一、系统调用实验：
“asm” 表示后面的代码为内嵌汇编，“asm”是“asm”的别名。
“volatile” 表示编译器不要优化代码，后面的指令保留原样，“volatile”是它的别名。
一个简单的汇编模板：
代码:
int a=10,b;
asm("movl %1, %%eax;
movl %%eax, %0;"
:"=r"(b) /*输出部*/
:"r"(a) /*输入部*/
:"%eax" /*毁坏部*/
);表示C语言里的“b=a;”。
里边r表示使用任意寄存器，%0、%1表示使用两个寄存器，一般只能%0~%9共十个操作数，按输入输出部变量出现顺序进行映射。
寄存器用两个百分号，是因为使用了%0%1这些数字使百分号有了特殊意义，所以在操作数出现的寄存器必须用双百分表示。
毁坏部里边的%eax表示eax寄存器在汇编代码块执行过程中会被改写，在执行前要保护好，这是提交给编译器决定的。
系统调用的两种实现方法：
本实验我选择的是系统调用号为 38 的 sys_rename()，功能实现设计为将hello.c文件重新命名 newhello.c
路径： /usr/src/linux-headers-4.15.0-64/include/linux
（1）库函数API实现：
运行结果如下：
（2）嵌入汇编代码实现：
执行：
gcc -o rename_asm rename.c -m32
二、实验分析：
（1）库函数API实现：
在 /include/linux/syscalls.h 中找到 sys_rename 函数原型：
asmlinkage long sys_rename(const char __user *oldname,const char __user *newname);可以看出需要传递两个参数，一个是旧文件名，一个是新文件名。由于是指针类型，所以此时的文件名也代表该文件，也就是说，先找到叫 oldname 的文件，然后把其名改为 newname。rename() 是 glibc 对sys_rename 的封装，用户在用户态调用 rename(),将 oldname和newname 参数传入，系统会产生中断陷入内核态执行sys_rename。当重命名成功时，函数返回0。
（2）嵌入汇编代码实现：
asm volatile("movl %2,%%ecx\n\t" //newname存入ecx
"movl %1,%%ebx\n\t" //oldname存入ebx
"movl $0x26,%%eax\n\t" //系统调用号存入eax
"int $0x80" //执行系统调用
:"=a"(ret)
:"b"(oldname),"c"(newname)
);把系统调用号38(16进制是0x26)存入 eax，将 oldname 存入 ebx，将 newname 存入 ecx，通过执行 int $0x80 来执行系统调用，使应用程序陷入内核态，system_call 根据传入的系统调用号在系统调用列表中查找对应的内核函数，根据 ebx 和 ecx 中保存的参数调用内核函数 sys_rename，执行完后将执行结果存放到 eax 中,最后返回 eax 中的值。
三、小结
如果用户态要涉及内核态的操作，就需要通过系统调用来实现，可以屏蔽平台相关操作，降低了软件开发难度，增强了系统安全性，使程序具有更好的移植性。系统调用过程为：应用程序在用户态调用 API 函数，系统调用号和参数保存到 eax，ebx 等寄存器中，通过 0x80 中断向量触发中断陷入内核态，中断服务程序根据系统调用号调用并执行对应的内核函数，执行完毕后将结果存放的 eax 中并返回给程序，程序返回用户态。
处理器的速度跟外围硬件设备的速度往往不在一个数量级，所以提供中断机制，让硬件需要的时候再向内核发出信号，使得处理器和外部设备可以协同工作。硬件发出的中断是为了通知内核有新的东西等待处理，内核响应中断时会执行中断处理程序，运行于中断上下文。
中断处理可切为上半部和下半部。重要、紧迫而又与硬件相关的工作必须放在上半部，下半部的实现主要是通过软中断、tasklet、工作队列来实现。上半部的功能是响应中断。上半部完全屏蔽中断，如果它没有执行完，其他中断就不能及时地处理，只能等到这个中断处理程序执行完毕以后。下半部是可中断的，如果其它设备产生了中断，这个下半部可以暂时中断，等到那个设备的上半部运行完了，再运行自己的下半部。request_irq() 注册中断处理程序，free_irq() 释放中断处理程序。上半部将下半部排到它们所负责的设备中断的处理队列中去，不再做其他处理，而下半部几乎完成了中断处理程序所有的事情。
软中断一般是“可延迟函数”的总称，可延迟函数上可以执行四种操作：初始化、激活、执行、屏蔽。软中断产生后并不是马上执行，必须要等待内核的调度才能执行。软中断不能被自己打断，只能被中断打断（上半部）。软中断可以并发运行在多个CPU上（即使同一类型的也可以）。软中断必须设计为可重入的函数（允许多个CPU同时操作），因此也需要使用自旋锁来保护其数据结构。
tasklet建立在软中断上。某一段tasklet代码在某个时刻只能在一个CPU上运行，不同的tasklet代码在同一时刻可以在多个CPU上并发地执行。用DECLARE_TASKLET(name,func, data)和DECLARE_TASKLET_DISABLED(name,func, data)静态地创建一个tasklet_struct结构。当该tasklet被调度以后，给定的函数func（处理程序）会被执行，它的参数由data给出，此外还可动态地创建tasklet。tasklet不能睡眠，但可以响应中断。
软中断不能睡眠、不能阻塞。由于中断上下文出于内核态，没有进程切换，所以如果软中断一旦睡眠或者阻塞，将无法退出这种状态，导致内核会整个僵死，因此要使用工作队列。工作队列可以在进程上下文中执行，工作队列允许被重新调度甚至是睡眠。推后执行的任务叫做工作（work），数据结构为work_struct，这些工作以队列结构组织成工作队列（workqueue），数据结构为workqueue_struct，而工作线程就是负责执行工作队列中的工作。当一个工作者线程被唤醒时，它会执行它的链表上的所有工作。工作被执行完毕，它就将相应的work_struct对象从链表上移去。当链表上不再有对象的时候，它就会继续休眠。