在探讨系统调用（system call）时，我们首先想到的可能是软中断、内核态和用户态。让我们从头开始，重新理解“系统调用”这个概念。

实际上，系统调用这个术语有两种解释。一些资料将open、read、write、fork等man手册第二页的函数称为系统调用，但实际上这些只是真正系统调用的封装函数（wrapper functions），我称之为广义上的系统调用。这些封装函数通过软中断陷入内核态，然后调用对应的真正的系统调用，通常是一一对应的。例如，fork函数内部会调用sys_fork，而后者才是严格意义上的系统调用，由内核提供的服务，我称之为狭义的系统调用。

系统调用的封装函数是由glibc实现的，而真正的系统调用是由内核实现的。你可能觉得这有点复杂，让我们看一下epoll的man手册，其末尾有一个版本声明：

翻译过来就是，Linux内核的2.5.44版本引入了epoll，而glibc的2.3.2版本开始支持epoll。

这里特别提到glibc的版本，是为了说明即使你的Linux内核版本支持epoll系统调用，但如果你的glibc版本不够，你仍然无法直接使用以epoll开头的那些函数。为什么需要glibc封装一层呢？主要是因为系统调用在实际调用时涉及到一些汇编指令（后文会详细介绍）。

尽管我已经解释了系统调用的两种理解，但还有一点需要注意：（广义上的）系统调用的具体实现与内核架构有关。我上述描述的过程主要基于Linux，但纵观整个Unix-like操作系统家族，实际上还有不同的声音。这就引出了单内核与微内核之争。

单内核与微内核的争论始于1992年，由国外的谭宁邦教授（Tanenbaum）和Linux的发明者林纳斯（Linus）展开。当时林纳斯还是一个刚崭露头角的小伙子，一年前他曾在校园网上发布了Linux内核。

单内核（Monolithic kernel），也称为宏内核，但我认为宏内核这个词可能会引起误解，所以我将一直使用单内核这个术语。Linux就是基于单内核的，这是较为传统的内核架构。内核提供多种服务，我们常用的文件IO、内存管理、网络相关的系统调用都在内核态运行，且都在同一地址空间内。

谭宁邦教授直言Linux采用单内核是在开历史倒车，是操作系统技术的倒退，回到七十年代。此前他也曾开源一个类Unix的操作系统，名为MINIX，而MINIX基于微内核。

微内核（Microkernel）提出时间比单内核晚，在学术界被视为新兴的技术。微内核采用模块化设计，将内核功能简化到最少，只提供基本功能，更多的功能在用户态运行，不同服务在不同地址空间运行，常用服务（如IO、内存管理）通过IPC调用组合提供。从这个角度看，微内核的扩展性更强，添加新功能无需重新编译内核，且由于内核服务间的隔离，使得操作系统更安全，一个服务崩溃不会影响其他服务。但问题也很明显，大量的IPC会影响性能。

微内核的理念与后来大型分布式系统中的SOA、微服务概念不谋而合。然而，历史并未如期发展，站在二十一世纪的第三个十年回望，Linux取得了空前的成功。时至今日，无论是MINIX还是其他，鲜有广泛使用的微内核操作系统（去年华为鸿蒙高调宣布采用单微内核架构，我们拭目以待）。当然，Linux的成功与其采用单内核架构并无直接关联，主要归功于其出色的开源社区运营模式（观点出自《大教堂与集市》）。

谭宁邦教授和林纳斯的这场论战在上世纪90年代引起了巨大反响，双方阵营都有多位技术大牛加入讨论。这场论战的记录至今仍常见诸报端。论战持续时间很长，从技术本身的争辩到后来双方的互相呛声，多年后两人也曾公开表达和解，表示双方只是技术之争，不涉及任何私人攻击。

在这场论战之前，这位老教授和这位年轻的发明者其实也有交集。谭宁邦教授曾出版过讲解Unix和操作系统的书籍，并随书附赠了MINIX的源码。林纳斯在发明Linux之前，确实通过这本书和MINIX的代码学习了操作系统知识。所以从某种意义上说，谭宁邦教授可以说是林纳斯的半个老师。

这场论战距今已近三十年，是争是吵，已无需纠结。这里不再展开具体细节，有兴趣的读者可以在互联网上找到当年的蛛丝马迹。

内核态、用户态与CPU的特权等级Intel x86 CPU的架构将所运行的指令划分为4个不同特权等级：ring 0、ring 1、ring 2、ring 3，通常称为保护环（protection ring）。从ring 0到ring 3，特权级别依次降低。Linux使用了ring 0和ring 3两个特权等级。运行在ring 0的程序被称为内核态（Kernel Space）程序，运行在ring 3的程序被称为用户态（User Space）程序。

图片来自网络

系统调用与软中断我们已经大致了解了什么是用户态，什么是内核态。那么，这与系统调用有什么关系呢？

请看下一张图：

图片来自网络

可以看到，在用户态和内核态的边界上画着线，这就是系统调用！也就是说，无论是单内核还是微内核，运行在用户态的应用程序想要使用某些只能在内核态执行的功能，必须通过系统调用来实现。所以你需要明白：进程从用户态陷入内核态是目的，而使用系统调用仅仅是达到该目的的手段。因果关系要理清楚。

接下来解释一下什么是软中断。要说软中断，先说一下中断（interrupt），如果你大学时学过《计算机组成与体系结构》这门课，你应该会记得。中断本身是一个硬件概念，就是打断CPU，让其执行其他任务，比如键盘中断、打印机中断、定时器中断等。软中断则是从软件层面模拟了这一中断操作。

网上许多资料会提到使用128号软中断指令（int 0x80）来使进程从用户态陷入内核态，执行完毕后使用iret指令返回用户态。但这是较为传统的老方法。随着CPU（Intel和AMD）的升级，Linux内核通常使用快速系统调用（Fast system calls）的sysenter/syscall指令代替int 0x80，使用sysexit/sysret代替iret。在运行软中断指令时，会使用一个寄存器来存储具体的系统调用号，例如在Linux上，read和write的系统调用号分别为0和1。

单内核与微内核上的系统调用有什么不同呢？就系统调用的实现原理而言，没有不同。所谓的差异实际上体现在系统调用的封装函数的种类上！前面提到，单内核内核提供许多服务。以Linux为代表，其系统调用种类繁多，有三百多种。可以查看：filippo.io/linux-syscal

而微内核操作系统，则没有这么多系统调用。例如，MINIX实际上只有三个系统调用（的封装函数）：

发送：_send()接收：_receive()发收一体：_sendrec()（基于老版本MINIX，最新的MINIX是否扩展了尚不清楚）

这当然不是说MINIX不支持open()、read()、write()和fork()。只是在MINIX系统上，这些功能本质上都是通过_send()、_receive()、_sendrec()实现的。所以准确来说，MINIX上与Linux的open()、read()、write()、fork()这些系统调用封装函数对应的，是_send()、_receive()、_sendrec()。

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