功能原型與否？

Question

我在原始的Linux內核代碼中找到了以下內容。 （ 鏈接 ）

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

由於static inline帶有前綴，因此不能是函數調用。 它不能是原型，因為函數不能在C重載。 最終沒有分號。 這是什么？

另外，此評論之前（如果您也可以解釋）

/*
 * 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

因為_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; \
}

一個簡化的例子：

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

static inline call(int,func)

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

擴展為：

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

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

Answer 2

評論試圖解釋的是，對於用戶空間中fork（）的常規實現，使用了寫時復制技術。 父進程和子進程都據此共享父進程的地址空間。 在這種情況下，數據將被設置為只讀，一旦其中任何一個試圖將其寫入副本，便不再共享資源。

在內核空間中，存在一個主內核頁面表，該表在內核空間中的所有進程之間共享。 如果我們嘗試創建主內核頁表的副本，則可能會出現奇怪的錯誤，因為它在許多進程之間共享，並且在某些時候，許多用戶級進程也引用了它。 也可能是進程對主內核頁表所做的更改對其他進程可見。 也許這就是為什么此處未實現寫入副本的原因。

遇到execve時，將創建一個新進程，因此不會對主內核頁面表進行任何更改。 可能是在調用系統調用時（如果使用了函數），則它們可能會導致內核堆棧發生更改，從而防止使用內聯函數。