功能原型与否？

Question

我在原始的Linux内核代码中找到了以下内容。 （ 链接 ）

static inline _syscall0(int,fork)
static inline _syscall0(int,pause)
static inline _syscall0(int,setup)
static inline _syscall0(int,sync)

由于static inline带有前缀，因此不能是函数调用。 它不能是原型，因为函数不能在C重载。 最终没有分号。 这是什么？

另外，此评论之前（如果您也可以解释）

/*
 * we need this inline - forking from kernel space will result
 * in NO COPY ON WRITE (!!!), until an execve is executed. This
 * is no problem, but for the stack. This is handled by not letting
 * main() use the stack at all after fork(). Thus, no function
 * calls - which means inline code for fork too, as otherwise we
 * would use the stack upon exit from 'fork()'.
 *
 * Actually only pause and fork are needed inline, so that there
 * won't be any messing with the stack from main(), but we define
 * some others too.
 */

Answer 1

因为_syscall0是宏 （在unistd.h ）：

#define _syscall0(type,name) \
type name(void) \
{ \
type __res; \
__asm__ volatile ("int $0x80" \
        : "=a" (__res) \
        : "0" (__NR_##name)); \
if (__res >= 0) \
        return __res; \
errno = -__res; \
return -1; \
}

一个简化的例子：

#define call(type,name) \
    type name(void) \
    {return 0;}

static inline call(int,func)

int main(void)
{
    return func();
} 

扩展为：

static inline int func(void) {return 0;}

int main(void)
{
    return func();
}

Answer 2

评论试图解释的是，对于用户空间中fork（）的常规实现，使用了写时复制技术。 父进程和子进程都据此共享父进程的地址空间。 在这种情况下，数据将被设置为只读，一旦其中任何一个试图将其写入副本，便不再共享资源。

在内核空间中，存在一个主内核页面表，该表在内核空间中的所有进程之间共享。 如果我们尝试创建主内核页表的副本，则可能会出现奇怪的错误，因为它在许多进程之间共享，并且在某些时候，许多用户级进程也引用了它。 也可能是进程对主内核页表所做的更改对其他进程可见。 也许这就是为什么此处未实现写入副本的原因。

遇到execve时，将创建一个新进程，因此不会对主内核页面表进行任何更改。 可能是在调用系统调用时（如果使用了函数），则它们可能会导致内核堆栈发生更改，从而防止使用内联函数。