鸿蒙os编码_鸿蒙OS的系统调用是如何实现的？ | 解读鸿蒙源码

本文将首先带您回顾“系统调用”的概念以及它的作用，然后从经典的Hello World开始，逐行代码层层分析——鸿蒙OS的系统调用是如何实现的。

写在前面

9月10号 华为开发者大会(HDC)上，华为向广大开发者宣布了鸿蒙2.0系统开源，源码托管在国内源码托管平台“码云”上：https://openharmony.gitee.com/

我也第一时间从码云下载了鸿蒙系统的源代码，并进行了编译和分析。当晚回看了HDC上的关于鸿蒙OS 2.0的主题演讲，个人最为好奇的是——这次开源的liteos-a内核。因为它支持了带MMU(内存管理单元)的ARM Cortex-A设备；我们知道，在带有MMU的处理器上，可以实现虚拟内存，进而实现进程之间的隔离、内核态和用户态的隔离等等这些功能。

系统调用简介

引用一张官方文档中的图片，看看liteos-a内核在整个系统中的位置。

在这里插入图片描述

这次开源的鸿蒙系统中同时包含了两个内核，分别是liteos-a和liteos-m，其中的liteos-m和以前开源的LiteOS相当，而liteos-a是面向应用处理器的操作系统内核，提供了更为丰富的内核功能。此前已经开源的LiteOS，只是一个实时操作系统(RTOS)，它主要面向的是内存和闪存配置都比较低的微控制器。

我们先来简单回顾一下操作系统课程的一个知识点——系统调用，以及为什么会有系统调用？它的作用是什么？如果你对于这两个问题以及了然于心，可以直接跳过本段，看后面的源码分析部分。

在微控制器这样的系统资源较少的硬件系统(比如STM32、MSP430、AVR、8051)上，通常直接裸跑程序(也就是不使用任何操作系统)，或者使用像FreeRTOS、Zephyr这一类的实时操作系统(RTOS)。这些实时操作系统中，应用程序和内核程序直接运行在同一个物理内存空间(因为这些设备一般没有MMU)上。而RTOS只提供了线程(或者叫任务)，线程间同步、互斥等基础设施；应用程序可以直接调用内核函数(用户程序和内核程序只是逻辑上的划分，本质上并没有太大不同)；一旦有一个线程发生异常，整个系统就会重启。

而在ARM Cortex-A、x86、x86-64这样的系统资源丰富的硬件系统上，SoC或CPU芯片内部一般集成了MMU，而且CPU有特权级别状态(状态寄存器的某些位)。基于特权级别状态，可以实现部分硬件相关的操作只能在内核态进行，例如访问外设等，用户态应用程序不能访问硬件设备。在这样的系统上，系统调用是用户态应用程序调用内核功能的请求入口。通俗的说，系统调用就是在有内核态和用户态隔离的操作系统上，用户态进程访问内核态资源的一种方式。

从Hello World开始

接下来，我们一起从鸿蒙系统源码分析它在liteos-a内核上是如何实现系统调用的。鸿蒙OS使用了musl libc，应用程序和系统服务都通过musl libc封装的系统调用API接口访问内核相关功能。

下面，我们就从经典的helloworld分析整个系统调用的流程。鸿蒙系统目前官方支持了三个芯片平台，分别是Hi3516DV300(双核ARM Cortex A-7 @ 900M Hz)，Hi3518EV300(单核ARM Cortex A-7 @ 900MHz 内置64MB DDR2内存)和Hi3861V100(单核RISC-V @160M Hz 内置 SRAM 和 Flash)。其中Hi3516和Hi3518是带有Cortex A7内核的芯片，鸿蒙系统在这两个平台使用的内核自然是liteos-a。根据官方指导文档，我们知道这两个平台的第一个应用程序示例都是helloworld，源码路径为：applications/sample/camera/app/src/helloworld.c，除去头部注释，代码内容为：

#include #include "los_sample.h"int main(int argc, char **argv){

printf("\n************************************************\n");

printf("\n\t\tHello OHOS!\n");

printf("\n************************************************\n\n");

LOS_Sample(g_num);

return 0;

}

musl libc的printf函数实现分析

文件路径：third_party/musl/src/stdio/printf.c：

int printf(const char *restrict fmt, ...){ int ret;

va_list ap;

va_start(ap, fmt);

ret = vfprintf(stdout, fmt, ap);

va_end(ap); return ret;

}

我们看到了，这里使用标准库的stdout作为第一个参数调用了vfprintf，我们继续向下分析third_party/musl/src/stdio/vfprintf.c文件：

int vfprintf(FILE *restrict f, const char *restrict fmt, va_list ap)

{// 删减若干和参数 f 无关的代码行

FLOCK(f);

olderr = f->flags & F_ERR; if (f->mode < 1) f->flags &= ~F_ERR; if (!f->buf_size) {

saved_buf = f->buf;

f->buf = internal_buf;

f->buf_size = sizeof internal_buf;

f->wpos = f->wbase = f->wend = 0;

} if (!f->wend && __towrite(f)) ret = -1; else ret = printf_core(f, fmt, &ap2, nl_arg, nl_type); if (saved_buf) {

f->write(f, 0, 0); if (!f->wpos) ret = -1;

f->buf = saved_buf;

f->buf_size = 0;

f->wpos = f->wbase = f->wend = 0;

} if (f->flags & F_ERR) ret = -1;

f->flags |= olderr;

FUNLOCK(f);

va_end(ap2); return ret;

}

这里，我们继续关注三处带有参数f的调用：__towrite(f)，printf_core(f, fmt, &ap2, nl_arg, nl_type)，f->write(f, 0, 0)；

其中，__towrite的实现位于third_party/musl/src/stdio/__towrite.c(可见和系统调用无关)：

int __towrite(FILE *f)

{

f->mode |= f->mode-1; if (f->flags & F_NOWR) {

f->flags |= F_ERR; return EOF;

} /* Clear read buffer (easier than summoning nasal demons) */

f->rpos = f->rend = 0; /* Activate write through the buffer. */

f->wpos = f->wbase = f->buf;

f->wend = f->buf + f->buf_size; return 0;

}

从内容上看，__towrite函数的作用是更新文件结构FILE的wpos、wbase、wend成员，以指向待写入实际文件的内存缓冲区域，同时将rpos、rend值为零。

printf_core的实现也位于src/stdio/vfprintf.c文件：

static int printf_core(FILE *f, const char *fmt, va_list *ap, union arg *nl_arg, int *nl_type){

// 删除了变量定义部分

for (;;) { /* This error is only specified for snprintf, but since it's

* unspecified for other forms, do the same. Stop immediately

* on overflow; otherwise %n could produce wrong results. */

if (l > INT_MAX - cnt) goto overflow; /* Update output count, end loop when fmt is exhausted */

cnt += l; if (!*s) break; /* Handle literal text and %% format specifiers */

for (a=s; *s && *s!='%'; s++); for (z=s; s[0]=='%' && s[1]=='%'; z++, s+=2); if (z-a > INT_MAX-cnt) goto overflow;

l = z-a; if (f) out(f, a, l); if (l) continue; if (isdigit(s[1]) && s[2]=='$') {

l10n=1;

argpos = s[1]-'0';

s+=3;

} else {

argpos = -1;

s++;

} /* Read modifier flags */

for (fl=0; (unsigned)*s-' '<32 && (FLAGMASK&(1U<

fl |= 1U<

if (*s=='*') { if (isdigit(s[1]) && s[2]=='$') {

l10n=1;

nl_type[s[1]-'0'] = INT;

w = nl_arg[s[1]-'0'].i;

s+=3;

} else if (!l10n) {

w = f ? va_arg(*ap, int) : 0;

s++;

} else goto inval; if (w<0) fl|=LEFT_ADJ, w=-w;

} else if ((w=getint(&s))<0) goto overflow; /* Read precision */

if (*s=='.' && s[1]=='*') { if (isdigit(s[2]) && s[3]=='$') {

nl_type[s[2]-'0'] = INT;

p = nl_arg[s[2]-'0'].i;

s+=4;

} else if (!l10n) {

p = f ? va_arg(*ap, int) : 0;

s+=2;

} else goto inval;

xp = (p>=0);

} else if (*s=='.') {

s++;

p = getint(&s);

xp = 1;

} else {

p = -1;

xp = 0;

} /* Format specifier state machine */

st=0; do { if (OOB(*s)) goto inval;

ps=st;

st=states[st]S(*s++);

} while (st-1

if (st==NOARG) { if (argpos>=0) goto inval;

} else { if (argpos>=0) nl_type[argpos]=st, arg=nl_arg[argpos]; else if (f) pop_arg(&arg, st, ap); else return 0;

} if (!f) continue;

z = buf + sizeof(buf);

prefix = "-+ 0X0x";

pl = 0;

t = s[-1]; /* Transform ls,lc -> S,C */

if (ps && (t&15)==3) t&=~32; /* - and 0 flags are mutually exclusive */

if (fl & LEFT_ADJ) fl &= ~ZERO_PAD; switch(t) { case 'n': switch(ps) { case BARE: *(int *)arg.p = cnt; break; case LPRE: *(long *)arg.p = cnt; break; case LLPRE: *(long long *)arg.p = cnt; break; case HPRE: *(unsigned short *)arg.p = cnt; break; case HHPRE: *(unsigned char *)arg.p = cnt; break; case ZTPRE: *(size_t *)arg.p = cnt; break; case JPRE: *(uintmax_t *)arg.p = cnt; break;

} continue; case 'p':

p = MAX(p, 2*sizeof(void*));

t = 'x';

fl |= ALT_FORM; case 'x': case 'X':

a = fmt_x(arg.i, z, t&32); if (arg.i && (fl & ALT_FORM)) prefix+=(t>>4), pl=2; if (0) { case 'o':

a = fmt_o(arg.i, z); if ((fl&ALT_FORM) && p

} if (0) { case 'd': case 'i':

pl=1; if (arg.i>INTMAX_MAX) {

arg.i=-arg.i;

} else if (fl & MARK_POS) {

prefix++;

} else if (fl & PAD_POS) {

prefix+=2;

} else pl=0; case 'u':

a = fmt_u(arg.i, z);

} if (xp && p<0) goto overflow; if (xp) fl &= ~ZERO_PAD; if (!arg.i && !p) {

a=z; break;

}

p = MAX(p, z-a + !arg.i); break; case 'c':

*(a=z-(p=1))=arg.i;

fl &= ~ZERO_PAD; break; case 'm': if (1) a = strerror(errno); else

case 's':

a = arg.p ? arg.p : "(null)";

z = a + strnlen(a, p<0 ? INT_MAX : p); if (p<0 && *z) goto overflow;

p = z-a;

fl &= ~ZERO_PAD; break; case 'C':

wc[0] = arg.i;

wc[1] = 0;

arg.p = wc;

p = -1; case 'S':

ws = arg.p; for (i=l=0; i

=0 && l<=p-i; i+=l); if (l<0) return -1; if (i > INT_MAX) goto overflow;

p = i;

pad(f, ' ', w, p, fl);

ws = arg.p; for (i=0; i<0U+p && *ws && i+(l=wctomb(mb, *ws++))<=p; i+=l)

out(f, mb, l);

pad(f, ' ', w, p, fl^LEFT_ADJ);

l = w>p ? w : p; continue; case 'e': case 'f': case 'g': case 'a': case 'E': case 'F': case 'G': case 'A': if (xp && p<0) goto overflow;

l = fmt_fp(f, arg.f, w, p, fl, t); if (l<0) goto overflow; continue;

} if (p < z-a) p = z-a; if (p > INT_MAX-pl) goto overflow; if (w < pl+p) w = pl+p; if (w > INT_MAX-cnt) goto overflow;

pad(f, ' ', w, pl+p, fl);

out(f, prefix, pl);

pad(f, '0', w, pl+p, fl^ZERO_PAD);

pad(f, '0', p, z-a, 0);

out(f, a, z-a);

pad(f, ' ', w, pl+p, fl^LEFT_ADJ);

l = w;

} if (f) return cnt; if (!l10n) return 0; for (i=1; i<=NL_ARGMAX && nl_type[i]; i++)

pop_arg(nl_arg+i, nl_type[i], ap); for (; i<=NL_ARGMAX && !nl_type[i]; i++); if (i<=NL_ARGMAX) goto inval; return 1;

inval: // 删除了错误处理代码overflow: // 删除了错误处理代码}

从注释和代码结构可以看出，这个函数实现了格式化字符串展开的主要流程，这里又调用了out和pad两个函数，从命名猜测应该分别是向内存缓冲区写入内容和填充内容的函数，它们的实现也位于vfprintf.c中：

static void out(FILE *f, const char *s, size_t l){ if (!(f->flags & F_ERR)) __fwritex((void *)s, l, f);

}static void pad(FILE *f, char c, int w, int l, int fl){ char pad[256]; if (fl & (LEFT_ADJ | ZERO_PAD) || l >= w) return;

l = w - l;

memset(pad, c, l>sizeof pad ? sizeof pad : l); for (; l >= sizeof pad; l -= sizeof pad) out(f, pad, sizeof pad); out(f, pad, l);

}

它们又调用了__fwritex，它的实现位于third_party/musl/src/stdio/fwrite.c：

size_t __fwritex(const unsigned char *restrict s, size_t l, FILE *restrict f)

{

size_t i=0; if (!f->wend && __towrite(f)) return 0; if (l > f->wend - f->wpos) return f->write(f, s, l); if (f->lbf >= 0) { /* Match /^(.*\n|)/ */

for (i=l; i && s[i-1] != '\n'; i--); if (i) {

size_t n = f->write(f, s, i); if (n < i) return n;

s += i;

l -= i;

}

}

memcpy(f->wpos, s, l);

f->wpos += l; return l+i;

}

这里又出现了vfprintf中出现的f->write(f, s, i)，下面我们就分析这个函数实际底是什么？

我们先找到它的定义prebuilts/lite/sysroot/usr/include/arm-liteos/bits/alltypes.h：

#if defined(__NEED_FILE) && !defined(__DEFINED_FILE)typedef struct _IO_FILE FILE;#define __DEFINED_FILE#endif

以及third_party/musl/src/internal/stdio_impl.h：

struct _IO_FILE {

unsigned flags; unsigned char *rpos, *rend; int (*close)(FILE *); unsigned char *wend, *wpos; unsigned char *mustbezero_1; unsigned char *wbase; size_t (*read)(FILE *, unsigned char *, size_t); size_t (*write)(FILE *, const unsigned char *, size_t); //

off_t (*seek)(FILE *, off_t, int); unsigned char *buf; size_t buf_size;

FILE *prev, *next; int fd; int pipe_pid; long lockcount; int mode; volatile int lock; int lbf; void *cookie; off_t off; char *getln_buf; void *mustbezero_2; unsigned char *shend; off_t shlim, shcnt;

FILE *prev_locked, *next_locked; struct __locale_struct *locale;};

我们再继续寻找stdout的各个成员值是什么？

可以找到third_party/musl/src/stdio/stdout.c文件中的：

static unsigned char buf[BUFSIZ+UNGET];

hidden FILE __stdout_FILE = {

.buf = buf+UNGET,

.buf_size = sizeof buf-UNGET,

.fd = 1, // fd 为 1 和多数UNIX系统一样

.flags = F_PERM | F_NORD,

.lbf = '\n',

.write = __stdout_write, //

.seek = __stdio_seek,

.close = __stdio_close,

.lock = -1,

};

FILE *const stdout = &__stdout_FILE; //

third_party/musl/src/stdio/__stdout_write.c文件中：

size_t __stdout_write(FILE *f, const unsigned char *buf, size_t len)

{ struct winsize wsz;

f->write = __stdio_write; if (!(f->flags & F_SVB) && __syscall(SYS_ioctl, f->fd, TIOCGWINSZ, &wsz))

f->lbf = -1; return __stdio_write(f, buf, len);

}

这段代码里调用了SYS_ioctl系统调用，但主体流程是下方的函数__stdio_write，它的实现在third_party/musl/src/stdio/__stdio_write.c文件中：

size_t __stdio_write(FILE *f, const unsigned char *buf, size_t len)

{ struct iovec iovs[2] = {

{ .iov_base = f->wbase, .iov_len = f->wpos-f->wbase },

{ .iov_base = (void *)buf, .iov_len = len }

}; struct iovec *iov = iovs;

size_t rem = iov[0].iov_len + iov[1].iov_len;

int iovcnt = 2;

ssize_t cnt; for (;;) {

cnt = syscall(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt); //

if (cnt == rem) {

f->wend = f->buf + f->buf_size;

f->wpos = f->wbase = f->buf; return len;

} if (cnt < 0) {

f->wpos = f->wbase = f->wend = 0;

f->flags |= F_ERR; return iovcnt == 2 ? 0 : len-iov[0].iov_len;

}

rem -= cnt; if (cnt > iov[0].iov_len) {

cnt -= iov[0].iov_len;

iov++; iovcnt--;

}

iov[0].iov_base = (char *)iov[0].iov_base + cnt;

iov[0].iov_len -= cnt;

}

}

至此，我们看到了printf函数最终调用到了两个系统调用SYS_ioctl和SYS_write。

musl libc的syscall函数实现分析

在上一节中，我们看到printf最终调用到了两个长得像系统调用的函数syscall和__syscall。

系统调用宏syscall的实现

在musl代码仓(third_party/musl)下搜索：

$ find . -name '*.h' | xargs grep --color -n '\ssyscall('./kernel/include/unistd.h:198:long syscall(long, ...);

./src/internal/syscall.h:44:#define syscall(...) __syscall_ret(__syscall(__VA_ARGS__))./include/unistd.h:199:long syscall(long, ...);

可以找到third_party/musl/src/internal/syscall.h：

#define __syscall(...) __SYSCALL_DISP(__syscall,__VA_ARGS__)#define syscall(...) __syscall_ret(__syscall(__VA_ARGS__))

这里可以看到它们两者都是宏，而syscall调用了__syscall，而__syscall又调用了__SYSCALL_DISP，它的实现也在同一个文件中：

#define __SYSCALL_NARGS_X(a,b,c,d,e,f,g,h,n,...) n#define __SYSCALL_NARGS(...) __SYSCALL_NARGS_X(__VA_ARGS__,7,6,5,4,3,2,1,0,)#define __SYSCALL_CONCAT_X(a,b) a##b#define __SYSCALL_CONCAT(a,b) __SYSCALL_CONCAT_X(a,b)#define __SYSCALL_DISP(b,...) __SYSCALL_CONCAT(b,__SYSCALL_NARGS(__VA_ARGS__))(__VA_ARGS__)

我们以__stdio_write中调用syscall处进行分析，即尝试展开syscall(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt)；

syscall(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt);

=> __syscall_ret(__syscall(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt)) // 展开syscall=> __syscall_ret(__SYSCALL_DISP(__syscall, SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt)); // 展开__syscall

先忽略最外层的 __syscall_ret，展开__SYSCALL_DISP部分：

__SYSCALL_DISP(__syscall, SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt)

=> __SYSCALL_CONCAT(__syscall, __SYSCALL_NARGS(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt))(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt) // 展开 __SYSCALL_DISP

忽略外层的__SYSCALL_CONCAT，展开__SYSCALL_NARGS_X部分：

__SYSCALL_NARGS(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt)

=> __SYSCALL_NARGS_X(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt,7,6,5,4,3,2,1,0,) // 展开 __SYSCALL_NARGS=> 3 // 展开 __SYSCALL_NARGS_X// SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt 和宏参数 a,b,c,d 对应// 7,6,5,4 和宏参数 e,f,g,h 对应// 3 和宏参数 n 对应// 宏表达式的值为 n 也就是 3，

回到 __SYSCALL_CONCAT 展开流程，

__SYSCALL_CONCAT(__syscall, __SYSCALL_NARGS(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt))

=> __SYSCALL_CONCAT(__syscall, 3)

=> __SYSCALL_CONCAT_X(__syscall, 3)

=> __syscall3

再回到__SYSCALL_DISP(__syscall, SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt)展开流程，结果应该是：

__SYSCALL_DISP(__syscall, SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt)

=> __syscall3(SYS_writev, f->fd, iov, iovcnt)

系统调用函数__syscall3的实现

这些__syscall[1-7]的系统调用包装宏定义如下：

#ifndef __scc#define __scc(X) ((long) (X)) // 转为long类型typedef long syscall_arg_t;#endif#define __syscall1(n,a) __syscall1(n,__scc(a))#define __syscall2(n,a,b) __syscall2(n,__scc(a),__scc(b))#define __syscall3(n,a,b,c) __syscall3(n,__scc(a),__scc(b),__scc(c)) //

继续搜索发现有多出匹配，我们关注arch/arm目录下的文件，因为ARM Cortext A7是Armv7-A指令集的32位CPU(如果是Armv8-A指令集的64位CPU则对应arch/aarch64下的文件)：

static inline long __syscall3(long n, long a, long b, long c)

{ register long r7 __ASM____R7__ = n; register long r0 __asm__("r0") = a; register long r1 __asm__("r1") = b; register long r2 __asm__("r2") = c;

__asm_syscall(R7_OPERAND, "0"(r0), "r"(r1), "r"(r2));

}

这段代码中还有三个宏，ASM____R7、__asm_syscall和R7_OPERAND：

#ifdef __thumb__#define __ASM____R7__#define __asm_syscall(...) do { \

__asm__ __volatile__ ( "mov %1,r7 ; mov r7,%2 ; svc 0 ; mov r7,%1" \

: "=r"(r0), "=&r"((int){0}) : __VA_ARGS__ : "memory"); \

return r0; \

} while (0)#else // __thumb__#define __ASM____R7__ __asm__("r7")#define __asm_syscall(...) do { \

__asm__ __volatile__ ( "svc 0" \

: "=r"(r0) : __VA_ARGS__ : "memory"); \

return r0; \

} while (0)#endif // __thumb__#ifdef __thumb2__#define R7_OPERAND "rI"(r7)#else#define R7_OPERAND "r"(r7)#endif

它们有两个实现版，分别对应于编译器THUMB选项的开启和关闭。这两种选项条件下的代码流程基本一致，以下仅以未开启THUMB选项为例进行分析。这两个宏展开后的__syscall3函数内容为：

static inline long __syscall3(long n, long a, long b, long c)

{ register long r7 __asm__("r7") = n; // 系统调用号

register long r0 __asm__("r0") = a; // 参数0

register long r1 __asm__("r1") = b; // 参数1

register long r2 __asm__("r2") = c; // 参数2

do { \

__asm__ __volatile__ ( "svc 0" \

: "=r"(r0) : "r"(r7), "0"(r0), "r"(r1), "r"(r2) : "memory"); \

return r0; \

} while (0);

}

这里最后的一个内嵌汇编比较复杂，它符合如下格式(具体细节可以查阅gcc内嵌汇编文档的扩展汇编说明)：

asm asm-qualifiers ( AssemblerTemplate

: OutputOperands

[ : InputOperands

[ : Clobbers ] ])

汇编模板为："svc 0", 输出参数部分为："=r"(r0)，输出寄存器为r0 输入参数部分为："r"(r7), "0"(r0), "r"(r1), "r"(r2)，输入寄存器为r7，r0，r1，r2，("0"的含义是，这个输入寄存器必须和输出寄存器第0个位置一样) Clobber部分为："memory"

这里我们只需要记住：系统调用号存放在r7寄存器，参数存放在r0,r1,r2，返回值最终会存放在r0中；

SVC指令，ARM Cortex A7手册 的解释为：

The SVC instruction causes a Supervisor Call exception. This provides a mechanism for unprivileged software to make a call to the operating system, or other system component that is accessible only at PL1.

翻译过来就是说

SVC指令会触发一个“特权调用”异常。这为非特权软件调用操作系统或其他只能在PL1级别访问的系统组件提供了一种机制。

详细的指令说明在

到这里，我们分析了鸿蒙系统上应用程序如何进入内核态，主要分析的是musl libc的实现。

liteos-a内核的系统调用实现分析

既然SVC能够触发一个异常，那么我们就要看看liteos-a内核是如何处理这个异常的。

ARM Cortex A7中断向量表

在ARM架构参考手册中，可以找到中断向量表的说明：

在这里插入图片描述

可以看到SVC中断向量的便宜地址是0x08，我们可以在kernel/liteos_a/arch/arm/arm/src/startup目录的reset_vector_mp.S文件和reset_vector_up.S文件中找到相关汇编代码：

__exception_handlers:

/*

*Assumption: ROM code has these vectors at the hardware reset address.

*A simple jump removes any address-space dependencies [i.e. safer]

*/

b reset_vector

b _osExceptUndefInstrHdl

b _osExceptSwiHdl

b _osExceptPrefetchAbortHdl

b _osExceptDataAbortHdl

b _osExceptAddrAbortHdl

b OsIrqHandler

b _osExceptFiqHdl

PS: kernel/liteos_a/arch/arm/arm/src/startup目录有两个文件reset_vector_mp.S文件和reset_vector_up.S文件分别对应多核和单核编译选项：

ifeq ($(LOSCFG_KERNEL_SMP), y)

LOCAL_SRCS += src/startup/reset_vector_mp.SelseLOCAL_SRCS += src/startup/reset_vector_up.Sendif

SVC中断处理函数

上面的汇编代码中可以看到，_osExceptSwiHdl函数就是SVC异常处理函数，具体实现在kernel/liteos_a/arch/arm/arm/src/los_hw_exc.S文件中：

@ Description: Software interrupt exception handler_osExceptSwiHdl:

SUB SP, SP, #(4 * 16) @ 栈增长

STMIA SP, {R0-R12} @ 保存R0-R12寄存器到栈上

MRS R3, SPSR @ 移动SPSR寄存器的值到R3

MOV R4, LR

AND R1, R3, #CPSR_MASK_MODE @ Interrupted mode

CMP R1, #CPSR_USER_MODE @ User mode

BNE OsKernelSVCHandler @ Branch if not user mode

@ we enter from user mode, we need get the values of USER mode r13(sp) and r14(lr).

@ stmia with ^ will return the user mode registers (provided that r15 is not in the register list).

MOV R0, SP

STMFD SP!, {R3} @ Save the CPSR

ADD R3, SP, #(4 * 17) @ Offset to pc/cpsr storage

STMFD R3!, {R4} @ Save the CPSR and r15(pc)

STMFD R3, {R13, R14}^ @ Save user mode r13(sp) and r14(lr)

SUB SP, SP, #4

PUSH_FPU_REGS R1

MOV FP, #0 @ Init frame pointer

CPSIE I 　　　　　　　　　　　　　@ Interrupt Enable

BLX OsArmA32SyscallHandle

CPSID I @ Interrupt Disable

POP_FPU_REGS R1

ADD SP, SP,#4

LDMFD SP!, {R3} @ Fetch the return SPSR

MSR SPSR_cxsf, R3 @ Set the return mode SPSR

@ we are leaving to user mode, we need to restore the values of USER mode r13(sp) and r14(lr).

@ ldmia with ^ will return the user mode registers (provided that r15 is not in the register list)

LDMFD SP!, {R0-R12}

LDMFD SP, {R13, R14}^ @ Restore user mode R13/R14

ADD SP, SP, #(2 * 4)

LDMFD SP!, {PC}^ @ Return to user

这段代码的注释较为清楚，可以看到，内核模式会继续调用OsKernelSVCHandler，用户模式会继续调用OsArmA32SyscallHandle函数；

OsArmA32SyscallHandle函数

我们这里分析的流程是从用户模式进入的，所以调用的是OsArmA32SyscallHandle，它的实现位于kernel/liteos_a/syscall/los_syscall.c文件：

/* The SYSCALL ID is in R7 on entry. Parameters follow in R0..R6 */LITE_OS_SEC_TEXT UINT32 *OsArmA32SyscallHandle(UINT32 *regs)

{

UINT32 ret;

UINT8 nArgs;

UINTPTR handle;

UINT32 cmd = regs[REG_R7];

if (cmd >= SYS_CALL_NUM) {

PRINT_ERR("Syscall ID: error %d !!!\n", cmd);

return regs;

}

if (cmd == __NR_sigreturn) {

OsRestorSignalContext(regs);

return regs;

}

handle = g_syscallHandle[cmd]; // 得到实际系统调用处理函数

nArgs = g_syscallNArgs[cmd / NARG_PER_BYTE]; /* 4bit per nargs */

nArgs = (cmd & 1) ? (nArgs >> NARG_BITS) : (nArgs & NARG_MASK);

if ((handle == 0) || (nArgs > ARG_NUM_7)) {

PRINT_ERR("Unsupport syscall ID: %d nArgs: %d\n", cmd, nArgs);

regs[REG_R0] = -ENOSYS;

return regs;

}

switch (nArgs) { // 以下各个case是实际函数调用

case ARG_NUM_0:

case ARG_NUM_1:

ret = (*(SyscallFun1)handle)(regs[REG_R0]);

break;

case ARG_NUM_2:

case ARG_NUM_3:

ret = (*(SyscallFun3)handle)(regs[REG_R0], regs[REG_R1], regs[REG_R2]);

break;

case ARG_NUM_4:

case ARG_NUM_5:

ret = (*(SyscallFun5)handle)(regs[REG_R0], regs[REG_R1], regs[REG_R2], regs[REG_R3],

regs[REG_R4]);

break;

default:

ret = (*(SyscallFun7)handle)(regs[REG_R0], regs[REG_R1], regs[REG_R2], regs[REG_R3],

regs[REG_R4], regs[REG_R5], regs[REG_R6]);

}

regs[REG_R0] = ret; // 返回值填入R0

OsSaveSignalContext(regs);

/* Return the last value of curent_regs. This supports context switches on return from the exception.

* That capability is only used with theSYS_context_switch system call.

*/

return regs;

}

这个函数中用到了个全局数组g_syscallHandle和g_syscallNArgs，它们的定义以及初始化函数也在同一个文件中：

static UINTPTR g_syscallHandle[SYS_CALL_NUM] = {0};static UINT8 g_syscallNArgs[(SYS_CALL_NUM + 1) / NARG_PER_BYTE] = {0};void SyscallHandleInit(void)

{#define SYSCALL_HAND_DEF(id, fun, rType, nArg) \

if ((id) < SYS_CALL_NUM) { \

g_syscallHandle[(id)] = (UINTPTR)(fun); \

g_syscallNArgs[(id) / NARG_PER_BYTE] |= \

((id) & 1) ? (nArg) << NARG_BITS : (nArg); \

}

#include "syscall_lookup.h"#undef SYSCALL_HAND_DEF}

其中SYSCALL_HAND_DEF宏的对齐格式我做了一点调整。

从g_syscallNArgs成员赋值以及定义的地方，能看出它的每个UINT8成员被用来存放两个系统调用的参数个数，从而实现更少的内存占用；

syscall_lookup.h文件和los_syscall.c位于同一目录，它记录了系统调用函数对照表，我们仅节取一部分：

SYSCALL_HAND_DEF(__NR_read, SysRead, ssize_t, ARG_NUM_3)

SYSCALL_HAND_DEF(__NR_write, SysWrite, ssize_t, ARG_NUM_3) //

SYSCALL_HAND_DEF(__NR_close, SysClose, int, ARG_NUM_1)

SYSCALL_HAND_DEF(__NR_creat, SysCreat, int, ARG_NUM_2)

SYSCALL_HAND_DEF(__NR_unlink, SysUnlink, int, ARG_NUM_1)#ifdef LOSCFG_KERNEL_DYNLOADSYSCALL_HAND_DEF(__NR_execve, SysExecve, int, ARG_NUM_3)#endif

看到这里，write系统调用的内核函数终于找到了——SysWrite。

到此，我们已经知道了liteos-a的系统调用机制是如何实现的。

liteos-a内核SysWrite的实现

SysWrite函数的实现位于kernel/liteos_a/syscall/fs_syscall.c文件：

ssize_t SysWrite(int fd, const void *buf, size_t nbytes)

{

int ret;

if (nbytes == 0) {

return 0;

}

if (!LOS_IsUserAddressRange((vaddr_t)(UINTPTR)buf, nbytes)) {

return -EFAULT;

}

/* Process fd convert to system global fd */

fd = GetAssociatedSystemFd(fd);

ret = write(fd, buf, nbytes); //

if (ret < 0) {

return -get_errno();

}

return ret;

}

它又调用了write？但是这一次是内核空间的write，不再是 musl libc，经过一番搜索，我们可以找到另一个文件third_party/NuttX/fs/vfs/fs_write.c中的write：

ssize_t write(int fd, FAR const void *buf, size_t nbytes) {#if CONFIG_NFILE_DESCRIPTORS > 0

FAR struct file *filep;

if ((unsigned int)fd >= CONFIG_NFILE_DESCRIPTORS)#endif

{ /* Write to a socket descriptor is equivalent to send with flags == 0 */#if defined(LOSCFG_NET_LWIP_SACK)

FAR const void *bufbak = buf;

ssize_t ret;

if (LOS_IsUserAddress((VADDR_T)(uintptr_t)buf)) {

if (buf != NULL && nbytes > 0) {

buf = malloc(nbytes);

if (buf == NULL) { /* 省略 错误处理 代码 */ }

if (LOS_ArchCopyFromUser((void*)buf, bufbak, nbytes) != 0) {/* 省略 */}

}

}

ret = send(fd, buf, nbytes, 0); // 这个分支是处理socket fd的

if (buf != bufbak) {

free((void*)buf);

}

return ret;#else

set_errno(EBADF);

return VFS_ERROR;#endif

}#if CONFIG_NFILE_DESCRIPTORS > 0

/* The descriptor is in the right range to be a file descriptor... write

* to the file.

*/

if (fd <= STDERR_FILENO && fd >= STDIN_FILENO) { /* fd : [0,2] */

fd = ConsoleUpdateFd();

if (fd < 0) {

set_errno(EBADF);

return VFS_ERROR;

}

}

int ret = fs_getfilep(fd, &filep);

if (ret < 0) {

/* The errno value has already been set */

return VFS_ERROR;

}

if (filep->f_oflags & O_DIRECTORY) {

set_errno(EBADF);

return VFS_ERROR;

}

if (filep->f_oflags & O_APPEND) {

if (file_seek64(filep, 0, SEEK_END) == -1) {

return VFS_ERROR;

}

}

/* Perform the write operation using the file descriptor as an index */

return file_write(filep, buf, nbytes);#endif}

找到这段代码，我们知道了：

liteos-a的vfs是在NuttX基础上实现的，NuttX是一个开源RTOS项目；

liteos-a的TCP/IP协议栈是基于lwip的，lwip也是一个开源项目；

这段代码中的write分为两个分支，socket fd调用lwip的send，另一个分支调用file_write；

至于，file_write如何调用到存储设备驱动程序，则是更底层的实现了，本文不在继续分析。

补充说明

本文内容均是基于鸿蒙系统开源项目OpenHarmony源码静态分析所整理，没有进行实际的运行环境调试，实际执行过程可能有所差异，希望发现错误的读者及时指正。文中所有路径均为整个openharmony源码树上的相对路径(而非liteos源码相对路径)。

参考链接

ARM Architecture Reference Manual ® ARMv7-A and ARMv7-R edition： https://developer.arm.com/docs/ddi0406/latest

本文参与了「解读鸿蒙源码」技术征文，欢迎正在阅读的你也加入。

原作者：思维