前面说了操作系统启动时发生的事情，最后一个文件main.c中有这样一行代码：
if(!fork()){init();}这行代码就是启动第一个进程，对于windows来说就是启动桌面，对于linux来说就是打开shell。这一篇文章说说操作系统的接口以及实现，即上层应用是如何穿过接口进入操作系统的。
接口其实是一种抽象，比如插排，它将内部的电路全部封装起来，只提供两个插口，用电设备插上就能用；不用管插座内部是如何实现的。操作系统的接口也是如此，操作系统的接口其实就是一个个函数，知道它的功能然后直接调用就行，而不用管它内核里面是怎么实现的，因为这个函数是系统调用的，所以也称为系统调用。比如：write()、read()等等
POSIX（Portable Operating System Interface of Unix），POSIX标准定义了操作系统应该为应用程序提供的接口标准，目的是为了增强程序的可移植性。
前面说的是操作系统的接口，说白了就是一个个函数，调用它们就可以使用相应的功能。那这些系统调用到底是如何实现的呢？下面就来解解密。解决三个问题：
不能
如果能的话，那么你从网上下载一段程序就可能进入系统内核获取你的root密码，那么还有什么安全感呢？
但是操作系统和用户程序都是在内存里面，在内存里面是可以交换数据的呀？那为什么就不能直接使用jmp、mov或者函数调用直接进入操作系统内核呢？怎么实现的呢？
实现方法：利用硬件设计将内核程序与用户程序进行隔离，内核程序的所在的那段内存程称为核心态，用户程序所在的那段内存叫用户态。用户态的程序不能直接访问核心态的数据。
实现手段：利用CS的低两位CPL和DS的低两位DPL来实现隔离。首先在head.s里面建立gdt表的时候就将内核段DPL置为0，而CPL是当前指令的特权级，如果是在用户态，那么CPL就为3（如果是核心态就是0）；在访问某个地址的时候，要看有没有权限访问，0的特权级是高于3，如果CPL的特权级小于等于DPL的特权级，那么就不能访问；注意：如果CPL=DPL是可以访问的；比如CPL=0（说明是内核态），DPL=3（说明是用户态），CPL的特权级大于DPL的特权级，所以能访问。也就是说内核态能访问内存的任意区域。这个隔离对于跳转指令（jmp、mov）同样有效。
用户态不能直接访问内核态，那么有什么方法可以访问呢？方法肯定是有的，不然系统调用就实现不了了啊；用户态访问内核态只能通过一种途径，那就是中断，int指令将使CS中的CPL从3变为0，这样就可以访问了（即进入内核），这是用户程序发起的调用内核代码的唯一方式。并且这个中断号只能是0x80.
1，用户程序中包含一段包含int指令的代码
2，操作系统中有中断函数表，从中可以获取中断服务函数入口地址
3，操作系统执行中断服务函数
首先c代码里面的printf是这样的，printf(“%d”,a);在printf()内部其实是调用了系统函数write，而write函数的函数头其实是这样的：
ssize_t write(int fd, const void *buf, size_t count);fd：要进行写操作的文件描述词。
buf：需要输出的缓冲区
count：最大输出字节计数
可以看到，printf()函数的形参和write()的形参是不一样的，因此如果printf(“%d”,a)能调用write函数的话，肯定要对printf的形参进行处理，使其符合write函数的格式，或者说换一种方式调用。在printf()函数里面调用write()如下所示：
# include <unisted.h>
_syscall3(int, write, int, fd, const char* buf, off_t, count)可以看到其实利用的是_syscall3这个宏，这个宏的定义如下：
#define _syscall3(type,name,atype,a,btype,b,ctype,c)\
type name(atype a, btype b, ctype c) \
{ long __res;\
__asm__ volatile(“int 0x80”:”=a”(__res):””(__NR_##name),
”b”((long)(a)),”c”((long)(b)),“d”((long)(c)))); if(__res>=0) return
(type)__res; errno=-__res; return -1;}_syscall3这个宏调用之后就是展开成上面的一段汇编代码，比如write调用：
_syscall3(int, write, int, fd, const char* buf, off_t, count)就是将宏展开的代码中的
type=int,name=write,atype=int,a=fd,btype=const char * ,b=buf,ctype=off_t,c=count;用这些来替换；因此
type name(atype a, btype b, ctype c)就变成了
int write(int fd,const char * buf, off_t count)这样，展开的汇编代码一样跟着变。这里需要注意的是int0x80这个中断；前面已经说过在head.s里面会重新建立idt表，之后中断就是表示根据中断号查那个表，然后获取中断服务函数的入口地址，int0x80这个中断就是进入操作系统内核，这是上层应用进入操作系统的唯一手段，int 0x80相当于是操作系统的一个门户，接着看_syscall3宏定义下面的代码：
long __res;\
__asm__ volatile(“int 0x80”:”=a”(__res):””(__NR_##name),
”b”((long)(a)),”c”((long)(b)),“d”((long)(c)))); if(__res>=0) return
(type)__res; errno=-__res; return -1;这是一段内嵌汇编，冒号左边为输入，右边为输入，，上面代码最右边一个冒号右边是：”“表示与前面的a一样，即eax这个寄存器，所以”“(_NR##name)的意思就是将__NR_write赋值给eax这个寄存器，__NR_write称为系统调用号，后面有大用。
在linux/inlcude/unistd.h中
# define __NR_write 4 什么是系统调用号呢？所有的系统调用都是通过int 0x80这个中断来
调用的，那么如何区分是write调用还是read调用或者是其他调用呢？就是根据这个系统调用号来区分的，__NR_write表示write调用，会接着执行write对应的内核代码，__NR_read表示read调用，同理，其他的系统调用号也是如此。后面的
”b”((long)(a)),”c”((long)(b)),“d”((long)(c))就是把形参的a、b、c依次赋值给ebx、ecx、edx三个寄存器；输入完成之后就通过int 0x80这个中断号进入操作系统，int 0x80这条指令执行完之后，eax中就会存放int 0x80的返回值，然后将这个返回值赋值给__res，__res就是int write()这个系统调用的返回值。write这个系统调用也就结束了。
总结一下_syscall3这个宏的用法：
调用这个宏可以理解为调用一个函数，宏的定义：
#define _syscall3(type,name,atype,a,btype,b,ctype,c)
type 表示函数返回值，name表示函数名，后面分别是三个形参的类型和行参名。
name不同，系统调用号不同，所以调用_syscall3之后执行的代码不同，在宏里面通过
int 0x80进入系统内核并将指条指令的结果存在eax寄存器中，然后返回到宏的调用处。
具体再扒一下：
前面说的int 0x80都是用“这条指令“来表示了，那么int 0x80到底
是什么呢？int 0x80是进入中断服务函数的一条指令。
int 指令首先要查idt表转去哪里执行。
void sched_init(void)
{ set_system_gate(0x80,&system_call); }int 0x80对应的中断处理程序就是system_call，从这个init就知道这是一个初始化，0x80这个中断就是用后面这个system_call来处理，那么系统是怎么设置的呢？通过set_system_gate这个宏。
在linux/include/asm/system.h中
#define set_system_gate(n, addr) \
_set_gate(&idt[n],15,3,addr); //idt是中断向量表基址set_system_gate这个宏又调用了_set_gate这个宏，
在linux/include/asm/system.h中
#define _set_gate(gate_addr, type, dpl, addr)\
__asm__(“movw %%dx,%%ax\n\t” “movw %0,%%dx\n\t”\
“movl %%eax,%1\n\t” “movl %%edx,%2”:\
:”i”((short)(0x8000+(dpl<<13)+type<<8))),“o”(*(( \
char*)(gate_addr))),”o”(*(4+(char*)(gate_addr))),\
“d”((char*)(addr),”a”(0x00080000))这里我也看不懂，但是我知道_set_gate这个宏的作用就是建立一个类似这样的下图表，处理函数入口点偏移=system_call,DPL就是3，段选择符就是0x0008,即CS是8。
用户态的程序如果要进入内核，必须使用0x80号中断，那么就必须先要进入idt表。用户态的CPL=3，且idt表的DPL故意设置成3，因此能够跳到idt表，跳到idt表中之后就能找到之后程序跳转的地方，也就是中断服务函数的起始地址，CS就是段选择符（8），ip就是”处理函数入口点偏移“。记不记得setup.s里面有一行
jmpi 0,8这条指令表示根据gdt表跳转到内核代码的地址0处。CS=8，ip=system_call就是跳到内核的system_call这个函数；另外如果CS=8，那么CPL=0，因为CPL是CS最低两位。也就是说当前程序的特权级变了，变成内核态的了。完整流程：初始化的时候0x80号中断的DPL设成3，让用户态的代码能跳进来，跳进来之后根据CS=8将CPL设为0，到了内核态，到了内核态就什么都能干了，将来int 0x80返回的之后，CS最后两位肯定变成3，变成用户态。
中断处理函数system_call到底做了什么呢？
在linux/kernel/system_call.s中
nr_system_calls=72
.globl _system_call
_system_call: cmpl $nr_system_calls-1,%eax
ja bad_sys_call
push %ds push %es push %fs
pushl %edx pushl %ecx pushl %ebx //调用的参数
movl $0x10,%edx mov %dx,%ds mov %dx,%es //内核数据
movl $0x17,%edx mov %dx,%fs //fs可以找到用户数据
call _sys_call_table(,%eax,4) //a(,%eax,4)=a+4*eax
pushl %eax //返回值压栈，留着ret_from_sys_call时用
... //其他代码
ret_from_sys_call: popl %eax, 其他pop, iret前面都是压栈和赋值，接着调用了_sys_call_table(,%eax,4)。
a(,%eax,4)=a+4*eax_sys_call_table(,%eax,4)=_sys_call_table+4*%eax；这是一种寻址方式。eax是系统调用号，那_sys_call_table是什么？
在include/linux/sys.h中
fn_ptr sys_call_table[]=
{sys_setup, sys_exit, sys_fork, sys_read, sys_write,
...};
在include/linux/sched.h中
typedef int (fn_ptr*)();sys_call_table是一个fn_ptr类型的全局函数表，fn_ptr是一个函数指针，4个字节，这就是_sys_call_table+4*%eax；这里为什么要*4的原因，sys_call_table的每一项都是4个字节，然后就可以根据eax来知道要调用的真正中断服务函数的入口地址了，对于write系统函数来说，就是sys_write。
printf ->_syscall3 ->write -> int 0x80 -> system_call -> sys_call_table -> sys_write
printf通用_syscall3这个宏调用write函数，在write函数里面用system_call来处理int 0x80,在system_call中会调用system_call_table这个表，根据eax中存储的系统调用号就可以找到真正的sys_write了。
哈工大李志军操作系统