Жүйелік шақырулар: Ядро қызметтеріне қол жеткізу жолы

Кіріспе

Бағдарламалардың ядролық қызметтерге қол жеткізу жолы

Компьютерлік есепте жүйелік шақыру (көбінесе syscall деп қысқартылады) – компьютерлік бағдарламаның өзі іске қосылған операциялық жүйеден қызмет сұрауының бағдарламалық тәсілі. Бұл аппараттық құрылғыларға қатысты қызметтерді (мысалы, қатты дискіге қол жеткізу немесе құрылғының камерасын пайдалану), жаңа процестерді құру және іске қосу, сондай-ақ процестерді жоспарлау сияқты негізгі ядролық қызметтермен байланысты қызметтерді қамтуы мүмкін. Жүйелік шақырулар процесс пен операциялық жүйе арасындағы маңызды интерфейсті қамтамасыз етеді. Көптеген жүйелерде жүйелік шақырулар тек пайдаланушы кеңістігіндегі процестерден ғана жасалуы мүмкін, бірақ кейбір жүйелерде, мысалы OS/360 және оның ізбасарларында, артықшылықты жүйелік код та жүйелік шақырулар жасайды. Кіріктірілген жүйелер үшін жүйелік шақырулар әдетте процессордың артықшылық режимін өзгерте алмайды.

Арнайы артықшылықтар

Кейбір кіріктірілген жүйелерді қоспағанда, көптеген заманауи процессорлардың архитектурасы қауіпсіздік моделін қамтиды. Мысалы, сақиналар моделі бағдарламалық жасақтаманың орындалуы мүмкін бірнеше артықшылық деңгейлерін анықтайды: бағдарлама әдетте өзінің жеке адрестік кеңістігімен шектеледі, сондықтан ол басқа іске қосылған бағдарламаларға немесе операциялық жүйенің өзіне кіре алмайды немесе өзгерте алмайды, сондай-ақ аппараттық құрылғыларды (мысалы, кадрлық буфер немесе желілік құрылғылар) тікелей басқарудан тыйылады. Дегенмен, көптеген қолданбаларға осы компоненттерге қол жеткізу қажет, сондықтан операциялық жүйе мұндай операциялар үшін анықталған және қауіпсіз іске асыруды қамтамасыз ету үшін жүйелік шақыруларды ұсынады. Операциялық жүйе ең жоғары артықшылық деңгейінде орындалады және қолданбаларға жүйелік шақырулар арқылы қызметтерді сұрауға мүмкіндік береді, олар көбінесе үзілістер арқылы іске қосылады. Үзіліс автоматты түрде процессорды жоғары артықшылық деңгейіне көшіреді, содан кейін басқаруды ядроға береді, ол шақырушы бағдарламаға сұралған қызметті беруге бола ма, жоқ па, соны анықтайды. Егер қызмет рұхсат етілсе, ядро шақырушы бағдарламаның тікелей бақылауында болмайтын нақты нұсқаулар жиынтығын орындайды, артықшылық деңгейін шақырушы бағдарламаға қайтарады, содан кейін басқаруды шақырушы бағдарламаға қайтарады.

Кітапхананың аралас қызметі

Жүйелер әдеттегі бағдарламалар мен операциялық жүйе арасында кітапхана немесе API ұсынады. Unix сияқты жүйелерде, бұл API әдетте C кітапханасының (libc) іске асырылуының бөлігі болып табылады, мысалы glibc, ол жүйелік шақырулар үшін орама функцияларын ұсынады, көбінесе олар шақыратын жүйелік шақырулармен бірдей аталады. Windows NT-де бұл API кітапханадағы Native API-нің бөлігі болып табылады; бұл тұрақты Windows API-нің іске асырылуымен пайдаланылатын және Windows-тағы кейбір жүйелік бағдарламалар тікелей пайдаланатын құжатталмаған API. Кітапхананың орама функциялары жүйелік шақыруды пайдалану үшін қарапайым функция шақыру конвенциясын (ассемблералық деңгейдегі субпрограмма шақыруын) ашып көрсетеді, сондай-ақ жүйелік шақыруды модульді етеді. Мұнда ораманың негізгі функциясы – жүйелік шақыруға берілетін барлық аргументтерді тиісті процессор регистрлеріне (әлде мүмкін шақыру стегінде де) орналастыру, сонымен қатар ядроға шақыру үшін бірегей жүйелік шақыру нөмірін орнату. Осылайша операциялық жүйе мен қолданба арасында орналасқан кітапхана портативтілікті арттырады. Кітапхана функциясының шақырылуының өзі ядролық режимге ауысуды тудырмайды және әдетте қалыпты субпрограммалық шақыру болып табылады (мысалы, кейбір нұсқаулар жиынтығының архитектураларында (ISA) "CALL" құрастыру нұсқаулығын пайдалану). Нақты жүйелік шақыру басқаруды ядроға ауыстырады (және оны абстракциялайтын кітапханалық шақырудан гөрі іске асыруға және платформаға тәуелді). Мысалы, Unix сияқты жүйелерде fork және execve – бұл C кітапхана функциялары, олар өз кезегінде fork және exec жүйелік шақыруларын шақыратын нұсқауларды орындайды. Жүйелік шақыруды тікелей қолданба кодына енгізу күрделірек және енген құрастыру кодтарын қолдануды талап етуі мүмкін (C және C++), сондай-ақ жүйелік шақыру операциясы үшін төменгі деңгейдегі бинарлық интерфейсті білуді талап етеді, ол уақыт өте өзгеруі мүмкін және осылайша қолданбаның бинарлық интерфейсінің бөлігі болмауы мүмкін; кітапхана функциялары мұны алып тастау үшін арналған. Экзоядроға негізделген жүйелерде кітапхананың аралық ролі ерекше маңызға ие. Экзожернелдерде кітапханалар пайдаланушы қолданбаларын өте төмен деңгейдегі ядролық API-ден қорғайды және абстракциялар мен ресурстарды басқаруды қамтамасыз етеді. IBM-нің OS/360, DOS/360 және TSS/360 жүйелік шақырулардың көпшілігін ассемблерлік макрос кітапханасы арқылы іске асырады, бірақ шақыру байланысы бар бірнеше қызмет бар. Бұл олардың ассемблер тілінде бағдарламалау жоғары деңгейдегі тілдерді қолданудан гөрі кең тараған кезде пайда болғанын көрсетеді. Сондықтан IBM жүйелік шақырулары жоғары деңгейдегі тіл бағдарламаларымен тікелей орындалмайды, бірақ шақырылатын ассемблерлік тіл орауыш субпрограммасы қажет. Содан бері IBM z/OS және z/VSE тілдерінде жоғары деңгейдегі тілдерден шақырылатын көптеген қызметтерді қосты. MVS/SP-нің соңғы нұсқаларында және MVS-тің барлық кейінгі нұсқаларында кейбір жүйелік шақырулар макростары Бағдарламалық шақыруды (PC) тудырады.

Generally, systems provide a library or API that sits between normal programs and the operating system. On Unix like systems, that API is usually part of an implementation of the C library (libc), such as glibc, that provides wrapper functions for the system calls, often named the same as the system calls they invoke. On Windows NT, that API is part of the Native API, in the library; this is an undocumented API used by implementations of the regular Windows API and directly used by some system programs on Windows. The library's wrapper functions expose an ordinary function calling convention (a subroutine call on the assembly level) for using the system call, as well as making the system call more modular. Here, the primary function of the wrapper is to place all the arguments to be passed to the system call in the appropriate processor registers (and maybe on the call stack as well), and also setting a unique system call number for the kernel to call. In this way the library, which exists between the OS and the application, increases portability. The call to the library function itself does not cause a switch to kernel mode and is usually a normal subroutine call (using, for example, a "CALL" assembly instruction in some Instruction set architectures (ISAs)). The actual system call does transfer control to the kernel (and is more implementation dependent and platform dependent than the library call abstracting it). For example, in Unix like systems, fork and execve are C library functions that in turn execute instructions that invoke the fork and exec system calls. Making the system call directly in the application code is more complicated and may require embedded assembly code to be used (in C and C++), as well as requiring knowledge of the low level binary interface for the system call operation, which may be subject to change over time and thus not be part of the application binary interface; the library functions are meant to abstract this away. On exokernel based systems, the library is especially important as an intermediary. On exokernels, libraries shield user applications from the very low level kernel API, and provide abstractions and resource management. IBM's OS/360, DOS/360 and TSS/360 implement most system calls through a library of assembly language macros, although there are a few services with a call linkage. This reflects their origin at a time when programming in assembly language was more common than high level language usage. IBM system calls were therefore not directly executable by high level language programs, but required a callable assembly language wrapper subroutine. Since then, IBM has added many services that can be called from high level languages in, e. g., z/OS and z/VSE. In more recent release of MVS/SP and in all later MVS versions, some system call macros generate Program Call (PC).

Мысалдар мен құралдар

Unix, Unix сияқты және басқа POSIX стандартымен үйлесімді операциялық жүйелерде, танымал жүйелік шақырулар: ашу, оқу, жазу, жабу, күту, орындау, көшіру, шығу және тоқтату. Көптеген қазіргі заманғы операциялық жүйелерде жүздеген жүйелік шақырулар бар. Мысалы, Linux және OpenBSD әрқайсысында 300-ден астам әртүрлі шақырулар бар, NetBSD-де 500-ге жуық, FreeBSD-де 500-ден астам, Windows-та 2000-ға жуық, олар win32k (графикалық) және ntdll (негізгі) жүйелік шақырулары арасында бөлінген, ал Plan 9-да 51 бар. Strace, ftrace және truss сияқты құралдар процестің басталуынан орындалуын қадағалауға және процесс шақыратын барлық жүйелік шақыруларды тіркеуге мүмкіндік береді, немесе бұрыннан жұмыс істеп тұрған процесске қосылып, егер операция пайдаланушының құқықтарын бұзбаса, сол процесс жасаған кез келген жүйелік шақыруды ұстап алады. Бағдарламаның осы ерекше қабілеті әдетте ptrace немесе procfs-тағы файлдарға жүйелік шақырулар арқылы жүзеге асырылады.

Үлгілі іске асырулар

Жүйелік шақыруларды іске асыру пайдаланушы кеңістігінен ядро кеңістігіне басқаруды беруді қажет етеді, бұл архитектураға тән ерекшелікті қамтиды. Мұны іске асырудың әдеттегі тәсілі – бағдарламалық үзіліс немесе тұзақ. Үзіліс опералық жүйе ядросына басқаруды береді, сондықтан бағдарлама тек қана қажетті жүйелік шақыру нөмірімен бірнеше тіркелімді орнатып, бағдарламалық үзілісті орындауы керек. Бұл көптеген RISC процессорлары үшін ұсынылған жалғыз тәсіл, бірақ x86 сияқты CISC архитектуралары қосымша тәсілдерді қолдайды. Мысалы, x86 нұсқаулар жиынтығында SYSCALL/SYSRET және SYSENTER/SYSEXIT нұсқаулары бар (бұл екі механизмді AMD және Intel жеке-жеке жасады, бірақ олардың мәні бірдей). Бұл жүйелік шақыру үшін басқаруды ядроға жылдам беруге арналған «жылдам» басқаруды беру нұсқаулары. Linux 2.5 x86 архитектурасында осы мүмкіндікті пайдалана бастады, ал бұрын INT нұсқауын қолданды, онда жүйелік шақыру нөмірі EAX тіркеліміне 0x80 үзілісі орындалғанға дейін орналастырылды. Ескі механизм – қоңырау қақпасы; бастапқыда Multics жүйесінде, содан кейін мысалы, Intel x86-да қолданылды. Ол бағдарламаға операциялық жүйе алдын ала орнататын қауіпсіз басқаруды беру механизмін пайдалана отырып, ядролық функцияларды тікелей шақыруға мүмкіндік береді. Бұл тәсіл x86 архитектурасында кеңінен таралмаған, себебі x86 жад сегментациясын қолданатын алыс шақыру (қазіргі код сегментінен өзге сегментте орналасқан процедураға шақыру) және оның салдарынан туындайтын тасымалдану қиындықтары, сондай-ақ жоғарыда аталған жылдам нұсқаулардың болуы себеп болуы мүмкін. IA-64 архитектурасы үшін EPC (Enter Privileged Code) нұсқауы қолданылады. Жүйелік шақырудың алғашқы сегіз аргументі тіркелімдерге беріледі, ал қалғандары стекке беріледі. IBM System/360 мейнфреймі және оның ізбасарларында Supervisor Call нұсқауы, жүйелік шақыруды іске асырады, онда нөмір тіркелімде емес, нұсқаудың өзінде болады, IBM-нің көптеген операциялық жүйелерінде және Linux-тағы барлық жүйелік шақыруларда. MVS-тің кейінгі нұсқаларында IBM көптеген жаңа мүмкіндіктер үшін Бағдарламалық шақыру (PC) нұсқауларын қолданады. Атап айтқанда, PC шақырушы қызмет сұрату блогы (SRB) режимінде болғанда қолданылады. PDP 11 миникомпьютері , және нұсқауларын қолданды, олар IBM System/360 және x86 сияқты кодты нұсқаудың өзіне енгізеді; олар операциялық жүйеге басқаруды беру үшін белгілі бір мекенжайларға үзілістерді тудырады. PDP 11 сериясының VAX 32 биттік мұрагері , , және нұсқауларын әртүрлі деңгейдегі артықшылықты кодқа жүйелік шақырулар жасау үшін қолданды; код нұсқаудың аргументі болып табылады.

Implementing system calls requires a transfer of control from user space to kernel space, which involves some sort of architecture specific feature. A typical way to implement this is to use a software interrupt or trap. Interrupts transfer control to the operating system kernel, so software simply needs to set up some register with the system call number needed, and execute the software interrupt. This is the only technique provided for many RISC processors, but CISC architectures such as x86 support additional techniques. For example, the x86 instruction set contains the instructions SYSCALL/SYSRET and SYSENTER/SYSEXIT (these two mechanisms were independently created by AMD and Intel, respectively, but in essence they do the same thing). These are "fast" control transfer instructions that are designed to quickly transfer control to the kernel for a system call without the overhead of an interrupt. Linux 2.5 began using this on the x86, where available; formerly it used the INT instruction, where the system call number was placed in the EAX register before interrupt 0x80 was executed. An older mechanism is the call gate; originally used in Multics and later, for example, see call gate on the Intel x86. It allows a program to call a kernel function directly using a safe control transfer mechanism, which the operating system sets up in advance. This approach has been unpopular on x86, presumably due to the requirement of a far call (a call to a procedure located in a different segment than the current code segment) which uses x86 memory segmentation and the resulting lack of portability it causes, and the existence of the faster instructions mentioned above. For IA 64 architecture, EPC (Enter Privileged Code) instruction is used. The first eight system call arguments are passed in registers, and the rest are passed on the stack. In the IBM System/360 mainframe family, and its successors, a Supervisor Call instruction , with the number in the instruction rather than in a register, implements a system call for legacy facilities in most of IBM's own operating systems, and for all system calls in Linux. In later versions of MVS, IBM uses the Program Call (PC) instruction for many newer facilities. In particular, PC is used when the caller might be in Service Request Block (SRB) mode. The PDP 11 minicomputer used the , and instructions, which, similar to the IBM System/360 and x86 , put the code in the instruction; they generate interrupts to specific addresses, transferring control to the operating system. The VAX 32 bit successor to the PDP 11 series used the , , and instructions to make system calls to privileged code at various levels; the code is an argument to the instruction.

Процессор режімі мен контекстін ауыстыру

Unix- тәрізді жүйелердің көпшілігінде жүйелік шақырулар ядролық режимде өңделеді, бұл процессордың орындау режимін жоғары дәрежелі режимге ауыстыру арқылы жүзеге асырылады, бірақ процесс контекстінің ауыстырылуы қажет емес, дегенмен артықшылықты контексттік ауыстыру орын алады. Аппараттық құралдар әлемді процессордың күй тізіліміне сәйкес орындау режимі тұрғысынан қабылдайды, ал процестер – операциялық жүйемен ұсынылған абстракция болып табылады. Жүйелік шақыру әдетте басқа процесске контексттік ауысуды қажет етпейді; керісінше, ол шақырған процесс контекстінде өңделеді. Көп жіпті процесс ішінде жүйелік шақырулар бірнеше жіптен жасалуы мүмкін. Мұндай шақыруларды өңдеу операциялық жүйенің ядросының және қолданба орындалу ортасының құрылысына байланысты. Төменде операциялық жүйелер қолданатын типтік модельдер тізімі келтірілген:

Көптен бір модель: Процесстегі кез келген пайдаланушы жіпінен жасалған барлық жүйелік шақырулар ядро деңгейіндегі бір жіппен өңделеді. Бұл модельдің бірнеше кемшілігі бар: кез келген тоқтатылатын жүйелік шақыру (мысалы, пайдаланушыдан дерек күту) барлық басқа жіптерді тоқтата алады. Сонымен қатар, бір уақытта тек бір ғана жіп ядроға кіре алады, сондықтан бұл модель процессордың бірнеше өзегін пайдалана алмайды. Бірге бір модель: Әрбір пайдаланушы жіпі жүйелік шақыру кезінде жеке ядролық деңгейлі жіпке қосылады. Бұл модель тоқтатылатын жүйелік шақырулардың жоғарыда аталған мәселесін шешеді. Ол барлық негізгі Linux дистрибутивтерінде, macOS, iOS, Windows және Solaris-тің соңғы нұсқаларында қолданылады. Көптен көпке модель: Бұл модельде пайдаланушы жіптерінің жиынтығы ядро жіптерінің жиынтығына шамаланған. Пайдаланушы жіптері жиынтығынан жасалған барлық жүйелік шақырулар оларға сәйкес келетін ядро жіптері жиынтығындағы жіптермен өңделеді. Гибридтік модель: Бұл модель ядро таңдауына байланысты көптен көпке және бірге бір модельдерді іске асырады. Бұл IRIX, HP UX және Solaris-тің ескі нұсқаларында кездеседі.