Linux 内核解读入门

针对好多Linux 爱好者对内核很有兴趣却无从下手，本文旨在介绍一种解读Linux内核源

码的入门方法，而不是解说Linux复杂的内核机制。

1．核心源程序的文件组织

（1）Linux核心源程序通常都安装在/usr/src/Linux下，而且它有一个非常简单的编号

约定：任何偶数的核心（例如2.0.30）都是一个稳定的发行的核心，而任何奇数的核心

（例如2.1.42）都是一个开发中的核心。

本文基于稳定的2.2.5源代码，第二部分的实现平台为 RedHat Linux 6.0。

（2）核心源程序的文件按树形结构进行组织，在源程序树的最上层你会看到这样一些目

录：

● Arch ：arch子目录包括了所有和体系结构相关的核心代码。它的每一个子目录都代

表一种支持的体系结构，例如i386就是关于intel cpu及与之相兼容体系结构的子目录。

PC机一般都基于此目录；

● Include: include子目录包括编译核心所需要的大部分头文件。与平台无关的头文件

在 include/linux子目录下，与 intel cpu相关的头文件在include/asm-i386子目录下

,而include/scsi目录则是有关scsi设备的头文件目录；

● Init：这个目录包含核心的初始化代码(注：不是系统的引导代码)，包含两个文件

main.c和Version.c，这是研究核心如何工作的一个非常好的起点；

● Mm ：这个目录包括所有独立于 cpu 体系结构的内存管理代码，如页式存储管理内存

的分配和释放等，而和体系结构相关的内存管理代码则位于arch/*/mm/，例如arch/i38

6/mm/Fault.c；

● Kernel：主要的核心代码，此目录下的文件实现了大多数Linux系统的内核函数，其

中最重要的文件当属sched.c，同样，和体系结构相关的代码在arch/*/kernel中；

● Drivers：放置系统所有的设备驱动程序;每种驱动程序又各占用一个子目录，如/bl

ock下为块设备驱动程序，比如ide（ide.c）。如果你希望查看所有可能包含文件系统的

设备是如何初始化的，你可以看drivers/block/genhd.c中的device_setup()。它不仅初

始化硬盘，也初始化网络，因为安装nfs文件系统的时候需要网络。

其他如Lib放置核心的库代码； Net,核心与网络相关的代码；Ipc,这个目录包含核心的

进程间通信的代码；Fs ,所有的文件系统代码和各种类型的文件操作代码，它的每一个

子目录支持一个文件系统，例如fat和ext2; Scripts, 此目录包含用于配置核心的脚本

文件等。

一般在每个目录下都有一个 .depend 文件和一个 Makefile 文件，这两个文件都是编译

时使用的辅助文件，仔细阅读这两个文件对弄清各个文件之间的联系和依托关系很有帮

助，而且在有的目录下还有Readme 文件，它是对该目录下的文件的一些说明，同样有利

于我们对内核源码的理解。

2．解读实战：为你的内核增加一个系统调用

虽然Linux 的内核源码用树形结构组织得非常合理、科学，把功能相关联的文件都放在

同一个子目录下，这样使得程序更具可读性。然而，Linux 的内核源码实在是太大而且

非常复杂，即便采用了很合理的文件组织方法，在不同目录下的文件之间还是有很多的

关联，分析核心的一部分代码通常要查看其他的几个相关的文件，而且可能这些文件还

不在同一个子目录下。

体系的庞大复杂和文件之间关联的错综复杂，可能就是很多人对其望而生畏的主要原因

。当然，这种令人生畏的劳动所带来的回报也是非常令人着迷的：你不仅可以从中学到

很多的计算机的底层的知识（如下面将讲到的系统的引导），体会到整个操作系统体系

结构的精妙和在解决某个具体细节问题时算法的巧妙，而且更重要的是在源码的分析过

程中，你就会被一点一点地、潜移默化地专业化；甚至，只要分析1/10的代码后，你就

会深刻地体会到，什么样的代码才是一个专业的程序员写的，什么样的代码是一个业余

爱好者写的。

为了使读者能更好的体会到这一特点，下面举了一个具体的内核分析实例，希望能通过

这个实例，使读者对 Linux 的内核组织有些具体的认识，读者从中也可以学到一些对内

核的分析方法。

以下即为分析实例：

（1）操作平台

硬件：cpu intel Pentium II ;

软件：Redhat Linux 6.0; 内核版本2.2.5

（2）相关内核源代码分析

① 系统的引导和初始化：Linux 系统的引导有好几种方式，常见的有 Lilo、Loadin引

导和Linux的自举引导（bootsect-loader）,而后者所对应源程序为arch/i386/boot/bo

otsect.S，它为实模式的汇编程序，限于篇幅在此不做分析。无论是哪种引导方式，最

后都要跳转到 arch/i386/Kernel/setup.S。 setup.S主要是进行时模式下的初始化，为

系统进入保护模式做准备。此后，系统执行 arch/i386/kernel/head.S (对经压缩后存

放的内核要先执行 arch/i386/boot/compressed/head.S)； head.S 中定义的一段汇编

程序setup_idt ，它负责建立一张256项的 idt 表(Interrupt Descriptor Table),此表

保存着所有自陷和中断的入口地址，其中包括系统调用总控程序 system_call 的入口地

址。当然，除此之外，head.S还要做一些其他的初始化工作。

② 系统初始化后运行的第一个内核程序asmlinkage void __init start_kernel(void)

定义在/usr/src/linux/init/main.c中,它通过调用usr/src/linux/arch/i386/kernel

/traps.c 中的一个函数 void __init trap_init(void) 把各自陷和中断服务程序的入

口地址设置到 idt 表中,其中系统调用总控程序 system_cal就是中断服务程序之一;vo

id __init trap_init(void)函数则通过调用一个宏 set_system_gate(SYSCALL_VECTOR

,&system_call)，把系统调用总控程序的入口挂在中断0x80上。

其中SYSCALL_VECTOR是定义在 /usr/src/linux/arch/i386/kernel/irq.h中的一个常量

0x80，而 system_call 即为中断总控程序的入口地址，中断总控程序用汇编语言定义

在/usr/src/linux/arch/i386/kernel/entry.S中。

③ 中断总控程序主要负责保存处理机执行系统调用前的状态,检验当前调用是否合法,并

根据系统调用向量，使处理机跳转到保存在 sys_call_table 表中的相应系统服务例程

的入口，从系统服务例程返回后恢复处理机状态退回用户程序。

而系统调用向量则定义在/usr/src/linux/include/asm-386/unistd.h 中，sys_call_t

able 表定义在 /usr/src/linux/arch/i386/kernel/entry.S 中，同时在 /usr/src/l

inux/include/asm-386/unistd.h 中也定义了系统调用的用户编程接口。

④ 由此可见 ,Linux 的系统调用也像 dos 系统的 int 21h 中断服务, 它把0x80 中断

作为总的入口, 然后转到保存在 sys_call_table 表中的各种中断服务例程的入口地址

, 形成各种不同的中断服务。

由以上源代码分析可知,要增加一个系统调用就必须在 sys_call_table 表中增加一项

,并在其中保存好自己的系统服务例程的入口地址,然后重新编译内核，当然，系统服务

例程是必不可少的。

由此可知，在此版Linux内核源程序<2.2.5>中,与系统调用相关的源程序文件就包括以下

这些:

* arch/i386/boot/bootsect.S

* arch/i386/Kernel/setup.S

* arch/i386/boot/compressed/head.S

* arch/i386/kernel/head.S

* nit/main.c

* rch/i386/kernel/traps.c

* rch/i386/kernel/entry.S

* rch/i386/kernel/irq.h

* nclude/asm-386/unistd.h

当然，这只是涉及到的几个主要文件。而事实上，增加系统调用真正要修改的文件只有

include/asm-386/unistd.h 和arch/i386/kernel/entry.S两个。

（3）源码的修改

① kernel/sys.c中增加系统服务例程如下：

asmlinkage int sys_addtotal(int numdata)

{

int i=0,enddata=0;

while(i<=numdata)

enddata+=i++;

return enddata;

}

该函数有一个 int 型入口参数 numdata , 并返回从 0 到 numdata 的累加值，然而也

可以把系统服务例程放在一个自己定义的文件或其他文件中，只是要在相应文件中作必

要的说明。

②把smlinkage int sys_addtotal( int) 的入口地址加到sys_call_table表中。

arch/i386/kernel/entry.S 中的最后几行源代码修改前为:

... ...

.long SYMBOL_NAME(sys_sendfile)

.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* streams1 */

.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* streams2 */

.long SYMBOL_NAME(sys_vfork) /* 190 */

.rept NR_syscalls-190

.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall)

.endr

修改后为: ... ...

.long SYMBOL_NAME(sys_sendfile)

.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* streams1 */

.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* streams2 */

.long SYMBOL_NAME(sys_vfork) /* 190 */

/* add by I */

.long SYMBOL_NAME(sys_addtotal)

.rept NR_syscalls-191

.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall)

.endr

③把增加的 sys_call_table 表项所对应的向量,在include/asm-386/unistd.h 中进行

必要申明,以供用户进程和其他系统进程查询或调用。

增加后的部分 /usr/src/linux/include/asm-386/unistd.h 文件如下:

... ...

#define __NR_sendfile 187

#define __NR_getpmsg 188

#define __NR_putpmsg 189

#define __NR_vfork 190

/* add by I */

#define __NR_addtotal 191

④ 测试程序(test.c)如下:

#include<linux/unistd.h>

#include<stdio.h>

_syscall1(int,addtotal,int, num)

main()

{

int i,j;

printf("Please input a number ");

while(scanf("%d",&i)==EOF);

if((j=addtotal(i))==-1)

printf("Error occurred in syscall-addtotal(); ");

printf("Total from 0 to %d is %d ",i,j);

}

对修改后的新的内核进行编译，并引导它作为新的操作系统，运行几个程序后可以发现

一切正常；在新的系统下对测试程序进行编译(注：由于原内核并未提供此系统调用，所

以只有在编译后的新内核下，此测试程序才可能被编译通过)，运行情况如下：

$gcc 杘 test test.c

$./test

Please input a number

Total from 0 to 36 is 666

可见，修改成功，而且对相关源码的进一步分析可知，在此版本的内核中,从/usr/src/

linux/arch/i386/kernel/entry.S 文件中对 sys_call_table 表的设置可以看出,有好

几个系统调用的服务例程都是定义在 /usr/src/linux/kernel/sys.c 中的同一个函数：

asmlinkage int sys_ni_syscall(void)

{

return -ENOSYS;

}

例如第188项和第189项就是如此:

... ...

.long SYMBOL_NAME(sys_sendfile)

.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* streams1 */

.long SYMBOL_NAME(sys_ni_syscall) /* streams2 */

.long SYMBOL_NAME(sys_vfork) /* 190 */

... ...

而这两项在文件 /usr/src/linux/include/asm-386/unistd.h 中却申明如下:

... ...

#define __NR_sendfile 187

#define __NR_getpmsg 188 /* some people actually want streams */

#define __NR_putpmsg 189 /* some people actually want streams */

#define __NR_vfork 190

由此可见,在此版本的内核源代码中,由于asmlinkage int sys_ni_syscall(void) 函数

并不进行任何操作,所以包括 getpmsg, putpmsg 在内的好几个系统调用都是不进行任何

操作的，即有待扩充的空调用；但它们却仍然占用着sys_call_table表项，估计这是设

计者们为了方便扩充系统调用而安排的，所以只需增加相应服务例程（如增加服务例程

getmsg或putpmsg），就可以达到增加系统调用的作用。

3．结束语

当然对于庞大复杂的 Linux而言，一篇文章远远不够，而且与系统调用相关的代码也只是内核中极其微小的一部分,重要的是方法,掌握好的分析方法，所以上述分析只是起个引导作用，而真正的分析还有待读者自己的努力。