由于内核空间和用户空间之间的隔离，Syscalls（系统调用）会导致一些性能损失。因此，减少系统调用听起来是个好主意。
所以我的想法是，我们可以将系统调用打包成一个。因此，我们的想法是将系统调用和参数放在内存中的简单数据结构中。然后我们可以引入一个新的系统调用，我们给这个数据结构。如果一个（或所有）系统调用完成，内核然后可以并行触发所有功能并恢复线程。
我认为这种方法将成为并发编程（异步 I/O）的良好基础，并将通过允许在任何系统调用上并发并减少整体上下文切换来改进现有的 select/poll/epoll 解决方案。
为什么不这样做？
当用户抱怨 e2fsck(8) 编译错误导致数据丢失时，glibc 2.1.3 添加了链接时警告
“该
llseek功能可能很危险；请改用 `lseek64。”如果需要无警告编译，这会使此功能无法使用。
从 glibc 2.28 开始，这个函数符号不再可用于新链接的应用程序。
这背后有什么故事？
这个问题是为什么我们需要将缓冲区传递给系统调用才能返回信息的延伸？为什么系统调用不能在内部分配缓冲区？因为内存分配是将回调传递给系统调用的众多动机之一。
我想将分配回调传递给需要缓冲区的原始系统调用变体，因为原始系统调用可能会在写入缓冲区之前知道要分配的缓冲区大小。
许多文件系统 API（不仅仅是 posix/*nix，Windows/NT 也这样做）总是要求您传递 ax 字节路径缓冲区（x 将是 256 或 1024 或 4096 或 MAX_PATH）。您仍然必须将 x 传递给函数以指示缓冲区大小，如果它需要比缓冲区允许的更多空间，该函数可能会失败。
是否存在系统调用不能调用用户空间函数的限制？是否可能，但由于系统调用必须保留调用用户空间上下文和回调用户空间上下文而复杂？从线程切换的角度来看，所有系统调用是否都应该是原子的，并且从系统调用中调用用户空间代码会破坏这种原子性？
所以我不清楚的一件事是为什么从用户空间转换到内核空间是依赖于架构的。例如，用于进入内核空间的系统调用的 linux 内核 v5.4 代码对于x86 和不同的体系结构是不同的，并且包含依赖于体系结构的汇编指令，而不仅仅是 C 代码。
为什么会这样？为什么整个 linux 内核不能只用 C 编写……？
任何想法表示赞赏。
谢谢。
我首先调用 close(1)，然后使用 open() 系统调用打开一个文件。
open() 是否有可能返回 1，因为它将使用最低的空闲文件描述符？
我读过 open() 在这里使用最低的免费文件描述符。
我正在寻找系统调用方面的一些清晰度。我尝试通过直接调用系统调用来避免 vDSO clock_gettime。这是一个名为sys_clock_gettime.
int clock = CLOCK_MONOTONIC;
struct timespec ts;
if (syscall(__NR_clock_gettime, clock, &ts) == -1){
exit(-1);
}
该程序采用时钟的名称（CLOCK_BOOTTIME, CLOCK_MONOTONIC等...）和要进行的许多调用。例如，下面的代码片段将调用 100 次clock_gettime时钟CLOCK_BOOTTIME。
./sys_clock_gettime CLOCK_BOOTTIME 100
我试图ltrace弄清楚发生了什么：
ltrace -cS ./sys_clock_gettime CLOCK_BOOTTIME 100
% time seconds usecs/call calls function
------ ----------- ----------- --------- --------------------
77.41 0.006887 68 100 syscall
14.32 0.001274 12 100 clock_gettime
1.79 0.000159 159 1 brk
1.17 0.000104 104 1 exit
1.16 0.000103 51 2 strcmp
0.82 0.000073 14 5 mmap
0.65 0.000058 14 4 mprotect
0.61 0.000054 54 1 exit_group
0.51 0.000045 45 1 atoi
0.31 0.000028 14 2 openat
0.30 0.000027 13 2 fstat
0.29 0.000026 13 2 close
0.19 0.000017 17 1 munmap
0.17 0.000015 15 1 access
0.16 0.000014 14 1 read
0.15 0.000013 13 1 arch_prctl
------ ----------- ----------- --------- --------------------
100.00 0.008897 225 total
出于某种原因，有一个syscall条目和一个clock_gettime条目。您可以说这syscall是一个库条目，clock_gettime而是一个系统调用条目，因为如果您禁用其中的-S模式，ltrace它将不会显示。如果我对系统调用的执行时间感兴趣，我应该添加syscall和clock_gettime信息吗？出于某种原因，这只发生在我在 Amazon Linux 2 中运行它时，在我自己的计算机上的 Ubuntu VM 中运行时，我只得到一个SYS_clock_gettime条目，正如我所期望的那样。
现在，将它与另一个程序进行比较，我们称之为它vdso_clock_gettime，它采用相同的参数。
ltrace -cS ./vdso_clock_gettime CLOCK_BOOTTIME 100
% time seconds usecs/call calls function
------ ----------- ----------- --------- --------------------
85.82 0.004340 43 100 clock_gettime
3.08 0.000156 156 1 brk
2.02 0.000102 51 2 strcmp
1.90 0.000096 96 1 exit
1.38 0.000070 14 5 mmap
1.13 0.000057 14 4 mprotect
0.97 0.000049 49 1 exit_group
0.93 0.000047 47 1 atoi
0.59 0.000030 15 2 openat
0.51 0.000026 13 2 fstat
0.51 0.000026 13 2 close
0.32 0.000016 16 1 access
0.32 0.000016 16 1 munmap
0.26 0.000013 13 1 read
0.26 0.000013 13 1 arch_prctl
------ ----------- ----------- --------- --------------------
100.00 0.005057 125 total
如果我不从第一个程序的输出中添加syscall和clock_gettime条目，那么调用系统调用所需的总时间clock_gettime（12 微秒/调用）实际上比我在第二个中调用 vDSO 版本（43 微秒/调用）时要低程序。在我看来，这没有任何意义。只有当第一个程序的调用需要大约 80 微秒/调用（添加两个条目）时才有意义，因为 vDSO 应该加速这一点。
我知道在这个系统（内核 5.10）中，clock_gettime是通过 vDSO 加速的，因为当我运行下面的代码片段时，我没有得到任何输出：
strace -e clock_gettime,gettimeofday -- date >/dev/null
+++ exited with 0 +++
我不确定这是否相关，但时钟源设置为tsc. 关于这里发生了什么的任何想法？
编辑：查看实际跟踪，我开始认为调用syscall包括两者。
syscall(228, 7, 0x7ffd270f9c80, 0x1999999999999999 <unfinished ...>
clock_gettime@SYS(7, 0x7ffd270f9c80, 0x1999999999999999, 0x7ffd270fa70a) = 0
<... syscall resumed> )
我也尝试过nanosleep，如果我同时计算syscall和nanosleep调用，睡眠时间会加倍，这没有任何意义。我对么？
我编写了一个系统调用来搜索文件中的给定输入。但是我的代码不起作用，因为sys_read()不起作用。
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/unistd.h>
#include <asm/unistd.h>
#include <linux/fcntl.h>
#include <linux/syscalls.h>
asmlinkage long sys_search_phrase(int fd, char *phrase, char *buffer, int line)
{
printk("Search was here\n");
char arr[] = "\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0\0";
char *temp = arr;
int i = 0;
int temp_line = 1;
while(sys_read(fd, &temp[i], 1) == 1){
if(temp[i] == '\n' || temp[i] == 0x0 || temp[i] == '\0'){
temp[i] = 0;
if(i != 0){
//buffer now has a line
if(line <= 0 && contains(temp, phrase)) {
copy(buffer, temp);
return temp_line;
}
else if(line == temp_line && contains(temp, phrase)) {
copy(buffer, temp);
return temp_line;
}
temp_line++;
}
i=0;
continue;
}
i++;
}
return -1;
}
所以我尝试使用调试代码printk()，发现我的程序永远不会进入while循环。
内核 v4.4.202 Ubuntu 16.04
我正在阅读 Robert Love 的“Linux Kernel Development”，他写道系统调用在进程上下文中执行并且能够休眠。当前指针将指向当前任务，即发出系统调用的进程。
我不明白的是如果系统调用可以休眠，执行如何返回到系统调用？如果它在进程上下文中运行，它可以被唤醒并重新调度，但用户进程不能在内核空间中执行。内核是否在调用时创建一个任务/进程来执行系统调用？我知道来自用户空间的系统调用会导致陷阱切换到内核模式并执行相应的系统调用，但在阅读本文之前我假设系统调用无法休眠并被重新安排，但我理解为什么它们应该是能够。