xenomai内核解析之双核系统调用(一)

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xenomai 内核系统调用

解析系统调用是了解内核架构最有力的一把钥匙，在这之前先搞懂xenomai与linux两个内核共存后系统调用是如何实现的。

为什么需要系统调用

linux内核中设置了一组用于实现系统功能的子程序，称为系统调用。系统调用和普通库函数调用非常相似，只是系统调用由操作系统核心提供，运行于内核态，而普通的函数调用由函数库或用户自己提供，运行于用户态。

一般的，进程是不能访问内核的。它不能访问内核所占内存空间也不能调用内核函数。CPU硬件决定了这些（这就是为什么它被称作“保护模式”。

为了和用户空间上运行的进程进行交互，内核提供了一组接口。透过该接口，应用程序可以访问硬件设备和其他操作系统资源。这组接口在应用程序和内核之间扮演了使者的角色，应用程序发送各种请求，而内核负责满足这些请求(或者让应用程序暂时搁置)。实际上提供这组接口主要是为了保证系统稳定可靠，避免应用程序肆意妄行，惹出大麻烦。

系统调用在用户空间进程和硬件设备之间添加了一个中间层。该层主要作用有三个：

• 它为用户空间提供了一种统一的硬件的抽象接口。比如当需要读些文件的时候，应用程序就可以不去管磁盘类型和介质，甚至不用去管文件所在的文件系统到底是哪种类型。
• 系统调用保证了系统的稳定和安全。作为硬件设备和应用程序之间的中间人，内核可以基于权限和其他一些规则对需要进行的访问进行裁决。举例来说，这样可以避免应用程序不正确地使用硬件设备，窃取其他进程的资源，或做出其他什么危害系统的事情。
• 每个进程都运行在虚拟系统中，而在用户空间和系统的其余部分提供这样一层公共接口，也是出于这种考虑。如果应用程序可以随意访问硬件而内核又对此一无所知的话，几乎就没法实现多任务和虚拟内存，当然也不可能实现良好的稳定性和安全性。在Linux中，系统调用是用户空间访问内核的惟一手段；除异常和中断外，它们是内核惟一的合法入口。

Linux加上实时系统内核xenomai后，实时任务常调用xenomai系统调用来完成实时的服务，如果实时任务需要用到linux的服务，还会调用linux的系统调用。

一、32位Linux系统调用

linux应用程序除直接系统调用外还会由glibc触发系统调用，glibc为了提高应用程序的性能，对一些系统调用进行了封装。
32位系统系统调用使用软中断int 0x80指令实现，软中断属于异常的一种，通过它陷入(trap)内核，trap在整理的文档x86 Linux中断系统有说明。tarp_init()中设置IDT（Interrupt Descriptor Table 每个中断处理程序的地址都保存在一个特殊的位置）由关int 0x80的IDT如下：

static const __initconst struct idt_data def_idts[] = {
	......
	SYSG(IA32_SYSCALL_VECTOR,	entry_INT80_32),
	......
};

当生系统调用时，硬件根据向量号在 IDT 中找到对应的表项，即中断描述符，进行特权级检查，发现 DPL = CPL = 3 ，允许调用。然后硬件将切换到内核栈 (tss.ss0 : tss.esp0)。接着根据中断描述符的 segment selector 在 GDT / LDT 中找到对应的段描述符，从段描述符拿到段的基址，加载到 cs 。将 offset 加载到 eip。最后硬件将 ss / sp / eflags / cs / ip / error code 依次压到内核栈。于是开始执行entry_INT80_32函数，该函数在entry_32.S定义：

ENTRY(entry_INT80_32)
	ASM_CLAC
	pushl	%eax		/* pt_regs->orig_ax */
	SAVE_ALL pt_regs_ax=$-ENOSYS	/* *存储当前用户态寄存器，保存在pt_regs结构里*/
	/*
	 * 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 指令将原来用户态保存的现场恢复回来，包含代码段、指令指针寄存器等。这时候用户态
进程恢复执行。*/

在内核栈的最高地址端，存放的是结构 pt_regs，首先通过 push 和 SAVE_ALL 将当前用户态的寄存器，保存在栈中 pt_regs 结构里面.保存完毕后，关闭中断，将当前栈指针保存到 eax，即do_int80_syscall_32的参数1。
调用do_int80_syscall_32=>do_syscall_32_irqs_on。先看看没有ipipe时Linux实现如下：

__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](	/*根据系统调用号索引直接执行*/
			(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);
}

在这里，将系统调用号从pt_reges中eax 里面取出来，然后根据系统调用号，在系统调用表中找到相应的函数进行调用，并将寄存器中保存的参数取出来，作为函数参数。如果仔细比对，就能发现，这些参数所对应的寄存器，和 Linux 的注释是一样的。ia32_sys_call_table系统调用表生成后面解析(此图来源于网络)。

相关内核调用执行完后，一直返回到 do_syscall_32_irqs_on ，如果系统调用有返回值，会被保存到 regs->ax 中。接着返回 entry_INT80_32 继续执行，最后执行 INTERRUPT_RETURN 。 INTERRUPT_RETURN 在 arch/x86/include/asm/irqflags.h 中定义为 iret ，iret 指令将原来用户态保存的现场恢复回来，包含代码段、指令指针寄存器等。这时候用户态进程恢复执行。

系统调用执行完毕。

二、32位实时系统调用

Xenomai使用I-pipe 拦截常规Linux系统调用调度程序，并将系统调用定向到实现它们的系统。

实时系统调用，除了直接系统调用外，xenomai还实现了libcoblat实时库，相当于glibc，通过libcoblat进行xenomai系统调用，以libcoblat库函数sem_open为例，libcolat库中C函数实现如下：

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库调用系统调用使用宏XENOMAI_SYSCALL5，XENOAI_SYSCALL宏在\include\asm\xenomai\syscall.h中声明，XENOMAI_SYSCALL5中的'5'代表'该系统调用有五个参数：

#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)

每个宏中，内嵌另一个宏DOSYSCALL，即实现系统调用的int指令：int $0x80。

#define DOSYSCALL  "int $0x80\n\t"

系统调用过程硬件处理及中断入口上节一致，从do_syscall_32_irqs_on开始不同，有ipipe后变成下面这样子：

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;/*取出系统调用号*/
	int ret;
	
	ret = pipeline_syscall(ti, nr, regs);/*pipeline 拦截系统调用*/
	......
done:
	syscall_return_slowpath(regs);
}

套路和ipipe接管中断类似，在关键路径上拦截系统调用，然后调用ipipe_handle_syscall(ti, nr, regs)让ipipe来接管处理:

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)) {/*运行在head域且者系统调用号超过linux*/
		ipipe_fastcall_hook(regs);			/*快速系统调用路径*/
		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. */
}

这个函数的处理逻辑是这样，怎样区分xenomai系统调用和linux系统调用？每个CPU架构不同linux系统调用总数不同，在x86系统中有300多个，用变量NR_syscalls表示,系统调用号与系统调用一一对应。首先获取到的系统调用号nr >= NR_syscalls，不用多想，那这个系统调用是xenomai内核的系统调用。
另外还有个问题，如果是Linux非实时任务触发的xenomai系统调用，或者xenomai 实时任务要调用linux的服务，这些交叉服务涉及实时任务与非实时任务在两个内核之间运行，优先级怎么处理等问题。这些涉及cobalt_sysmodes[].

首先看怎么区分一个任务是realtime还是no_realtime。在task_struct结构的头有一个成员结构体thread_info，存储着当前线程的信息，ipipe在结构体thread_info中增加了两个成员变量ipipe_flags和ipipe_data,ipipe_flags用来来标示一个线程是实时还是非实时，_TIP_HEAD置位表示已经是实时上下文。对于需要切换到xenomai上下文的系统调用_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处理逻辑：
1.对于已经在实时上下文的实时任务发起xenomai的系统调用，使用快速调用路径函数ipipe_fastcall_hook(regs);
2.需要切换到实时上下文或者非实时调用实时的，使用慢速调用路径：

__ipipe_notify_syscall(regs)
->ipipe_syscall_hook(caller_domain, regs)

快速调用ipipe_fastcall_hook(regs)内直接handle_head_syscall执行代码如下：

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);

	.......
}

这个函数很复杂，涉及xenomai与linux之间很多联系，代码是简化后的，先取出系统调用号，然后从cobalt_syscalls取出系统调用入口handler，然后执行handler(__xn_reg_arglist(regs))执行完成后将执行结果放到寄存器ax,后面的文章会详细分析ipipe如何处理系统调用。

三、 64位系统调用

我们再来看 64 位的情况，系统调用，不是用中断了，而是改用 syscall 指令。并且传递参数的寄存器也变了。

#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)

这里将系统调用号使用__xn_syscode(op)处理了一下，把最高位置1，表示Cobalt系统调用,然后使用syscall 指令。

#define __COBALT_SYSCALL_BIT	0x10000000
#define __xn_syscode(__nr)	(__COBALT_SYSCALL_BIT | (__nr))

syscall 指令还使用了一种特殊的寄存器，我们叫特殊模块寄存器（Model Specific Registers，简称 MSR）。这种寄存器是 CPU 为了完成某些特殊控制功能为目的的寄存器，其中就有系统调用。在系统初始化的时候，trap_init 除了初始化上面的中断模式，这里面还会调用 cpu_init->syscall_init。这里面有这样的代码：

wrmsrl(MSR_LSTAR, (unsigned long)entry_SYSCALL_64);

rdmsr 和 wrmsr 是用来读写特殊模块寄存器的。MSR_LSTAR 就是这样一个特殊的寄存器， 当 syscall 指令调用的时候，会从这个寄存器里面拿出函数地址来调用，也就是调entry_SYSCALL_64。
该函数在'entry_64.S'定义：

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 *//*保存用户太指令指针寄存器*/
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)

这里先保存了很多寄存器到 pt_regs 结构里面，例如用户态的代码段、数据段、保存参数的寄存器.

然后调用 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;	/*取出系统调用号*/
	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);
}

与32位一样，ipipe拦截了系统调用，后面的处理流程类似所以，无论是 32 位，还是 64 位，都会到linux系统调用表 sys_call_table和xenomai系统调用表cobalt_syscalls[] 这里来。

五、 实时系统调用表cobalt_syscalls

xenomai每个系统的系统系统调用号在\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()函数在内核代码中对应的声明和实现为：

/*声明*/
#define COBALT_SYSCALL_DECL(__name, __args)	\
	long CoBaLt_ ## __name __args
static COBALT_SYSCALL_DECL(bind, lostage,
		      (struct cobalt_bindreq __user *u_breq))；
/*实现*/
#define COBALT_SYSCALL(__name, __mode, __args)	\
	long CoBaLt_ ## __name __args
static COBALT_SYSCALL(bind, lostage,
		      (struct cobalt_bindreq __user *u_breq)){......}

其中__name表示系统调用名对应bind、__mode表示该系统调用模式对应lostage。COBALT_SYSCALL展开定义的bind函数后如下：

long CoBaLt_bind(struct cobalt_bindreq __user *u_breq){......}

怎么将CoBaLt_bind与系统调用号sc_cobalt_bind联系起来后放入cobalt_syscalls[]的呢？
在编译过程中Makefile使用脚本gen-syscall-entries.sh处理各个.c文件中的COBALT_SYSCALL宏,生成一个头文件syscall_entries.h，里面是对每个COBALT_SYSCALL宏处理后后的项,以上面COBALT_SYSCALL(bind,...)为例syscall_entries.h中会生成如下两项,第一项为系统调用入口，第二项为系统调用的模式：

#define __COBALT_CALL_ENTRIES __COBALT_CALL_ENTRY(bind)
#define __COBALT_CALL_MODES	__COBALT_MODE(lostage)

实时系统调用表cobalt_syscalls[]定义在文件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"		/*该头文件由脚本生成*/

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宏表示数组空间大小为__NR_COBALT_SYSCALLS(128),每一项由__COBALT_CALL_ENTRIES定义，即脚本头文件syscall_entries.h中生成的每一项来填充:

#define __COBALT_CALL_ENTRY(__name)				\
	[sc_cobalt_ ## __name] = __syshand__(__name),		\
	__COBALT_CALL32_ENTRY(__name, __syshand__(__name))

__COBALT_CALL32_ENTRY是定义兼容的系统调用，宏展开如下，相当于在数组的多个位置定义包含了同一项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系统调用在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*/
	.....
};

相应的数组cobalt_sysmodes[]中的内容如下：

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、实时系统调用权限控制cobalt_sysmodes

上面说到，ipipe管理应用的系统调用时需要分清该系统调用是否合法，是否需要域切换等等。cobalt_sysmodes[]就是每个系统调用对应的模式，控制着每个系统调用的调用路径。系统调用号为下标，值为具体模式。每个系统调用的sysmode如何生成见上一节，还是以实时应用的bind系统调用为例：

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中所有的系统调用模式定义如下：

/*xenomai\posix\syscall.c*/
#define __xn_exec_lostage    0x1	/*必须在linux域运行该系统调用*/	
#define __xn_exec_histage    0x2	/*必须在Xenomai域运行该系统调用*/	
#define __xn_exec_shadow     0x4		/*影子系统调用：必须映射调用方*/
#define __xn_exec_switchback 0x8 	/*切换回切换； 调用者必须返回其原始模式*/
#define __xn_exec_current    0x10		/*在不管域直接执行。*/
#define __xn_exec_conforming 0x20  	/*在兼容域（Xenomai或Linux）中执行*/
#define __xn_exec_adaptive   0x40	/* 先直接执行如果返回-ENOSYS，则尝试在相反的域中重新执行系统调用 */
#define __xn_exec_norestart  0x80  /*收到信号后不要重新启动syscall*/
 /*Shorthand初始化系统调用的简写*/
#define __xn_exec_init       __xn_exec_lostage 
/*Xenomai空间中shadow系统调用的简写*/
#define __xn_exec_primary   (__xn_exec_shadow|__xn_exec_histage) 
/*Linux空间中shadow系统调用的简写*/
#define __xn_exec_secondary (__xn_exec_shadow|__xn_exec_lostage)
/*Linux空间中syscall的简写，如果有shadow则切换回linux*/
#define __xn_exec_downup    (__xn_exec_lostage|__xn_exec_switchback)
/* 主域系统不可重启调用的简写 */
#define __xn_exec_nonrestartable (__xn_exec_primary|__xn_exec_norestart)
/*域探测系统调用简写*/
#define __xn_exec_probing   (__xn_exec_conforming|__xn_exec_adaptive)
/*将模式选择移交给syscall。*/
#define __xn_exec_handover  (__xn_exec_current|__xn_exec_adaptive)

使用一个无符号32 位数的每一位来表示一种模式，各模式注释已经很清楚，不在解释，后面文章解析ipipe是如何根据mode来处理的。

参考

英特尔® 64 位和 IA-32 架构软件开发人员手册第 3 卷 :系统编程指南
极客时间专栏-趣谈Linux操作系统
《linux内核源代码情景分析》