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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Linux内核基础上加入xenomai实时系统内核后，在内核空间两个内核共存，实时任务需要xenomai内核来完成实时的服务，如果实时任务需要用到linux的服务，还可以调用linux内核的系统调用，你可能会好奇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？现代操作系统中，处理器的运行模式一般分为两个空间：内核空间和用户空间，大部分应用程序运行在用户空间，而操作系统内核和设备驱动程序运行在内核空间，如果应用程序需要访问硬件资源或者需要内核提供服务，该怎么办？

为了向用户空间上运行的应用程序提供服务，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，这些接口就是系统调用，它是用户空间和内核空间一个中间层。

系统调用层主要作用有三个：

• 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。应用程序要访问内核就必须通过系统调用层，内核可以在系统调用层对应用程序的访问权限、用户类型和其他一些规则进行过滤，这避免了应用不正确地访问内核，保证了系统和各个应用程序的安全性。
• 可移植性。可以让应用程序在不修改源代码的情况下，在不同的操作系统或拥有不同硬件架构的系统中重新编译运行。

回到本文开头的问题，该问题细分为如下两个问题：

1. 双核共存时，如何区分应用发起的系统调用是xenomai内核调用还是linux内核调用？
2. 一个xenomai实时任务既可以调用xenomai内核服务，也可以调用linux内核服务，这是如何做到的？

本文通过分析源代码为你解答问题1，对于问题2，涉及双核间的调度，本文暂不涉及，后面的文章(【原创】xenomai内核解析-xenomai实时线程创建流程)揭晓答案。

一、32位Linux系统调用

我们先来看没有ipipe和xenomai内核时的linux系统调用流程是怎样的。
linux操作系统的API通常以C标准库的方式提供，比如linux中的libc库。C标准库中提供了POSIX的绝大部分API实现，glibc为了提高应用程序的性能，还对一些系统调用进行了封装。此外，由于32位系统系统调用使用软中断int 0x80指令实现，应用程序也可以通过汇编直接进行系统调用。软中断属于异常的一种，通过执行该指令陷入(trap)内核，trap在整理的文档x86 Linux中断系统有说明。内核初始化过程中，通过函数tarp_init()设置IDT（Interrupt Descriptor Table 记录每个中断异常处理程序的地址的一张表），有关int 0x80的IDT表项如下：

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

当产生系统调用时，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+linux双内核架构下，通过I-pipe 拦截系统调用，并将系统调用定向到实现它们的系统。

实时系统调用，除了直接通过汇编系统调用外，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))

```c
#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》