内核版本：Linux-4.19
操作系统通过系统调用为运行于其上的进程提供服务。
那么，在应用程序内，调用一个系统调用的流程是怎样的呢？
我们以一个假设的系统调用 xyz() 为例，介绍一次系统调用的所有环节。
如上图所示，系统调用执行的流程如下：
1. 应用程序代码调用 xyz()，该函数是一个包装系统调用的库函数；
2. 库函数 xyz() 负责准备向内核传递的参数，并触发软中断以切换到内核；
3. CPU 被软中断打断后，执行中断处理函数，即系统调用处理函数（system_call）；
4. 系统调用处理函数调用系统调用服务例程（sys_xyz ），真正开始处理该系统调用。
系统调用的实现来自于Glibc，几乎所有 C 程序都要调用 Glibc 的动态链接库 libc.so 中的库函数。这些库函数的源码是不可见的，可通过 objdump 或 gdb 等工具对代码进行汇编反编译，摸清大体的过程。
我们可不必太过纠结，知道原理就好。
下面继续分析在内核中的实现过程。
Pure EABI user space always put syscall number into scno (r7).
当从用户态转为内核态时，系统会将 syscall number 存储在寄存器 R7 中，利用 R7 来传参。
在 entry-header.S 文件中，有如下代码：
scno .req r7 @ syscall number
tbl .req r8 @ syscall table pointer
why .req r8 @ Linux syscall (!= 0)
tsk .req r9 @ current thread_info
类似于给寄存器起了个“别名”。
最后通过
invoke_syscall tbl, scno, r10, __ret_fast_syscall
代码成功调用 syscall table 中的服务程序。
invoke_syscall 定义如下：
.macro invoke_syscall, table, nr, tmp, ret, reload=0
#ifdef CONFIG_CPU_SPECTRE
mov mp,
r
cmp mp, #NR_syscalls @ check upper syscall limit
movcs mp, #0
csdb
badr lr,
et @ return address
.if
eload
add r1, sp, #S_R0 + S_OFF @ pointer to regs
ldmccia r1, {r0 - r6} @ reload r0-r6
stmccia sp, {r4, r5} @ update stack arguments
.endif
ldrcc pc, [ able, mp, lsl #2] @ call sys_* routine
#else
cmp
r, #NR_syscalls @ check upper syscall limit
badr lr,
et @ return address
.if
eload
add r1, sp, #S_R0 + S_OFF @ pointer to regs
ldmccia r1, {r0 - r6} @ reload r0-r6
stmccia sp, {r4, r5} @ update stack arguments
.endif
ldrcc pc, [ able,
r, lsl #2] @ call sys_* routine
#endif
.endm
回看
invoke_syscall tbl, scno, r10, __ret_fast_syscall
这段代码。tbl 是指向的何处呢？
接下来，就简单的介绍一下 syscall table 这个表是怎样形成的。
查看代码我们发现，tbl 表示 sys_call_table 的地址：
adr tbl, sys_call_table @ load syscall table pointer
entry-common.S 中有这样一段代码：
syscall_table_start sys_call_table
#define COMPAT(nr, native, compat) syscall nr, native
#ifdef CONFIG_AEABI
#include <calls-eabi.S>
#else
#include <calls-oabi.S>
#endif
#undef COMPAT
syscall_table_end sys_call_table
calls-eabi.S 文件内容如下：
NATIVE(0, sys_restart_syscall)
NATIVE(1, sys_exit)
NATIVE(2, sys_fork)
NATIVE(3, sys_read)
NATIVE(4, sys_write)
NATIVE(5, sys_open)
NATIVE(6, sys_close)
NATIVE(8, sys_creat)
NATIVE(9, sys_link)
NATIVE(10, sys_unlink)
NATIVE(11, sys_execve)
NATIVE(12, sys_chdir)
NATIVE(14, sys_mknod)
NATIVE(15, sys_chmod)
NATIVE(16, sys_lchown16)
NATIVE(19, sys_lseek)
NATIVE(20, sys_getpid)
...
以上代码中宏的定义如下：
/* 定义 sys_call_table，并将 __sys_nr 清 0 */
.macro syscall_table_start, sym
.equ __sys_nr, 0
.type sym, #object
ENTRY(sym)
.endm
/* 检查序号错误，并利用 sys_ni_syscall 填充缺少的序号 */
.macro syscall, nr, func
.ifgt __sys_nr -
r
.error "Duplicated/unorded system call entry"
.endif
.rept
r - __sys_nr
.long sys_ni_syscall
.endr
.long func
.equ __sys_nr,
r + 1
.endm
/* 检查序号是否超过了 __NR_syscalls，如果不足的话，用 sys_ni_syscall 来填充 */
.macro syscall_table_end, sym
.ifgt __sys_nr - __NR_syscalls
.error "System call table too big"
.endif
.rept __NR_syscalls - __sys_nr
.long sys_ni_syscall
.endr
.size sym, . - sym
.endm
/* NATIVE 宏定义 */
#define NATIVE(nr, func) syscall nr, func
最后会通过SWI中断号调用到相关系统函数，如 sys_open，而 sys_open 的声明形式则如下所示， 1、2、3 由函数的形参所定，如在 source insight 中搜索到 sys_open 的函数定义，可搜索关键词 “SYSCALL_DEFINE3(open”。
#define SYSCALL_DEFINE1(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(1, _##name, __VA_ARGS__)
#define SYSCALL_DEFINE2(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(2, _##name, __VA_ARGS__)
#define SYSCALL_DEFINE3(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(3, _##name, __VA_ARGS__)
#define SYSCALL_DEFINE4(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(4, _##name, __VA_ARGS__)
#define SYSCALL_DEFINE5(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(5, _##name, __VA_ARGS__)
#define SYSCALL_DEFINE6(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(6, _##name, __VA_ARGS__)
到这里应该分析完了系统调用的大概过程，感谢大家花费宝贵的时间浏览，如果有什么问题欢迎探讨，后期会进行修改和补充！
部分参考于：www.cnblogs.com/fasionchan/p/9431784.html