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/bootsect.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;void __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_table
表定义在 /usr/src/linux/arch/i386/kernel/entry.S 中， 同时在
/usr/src/linux/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
* rch/i386/Kernel/setup.S
* rch/i386/boot/compressed/head.S
* rch/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
#include
_syscall1(int,addtotal,int, num)
main()
{
int i,j;
do
printf(\"Please input a numbern\");
while(scanf(\"%d\",&i)==EOF);
if((j=addtotal(i))==-1)
printf(\"Error occurred in syscall-addtotal();n\");
printf(\"Total from 0 to %d is %d n\",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。