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xenomai 內核系統調用
解析系統調用是了解內核架構最有力的一把鑰匙，所以在解析xenomai內核之前先搞懂xenomai與linux兩個內核共存后系統調用是如何實現的。
為什么需要系統調用
linux內核中設置了一組用於實現系統功能的子程序，稱為系統調用。系統調用和普通庫函數調用非常相似，只是系統調用由操作系統核心提供，運行於內核態，而普通的函數調用由函數庫或用戶自己提供，運行於用戶態。
一般的，進程是不能訪問內核的。它不能訪問內核所占內存空間也不能調用內核函數。CPU硬件決定了這些（這就是為什么它被稱作“保護模式”。
為了和用戶空間上運行的進程進行交互，內核提供了一組接口。透過該接口，應用程序可以訪問硬件設備和其他操作系統資源。這組接口在應用程序和內核之間扮演了使者的角色，應用程序發送各種請求，而內核負責滿足這些請求(或者讓應用程序暫時擱置)。實際上提供這組接口主要是為了保證系統穩定可靠，避免應用程序肆意妄行，惹出大麻煩。
系統調用在用戶空間進程和硬件設備之間添加了一個中間層。該層主要作用有三個：
- 它為用戶空間提供了一種統一的硬件的抽象接口。比如當需要讀些文件的時候，應用程序就可以不去管磁盤類型和介質，甚至不用去管文件所在的文件系統到底是哪種類型。
- 系統調用保證了系統的穩定和安全。作為硬件設備和應用程序之間的中間人，內核可以基於權限和其他一些規則對需要進行的訪問進行裁決。舉例來說，這樣可以避免應用程序不正確地使用硬件設備，竊取其他進程的資源，或做出其他什么危害系統的事情。
- 每個進程都運行在虛擬系統中，而在用戶空間和系統的其余部分提供這樣一層公共接口，也是出於這種考慮。如果應用程序可以隨意訪問硬件而內核又對此一無所知的話，幾乎就沒法實現多任務和虛擬內存，當然也不可能實現良好的穩定性和安全性。在Linux中，系統調用是用戶空間訪問內核的惟一手段；除異常和中斷外，它們是內核惟一的合法入口。
Linux加上實時系統內核xenomai后，實時任務常調用xenomai系統調用來完成實時的服務，如果實時任務需要用到linux的服務，還會調用linux的系統調用。
一、32位Linux系統調用
linux應用程序除直接系統調用外還會由glibc觸發系統調用，glibc為了提高應用程序的性能，對一些系統調用進行了封裝。
32位系統系統調用使用軟中斷int 0x80指令實現，軟中斷屬於異常的一種，通過它陷入(trap)內核，trap在整理的文檔x86 Linux中斷系統有說明。tarp_init()中設置IDT（Interrupt Descriptor Table 每個中斷處理程序的地址都保存在一個特殊的位置）由關int 0x80的IDT如下：
static const __initconst struct idt_data def_idts[] = {
......
SYSG(IA32_SYSCALL_VECTOR, entry_INT80_32),
......
};
當生系統調用時，硬件根據向量號在 IDT 中找到對應的表項，即中斷描述符，進行特權級檢查，發現 DPL = CPL = 3 ，允許調用。然后硬件將切換到內核棧 (tss.ss0 : tss.esp0)。接着根據中斷描述符的 segment selector 在 GDT / LDT 中找到對應的段描述符，從段描述符拿到段的基址，加載到 cs 。將 offset 加載到 eip。最后硬件將 ss / sp / eflags / cs / ip / error code 依次壓到內核棧。於是開始執行entry_INT80_32函數，該函數在entry_32.S定義：
ENTRY(entry_INT80_32)
ASM_CLAC
pushl %eax /* pt_regs->orig_ax */
SAVE_ALL pt_regs_ax=$-ENOSYS /* *存儲當前用戶態寄存器，保存在pt_regs結構里*/
/*
* User mode is traced as though IRQs are on, and the interrupt gate
* turned them off.
*/
TRACE_IRQS_OFF
movl %esp, %eax
call do_int80_syscall_32
.Lsyscall_32_done:
.......
.Lirq_return:
INTERRUPT_RETURN/*iret 指令將原來用戶態保存的現場恢復回來，包含代碼段、指令指針寄存器等。這時候用戶態
進程恢復執行。*/
在內核棧的最高地址端，存放的是結構 pt_regs，首先通過 push 和 SAVE_ALL 將當前用戶態的寄存器，保存在棧中 pt_regs 結構里面.保存完畢后，關閉中斷，將當前棧指針保存到 eax，即do_int80_syscall_32的參數1。
調用do_int80_syscall_32=>do_syscall_32_irqs_on。先看看沒有ipipe時Linux實現如下：
__always_inline void do_syscall_32_irqs_on(struct pt_regs *regs)
{
struct thread_info *ti = pt_regs_to_thread_info(regs);
unsigned int nr = (unsigned int)regs->orig_ax;
.....
if (likely(nr < IA32_NR_syscalls)) {
nr = array_index_nospec(nr, IA32_NR_syscalls);
regs->ax = ia32_sys_call_table[nr]( /*根據系統調用號索引直接執行*/
(unsigned int)regs->bx, (unsigned int)regs->cx,
(unsigned int)regs->dx, (unsigned int)regs->si,
(unsigned int)regs->di, (unsigned int)regs->bp);
}
syscall_return_slowpath(regs);
}
在這里，將系統調用號從pt_reges中eax 里面取出來，然后根據系統調用號，在系統調用表中找到相應的函數進行調用，並將寄存器中保存的參數取出來，作為函數參數。如果仔細比對，就能發現，這些參數所對應的寄存器，和 Linux 的注釋是一樣的。ia32_sys_call_table系統調用表生成后面解析(此圖來源於網絡)。
相關內核調用執行完后，一直返回到 do_syscall_32_irqs_on ，如果系統調用有返回值，會被保存到 regs->ax 中。接着返回 entry_INT80_32 繼續執行，最后執行 INTERRUPT_RETURN 。 INTERRUPT_RETURN 在 arch/x86/include/asm/irqflags.h 中定義為 iret ，iret 指令將原來用戶態保存的現場恢復回來，包含代碼段、指令指針寄存器等。這時候用戶態進程恢復執行。
系統調用執行完畢。
二、32位實時系統調用
Xenomai使用I-pipe 攔截常規Linux系統調用調度程序，並將系統調用定向到實現它們的系統。
實時系統調用，除了直接系統調用外，xenomai還實現了libcoblat實時庫，相當於glibc，通過libcoblat進行xenomai系統調用，以libcoblat庫函數sem_open為例，libcolat庫中C函數實現如下：
COBALT_IMPL(sem_t *, sem_open, (const char *name, int oflags, ...))
{
......
err = XENOMAI_SYSCALL5(sc_cobalt_sem_open,
&rsem, name, oflags, mode, value);
if (err == 0) {
if (rsem != sem)
free(sem);
return &rsem->native_sem;
}
.......
return SEM_FAILED;
}
libcolat庫調用系統調用使用宏XENOMAI_SYSCALL5，XENOAI_SYSCALL宏在\include\asm\xenomai\syscall.h中聲明，XENOMAI_SYSCALL5中的'5'代表'該系統調用有五個參數：
#define XENOMAI_DO_SYSCALL(nr, op, args...) \
({ \
unsigned __resultvar; \
asm volatile ( \
LOADARGS_##nr \
"movl %1, %%eax\n\t" \
DOSYSCALL \
RESTOREARGS_##nr \
: "=a" (__resultvar) \
: "i" (__xn_syscode(op)) ASMFMT_##nr(args) \
: "memory", "cc"); \
(int) __resultvar; \
})
#define XENOMAI_SYSCALL0(op) XENOMAI_DO_SYSCALL(0,op)
#define XENOMAI_SYSCALL1(op,a1) XENOMAI_DO_SYSCALL(1,op,a1)
#define XENOMAI_SYSCALL2(op,a1,a2) XENOMAI_DO_SYSCALL(2,op,a1,a2)
#define XENOMAI_SYSCALL3(op,a1,a2,a3) XENOMAI_DO_SYSCALL(3,op,a1,a2,a3)
#define XENOMAI_SYSCALL4(op,a1,a2,a3,a4) XENOMAI_DO_SYSCALL(4,op,a1,a2,a3,a4)
#define XENOMAI_SYSCALL5(op,a1,a2,a3,a4,a5) XENOMAI_DO_SYSCALL(5,op,a1,a2,a3,a4,a5)
每個宏中，內嵌另一個宏DOSYSCALL，即實現系統調用的int指令：int $0x80。
#define DOSYSCALL "int $0x80\n\t"
系統調用過程硬件處理及中斷入口上節一致，從do_syscall_32_irqs_on開始不同，有ipipe后變成下面這樣子：
static __always_inline void do_syscall_32_irqs_on(struct pt_regs *regs)
{
struct thread_info *ti = current_thread_info();
unsigned int nr = (unsigned int)regs->orig_ax;/*取出系統調用號*/
int ret;
ret = pipeline_syscall(ti, nr, regs);/*pipeline 攔截系統調用*/
......
done:
syscall_return_slowpath(regs);
}
套路和ipipe接管中斷類似，在關鍵路徑上攔截系統調用，然后調用ipipe_handle_syscall(ti, nr, regs)讓ipipe來接管處理:
int ipipe_handle_syscall(struct thread_info *ti,
unsigned long nr, struct pt_regs *regs)
{
unsigned long local_flags = READ_ONCE(ti->ipipe_flags);
int ret;
if (nr >= NR_syscalls && (local_flags & _TIP_HEAD)) {/*運行在head域且者系統調用號超過linux*/
ipipe_fastcall_hook(regs); /*快速系統調用路徑*/
local_flags = READ_ONCE(ti->ipipe_flags);
if (local_flags & _TIP_HEAD) {
if (local_flags & _TIP_MAYDAY)
__ipipe_call_mayday(regs);
return 1; /* don't pass down, no tail work. */
} else {
sync_root_irqs();
return -1; /* don't pass down, do tail work. */
}
}
if ((local_flags & _TIP_NOTIFY) || nr >= NR_syscalls) {
ret =__ipipe_notify_syscall(regs);
local_flags = READ_ONCE(ti->ipipe_flags);
if (local_flags & _TIP_HEAD)
return 1; /* don't pass down, no tail work. */
if (ret)
return -1; /* don't pass down, do tail work. */
}
return 0; /* pass syscall down to the host. */
}
這個函數的處理邏輯是這樣，怎樣區分xenomai系統調用和linux系統調用？每個CPU架構不同linux系統調用總數不同，在x86系統中有300多個，用變量NR_syscalls表示,系統調用號與系統調用一一對應。首先獲取到的系統調用號nr >= NR_syscalls，不用多想，那這個系統調用是xenomai內核的系統調用。
另外還有個問題，如果是Linux非實時任務觸發的xenomai系統調用，或者xenomai 實時任務要調用linux的服務，這些交叉服務涉及實時任務與非實時任務在兩個內核之間運行，優先級怎么處理等問題。這些涉及cobalt_sysmodes[].
首先看怎么區分一個任務是realtime還是no_realtime。在task_struct結構的頭有一個成員結構體thread_info，存儲着當前線程的信息，ipipe在結構體thread_info中增加了兩個成員變量ipipe_flags和ipipe_data,ipipe_flags用來來標示一個線程是實時還是非實時，_TIP_HEAD置位表示已經是實時上下文。對於需要切換到xenomai上下文的系統調用_TIP_NOTIFY置位。
struct thread_info {
unsigned long flags; /* low level flags */
u32 status; /* thread synchronous flags */
#ifdef CONFIG_IPIPE
unsigned long ipipe_flags;
struct ipipe_threadinfo ipipe_data;
#endif
};
ipipe_handle_syscall處理邏輯：
1.對於已經在實時上下文的實時任務發起xenomai的系統調用，使用快速調用路徑函數ipipe_fastcall_hook(regs);
2.需要切換到實時上下文或者非實時調用實時的，使用慢速調用路徑：
__ipipe_notify_syscall(regs)
->ipipe_syscall_hook(caller_domain, regs)
快速調用ipipe_fastcall_hook(regs)內直接handle_head_syscall執行代碼如下：
static int handle_head_syscall(struct ipipe_domain *ipd, struct pt_regs *regs)
{
....
code = __xn_syscall(regs);
nr = code & (__NR_COBALT_SYSCALLS - 1);
......
handler = cobalt_syscalls[code];
sysflags = cobalt_sysmodes[nr];
........
ret = handler(__xn_reg_arglist(regs));
.......
__xn_status_return(regs, ret);
.......
}
這個函數很復雜，涉及xenomai與linux之間很多聯系，代碼是簡化后的，先取出系統調用號，然后從cobalt_syscalls取出系統調用入口handler，然后執行handler(__xn_reg_arglist(regs))執行完成后將執行結果放到寄存器ax,后面的文章會詳細分析ipipe如何處理系統調用。
三、 64位系統調用
我們再來看 64 位的情況，系統調用，不是用中斷了，而是改用 syscall 指令。並且傳遞參數的寄存器也變了。
#define DO_SYSCALL(name, nr, args...) \
({ \
unsigned long __resultvar; \
LOAD_ARGS_##nr(args) \
LOAD_REGS_##nr \
asm volatile ( \
"syscall\n\t" \
: "=a" (__resultvar) \
: "0" (name) ASM_ARGS_##nr \
: "memory", "cc", "r11", "cx"); \
(int) __resultvar; \
})
#define XENOMAI_DO_SYSCALL(nr, op, args...) \
DO_SYSCALL(__xn_syscode(op), nr, args)
#define XENOMAI_SYSBIND(breq) \
XENOMAI_DO_SYSCALL(1, sc_cobalt_bind, breq)
這里將系統調用號使用__xn_syscode(op)處理了一下，把最高位置1，表示Cobalt系統調用,然后使用syscall 指令。
#define __COBALT_SYSCALL_BIT 0x10000000
#define __xn_syscode(__nr) (__COBALT_SYSCALL_BIT | (__nr))
syscall 指令還使用了一種特殊的寄存器，我們叫特殊模塊寄存器（Model Specific Registers，簡稱 MSR）。這種寄存器是 CPU 為了完成某些特殊控制功能為目的的寄存器，其中就有系統調用。在系統初始化的時候，trap_init 除了初始化上面的中斷模式，這里面還會調用 cpu_init->syscall_init。這里面有這樣的代碼：
wrmsrl(MSR_LSTAR, (unsigned long)entry_SYSCALL_64);
rdmsr 和 wrmsr 是用來讀寫特殊模塊寄存器的。MSR_LSTAR 就是這樣一個特殊的寄存器， 當 syscall 指令調用的時候，會從這個寄存器里面拿出函數地址來調用，也就是調entry_SYSCALL_64。
該函數在'entry_64.S'定義：
ENTRY(entry_SYSCALL_64)
UNWIND_HINT_EMPTY
......
swapgs
/*
* This path is only taken when PAGE_TABLE_ISOLATION is disabled so it
* is not required to switch CR3.
*/
movq %rsp, PER_CPU_VAR(rsp_scratch)
movq PER_CPU_VAR(cpu_current_top_of_stack), %rsp
/* Construct struct pt_regs on stack */
pushq $__USER_DS /* pt_regs->ss */
pushq PER_CPU_VAR(rsp_scratch) /* pt_regs->sp */
pushq %r11 /* pt_regs->flags */
pushq $__USER_CS /* pt_regs->cs */
pushq %rcx /* pt_regs->ip *//*保存用戶太指令指針寄存器*/
GLOBAL(entry_SYSCALL_64_after_hwframe)
pushq %rax /* pt_regs->orig_ax */
PUSH_AND_CLEAR_REGS rax=$-ENOSYS
TRACE_IRQS_OFF
/* IRQs are off. */
movq %rsp, %rdi
call do_syscall_64 /* returns with IRQs disabled */
TRACE_IRQS_IRETQ /* we're about to change IF */
/*
* Try to use SYSRET instead of IRET if we're returning to
* a completely clean 64-bit userspace context. If we're not,
* go to the slow exit path.
*/
movq RCX(%rsp), %rcx
movq RIP(%rsp), %r11
cmpq %rcx, %r11 /* SYSRET requires RCX == RIP */
jne swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode
.......
testq $(X86_EFLAGS_RF|X86_EFLAGS_TF), %r11
jnz swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode
/* nothing to check for RSP */
cmpq $__USER_DS, SS(%rsp) /* SS must match SYSRET */
jne swapgs_restore_regs_and_return_to_usermode
/*
* We win! This label is here just for ease of understanding
* perf profiles. Nothing jumps here.
*/
syscall_return_via_sysret:
/* rcx and r11 are already restored (see code above) */
UNWIND_HINT_EMPTY
POP_REGS pop_rdi=0 skip_r11rcx=1
/*
* Now all regs are restored except RSP and RDI.
* Save old stack pointer and switch to trampoline stack.
*/
movq %rsp, %rdi
movq PER_CPU_VAR(cpu_tss_rw + TSS_sp0), %rsp
pushq RSP-RDI(%rdi) /* RSP */
pushq (%rdi) /* RDI */
/*
* We are on the trampoline stack. All regs except RDI are live.
* We can do future final exit work right here.
*/
SWITCH_TO_USER_CR3_STACK scratch_reg=%rdi
popq %rdi
popq %rsp
USERGS_SYSRET64
END(entry_SYSCALL_64)
這里先保存了很多寄存器到 pt_regs 結構里面，例如用戶態的代碼段、數據段、保存參數的寄存器.
然后調用 entry_SYSCALL64_slow_pat->do_syscall_64。
__visible void do_syscall_64(struct pt_regs *regs)
{
struct thread_info *ti = current_thread_info();
unsigned long nr = regs->orig_ax; /*取出系統調用號*/
int ret;
enter_from_user_mode();
enable_local_irqs();
ret = ipipe_handle_syscall(ti, nr & __SYSCALL_MASK, regs);
if (ret > 0) {
disable_local_irqs();
return;
}
if (ret < 0)
goto done;
......
if (likely((nr & __SYSCALL_MASK) < NR_syscalls)) {
nr = array_index_nospec(nr & __SYSCALL_MASK, NR_syscalls);
regs->ax = sys_call_table[nr](
regs->di, regs->si, regs->dx,
regs->r10, regs->r8, regs->r9);
}
done:
syscall_return_slowpath(regs);
}
與32位一樣，ipipe攔截了系統調用，后面的處理流程類似所以，無論是 32 位，還是 64 位，都會到linux系統調用表 sys_call_table和xenomai系統調用表cobalt_syscalls[] 這里來。
五、 實時系統調用表cobalt_syscalls
xenomai每個系統的系統系統調用號在\cobalt\uapi\syscall.h中：
#define sc_cobalt_bind 0
#define sc_cobalt_thread_create 1
#define sc_cobalt_thread_getpid 2
......
#define sc_cobalt_extend 96
bind()函數在內核代碼中對應的聲明和實現為：
/*聲明*/
#define COBALT_SYSCALL_DECL(__name, __args) \
long CoBaLt_ ## __name __args
static COBALT_SYSCALL_DECL(bind, lostage,
(struct cobalt_bindreq __user *u_breq))；
/*實現*/
#define COBALT_SYSCALL(__name, __mode, __args) \
long CoBaLt_ ## __name __args
static COBALT_SYSCALL(bind, lostage,
(struct cobalt_bindreq __user *u_breq)){......}
其中__name表示系統調用名對應bind、__mode表示該系統調用模式對應lostage。COBALT_SYSCALL展開定義的bind函數后如下：
long CoBaLt_bind(struct cobalt_bindreq __user *u_breq){......}
怎么將CoBaLt_bind與系統調用號sc_cobalt_bind聯系起來后放入cobalt_syscalls[]的呢？
在編譯過程中Makefile使用腳本gen-syscall-entries.sh處理各個.c文件中的COBALT_SYSCALL宏,生成一個頭文件syscall_entries.h，里面是對每個COBALT_SYSCALL宏處理后后的項,以上面COBALT_SYSCALL(bind,...)為例syscall_entries.h中會生成如下兩項,第一項為系統調用入口，第二項為系統調用的模式：
#define __COBALT_CALL_ENTRIES __COBALT_CALL_ENTRY(bind)
#define __COBALT_CALL_MODES __COBALT_MODE(lostage)
實時系統調用表cobalt_syscalls[]定義在文件kernel\cobalt\posix\syscall.c中：
#define __syshand__(__name) ((cobalt_syshand)(CoBaLt_ ## __name))
#define __COBALT_NI __syshand__(ni)
#define __COBALT_CALL_NI \
[0 ... __NR_COBALT_SYSCALLS-1] = __COBALT_NI, \
__COBALT_CALL32_INITHAND(__COBALT_NI)
#define __COBALT_CALL_NFLAGS \
[0 ... __NR_COBALT_SYSCALLS-1] = 0, \
__COBALT_CALL32_INITMODE(0)
#define __COBALT_CALL_ENTRY(__name) \
[sc_cobalt_ ## __name] = __syshand__(__name), \
__COBALT_CALL32_ENTRY(__name, __syshand__(__name))
#define __COBALT_MODE(__name, __mode) \
[sc_cobalt_ ## __name] = __xn_exec_##__mode,
#include "syscall_entries.h" /*該頭文件由腳本生成*/
static const cobalt_syshand cobalt_syscalls[] = {
__COBALT_CALL_NI
__COBALT_CALL_ENTRIES
};
static const int cobalt_sysmodes[] = {
__COBALT_CALL_NFLAGS
__COBALT_CALL_MODES
};
__COBALT_CALL_NI宏表示數組空間大小為__NR_COBALT_SYSCALLS(128),每一項由__COBALT_CALL_ENTRIES定義，即腳本頭文件syscall_entries.h中生成的每一項來填充:
#define __COBALT_CALL_ENTRY(__name) \
[sc_cobalt_ ## __name] = __syshand__(__name), \
__COBALT_CALL32_ENTRY(__name, __syshand__(__name))
__COBALT_CALL32_ENTRY是定義兼容的系統調用，宏展開如下，相當於在數組的多個位置定義包含了同一項CoBaLt_bind：
#define __COBALT_CALL32_ENTRY(__name, __handler) \
__COBALT_CALL32x_ENTRY(__name, __handler) \
__COBALT_CALL32emu_ENTRY(__name, __handler)
#define __COBALT_CALL32emu_ENTRY(__name, __handler) \
[sc_cobalt_ ## __name + 256] = __handler,
#define __COBALT_CALL32x_ENTRY(__name, __handler) \
[sc_cobalt_ ## __name + 128] = __handler,
最后bind系統調用在cobalt_syscalls[]中如下
static const cobalt_syshand cobalt_syscalls[] = {
[sc_cobalt_bind] = CoBaLt_bind,
[sc_cobalt_bind + 128] = CoBaLt_bind, /*x32 support */
[sc_cobalt_bind + 256] = CoBaLt_bind, /*ia32 emulation support*/
.....
};
相應的數組cobalt_sysmodes[]中的內容如下：
static const int cobalt_sysmodes[] = {
[sc_cobalt_bind] = __xn_exec_bind,
[sc_cobalt_bind + 256] = __xn_exec_lostage, /*x32 support */
[sc_cobalt_bind + 128] = __xn_exec_lostage, /*ia32 emulation support*/
......
};
六、實時系統調用權限控制cobalt_sysmodes
上面說到，ipipe管理應用的系統調用時需要分清該系統調用是否合法，是否需要域切換等等。cobalt_sysmodes[]就是每個系統調用對應的模式，控制着每個系統調用的調用路徑。系統調用號為下標，值為具體模式。每個系統調用的sysmode如何生成見上一節，還是以實時應用的bind系統調用為例：
static const int cobalt_sysmodes[] = {
[sc_cobalt_bind] = __xn_exec_bind,
[sc_cobalt_bind + 256] = __xn_exec_lostage, /*x32 support */
[sc_cobalt_bind + 128] = __xn_exec_lostage, /*ia32 emulation support*/
......
};
xenomai中所有的系統調用模式定義如下：
/*xenomai\posix\syscall.c*/
#define __xn_exec_lostage 0x1 /*必須在linux域運行該系統調用*/
#define __xn_exec_histage 0x2 /*必須在Xenomai域運行該系統調用*/
#define __xn_exec_shadow 0x4 /*影子系統調用：必須映射調用方*/
#define __xn_exec_switchback 0x8 /*切換回切換； 調用者必須返回其原始模式*/
#define __xn_exec_current 0x10 /*在不管域直接執行。*/
#define __xn_exec_conforming 0x20 /*在兼容域（Xenomai或Linux）中執行*/
#define __xn_exec_adaptive 0x40 /* 先直接執行如果返回-ENOSYS，則嘗試在相反的域中重新執行系統調用 */
#define __xn_exec_norestart 0x80 /*收到信號后不要重新啟動syscall*/
/*Shorthand初始化系統調用的簡寫*/
#define __xn_exec_init __xn_exec_lostage
/*Xenomai空間中shadow系統調用的簡寫*/
#define __xn_exec_primary (__xn_exec_shadow|__xn_exec_histage)
/*Linux空間中shadow系統調用的簡寫*/
#define __xn_exec_secondary (__xn_exec_shadow|__xn_exec_lostage)
/*Linux空間中syscall的簡寫，如果有shadow則切換回linux*/
#define __xn_exec_downup (__xn_exec_lostage|__xn_exec_switchback)
/* 主域系統不可重啟調用的簡寫 */
#define __xn_exec_nonrestartable (__xn_exec_primary|__xn_exec_norestart)
/*域探測系統調用簡寫*/
#define __xn_exec_probing (__xn_exec_conforming|__xn_exec_adaptive)
/*將模式選擇移交給syscall。*/
#define __xn_exec_handover (__xn_exec_current|__xn_exec_adaptive)
使用一個無符號32 位數的每一位來表示一種模式，各模式注釋已經很清楚，不在解釋，后面文章解析ipipe是如何根據mode來處理的。
參考
英特爾® 64 位和 IA-32 架構軟件開發人員手冊第 3 卷 :系統編程指南
極客時間專欄-趣談Linux操作系統
《linux內核源代碼情景分析》