LINUX系统编程

一个进程在内存中比较有意义的有 text、data 和 bbs 三段。text 段包含可执行代码和只读数据（例如常量），RX；data 段中包含已经初始化过的数据（例如已定义初值的变量），RW；bbs 段包含尚未初始化的全局数据。进程通常只通过系统调用来请求和操作资源，其所分配得到的资源会被内核存入进程描述符（process descriptor）。 进程本身是一个虚拟的抽象对象。每个进程由一个或多个线程（threads of execution）构成，而线程则是最小执行单位。传统 Unix 程序惯用每个进程单线程的程序，因为 Unix 简单快速创建进程的机制和稳固的进程间通信（IPC）机制降低了对线程的需求。线程由存放局部变量的堆栈（stack）、处理机状态和目标码执行位置指针组成。进程的其余部分则由进程内的多个线程共享。

uid 和 username 的对应存储在 /etc/passwd 中。登录系统时 login 询问用户名和密码，如果有效则衍生（spawn）出 login shell，让 shell 的 real uid 等于登录用户的 uid。子进程的 uid 继承自父进程。uid 的所有权属于 root，只有 root 可以更改进程的 real uid，故 login 必须使用 root 运行。 每个进程除了 real uid 还拥有effective uid（有效用户标识）、saved uid、filesystem uid（文件系统用户标识）。real uid 一般代表启动进程；effective uid 可以更改（以适应权限分配需要），它将决定实际权限；saved uid 保存上一次 effective uid 的值；filesystem uid 决定访问文件系统的权限，一般情况下等于 effective uid。 每个用户可能隶属于一个或多个组（group），包括 /etc/passwd 列出的主要组（primary group）和登录组（login group），以及 /etc/group 中的追加组（supplemental group）。每个进程也会关联到一系列的组标识（group ID，缩写 gid），进程 gid 的种类和进程 uid 的种类对应。进程一般关联到用户的登录组而非追加组。 文件的权限用总共 9 bit 的二进制码表示，其中文件拥有者（owner）权限、拥有者所在组权限、其他用户权限各使用 3 bit ，三个置为为 1 分别代表拥有读取权限（R）、拥有写入权限（W）、拥有执行权限（X）。权限码的每三位可以用十进制表示，例如 777 就表示 owner、owner group、other 都拥有 R、W、X 权限。

文件 I/O 在 Unix 和 Linux 中都具有重要意义，因为操作系统对所有具有输入输出的对象都以“一切都是文件”的方式来抽象。包括设备文件、管道、目录、futex、FIFO、socket 都可以被抽象为文件来供操作。

这一段文字有点费解，我查找了其他资料辅助，得到的说法是：文件描述符并非进程内唯一，而是全局唯一存在。对于一个已启动的操作系统，它是跨进程存在的。而 file table 在 Linux Tutorial Glossary 中的描述是：“A table internal to the kernel that maintains the the relationship between the file descriptors and the physical file on the hard disk.” 可见其也是“internal to the kernel”的，是维护文件描述符（fd）和物理文件（可以看成 inode）关系的一张表。

在 man fork 中看到了关于文件描述符被子进程继承的说法：“The child inherits copies of the parent's set of open file descriptors. Each file descriptor in the child refers to the same open file description (see open(2)) as the corresponding file descriptor in the parent. This means that the two descriptors share open file status flags, current file offset, and signal-driven I/O attributes (see the description of F_SETOWN and F_SETSIG in fcntl(2)).” 可见子进程对一个已打开的文件的属性信息还是会继承的。 综合书中说法，file table 应该指的就是关于已打开文件属性的记录结构：

一个文件描述符可表示成一个整型数据，默认情况下上限为 1024，其中有特殊的三个：0-标准输入-stdin，1-标准输出-stdout，2-标准错误-stderr。 == 打开文件 == 文件控制系统调用的 C API 包含在 fcntl.h 头文件中。 * 打开文件：int open(const char *name, int flags[, mode_t mode]); * flags 至少需要包含 O_RDONLY（read only）、O_WRONLY（write only）或 O_RDWR（read and write）之一，其他参数可以通过与操作符（|）附加。 * O_APPEND 附加模式（位置指针自动指向末尾）。 * O_ASYNC 异步模式，如果文件可读取（可写入）了则产生一个 SIGIO 信号。只能用于 sockets 不能用于常规文件。 * O_CREAT（create 怎么少了一个字母呢）如果文件不存在则自动创建。 * O_DIRECT 直接 I/O，让内核尽量减少 I/O 管理在场机会，跳过内核缓存、缓冲。启用后文件偏移量必须是底层设备的扇区大小整数倍。 * O_DIRECTORY 若不是目录则调用失败。一般不直接使用，而是供 opendir 链接库调用。 * O_EXCL 和 O_CREAT 相反，如果文件已经存在则调用失败。用于避免创建文件时竞争条件（race condition）。 * O_LARGEFILE 以 64 位偏移量打开文件，以便支持打开大于 2G 的文件。64 位架构上是默认值。 * O_NOFOLLOW 不跟踪 symlink 重定向——如果文件是符号链接则调用失败。 * O_NONBLOCK 非阻塞模式，让进程在 I/O 时不会被阻塞（休眠），仅用于 FIFO。 * O_SYNC 同步模式，阻塞 I/O 函数的调用。一般读取默认是同步模式，而写入则采取内核缓冲和 writeback 机制，开启该模式则关闭内核缓冲。 * O_TRUNC 把文件截断成零长度，只对允许写入的常规文件有效，对终端和 FIFO 会被忽略。 == 权限问题 == 默认文件拥有者（owner）就是创建文件进程的 effective uid。 默认文件拥有组（owner group）在 System V（大部分 Linux 的行为模型）中是设定为创建文件进程的 effective gid，在 BSD 中是设定为上层目录的 gid。 在用 open 打开文件的时候如果指定了 O_CREAT 则必须使用 mode 参数指定访问模式。mode 访问模式可以和打开模式抵触，因为打开文件的时候并不会检查 mode。mode 参数就是 Unix 权限位，可以设置为 S_IRWXU(111xxxxxx，owner 可以读写执行)、S_IRUSR(100xxxxxx，owner 可读)、S_IWUSR(010xxxxxx，owner 可写)、S_IXUSR(001xxxxxx，owner 可执行)、S_IRWXG(xxx111xxx，group 可读写执行)、S_IRGRP(xxx100xxx，group 可读)、S_IWGRP(xxx010xxx，group 可写)、S_IXGRP(xxx001xxx，group 可执行)、S_IRWXO(xxxxxx111，other 可读写执行)、S_IROTH(xxxxxx100，other 可读)、S_IWOTH(xxxxxx010，other 可写)、S_IXOTH(xxxxxx001， other 可执行)。权限设置可以使用与操作符来连接。 我觉得去记这么一堆东西实在是很傻的事情，我更愿意直接书写权限码，例如 S_IRWXU | S_IRWXG | S_IXOTH 直接写成 771。 文件操作的实际权限并非直接使用 mode 参数，而是将 mode 与 umask 的补码进行一次与运算，也就是从 umask 中的设置位“拿掉” mode 中的权限。 == 快捷创建新文件、错误处理 == creat(const char* name, mode_t mode) 是 O_WRONLY | O_CREAT | O_TRUNC 组合的快捷方式。 按照惯例，open 和 creat 在失败的时候不返回文件描述符，而是返回 -1，同时 errno 会被设置。 == 读取 == ssize_t read(int fd, void* buf, size_t len); 是读取函数的函数原型，调用时会从“当前”位置开始向后读取 len 个字节，并存入 buf 所指向的地址。读取过程“当前”位置会随之前进，就像迭代器指针一样。 read 函数的读取有以下几种情况： * 实际可用字节数为 0（已到达文件末尾），函数返回 0 表示 EOF。 * 实际可用字节数等于 len，正常读取并返回 len。 * 实际可用字节数小于 len，但读取已经到达 EOF，或读取进行时被 signal 打断，函数返回实际读取到的字节数。 * 实际可用字节数小于 len，但并非因为中断或 EOF，而是因为可供读取的数据尚未出现（例如等待标准输入）。此时若文件描述符以非 O_NONBLOCK 模式打开时，read 函数阻塞（进程睡眠）；以 O_NONBLOCK 模式打开时，函数返回 -1，errno 为 EAGAIN。 * 尚未开始读取就被 signal 打断，函数返回 -1，errno 为 EINTR。 * 发生其他严重错误（例如 I/O 错误），函数返回 -1，errno 为 EAGAIN 和 EINTR 以外的其他值，比如 EBADF（bad file，fd 无效或未打开）、EFAULT（fault，buf 指向的地址空间不属于本进程）、EINVAL（invalid，fd 指向了一个不允许读取的目标）、EIO（低级 I/O 错误）。 读取的字节限制：ssize_t 的最大值是 SSIZE_MAX（LONG_MAX）。 == 写入 == ssize_t write(int fd, const void* buf, size_t count); 是写入函数的函数原型，调用时从 buf 中读取 count 个字节写入 fd 所指向的文件。写入过程和 read 一样会推进文件的“当前”位置指针。 write 函数的写入有以下几种情况： * 写入成功，返回 ssize_t 数据类型，表示写入的字节数。 * 写入失败，返回 -1 并设置 errno。 写入不存在 EOF，所以返回 0 没有特殊的意义，仅仅代表写入了 0 字节。正常来说 write 不会像 read 一样出现部分写入，也就是正常情况下返回的 ssize_t 取值上是等于 count 的。但对于特殊的文件（比如 socket）是有可能出现部分写入的。 写入的方式会受到 fd 是否以 O_APPEND 模式打开的影响。开启附加模式之后，写入动作不会从“当前”位置开始，而是从文件末尾开始。这和手动将“当前”位置指针移动到文件末尾不同，附加模式可以避免多个进程写入同一个文件时候出现的竞争问题，确保写入总是从末端开始。对于日志记录来说，附加模式十分有用。 写入的字节限制也是 SSIZE_MAX。

== 信号 ==

在知乎上我也就这个问题提出了问题（http://www.zhihu.com/question/20175801/answer/14225549），总结出信号具有以下特点： * 信号是一种事件通知机制，但不是单纯的通知，而是伴随着“软中断”的。 * 基于上一点，信号的发送与进程的主事件流是异步的。信号一旦到达，就会抢占进程控制权，优先调用 signal_handler 函数，然后才返回主事件流。 一般进程对 Linux 内核实现的三十多种信号都有默认的处理方式（signal_handler），程序编写者可以注册自己的 handler 取代默认处理，除了终止进程信号（SIGKILL）和中止进程信号（SIGSTOP）。 == 进程间通信 == Linux 所支持的进程间通信（IPC）方式还包括管道（pipe）、命名管道（FIFO）、信号量（semaphore）、消息队列、共享内存、快速用户空间 mutex（futex）。 == 错误处理 == C 语言没有内置的异常机制，一般系统调用函数返回 -1 代表出错。错误类型的标识会记录在 <errno.h> 中的全局变量 errno 中。perror 函数可以根据错误标识打印错误信息，strerror 可以接受 errno 为参数输出错误信息。常见的错误是打印错误信息之前调用了其他函数，这些函数执行过程可能也会修改 errno 的值。应该在发生这种情况时提前用一个整型变量保存 errno。

调度的一些算法及理论分析没有看懂，需要回头在看看。