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xenomai 核心系統呼叫
解析系統呼叫是瞭解核心架構最有力的一把鑰匙，在這之前先搞懂xenomai與linux兩個核心共存後系統呼叫是如何實現的。
為什麼需要系統呼叫
linux核心中設定了一組用於實現系統功能的子程式，稱為系統呼叫。系統呼叫和普通庫函式呼叫非常相似，只是系統呼叫由作業系統核心提供，執行於核心態，而普通的函式呼叫由函式庫或使用者自己提供，執行於使用者態。
一般的，程式是不能訪問核心的。它不能訪問核心所佔記憶體空間也不能呼叫核心函式。CPU硬體決定了這些（這就是為什麼它被稱作“保護模式”。
為了和使用者空間上執行的程式進行互動，核心提供了一組介面。透過該介面，應用程式可以訪問硬體裝置和其他作業系統資源。這組介面在應用程式和核心之間扮演了使者的角色，應用程式傳送各種請求，而核心負責滿足這些請求(或者讓應用程式暫時擱置)。實際上提供這組介面主要是為了保證系統穩定可靠，避免應用程式肆意妄行，惹出大麻煩。
系統呼叫在使用者空間程式和硬體裝置之間新增了一箇中間層。該層主要作用有三個：
- 它為使用者空間提供了一種統一的硬體的抽象介面。比如當需要讀些檔案的時候，應用程式就可以不去管磁碟型別和介質，甚至不用去管檔案所在的檔案系統到底是哪種型別。
- 系統呼叫保證了系統的穩定和安全。作為硬體裝置和應用程式之間的中間人，核心可以基於許可權和其他一些規則對需要進行的訪問進行裁決。舉例來說，這樣可以避免應用程式不正確地使用硬體裝置，竊取其他程式的資源，或做出其他什麼危害系統的事情。
- 每個程式都執行在虛擬系統中，而在使用者空間和系統的其餘部分提供這樣一層公共介面，也是出於這種考慮。如果應用程式可以隨意訪問硬體而核心又對此一無所知的話，幾乎就沒法實現多工和虛擬記憶體，當然也不可能實現良好的穩定性和安全性。在Linux中，系統呼叫是使用者空間訪問核心的惟一手段；除異常和中斷外，它們是核心惟一的合法入口。
Linux加上實時系統核心xenomai後，實時任務常呼叫xenomai系統呼叫來完成實時的服務，如果實時任務需要用到linux的服務，還會呼叫linux的系統呼叫。
一、32位Linux系統呼叫
linux應用程式除直接系統呼叫外還會由glibc觸發系統呼叫，glibc為了提高應用程式的效能，對一些系統呼叫進行了封裝。
32位系統系統呼叫使用軟中斷int 0x80指令實現，軟中斷屬於異常的一種，通過它陷入(trap)核心，trap在整理的文件x86 Linux中斷系統有說明。tarp_init()中設定IDT（Interrupt Descriptor Table 每個中斷處理程式的地址都儲存在一個特殊的位置）由關int 0x80的IDT如下：
static const __initconst struct idt_data def_idts[] = {
......
SYSG(IA32_SYSCALL_VECTOR, entry_INT80_32),
......
};
當生系統呼叫時，硬體根據向量號在 IDT 中找到對應的表項，即中斷描述符，進行特權級檢查，發現 DPL = CPL = 3 ，允許呼叫。然後硬體將切換到核心棧 (tss.ss0 : tss.esp0)。接著根據中斷描述符的 segment selector 在 GDT / LDT 中找到對應的段描述符，從段描述符拿到段的基址，載入到 cs 。將 offset 載入到 eip。最後硬體將 ss / sp / eflags / cs / ip / error code 依次壓到核心棧。於是開始執行entry_INT80_32函式，該函式在entry_32.S定義：
ENTRY(entry_INT80_32)
ASM_CLAC
pushl %eax /* pt_regs->orig_ax */
SAVE_ALL pt_regs_ax=$-ENOSYS /* *儲存當前使用者態暫存器，儲存在pt_regs結構裡*/
/*
* User mode is traced as though IRQs are on, and the interrupt gate
* turned them off.
*/
TRACE_IRQS_OFF
movl %esp, %eax
call do_int80_syscall_32
.Lsyscall_32_done:
.......
.Lirq_return:
INTERRUPT_RETURN/*iret 指令將原來使用者態儲存的現場恢復回來，包含程式碼段、指令指標暫存器等。這時候使用者態
程式恢復執行。*/
在核心棧的最高地址端，存放的是結構 pt_regs，首先通過 push 和 SAVE_ALL 將當前使用者態的暫存器，儲存在棧中 pt_regs 結構裡面.儲存完畢後，關閉中斷，將當前棧指標儲存到 eax，即do_int80_syscall_32的引數1。
呼叫do_int80_syscall_32=>do_syscall_32_irqs_on。先看看沒有ipipe時Linux實現如下：
__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]( /*根據系統呼叫號索引直接執行*/
(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);
}
在這裡，將系統呼叫號從pt_reges中eax 裡面取出來，然後根據系統呼叫號，在系統呼叫表中找到相應的函式進行呼叫，並將暫存器中儲存的引數取出來，作為函式引數。如果仔細比對，就能發現，這些引數所對應的暫存器，和 Linux 的註釋是一樣的。ia32_sys_call_table系統呼叫表生成後面解析(此圖來源於網路)。
相關核心呼叫執行完後，一直返回到 do_syscall_32_irqs_on ，如果系統呼叫有返回值，會被儲存到 regs->ax 中。接著返回 entry_INT80_32 繼續執行，最後執行 INTERRUPT_RETURN 。 INTERRUPT_RETURN 在 arch/x86/include/asm/irqflags.h 中定義為 iret ，iret 指令將原來使用者態儲存的現場恢復回來，包含程式碼段、指令指標暫存器等。這時候使用者態程式恢復執行。
系統呼叫執行完畢。
二、32位實時系統呼叫
Xenomai使用I-pipe 攔截常規Linux系統呼叫排程程式，並將系統呼叫定向到實現它們的系統。
實時系統呼叫，除了直接系統呼叫外，xenomai還實現了libcoblat實時庫，相當於glibc，通過libcoblat進行xenomai系統呼叫，以libcoblat庫函式sem_open為例，libcolat庫中C函式實現如下：
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庫呼叫系統呼叫使用巨集XENOMAI_SYSCALL5，XENOAI_SYSCALL巨集在\include\asm\xenomai\syscall.h中宣告，XENOMAI_SYSCALL5中的'5'代表'該系統呼叫有五個引數：
#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)
每個巨集中，內嵌另一個巨集DOSYSCALL，即實現系統呼叫的int指令：int $0x80。
#define DOSYSCALL "int $0x80\n\t"
系統呼叫過程硬體處理及中斷入口上節一致，從do_syscall_32_irqs_on開始不同，有ipipe後變成下面這樣子：
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;/*取出系統呼叫號*/
int ret;
ret = pipeline_syscall(ti, nr, regs);/*pipeline 攔截系統呼叫*/
......
done:
syscall_return_slowpath(regs);
}
套路和ipipe接管中斷類似，在關鍵路徑上攔截系統呼叫，然後呼叫ipipe_handle_syscall(ti, nr, regs)讓ipipe來接管處理:
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)) {/*執行在head域且者系統呼叫號超過linux*/
ipipe_fastcall_hook(regs); /*快速系統呼叫路徑*/
local_flags = READ_ONCE(ti->ipipe_flags);
if (local_flags & _TIP_HEAD) {
if (local_flags & _TIP_MAYDAY)
__ipipe_call_mayday(regs);
return 1; /* don't pass down, no tail work. */
} else {
sync_root_irqs();
return -1; /* don't 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; /* don't pass down, no tail work. */
if (ret)
return -1; /* don't pass down, do tail work. */
}
return 0; /* pass syscall down to the host. */
}
這個函式的處理邏輯是這樣，怎樣區分xenomai系統呼叫和linux系統呼叫？每個CPU架構不同linux系統呼叫總數不同，在x86系統中有300多個，用變數NR_syscalls表示,系統呼叫號與系統呼叫一一對應。首先獲取到的系統呼叫號nr >= NR_syscalls，不用多想，那這個系統呼叫是xenomai核心的系統呼叫。
另外還有個問題，如果是Linux非實時任務觸發的xenomai系統呼叫，或者xenomai 實時任務要呼叫linux的服務，這些交叉服務涉及實時任務與非實時任務在兩個核心之間執行，優先順序怎麼處理等問題。這些涉及cobalt_sysmodes[].
首先看怎麼區分一個任務是realtime還是no_realtime。在task_struct結構的頭有一個成員結構體thread_info，儲存著當前執行緒的資訊，ipipe在結構體thread_info中增加了兩個成員變數ipipe_flags和ipipe_data,ipipe_flags用來來標示一個執行緒是實時還是非實時，_TIP_HEAD置位表示已經是實時上下文。對於需要切換到xenomai上下文的系統呼叫_TIP_NOTIFY置位。
struct thread_info {
unsigned long flags; /* low level flags */
u32 status; /* thread synchronous flags */
#ifdef CONFIG_IPIPE
unsigned long ipipe_flags;
struct ipipe_threadinfo ipipe_data;
#endif
};
ipipe_handle_syscall處理邏輯：
1.對於已經在實時上下文的實時任務發起xenomai的系統呼叫，使用快速呼叫路徑函式ipipe_fastcall_hook(regs);
2.需要切換到實時上下文或者非實時呼叫實時的，使用慢速呼叫路徑：
__ipipe_notify_syscall(regs)
->ipipe_syscall_hook(caller_domain, regs)
快速呼叫ipipe_fastcall_hook(regs)內直接handle_head_syscall執行程式碼如下：
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);
.......
}
這個函式很複雜，涉及xenomai與linux之間很多聯絡，程式碼是簡化後的，先取出系統呼叫號，然後從cobalt_syscalls取出系統呼叫入口handler，然後執行handler(__xn_reg_arglist(regs))執行完成後將執行結果放到暫存器ax,後面的文章會詳細分析ipipe如何處理系統呼叫。
三、 64位系統呼叫
我們再來看 64 位的情況，系統呼叫，不是用中斷了，而是改用 syscall 指令。並且傳遞引數的暫存器也變了。
#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)
這裡將系統呼叫號使用__xn_syscode(op)處理了一下，把最高位置1，表示Cobalt系統呼叫,然後使用syscall 指令。
#define __COBALT_SYSCALL_BIT 0x10000000
#define __xn_syscode(__nr) (__COBALT_SYSCALL_BIT | (__nr))
syscall 指令還使用了一種特殊的暫存器，我們叫特殊模組暫存器（Model Specific Registers，簡稱 MSR）。這種暫存器是 CPU 為了完成某些特殊控制功能為目的的暫存器，其中就有系統呼叫。在系統初始化的時候，trap_init 除了初始化上面的中斷模式，這裡面還會呼叫 cpu_init->syscall_init。這裡面有這樣的程式碼：
wrmsrl(MSR_LSTAR, (unsigned long)entry_SYSCALL_64);
rdmsr 和 wrmsr 是用來讀寫特殊模組暫存器的。MSR_LSTAR 就是這樣一個特殊的暫存器， 當 syscall 指令呼叫的時候，會從這個暫存器裡面拿出函式地址來呼叫，也就是調entry_SYSCALL_64。
該函式在'entry_64.S'定義：
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 $__USER_CS /* pt_regs->cs */
pushq %rcx /* pt_regs->ip *//*儲存使用者太指令指標暫存器*/
GLOBAL(entry_SYSCALL_64_after_hwframe)
pushq %rax /* pt_regs->orig_ax */
PUSH_AND_CLEAR_REGS rax=$-ENOSYS
TRACE_IRQS_OFF
/* IRQs are off. */
movq %rsp, %rdi
call do_syscall_64 /* returns with IRQs disabled */
TRACE_IRQS_IRETQ /* we're about to change IF */
/*
* Try to use SYSRET instead of IRET if we're returning to
* a completely clean 64-bit userspace context. If we're not,
* go to the slow exit path.
*/
movq RCX(%rsp), %rcx
movq RIP(%rsp), %r11
cmpq %rcx, %r11 /* SYSRET requires RCX == RIP */
jne swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode
.......
testq $(X86_EFLAGS_RF|X86_EFLAGS_TF), %r11
jnz 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_EMPTY
POP_REGS pop_rdi=0 skip_r11rcx=1
/*
* Now all regs are restored except RSP and RDI.
* Save old stack pointer and switch to trampoline stack.
*/
movq %rsp, %rdi
movq PER_CPU_VAR(cpu_tss_rw + TSS_sp0), %rsp
pushq 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=%rdi
popq %rdi
popq %rsp
USERGS_SYSRET64
END(entry_SYSCALL_64)
這裡先儲存了很多暫存器到 pt_regs 結構裡面，例如使用者態的程式碼段、資料段、儲存引數的暫存器.
然後呼叫 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; /*取出系統呼叫號*/
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);
}
與32位一樣，ipipe攔截了系統呼叫，後面的處理流程類似所以，無論是 32 位，還是 64 位，都會到linux系統呼叫表 sys_call_table和xenomai系統呼叫表cobalt_syscalls[] 這裡來。
五、 實時系統呼叫表cobalt_syscalls
xenomai每個系統的系統系統呼叫號在\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 96
bind()函式在核心程式碼中對應的宣告和實現為：
/*宣告*/
#define COBALT_SYSCALL_DECL(__name, __args) \
long CoBaLt_ ## __name __args
static COBALT_SYSCALL_DECL(bind, lostage,
(struct cobalt_bindreq __user *u_breq))；
/*實現*/
#define COBALT_SYSCALL(__name, __mode, __args) \
long CoBaLt_ ## __name __args
static COBALT_SYSCALL(bind, lostage,
(struct cobalt_bindreq __user *u_breq)){......}
其中__name表示系統呼叫名對應bind、__mode表示該系統呼叫模式對應lostage。COBALT_SYSCALL展開定義的bind函式後如下：
long CoBaLt_bind(struct cobalt_bindreq __user *u_breq){......}
怎麼將CoBaLt_bind與系統呼叫號sc_cobalt_bind聯絡起來後放入cobalt_syscalls[]的呢？
在編譯過程中Makefile使用指令碼gen-syscall-entries.sh處理各個.c檔案中的COBALT_SYSCALL巨集,生成一個標頭檔案syscall_entries.h，裡面是對每個COBALT_SYSCALL巨集處理後後的項,以上面COBALT_SYSCALL(bind,...)為例syscall_entries.h中會生成如下兩項,第一項為系統呼叫入口，第二項為系統呼叫的模式：
#define __COBALT_CALL_ENTRIES __COBALT_CALL_ENTRY(bind)
#define __COBALT_CALL_MODES __COBALT_MODE(lostage)
實時系統呼叫表cobalt_syscalls[]定義在檔案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" /*該標頭檔案由指令碼生成*/
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巨集表示陣列空間大小為__NR_COBALT_SYSCALLS(128),每一項由__COBALT_CALL_ENTRIES定義，即指令碼標頭檔案syscall_entries.h中生成的每一項來填充:
#define __COBALT_CALL_ENTRY(__name) \
[sc_cobalt_ ## __name] = __syshand__(__name), \
__COBALT_CALL32_ENTRY(__name, __syshand__(__name))
__COBALT_CALL32_ENTRY是定義相容的系統呼叫，巨集展開如下，相當於在陣列的多個位置定義包含了同一項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,
最後bind系統呼叫在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*/
.....
};
相應的陣列cobalt_sysmodes[]中的內容如下：
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、實時系統呼叫許可權控制cobalt_sysmodes
上面說到，ipipe管理應用的系統呼叫時需要分清該系統呼叫是否合法，是否需要域切換等等。cobalt_sysmodes[]就是每個系統呼叫對應的模式，控制著每個系統呼叫的呼叫路徑。系統呼叫號為下標，值為具體模式。每個系統呼叫的sysmode如何生成見上一節，還是以實時應用的bind系統呼叫為例：
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中所有的系統呼叫模式定義如下：
/*xenomai\posix\syscall.c*/
#define __xn_exec_lostage 0x1 /*該系統呼叫必須執行在linux域*/
#define __xn_exec_histage 0x2 /*該系統呼叫必須執行在Xenomai域*/
#define __xn_exec_shadow 0x4 /*影子系統呼叫：必須對映呼叫方*/
#define __xn_exec_switchback 0x8 /*切換回切換； 呼叫者必須返回其原始模式*/
#define __xn_exec_current 0x10 /*在當前域中執行。*/
#define __xn_exec_conforming 0x20 /*在相容域（Xenomai或Linux）中執行*/
#define __xn_exec_adaptive 0x40 /* 在-ENOSYS上嘗試在相反的域中重新啟動系統呼叫 */
#define __xn_exec_norestart 0x80 /*收到訊號後不要重新啟動syscall*/
/*Shorthand初始化系統呼叫的簡寫*/
#define __xn_exec_init __xn_exec_lostage
/*Xenomai空間中shadow系統呼叫的簡寫*/
#define __xn_exec_primary (__xn_exec_shadow|__xn_exec_histage)
/*Linux空間中shadow系統呼叫的簡寫*/
#define __xn_exec_secondary (__xn_exec_shadow|__xn_exec_lostage)
/*Linux空間中syscall的簡寫，如果有shadow則切換回去*/
#define __xn_exec_downup (__xn_exec_lostage|__xn_exec_switchback)
/* 不可重啟主系統呼叫的簡寫 */
#define __xn_exec_nonrestartable (__xn_exec_primary|__xn_exec_norestart)
/*域探測系統呼叫以一致模式啟動。*/
#define __xn_exec_probing (__xn_exec_conforming|__xn_exec_adaptive)
/*將模式選擇移交給syscall。*/
#define __xn_exec_handover (__xn_exec_current|__xn_exec_adaptive)
使用一個無符號32 位數的每一位來表示一種模式，各模式註釋已經很清楚，不在解釋，後面文章解析ipipe是如何執行這些mode的。
使用一個無符號32 位數的每一位來表示一種模式，各模式註釋已經很清楚，不在解釋，後面文章解析ipipe是如何根據mode來處理的。
參考
英特爾® 64 位和 IA-32 架構軟體開發人員手冊第 3 卷 :系統程式設計指南
極客時間專欄-趣談Linux作業系統
《linux核心原始碼情景分析》