参数，直接就能读文件，而背后隐藏的文件比如在那个磁道，那个扇区，加载到那个内存，是程序员不必关心的问题。这些操作里面也包含了系统调用。比如write()这个系统函数，会调用同名的系统调用，来完成写入操作。
对于第三方库，其实和系统库一样，只是他直接利用系统调用的可能性要小一些，而是系统提供的API接口来是实现。比如printf，实际上调用了write()这个系统函数。 第三方库函数大部分是对系统函数的封装。
系统调用和库函数的联系：
事实上，系统调用所提供给用户的是直接而纯碎的高级服务，如果想要更加人性化，具有更符合特定情况的功能，那么就要我们用户自己定义，因此衍生了库函数，它把部分系统调用包装起来。比如当我们要用C语言打印一句话的时候，如果没有用到库函数printf，那么我们就需要自己实现就需要调用putc()和write()等这样一些系统函数。显得比较麻烦，所以系统调用是为了方便使用操作系统的接口，而库函数则是为了人们编程的方便。
例如，在Linux操作系统下，C语言的库函数printf，实际上使用了write系统调用；而库函数strcpy（字符串拷贝）却没有使用任何系统调用。另外，一个系统的系统调用接口通常是能够完成所有必需功能的最小集合，可能存在多个库函数对同一个系统调用进行封装。例如，在Linux中，malloc、calloc和free三个库函数底层都是调用brk系统调用完成的。
应用程序、库函数和系统调用的关系如下图所示:
系统调用和库函数的区别：
库函数的调用是语言或者应用程序的一部分，而系统调用则是操作系统的一部分。
系统调用是应用程序与内核交互的接口。人们在长期的编程中发现使用系统函数有个重大的缺点，那就是程序的移植性。例如linux提供的系统调用的函数和windows就不一样。
库函数调用则是面向应用开发的，相当于应用程序的api，采用这样的方式有很多原因：
- 双缓冲技术；(库函数和系统调用两层缓冲，减少系统调用次数)
- 移植性（封装了不同操作系统的系统函数，对外接口一致）
- 底层调用本身存在的一些缺陷；
- 让api也可以有了级别和专门的工作面向；
二、CPU的内核模式和用户模式
通常，处理器设有两种模式：“用户模式”与“内核模式”，通过一个标签位来鉴别当前正处于什么模式。内核模式可以运行所有指令，包括特权指令（主要是一些硬件管理的指令，例如修改基址寄存器内容的指令） ，而用户模式不能执行特权指令。这样的设计主要为了安全问题，即由操作系统负责管理硬件，避免上层应用因错误设计而导致硬件问题。
既然只有操作系统能直接操作硬件，操作系统有必要提供接口来为应用程序提供使用硬件功能的入口，这些接口就被称为系统调用。
当操作系统接收到系统调用请求后，会让处理器进入内核模式，从而执行诸如I/O操作，修改基址寄存器内容等指令，而当处理完系统调用内容后，操作系统会让处理器返回用户模式，来执行用户代码。
对应CPU的内核模式和用户模式，进程运行的状态分为管态（核心态）和目态（用户态）。具体请看文章：操作系统--用户态和核心态
四、系统调用和中断的联系中断（Interrupt）通常是指在CPU内部或外部发生了某个待处理的事件，从而CPU必需改变当前指令的执行顺序去处理这类事件。在介绍中断和系统调用的关系之前，下面先把中断做一个分类。
中断可以大体分为两大类：
Asynchronous interrupts（外中断）： 由CPU外部的其它硬件产生，说这类中断是异步的，意思是中断信号可以在任意时间发射，与CPU本身的时钟节拍没有关系。如时钟中断，硬盘读写服务请求中断等。
Synchronous interrupts（内中断/异常）：在CPU内部产生，说这类中断是同步的，意思是中断信号的发射时间一定在当前指令执行结束之后。一般来自CPU的内部事件或程序执行中的事件，如非法操作码、地址越界、浮点溢出等。
Synchronous interrupts （异常）又分为以下若干类：
Processor-detected exceptions：处理器在执行指令时检测到的中断，如除零操作。
Faults：发生了某个异常条件，但异常条件被消除后，原来的程序流程可以继续执行而不受任何影响，如缺页异常。注意触发中断的指令会被重新执行。
Traps：由陷入指令引起的中断，通常用于程序调试。
Aborts：CPU内部有重要错误发生，例如硬件错误或系统表值出现错误。一旦这种中断发生，错误将不可恢复，只能将当前进程终止。
Programmed exceptions：也称为 software interrupts (软中断) ，由程序员的代码主动发起的中断，用来实现系统调用。如在Linux中，就是用
int 0x80指令实现系统调用。
至此，我们发现了中断与系统调用的关系：系统调用是一种特殊的中断类型(软中断)。
五、内核对于系统调用的处理
在x86的机器中，用一个8bit的数字（0~255）来区分各种中断，这个数字被称为中断向量（vector）。其中一个中断向量，即128 （0x80），专门被用于执行系统调用。
在Linux系统中，存有一个系统表，叫做Interrupt DescriptorTable，简称IDT。IDT表共有256项，存放了从中断向量到相应处理例程（interrupt or exceptionhandler）的映射关系。当某个中断发生时，CPU从IDT表中查找到相应的处理例程的地址来执行。
系统调用的处理例程在IDT表中占有一项。这一项是在trap_init函数中被初始化的，如下：set_system_gate(SYSCALL_VECTOR,&system_call);。如前所述，上面代码中的SYSCALL_VECTOR的值是128。
当系统调用发生时，通过中断机制，系统调用例程system_call被调用。它的执行过程大概分为4个步骤：
1、从寄存器中取出系统调用号和输入参数，然后将这些寄存器的值压入kernel栈中。根据系统调用号查找系统调用分派表（system call dispatch table），找到系统调用服务例程（一个内核函数）。
2、调用查到的系统调用服务例程。
3、将系统调用服务例程的返回值出栈，重新保存在寄存器中。
上面描述的系统调用例程system_call在kernel空间中执行。在执行前，系统调用号和输入参数已经存入了寄存器，这个存入过程由user空间的代码完成。实际上，如同第一节所讲，每个真正的系统调用基本上都有一个封装它的库函数，一般是在这个库函数中完成系统调用号和输入参数的保存动作。当系统调用例程system_call执行完毕后，返回值通过寄存器再传回user空间的库函数。
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