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;
do
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
36
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。
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