Системный вызов позволяет приложению обратиться к операционной системе с просьбой выполнить то или иное действие, оформленное как процедура (или набор процедур) кодового сегмента ОС. Для прикладного программиста операционная система выглядит как некая библиотека, предоставляющая некоторый набор полезных функций, с помощью которых можно упростить прикладную программу или выполнить действия, запрещенные в пользовательском режиме, например обмен данными с устройством ввода-вывода.
Реализация системных вызовов должна удовлетворять следующим требованиям:
· обеспечивать переключение в привилегированный режим;
· обладать высокой скоростью вызова процедур ОС;
· обеспечивать по возможности единообразное обращение к системным вызовам для всех аппаратных платформ, на которых работает ОС;
· допускать легкое расширение набора системных вызовов;
· обеспечивать контроль со стороны ОС за корректным использованием системных вызовов.
Первое требование для большинства аппаратных платформ может быть выполнено только с помощью механизма программных прерываний. Поэтому будем считать, что остальные требования нужно обеспечить именно для такой реализации системных вызовов. Как это обычно бывает, некоторые из этих требований взаимно противоречивы.
Для обеспечения высокой скорости было бы полезно использовать векторные свойства системы программных прерываний, имеющиеся во многих процессорах, то есть закрепить за каждым системным вызовом определенное значение вектора. Приложение при таком способе вызова непосредственно указывает в аргументе запроса значение вектора, после чего управление немедленно передается требуемой процедуре операционной системы (рис.3.7, а). Однако этот децентрализованный способ передачи управления привязан к особенностям аппаратной платформы, а также не позволяет операционной системе легко модифицировать набор системных вызовов и контролировать их использование. Например, в процессоре Pentium количество системных вызовов определяется количеством векторов прерываний, выделенных для этой цели из общего пула в 256 элементов (часть которых используется под аппаратные прерывания и обработку исключений). Добавление нового системного вызова требует от системного программиста тщательного поиска свободного элемента в таблице прерываний, которого к тому же на каком-то этапе развития ОС может и не оказаться.
В большинстве ОС системные вызовы обслуживаются по централизованной схеме, основанной на существовании диспетчера системных вызовов (рис. 3.7, б). При любом системном вызове приложение выполняет программное прерывание с определенным и единственным номером вектора. Например, ОС Linux использует для системных вызовов команду INT 80h, а ОС Windows NT (при работе на платформе Pentium) — INT 2Eh. Перед выполнением программного прерывания приложение тем или иным способом передает операционной системе номер системного вызова, который является индексом в таблице адресов процедур ОС, реализующих системные вызовы (таблица sysent на рис. 3.7). Способ передачи зависит от реализации, например номер можно поместить в определенный регистр общего назначения процессора или передать через стек (в этом случае после прерывания и перехода в привилегированный режим их нужно будет скопировать в системный стек из пользовательского, это действие в некоторых процессорах автоматизировано). Также некоторым способом передаются аргументы системного вызова, они могут как помещаться в регистры общего назначения, так и передаваться через стек или массив, находящийся в оперативной памяти. Массив удобен при большом объеме данных, передаваемых в качестве аргументов, при этом в регистре общего назначения указывается адрес этого массива.
Диспетчер системных вызовов обычно представляет собой простую программу, которая сохраняет содержимое регистров процессора в системном стеке (поскольку в результате программного прерывания процессор переходит в привилегированный режим), проверяет, попадает ли запрошенный номер вызова в поддерживаемый ОС диапазон (то есть не выходит ли номер за границы таблицы) и передает управление процедуре ОС, адрес которой задан в таблице адресов системных вызовов.
Процедура реализации системного вызова извлекает из системного стека аргументы и выполняет заданное действие. Это действие может быть весьма простым, например чтение значения системных часов, так что системный вызов оформляется в виде одной функции. Более сложные системные вызовы, такие как чтение из файла или выделение процессу дополнительного сегмента памяти, требуют обращения основной функции системного вызова к нескольким внутренним процедурам ядра ОС, принадлежащим к различным подсистемам, таким как подсистема ввода-вывода или управления памятью.
После завершения работы системного вызова управление возвращается диспетчеру, при этом он получает также код завершения этого вызова. Диспетчер восстанавливает регистры процессора, помещает в определенный регистр код возврата и выполняет инструкцию возврата из прерывания, которая восстанавливает непривилегированный режим работы процессора.
Для приложения системный вызов внешне ничем не отличается от вызова обычной библиотечной функции языка С, связанной (динамически или статически) с объектным кодом приложения и выполняющейся в пользовательском режиме. И такая ситуация действительно имеет место — для всех системных вызовов в библиотеках, предоставляемых компилятором С, имеются так называемые «заглушки» (в англоязычном варианте используется термин «stub» — остаток, огрызок). Каждая заглушка оформлена как С-функция, при этом она содержит несколько ассемблерных строк, нужных для выполнения инструкции программного прерывания. Таким образом, пользовательская программа вызывает заглушку, а та, в свою очередь, вызывает процедуру ОС.
Для ускорения выполнения некоторых достаточно простых системных вызовов, которым к тому же не требуется работа в привилегированном режиме, требуемая работа полностью выполняется библиотечной функцией, которую несправедливо называть в данном случае заглушкой. Более точно, такая функция не является системным вызовом, а представляет собой «чистую» библиотечную функцию, выполняющую всю свою работу в пользовательском режиме в виртуальном адресном пространстве процесса, но прикладной программист может об этом и не знать — для него системные вызовы и библиотечные функции выглядят единообразно. Прикладной программист имеет дело с набором функций прикладного программного интерфейса — API (например, Win32 или POSIX), — состоящего и из библиотечных функций, часть из которых пользуется для завершения работы системными вызовами, а часть — нет.
Описанный табличный способ организации системных вызовов принят практически во всех операционных системах. Он позволяет легко модифицировать состав системных вызовов, просто добавив в таблицу новый адрес и расширив диапазон допустимых номеров вызовов.
Операционная система может выполнять системные вызовы в синхронном или асинхронном режимах. Синхронный системный вызов означает, что процесс, сделавший такой вызов, приостанавливается (переводится планировщиком ОС в состояние ожидания) до тех пор, пока системный вызов не выполнит всю требующуюся от него работу (рис. 3.8, а). После этого планировщик переводит процесс в состояние готовности и при очередном выполнении процесс гарантированно может воспользоваться результатами завершившегося к этому времени системного вызова. Синхронные вызовы называются также блокирующими, так как вызвавший системное действие процесс блокируется до его завершения.
Асинхронный системный вызов не приводит к переводу процесса в режим ожидания после выполнения некоторых начальных системных действий, например запуска операции вывода-вывода, управление возвращается прикладному процессу (рис. 3.8, б)
Большинство системных вызовов в операционных системах являются синхронными, так как этот режим избавляет приложение от работы по выяснению момента появления результата вызова. Вместе с тем в новых версиях операционных систем количество асинхронных системных вызовов постепенно увеличивается, что дает больше свободы разработчикам сложных приложений. Особенно нужны асинхронные системные вызовы в операционных системах на основе микроядерного подхода, так как при этом в пользовательском режиме работает часть ОС, которым необходимо иметь полную свободу в организации своей работы, а такую свободу дает только асинхронный режим обслуживания вызовов микроядром.
Операционная система может выполнять системные вызовы в синхронном или асинхронном режимах. Синхронный системный вызов означает, что процесс, сделавший такой вызов, приостанавливается (переводится планировщиком ОС в состояние ожидания) до тех пор, пока системный вызов не выполнит всю требующуюся от него работу (рис. 3.8, а). После этого планировщик переводит процесс в состояние готовности и при очередном выполнении процесс гарантированно может воспользоваться результатами завершившегося к этому времени системного вызова. Синхронные вызовы называются также блокирующими, так как вызвавший системное действие процесс блокируется до его завершения.