网站ico如何修改,查询网站有哪些导入链接及数量,如果用局域网做网站,2015做哪个网站能致富版权声明#xff1a;本文为本文为博主原创文章#xff0c;转载请注明出处。如有错误#xff0c;欢迎指正。 文章目录 xenomai 内核系统调用一、32位Linux系统调用二、32位实时系统调用三、 64位系统调用五、 实时系统调用表cobalt_syscalls六、实时系统调用权限控制cobalt_…版权声明本文为本文为博主原创文章转载请注明出处。如有错误欢迎指正。 文章目录 xenomai 内核系统调用一、32位Linux系统调用二、32位实时系统调用三、 64位系统调用五、 实时系统调用表cobalt_syscalls六、实时系统调用权限控制cobalt_sysmodes参考 xenomai 内核系统调用
解析系统调用是了解内核架构最有力的一把钥匙所以在解析xenomai内核之前先搞懂xenomai与linux两个内核共存后系统调用是如何实现的。 为什么需要系统调用
linux内核中设置了一组用于实现系统功能的子程序称为系统调用。系统调用和普通库函数调用非常相似只是系统调用由操作系统核心提供运行于内核态而普通的函数调用由函数库或用户自己提供运行于用户态。
一般的进程是不能访问内核的。它不能访问内核所占内存空间也不能调用内核函数。CPU硬件决定了这些这就是为什么它被称作**“保护模式”**。
为了和用户空间上运行的进程进行交互内核提供了一组接口。透过该接口应用程序可以访问硬件设备和其他操作系统资源。这组接口在应用程序和内核之间扮演了使者的角色应用程序发送各种请求而内核负责满足这些请求(或者让应用程序暂时搁置)。实际上提供这组接口主要是为了保证系统稳定可靠避免应用程序肆意妄行惹出大麻烦。
系统调用在用户空间进程和硬件设备之间添加了一个中间层。该层主要作用有三个
它为用户空间提供了一种统一的硬件的抽象接口。比如当需要读些文件的时候应用程序就可以不去管磁盘类型和介质甚至不用去管文件所在的文件系统到底是哪种类型。系统调用保证了系统的稳定和安全。作为硬件设备和应用程序之间的中间人内核可以基于权限和其他一些规则对需要进行的访问进行裁决。举例来说这样可以避免应用程序不正确地使用硬件设备窃取其他进程的资源或做出其他什么危害系统的事情。每个进程都运行在虚拟系统中而在用户空间和系统的其余部分提供这样一层公共接口也是出于这种考虑。如果应用程序可以随意访问硬件而内核又对此一无所知的话几乎就没法实现多任务和虚拟内存当然也不可能实现良好的稳定性和安全性。在Linux中系统调用是用户空间访问内核的惟一手段除异常和中断外它们是内核惟一的合法入口。
Linux加上实时系统内核xenomai后实时任务常调用xenomai系统调用来完成实时的服务如果实时任务需要用到linux的服务还会调用linux的系统调用。
一、32位Linux系统调用
linux应用程序除直接系统调用外还会由glibc触发系统调用glibc为了提高应用程序的性能对一些系统调用进行了封装。 32位系统系统调用使用软中断int 0x80指令实现软中断属于异常的一种通过它陷入(trap)内核trap在整理的文档x86 Linux中断系统有说明。tarp_init()中设置IDTInterrupt Descriptor Table 每个中断处理程序的地址都保存在一个特殊的位置由关int 0x80的IDT如下
static const __initconst struct idt_data def_idts[] {......SYSG(IA32_SYSCALL_VECTOR, entry_INT80_32),......
};当生系统调用时硬件根据向量号在 IDT 中找到对应的表项即中断描述符进行特权级检查发现 DPL CPL 3 允许调用。然后硬件将切换到内核栈 (tss.ss0 : tss.esp0)。接着根据中断描述符的 segment selector 在 GDT / LDT 中找到对应的段描述符从段描述符拿到段的基址加载到 cs 。将 offset 加载到 eip。最后硬件将 ss / sp / eflags / cs / ip / error code 依次压到内核栈。于是开始执行entry_INT80_32函数该函数在entry_32.S定义
ENTRY(entry_INT80_32)ASM_CLACpushl %eax /* pt_regs-orig_ax */SAVE_ALL pt_regs_ax$-ENOSYS /* *存储当前用户态寄存器保存在pt_regs结构里*//** User mode is traced as though IRQs are on, and the interrupt gate* turned them off.*/TRACE_IRQS_OFFmovl %esp, %eaxcall do_int80_syscall_32
.Lsyscall_32_done:.......
.Lirq_return:INTERRUPT_RETURN/*iret 指令将原来用户态保存的现场恢复回来包含代码段、指令指针寄存器等。这时候用户态
进程恢复执行。*/在内核栈的最高地址端存放的是结构 pt_regs首先通过 push 和 SAVE_ALL 将当前用户态的寄存器保存在栈中 pt_regs 结构里面.保存完毕后关闭中断将当前栈指针保存到 eax即do_int80_syscall_32的参数1。 调用do_int80_syscall_32do_syscall_32_irqs_on。先看看没有ipipe时Linux实现如下
__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]( /*根据系统调用号索引直接执行*/(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);
}在这里将系统调用号从pt_reges中eax 里面取出来然后根据系统调用号在系统调用表中找到相应的函数进行调用并将寄存器中保存的参数取出来作为函数参数。如果仔细比对就能发现这些参数所对应的寄存器和 Linux 的注释是一样的。ia32_sys_call_table系统调用表生成后面解析。 相关内核调用执行完后一直返回到 do_syscall_32_irqs_on 如果系统调用有返回值会被保存到 regs-ax 中。接着返回 entry_INT80_32 继续执行最后执行 INTERRUPT_RETURN 。 INTERRUPT_RETURN 在 arch/x86/include/asm/irqflags.h 中定义为 iret iret 指令将原来用户态保存的现场恢复回来包含代码段、指令指针寄存器等。这时候用户态进程恢复执行。
系统调用执行完毕。
二、32位实时系统调用
Xenomai使用I-pipe 拦截常规Linux系统调用调度程序并将系统调用定向到实现它们的系统。
实时系统调用除了直接系统调用外xenomai还实现了libcoblat实时库相当于glibc通过libcoblat进行xenomai系统调用以libcoblat库函数sem_open为例libcolat库中C函数实现如下
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;
}libcolat库调用系统调用使用宏XENOMAI_SYSCALL5XENOAI_SYSCALL宏在\include\asm\xenomai\syscall.h中声明XENOMAI_SYSCALL5中的’5’代表’该系统调用有五个参数
#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)每个宏中内嵌另一个宏DOSYSCALL即实现系统调用的int指令int $0x80。
#define DOSYSCALL int $0x80\n\t系统调用过程硬件处理及中断入口上节一致从do_syscall_32_irqs_on开始不同有ipipe后变成下面这样子
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;/*取出系统调用号*/int ret;ret pipeline_syscall(ti, nr, regs);/*pipeline 拦截系统调用*/......
done:syscall_return_slowpath(regs);
}套路和ipipe接管中断类似在关键路径上拦截系统调用然后调用ipipe_handle_syscall(ti, nr, regs)让ipipe来接管处理:
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)) {/*运行在head域且者系统调用号超过linux*/ipipe_fastcall_hook(regs); /*快速系统调用路径*/local_flags READ_ONCE(ti-ipipe_flags);if (local_flags _TIP_HEAD) {if (local_flags _TIP_MAYDAY)__ipipe_call_mayday(regs);return 1; /* dont pass down, no tail work. */} else {sync_root_irqs();return -1; /* dont 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; /* dont pass down, no tail work. */if (ret)return -1; /* dont pass down, do tail work. */}return 0; /* pass syscall down to the host. */
}这个函数的处理逻辑是这样怎样区分xenomai系统调用和linux系统调用每个CPU架构不同linux系统调用总数不同在x86系统中有300多个用变量NR_syscalls表示,系统调用号与系统调用一一对应。首先获取到的系统调用号nr NR_syscalls不用多想那这个系统调用是xenomai内核的系统调用。 另外还有个问题如果是Linux非实时任务触发的xenomai系统调用或者xenomai 实时任务要调用linux的服务这些交叉服务涉及实时任务与非实时任务在两个内核之间运行优先级怎么处理等问题。这些涉及cobalt_sysmodes[].
首先看怎么区分一个任务是realtime还是no_realtime。在task_struct结构的头有一个成员结构体thread_info存储着当前线程的信息ipipe在结构体thread_info中增加了两个成员变量ipipe_flags和ipipe_data,ipipe_flags用来来标示一个线程是实时还是非实时_TIP_HEAD置位表示已经是实时上下文。对于需要切换到xenomai上下文的系统调用**_TIP_NOTIFY**置位。
struct thread_info {unsigned long flags; /* low level flags */u32 status; /* thread synchronous flags */
#ifdef CONFIG_IPIPEunsigned long ipipe_flags;struct ipipe_threadinfo ipipe_data;
#endif
};ipipe_handle_syscall处理逻辑 1.对于已经在实时上下文的实时任务发起xenomai的系统调用使用快速调用路径函数ipipe_fastcall_hook(regs); 2.需要切换到实时上下文或者非实时调用实时的使用慢速调用路径 __ipipe_notify_syscall(regs) -ipipe_syscall_hook(caller_domain, regs) 快速调用ipipe_fastcall_hook(regs)内直接handle_head_syscall执行代码如下
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);.......
}这个函数很复杂涉及xenomai与linux之间很多联系代码是简化后的先取出系统调用号然后从cobalt_syscalls取出系统调用入口handler然后执行handler(__xn_reg_arglist(regs))执行完成后将执行结果放到寄存器ax,后面的文章会详细分析ipipe如何处理系统调用。
三、 64位系统调用
我们再来看 64 位的情况系统调用不是用中断了而是改用 syscall 指令。并且传递参数的寄存器也变了。
#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)这里将系统调用号使用__xn_syscode(op)处理了一下把最高位置1表示Cobalt系统调用,然后使用syscall 指令。
#define __COBALT_SYSCALL_BIT 0x10000000
#define __xn_syscode(__nr) (__COBALT_SYSCALL_BIT | (__nr))syscall 指令还使用了一种特殊的寄存器我们叫特殊模块寄存器Model Specific Registers简称 MSR。这种寄存器是 CPU 为了完成某些特殊控制功能为目的的寄存器其中就有系统调用。在系统初始化的时候trap_init 除了初始化上面的中断模式这里面还会调用 cpu_init-syscall_init。这里面有这样的代码
wrmsrl(MSR_LSTAR, (unsigned long)entry_SYSCALL_64);rdmsr 和 wrmsr 是用来读写特殊模块寄存器的。MSR_LSTAR 就是这样一个特殊的寄存器 当 syscall 指令调用的时候会从这个寄存器里面拿出函数地址来调用也就是调entry_SYSCALL_64。 该函数在’entry_64.S’定义
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 $__USER_CS /* pt_regs-cs */pushq %rcx /* pt_regs-ip *//*保存用户太指令指针寄存器*/
GLOBAL(entry_SYSCALL_64_after_hwframe)pushq %rax /* pt_regs-orig_ax */PUSH_AND_CLEAR_REGS rax$-ENOSYSTRACE_IRQS_OFF/* IRQs are off. */movq %rsp, %rdicall do_syscall_64 /* returns with IRQs disabled */TRACE_IRQS_IRETQ /* were about to change IF *//** Try to use SYSRET instead of IRET if were returning to* a completely clean 64-bit userspace context. If were not,* go to the slow exit path.*/movq RCX(%rsp), %rcxmovq RIP(%rsp), %r11cmpq %rcx, %r11 /* SYSRET requires RCX RIP */jne swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode.......testq $(X86_EFLAGS_RF|X86_EFLAGS_TF), %r11jnz 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_EMPTYPOP_REGS pop_rdi0 skip_r11rcx1/** Now all regs are restored except RSP and RDI.* Save old stack pointer and switch to trampoline stack.*/movq %rsp, %rdimovq PER_CPU_VAR(cpu_tss_rw TSS_sp0), %rsppushq 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%rdipopq %rdipopq %rspUSERGS_SYSRET64
END(entry_SYSCALL_64)这里先保存了很多寄存器到 pt_regs 结构里面例如用户态的代码段、数据段、保存参数的寄存器. 然后调用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; /*取出系统调用号*/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);
}与32位一样ipipe拦截了系统调用后面的处理流程类似所以无论是 32 位还是 64 位都会到linux系统调用表sys_call_table和xenomai系统调用表cobalt_syscalls[]这里来。
五、 实时系统调用表cobalt_syscalls
xenomai每个系统的系统系统调用号在\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 96bind()函数在内核代码中对应的声明和实现为
/*声明*/
#define COBALT_SYSCALL_DECL(__name, __args) \long CoBaLt_ ## __name __args
static COBALT_SYSCALL_DECL(bind, lostage,(struct cobalt_bindreq __user *u_breq))
/*实现*/
#define COBALT_SYSCALL(__name, __mode, __args) \long CoBaLt_ ## __name __args
static COBALT_SYSCALL(bind, lostage,(struct cobalt_bindreq __user *u_breq)){......}
其中__name表示系统调用名对应bind、__mode表示该系统调用模式对应lostage。**COBALT_SYSCALL**展开定义的bind函数后如下
long CoBaLt_bind(struct cobalt_bindreq __user *u_breq){......}怎么将CoBaLt_bind与系统调用号sc_cobalt_bind联系起来后放入cobalt_syscalls[]的呢 在编译过程中Makefile使用脚本gen-syscall-entries.sh处理各个.c文件中的COBALT_SYSCALL宏,生成一个头文件syscall_entries.h里面是对每个COBALT_SYSCALL宏处理后后的项,以上面COBALT_SYSCALL(bind,...)为例syscall_entries.h中会生成如下两项,第一项为系统调用入口第二项为系统调用的模式
#define __COBALT_CALL_ENTRIES __COBALT_CALL_ENTRY(bind)
#define __COBALT_CALL_MODES __COBALT_MODE(lostage)实时系统调用表**cobalt_syscalls[]**定义在文件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 /*该头文件由脚本生成*/static const cobalt_syshand cobalt_syscalls[] {__COBALT_CALL_NI__COBALT_CALL_ENTRIES
};static const int cobalt_sysmodes[] {__COBALT_CALL_NFLAGS__COBALT_CALL_MODES
};__COBALT_CALL_NI宏表示数组空间大小为__NR_COBALT_SYSCALLS(128),每一项由__COBALT_CALL_ENTRIES定义即脚本头文件syscall_entries.h中生成的每一项来填充:
#define __COBALT_CALL_ENTRY(__name) \[sc_cobalt_ ## __name] __syshand__(__name), \__COBALT_CALL32_ENTRY(__name, __syshand__(__name))__COBALT_CALL32_ENTRY是定义兼容的系统调用宏展开如下相当于在数组的多个位置定义包含了同一项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,最后bind系统调用在cobalt_syscalls[]中如下
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*/.....
};相应的数组cobalt_sysmodes[]中的内容如下
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*/......
};六、实时系统调用权限控制cobalt_sysmodes
上面说到ipipe管理应用的系统调用时需要分清该系统调用是否合法是否需要域切换等等。cobalt_sysmodes[]就是每个系统调用对应的模式控制着每个系统调用的调用路径。系统调用号为下标值为具体模式。每个系统调用的sysmode如何生成见上一节还是以实时应用的bind系统调用为例
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*/......
};xenomai中所有的系统调用模式定义如下
/*xenomai\posix\syscall.c*/
#define __xn_exec_lostage 0x1 /*必须在linux域运行该系统调用*/
#define __xn_exec_histage 0x2 /*必须在Xenomai域运行该系统调用*/
#define __xn_exec_shadow 0x4 /*影子系统调用必须映射调用方*/
#define __xn_exec_switchback 0x8 /*切换回切换 调用者必须返回其原始模式*/
#define __xn_exec_current 0x10 /*在不管域直接执行。*/
#define __xn_exec_conforming 0x20 /*在兼容域Xenomai或Linux中执行*/
#define __xn_exec_adaptive 0x40 /* 先直接执行如果返回-ENOSYS则尝试在相反的域中重新执行系统调用 */
#define __xn_exec_norestart 0x80 /*收到信号后不要重新启动syscall*//*Shorthand初始化系统调用的简写*/
#define __xn_exec_init __xn_exec_lostage
/*Xenomai空间中shadow系统调用的简写*/
#define __xn_exec_primary (__xn_exec_shadow|__xn_exec_histage)
/*Linux空间中shadow系统调用的简写*/
#define __xn_exec_secondary (__xn_exec_shadow|__xn_exec_lostage)
/*Linux空间中syscall的简写如果有shadow则切换回linux*/
#define __xn_exec_downup (__xn_exec_lostage|__xn_exec_switchback)
/* 主域系统不可重启调用的简写 */
#define __xn_exec_nonrestartable (__xn_exec_primary|__xn_exec_norestart)
/*域探测系统调用简写*/
#define __xn_exec_probing (__xn_exec_conforming|__xn_exec_adaptive)
/*将模式选择移交给syscall。*/
#define __xn_exec_handover (__xn_exec_current|__xn_exec_adaptive)使用一个无符号32 位数的每一位来表示一种模式各模式注释已经很清楚不在解释后面文章解析ipipe是如何根据mode来处理的。
参考
英特尔® 64 位和 IA-32 架构软件开发人员手册第 3 卷 :系统编程指南 极客时间专栏-趣谈Linux操作系统 《linux内核源代码情景分析》
