原文链接 https://www.jianshu.com/p/c8a6c4154219
目 录
每次从一条指令过渡到另外一条指令的过程称为控制转移，这样的一个控制转移序列叫做控制流，如果每条指令都是相邻的，这样的过渡就是平滑序列。如果一条指令与另外一条指令不相邻，这样突发性的过渡称为异常，也就是我们这一章要学到的异常控制流（Exceptional Contro Flow）。学习这些知识将有助于我们并发这一重要的概念，异常控制流其实发生在系统的各个层次，我们将从硬件层的ECF：异常、操作系统层的ECF：进程和信号、应用层的ECF非本地跳转三大部分讲起，逐步带领大家打牢一些重要的系统概念的真正含义，理解应用程序与操作系统的交互（syscall）、编写Web服务器的方法、并发、软件异常工作原理等等。废话不多说，开始飙车了。
1.1 异常（硬件层）
处理器状态中的事件，触发了从应用程序到异常处理程序的突发性控制转移就是：异常
这一过程如上图所示，应用程序本来在执行Icur指令，但是有些事件（定时器信号、算术溢出等）会使得处理器的状态发生变化，这时候处理器会通过一张异常跳转表，进行跳转到专门的异常处理程序中，异常处理程序执行完任务以后：可能返回当前正在执行指令、返回当前下一条指令或者终止被中断的程序。
举一个小时候的例子：在我很小的时候，经常和一些小朋友弹弹珠，这时候玩儿的正起劲儿（正在执行当前指令），突然母亲大人在门口一声大喊：“xxx 回家吃饭了”（突发性事件）。我就必须要放下手头上正在玩儿的游戏，一溜小跑回家吃饭（异常处理程序）。吃完饭以后，我可以选择继续玩，玩其他游戏，或者不玩游戏（异常处理程序完成以后）。
① 异常处理
我们来描述一下异常处理的这个过程，当你按下计算机的启动按钮的时候，操作系统分配和初始化一张异常跳转表，包含k个异常条目和其处理程序的地址，如下图：
当运行本机上的一个应用程序的时候，如果处理器检测到了一个事件，并且确定了异常号4，处理器就会触发异常，通过异常表中的地址4跳转到相应的异常处理程序中执行。这一过程如下：
(说明：1>异常表的起始地址存放在异常表基址寄存器中，通过异常号就能计算出具体的异常条目地址；2>异常处理模式不同于普通的函数调用，不需要将返回地址压入栈中，也不需要保存额外的一些状态，由于是运行在内核模式下，意味着拥有对所有资源的访问权限）
② 异常分类
中断：是异步发生的，来自处理外部的I/O设备信号的结果。如我目前在打字的键盘：
我的电脑上也在播放音乐，当在听歌的同时输入字符到屏幕上的时候，处理器就会注意到I/O设备键盘上的中断引脚电压变高了，当前指令执行完毕以后就会从系统总线中读取异常号，然后调用中断处理程序，输入完字符以后，中断处理继续执行听歌程序的下一条指令。由于这个过程相当的快，就好像什么都没有发生一样。
陷阱（陷入内核）：实现系统调用，在用户程序和内核之间提供一个像函数调用一样的接口。
比如要读一个文件的内容（read），这些内核服务受到控制的访问，处理器提供的是syscall n指令来响应用户的请求，导致一个陷阱异常，这个异常程序对参数解码并调用内核程序。这个异常处理程序运行在内核模式中。（后面详解这一过程）
故障：能够被故障处理程序修正的错误。
故障发生时，处理器将控制转移到故障处理程序中，由故障处理程序修正错误。如果能够修正就返回当前指令重新执行，如果不能修正就返回到内核的abort中。
终止：通常是由一些硬件引起的不可恢复的致命错误
直接返回到abort中，终止该应用程序。
③ Linux系统中的异常
IA32有高达256种不同的异常，0-31的号码是Intel架构师定义的；32-255号是操作系统定义的中断和陷阱。
系统调用：陷入到内核中执行（不知道为啥翻译成了陷阱）
Linux系统上有数百个系统调用，比如常用的读文件、写文件、创建进程等等，这些系统调用都有一个唯一的整数编号：
由于历史的原因，系统调用通过异常128来处理（0x80）提供。我们来看看使用系统级函数写出的hello world程序：
我们直接来看看hello程序的汇编语言版本：
所有Linux系统调用的参数都是通过寄存器而不是栈来传递的。按照惯例：行9：eax中包含调用号；行10-12：设置参数；行13：使用int 指令来调用系统调用。（write系统调用）
1.2 进程基础知识（操作系统层）
我们讲了一些异常的基础知识，下面来看看异常是怎样实现了计算机科学上最伟大的一个成就：进程。对于进程最经典的定义就是一个执行中的程序实例。进程是一个伟大的魔术师，她提供给每个运行的程序一种假象，好像每个程序都在独占处理器和地址空间。我们接下来不会讨论进程的实现细则，我们关注的是进程提供给程序两个关键抽象：逻辑控制流和私有地址空间。把这两点理解清楚也就够了：
进程控制流：
上图是一个运行了三个进程A、B、C的系统，处理器的控制流分成了3个，每一个进程1个。随着时间的增加，进程A先运行了一小段（①），然后进程B运行直到结束（②），随后进程C运行了一小段（③）后切换到进程A运行直到A结束（④），最后切换到进程C运行直到结束（⑤）。这样一来每个进程执行它的流的一部分，然后被抢占。由于CPU总是毫秒级别的转移我们什么都不会察觉到。就提供了一种每个程序独占的假象。
至于并发就很好理解了，说白了就是某进程开始执行以后并未完成以后，跳转到其他进程执行，这两个就是并发。如上图的进程A和进程B，进程A和进程C。由于进程B执行结束以后才开始进程C，所有B和C不算是并发。
时间片：进程A执行它控制流的一部分的每个时间片段，就叫时间片。
私有地址空间：
进程为每一个程序提供它自己的私有地址空间
这个私有的地址空间最上部是内核保留的，最下部是预留给用户程序的。代码始终是从0x08048000处开始（32位系统）。
用户模式和内核模式：
处理器为了安全起见，不至于损坏操作系统，必须限制一个应用程序可执行指令能访问的地址空间范围。就发明了两种模式用户模式和内核模式，其中内核模式（上帝模式）有最高的访问权限，甚至可以停止处理器、改变模式位，或者发起一个I/O操作，处理器使用一个寄存器当作模式位，描述当前进程的特权。进程只有当中断、故障或者陷入系统调用时，才会将模式位设置成上帝模式，得到内核访问权限，其他情况下都始终在用户权限中，就能够保证系统的绝对安全。
上下文切换机制：
内核中有一个专门的调度程序，当从进程A切换到进程B的时候，内核调度器为每个进程保存一个上下文状态（运行环境保存）：包含程序计数器、用户栈、状态寄存器等，然后切换到另外一个进程处开始执行。
当内核代表用户执行系统调用的时候，就会发生上下文切换，如上图所示，当进程A调用read函数的时候，内核代表进程A开始执行系统调用读取磁盘上的文件，这需要耗费相对很长的时间，处理器这时候不会闲着什么都不做，而是开始一种上下文切换机制，切换到进程B开始执行。当B在用户模式下执行了一段时间，磁盘读取完文件以后发送一个中断信号，将执行进程B到进程A的上下文切换，将控制权返回给进程A系统调用read指令后面的那条指令，继续执行进程A。（注：在切换的临界时间内核模式其实也执行了B一个小段时间）
1.3 进程的控制
① fork函数为例：封装系统调用错误处理
系统级别的函数遇到错误时，通常会返回-1，并设置全局变量errno来标识是什么地方出错了，通过，strerror（errno）可以解析出错误描述的字符串。
我们看上面的错误检查程序，有时候觉得每次系统调用函数都这样处理就太臃肿了，于是我们来简化上面的这种错误检查的方法，定义unix_error函数，如下：
这样当我们要检查fork函数是否有错误的时候就可以这样使用：
这里就会输出对应的fork error系统调用错误，我们同样的认为上面的函数有点儿臃肿，于是在每个系统调用函数中，用首大写的Fork函数来定义如下的检查错误调用方法：
这样一来，错误就会通过pid = Fork（）；这样就会显示的将错误信息打印出来，并返回值。
② 创建和终止进程
我们使用fork（）函数通过系统调用创建一个与原来进程几乎完全相同的进程，除了PID不同外，子进程可以读写父进程中打开的任何文件。一个进程调用fork（）函数后，系统先给新的进程分配资源，例如存储数据和代码的空间。然后把原来的进程的所有值都复制到新的新进程中，只有少数值与原来的进程的值不同。相当于克隆了一个自己。fork函数有一个特别的地方，虽然只被调用一次，却能返回两次。我们来看：
我们使用的是封装好错误处理的首字符大写的Fork函数，第一次一次返回是在父进程中，返回的是子进程的PID；一次是在子进程中，返回的是0；因为PID总是非零，返回值为0就说明在子进程中执行了。
编译生成fork可执行文件，下面是结果：
然而fork函数这样的运行方式令人疑惑的，我们来分析一下这输出的两个不同的x的值。当调用pid = Fork（）；的时候，第一次返回的是进程的子ID，由于不为0，所以继续执行main函数中的printf，打印输出x = 0；第二次就在子进程中执行了，返回的pid为0表示在子进程中执行，由于两个进程有相对独立的地址空间，子进程得到的只是父进程的一个拷贝，所以x的初始值仍然是1，输出的结果就是x=2了。（至于为啥都输出在屏幕上了，是因为这两个进程共享已经被打开的stdout文件，子进程是继承父进程的，因此输出也是指向屏幕的）
我们来看看进程分析图：（以三次调用fork函数为例）
第一次调用，红色部分分出的子进程打印出4次printf，第二次调用fork蓝色线，打印出2个hello；第三次调用土黄颜色，打印出2个hello。
③ 回收子进程：waitpid函数
当我们使用fork函数创建了一个子进程的时候，子进程就会在独立的地址空间运行，我们并不是放任其一直运行，而是希望在某些时候回收子进程，了解子进程的状态，而不是让其消耗存储器的资源（僵尸状态）。这时候就需要用到waitpid函数，我们看看函数定义：
如果调用waitpid函数时，等待的子进程已经运行结束，该函数会立即返回。否则父进程会被阻塞，暂停运行。参数详解如下：
pid : 等待的集合成员（pid>0为单独的一个子进程ID号，pid=-1等待所有子进程）；
status：检查已回收子进程的退出状态，有了这个信息父进程就可以了解子进程为什么会推出，是正常推出还是出了什么错误。
options : 修改默认的行为如果不想使用这些选项，则可以把这个参数设为0。
返回值：如果成功就返回子进程ID；如果没有失败返回-1（没有子进程的失败设置ECHILD；被中断设置EINTR）
还有一个简化的版本wait函数，wait（&statue）相当于waitpid（-1，&statue，0）。
waitpid函数有点儿复杂，我们来看看两个使用示范：
第一个我们编写如下waitpid1.c文件
说明：在for循环内，我们创建了N=2个进程，并且保证在子进程中运行的时候使用exit返回分别为100,101两个值；在接下来的while循环内，父进程使用waitpid函数作为循环测试检测每个子进程的状态，当子任意一个进程返回的时候，waitpid会返回其pid值，并将退出子进程的状态保存到status中去，也就是在while循环体内输出的status值。当回收了所有子进程以后waitpid就会返回-1，不再执行while循环了。我们运行的结果就是：
至于返回的顺序，是不定的。甚至在同一系统两次不同的执行都有不一样的结果。如果想规定回收的顺序。就只有在11行，显示的保存下每个进程的pid，然后在第16号，按照进程的pid进行回收。
④ 让进程休眠：sleep函数和pause函数
⑤ 加载并运行程序：execve函数（调用一次，从不返回）
其中，filename是execve加载并运行的可执行文件名，argv是参数列表，envp是环境变量列表。结构如下：
当开始一个新程序的时候，用户栈结构如下：
⑥ 利用fork和execve运行程序（一个简单的壳的实现）
我们接下来展示一个简单的外壳程序（read/evaluate），使用100行左右的代码。主要完成两个操作，读取（read）命令行和求值（evaluate）运行程序，来看看主要部分：
简单的读取用户输入的命令行，使用求值函数（eval）解析命令行，并代表用户运行程序。如上图的Fgets函数将读取的命令行保存到cmdline中，然后传递给求值函数（eval）。
求值函数（eval）中，首要任务是使用parseline函数，解析以空格分割的命令行参数，并将最后的结果保存在argv向量中。然后使用Fork函数创建进程，在进程中调用execve函数执行
我们来使用我们自己写的壳程序来运行一下，我们之前写过的waitpid1程序：
看到了，这就是使用了fork和execve写的一个壳，shellex来运行我们自己的程序。我们没有做好的就是不回收子进程，接下来我们学习信号，来弥补这个缺陷。
1.4 信号
信号是一种更高层次的软件形式的异常，它允许进程中断其他进程。一个信号就是一个消息，我们列出Linux系统上30个不同种类的信号：
正在运行的前台子进程，当键入ctrl-c，发送序号2（SIGINT）；当一个进程发送信号9（SIGKILL）就会强制终止另外一个进程；当子进程终止时，就会发送信号17（SIGCHILD）给父进程。
举个例子：信号就像你每天早上起床而设置（调用kill函数）的闹钟一样，你接收到这个闹钟以后，被强迫要处理这个信号（一直闹也没办法睡觉啊），这时候你有三种选择：继续睡觉（忽略）、关闭闹钟（终止）、起床（执行闹钟给我的命令：信号处理程序）。
如何发送信号
1> 使用/bin/kill程序发送信号(使用完整路径)
发送9号（SIGKILL）信号给进程6279终止该进程，如果使用-6279就是该进程组的所有进程；
2> 从键盘发送消息（ctrl-c）
外壳程序，允许一个前台程序和多个（或者0）个后台程序。形成如下图的结构：
我们使用：ls | sort
就会创建两个进程组组成的前台作业，两个进程分别是ls和sort，都属于同一个前台进程组20。那么如何使用键盘发送信号给进程呢？我们使用ctrl-z组合键来看看（发送SIGTSTP挂起前台作业）：我们在命令行输入top命令：
这是top命令运行时的状态，注意，当我们按下ctrl-z组合键的时候看最下角显示的内容：
表示接收到了我们使用键盘发送的ctrl-z（SIGTSTP）信号。挂起top程序。
3> 调用kill函数发送信号（可以发送给自己）
当子进程运行到Pause函数的时候，将等待信号的到达，主进程这时候使用kill函数发送的是，SIGKILL信号，这将终止子进程的运行，所以子进程中的printf函数从来不会被执行，界面无任何显示。
4> 使用alarm函数发送信号
主函数main中使用Signal函数将SIGALRM信号，与处理函数handler绑定，接收到了SIGALRM信号以后就会跳到handler函数处开始运行。Alarm函数（第19行）发送一个SIGALRM信号，在handler函数中异步处理这个信号。打印出5个BEEP和一个BOOM！。
接收信号
当程序运行的时候，如果接收到了信号，就会把控制权转移到信号处理程序中，执行完信号处理程序以后才返回程序的下一条指令继续运行，如下图：
信号有预定义的默认行为：
进程终止；进程终止并转存储器；进程停止直到SIGCONT重启；忽略；
然而我们可以使用signal修改程序的默认行为：
这里定义了handler函数，和SIGINT函数绑定，当我们在键盘上输入ctrl-c的时候，打印出一行字“Caught SIGINT”并退出。
我们来看看运行的效果：
我们不做任何输入的时候，由于main中的pause，将等待信号的发送。这时候我们使用键盘上输入ctrl-c组合键，就会看到：
打印了一句我们handler函数中的那段话，并退出。
信号处理原则
我们前面的例子中，程序只是捕获一个信号进行处理，当有多个信号到达时，如何处理，遵循下列原则，请看：
1> 待处理信号被阻塞：拿我们在接收信号处理程序中的sigint1中的程序为例，当我们的程序正在处理handler函数时，如果又捕获到了一个SIGINT信号，这时候并不会停止handler函数的处理，而是将这个SIGINT信号放到带处理程序的位置（阻塞），直到handler函数执行完毕返回以后才接受这个待处理信号；
2> 待处理信号不会排队等待：还是以sigint1函数为例，如果正在处理handler函数，接受到了2个信号，这时候先到的那个信号会变成待处理信号被阻塞，最后的那个信号直接被丢弃；
3> 系统调用可以被中断：诸如read、wait函数，会阻塞进程一段时间，当处理程序捕获到一个信号时，被中断的系统调用在处理程序返回的时候就不会再执行了。
我们之前开发过一个简单的壳程序，当时我们说由于没有回收子进程，我们僵死的子进程会占用内存空间，不利于壳程序的长久运行。我们学习了这么多基础知识，来尝试升级我们的壳处理程序：
版本1：
在这个程序中，我们为了让父进程可以自由做自己想做的事情，就决定对SIGCHLD信号进行捕获并处理在handler1函数中回收资源（子进程终止的时候会发送该消息）。设置好信号处理程序以后，我们使用for循环创建了3个子进程，并打印出子进程的pid号，每个子进程运行1秒并终止。同时父进程将等待终端的一个输入行，随后处理它（我们模拟为无限期处理while循环）。
我们来看看运行效果：
主进程并没有阻塞，我们还可以输入内容，我输入的sjljf字符串。我们注意到很有意思的一点，我们创建的子进程并没有完全被回收，最后一个pid为6480的子进程没有被回收，而是变成了一个僵尸进程，这是怎么回事呢？我们是没有处理好原则【 待处理信号不会排队等待】解释一下这个过程：当handler1函数正在回收6478号进程的时候，收到了6479号进程的回收请求信号，这时候6479被加入到待处理信号位置，又过了1秒钟，6480进程的回收信号也来了。由于已经有了待处理信号6479，所以6480进程的回收信号将被简单的丢弃掉。这就是问题所在。
版本2：
改进的核心主要是在handler函数中，我们使用一个while循环，尽可能多的回收我们的子进程
我们看看运行效果，已经将所有子进程全部回收完毕
版本3中针对原则3系统调用中断后重启read系统调用问题进行了修正，由于我们没有Solaris系统，这里就不做实验了。更新的代码如下：
1.5 并发编程初步介绍：同步流（避免并发错误）
并发编程是一个很深奥且重要的问题，我们将在12章花费一章节讲述，这里我们来初窥一下其中的奥秘介绍其中的：竞争（一个经典的同步错误实例）
说明：先执行delete再执行addjob，之间的竞争
1> 父进程调用fork函数，创建新子进程并运行该子进程；
2> 在父进程能够再次运行前，子进程就终止的话，子进程就会变成一个僵尸进程，内核传递一个SIGCHLD信号给父进程；
3> 父进程可运行前会检测到右SIGCHLD信号，将跳转到handler函数中去；
4> handler函数调用deletejob函数，却什么也做不了，因为主进程中并没有使用addjob函数；
5> 从handler函数返回以后，父进程再调用addjob函数就会添加错误的子进程在列表中去。
我们尝试修复在这个竞争引起的同步错误。我们接下来将使用方法阻塞SIGCHLD信号，使得程序始终保持addjob在前，deletejob在后的状态。由于子进程进程了父进程中的这种阻塞，所以在子进程中首要任务是解除阻塞。具体修改的代码如下：
主要使用Sigprocmask(SIG_BLOCK)阻塞SIGCHLD信号。
1.6 非本地跳转（应用层）
本地跳转是我们非常熟悉的goto语句，然而有些弊端的是不能跳到函数外部去。这时候非本地跳转的概念就因运而生了。这样做有一个好处是如果多层调用的函数最内层出现了错误，可以直接跳转到特定区域执行我们的错误分析函数。来看一个例子：
我们来解释一下代码的意思，由于setjmp和longjmp都要使用到jmp_buf，我们将其设置成全局变量。setjmp函数第一次调用的时候，是保存当前的调用环境到buf的缓冲区，并返回0，作为接下来longjmp跳转的目标地址；通过if的条件判断rc == 0成立，就会调用foo（）函数，foo函数继续调用到bar函数，判断error2 = 1成立执行一次longjmp跳转，将跳转到setjmp保存的调用环境中去。并把2返回给rc。这时候在执行判断就会输出错误的类型，并将结果打印出来：
非本地跳转还有一个应用就是实现软重启，类似于我们重启某种服务一样。我们来看代码：
这段代码相当简单，使用的是信号版本的sigsetjmp和siglongjmp函数。当sigsetjmp函数第一次被调用的时候保存调用环境和信号向量（阻塞和待处理的），并返回0，所以执行if里面的语句打印出“starting”字符串，然后就开始在主函数中的while循环中执行了。这时候如果输入ctrl-c就会捕获到这个信号，通过handler处理函数进行了一次siglongjmp跳转，跳转的目的地是sigsetjmp处的位置，这时候执行if中的else语句打印出restarting字符串，并继续主函数的执行。结果如下图：
