APUE 的一些小笔记

第一章：Unix 基础知识

1.1. Shell 指令应该也遵循大嘴法则。

1.2. pid_t fork (void) 由父进程调用一次，在父进程和子进程中分别返回一次（父进程非负，子进程0）。

1.3. pid_t waitpid(pid_t pid, int *status, int options) 用于等待子进程终止（防止子进程未结束父进程已经运行完毕）。

1.4. 键盘产生中断的方法：中断键（Delete 或者 ^C）和退出键（^\）。

1.5. time_t 用于UTC 时间，clock_t 用于CPU 时间。

1.6. 时钟时间：进程运行的时间总量；用户CPU 时间：运行用户指令消耗的时间；系统CPU 时间：运行内核调用消耗的时间。所以time 指令的输出中，real > user+sys。

1.7. 处理errno 的函数要先保存errno，因为任何函数的调用都可能改变errno。

1.8.

第三章：文件I/O

3.1. int open(const char *pathname, int flags, mode_t mode) 中，O_TRUNC 在O_WRONLY 或者O_RDWR mode 下成功打开才会起作用。（4.2）

3.2. 关于off_t lseek(int fd, off_t offset, int whence)：因为某些设备允许负数的偏移量，所以测试返回值的时候应该测试是否等于-1（而不是是否小于0）。

3.3. 偏移量大于文件长度会在文件中形成空洞并增加文件长度。

3.4. 文件系统可能采用预读技术，不过预读会在数组长度到达足够长的时候停止。

3.5. 进程中每个fd 表项都有一个指向文件表的指针，该指针指向的表项包含status，offset 和v-node，这样如果两个独立进程共同打开一个文件，每个进程都有自己的offset。

3.6. 所以lseek 只修改offset，不进行I/O

3.7. 原子操作在多进程情况下可以避免程序因为其他进程干扰而出错，原子操作由多步操作组成，要么不执行，要么一次性执行完毕而不进行进程切换。

3.8. int fcntl(int fd, int cmd, ... /* arg */ ) 中，cmd 为F_GETFL 时，如果要判断返回值是否是O_RDONLY(0)、O_WRONLY(1) 和O_RDWR(2)，必需得到返回值和O_ACCMODE(3) 或操作的结果，然后挨个判断。

3.9. Shell 的重定向。例如./my_pro 3 3<>list.tmp 表示在fd 3 上打开文件list.tmp 进行读写（2 == argc）。

3.10. set flag：flags |= user_flag; clear flag：flags&= ~user_flag。

3.11. open ("/dev/fd/0", mode) 等效于dup (0)，其中mode 大多数系统上被忽略。/dev/fd/0、/dev/fd/1 和/dev/fd/2 分别是stdin、stdout 和stderr。

3.12. 如果用O_APPEND 模式打开一个文件用于读写，那么lseek 可以对读操作生效，对于写操作无效（仍然遵循O_APPEND）。

3.13.

第四章：文件和目录

4.1. #define S_ISFIFO(mode) (((mode) & S_IFMT) ==S_IFIFO)。

4.2. 打开文件，必需对包含文件的目录拥有可执行权限。

4.3. open 函数中使用O_TRUNC 模式，必需对文件拥有写权限。（3.1）

4.4. 创建文件，必需在要创建的目录中拥有写权限和执行权限。

4.5. 删除文件，必需在包含文件的目录中拥有写权限和执行权限，但是对文件本身不需要写权限和读权限。

4.6. exec* ()执行文件，文件必需是一个拥有执行权限的普通文件。

4.7. open () 或者creat () 创建的新文件：uid 是进程的uid；gid 可以是进程的gid，也可以是所在目录的gid（优先选择）。

4.8. mode_t umask (mode_t cmask) 返回之前的屏蔽字（这货可没有出错返回）。权限 = 0777 - 屏蔽字。

4.9. 用chmod ()/fchmod () 改变文件权限位，进程的uid 必需等于文件uid（或者进程具有超级用户权限）。

4.10. 如果文件（当然也包括目录文件）的粘住位（S_ISVTX）被设置，在对文件所在目录有写权限的情况下：文件的拥有者、文件所在目录的拥有者或者超级用户才能删除文件。

4.11. 链接的实际内容（数据块）是所指向文件的完整名字。

4.12. stat 结构只有2 项数据取自目录项：文件名和i 节点编号st_ino，其他都取自i 节点。

4.13. 每个系统都有自己的i 节点编号（i 节点的编号指向同一文件系统的i 节点），所以不能使目录指向另一个文件系统的i 节点（所以ln 指令的硬链接无法跨文件系统）。

4.14. 在同一个文件系统移动文件（就是更换名字）的时候，事实上构造了一个新的目录项指向原先的i 节点，旧目录项的链接则被解除。

4.15. 叶目录（不包含其他目录的目录）i 节点的链接数量总是2：命名该目录的目录项和其中的"."。

4.16. 所以非叶目录i 节点的链接数量总是大于2：命名它的目录项、目录中的"." 和每一个子目录中的".."。

4.17. 只有文件i 节点的链接数到达0，并且没有进程打开文件，文件才能被删除。

4.18. 所以关闭文件的时候，如果打开该文件的进程数是0，其i 节点的链接数也是0，内核就会删除文件。

4.19. 所以unlink () 一个open () 的文件时，不会删除内容，只有程序结束后才会删除内容。这个技巧常常用于程序创建的临时文件，调用open () 后立刻调用unlink ()，即使程序崩溃，临时文件也不会留下来。

4.20. 注意：只给出符号链接文件的名字，没有任何函数能够删除链接指向的文件，只能删除链接本身。

4.21. int rename(const char *oldpath, const char *newpath)，如果oldpath 是非目录文件，newpath 不能为目录。这种情况下newpath 已经存在则先删除。要求写权限。

4.22. 当oldpath 和newpath 都是目录文件的时候，规则和4.21 类似，但是newpath 不能是oldpath 的子目录（否则无法删除）。

4.23. 跟随符号链接的函数：access (), chdir (), chmod (), chown (), creat (), exec (), link (), open (), opendir (), pathconf (), stat (), truncate ()。

4.24. 不跟随符号链接的函数：lchown (), lstat (), readlink (), remove (), rename (), unlink ()。

4.25. 只有root 才能使用link () 构建指向目录的硬链接。

4.26. rmdir () 只能删除一个空目录。

4.27. getcwd () 函数的第二个参数必需是PATH_MAX+1（虽然APUE 说这上面标准自相矛盾）。

4.28. 所有有读权限的用户都可以读目录，但是只有内核可以写目录。（目录的写权限执行权限和目录无关，它们分别代表能否在目录中创建和删除文件）

4.29. creat () 的权限设置对已经存在的文件无效，但是函数执行后已经存在的文件的长度会被截断为0。

4.30. 目录和符号链接的长度不可能为0（"." 和".."，路径至少有一个字符）。

4.31.

第五章：标准I/O 库

5.1. 流的定向（stream‘s orientation）决定了操作的字符是单字节的还是多字节的，可以用int fwide(FILE *stream, int mode) 来设定流的定向（函数不改变已定向流的定向）。

5.2. 按照标准I/O 惯例：标准出错流是不缓冲的（_IONBF），打开至终端设备的流是行缓冲的（_IOLBF），其他流都是全缓冲的（_IOFBF）。

5.3. getc () 和putc () 可以被实现为宏，作为参数的表达式不能有副作用（自增自减……）。

5.4. ISO C 的标准流操作函数中，控制字符串带"+"的流都有读和写权限。

5.5. 流操作函数 *getc* () 的返回值必需为int，否则会截断EOF。

5.6. 但是如果返回值是EOF，需要调用ferror ()或者feof ()来判断流是出错还是达到末尾。

5.7. ungetc () 并没有真正的将字符压送回流，而是压送回标准I/O 库的流的缓冲区里。

5.8. 用fgets () 取代gets () 可以避免程序被恶意的栈溢出攻击，用fputs () 代替puts () 只需记住自己要处理所有的行尾换行符。

5.9. fread () 和fwrite () 只能处理同一个计算机的二进制流（同一个结构中的成员偏移量可能因为不同系统和编译器而有差异，并且浮点值的二进制格式系统之间可能有差异，况且不能确定目标系统或编译器是big-endian 还是little-endian）。

5.10. ftello () 和fseeko () 遵循POSIX 标准，相应类型off_t；fgetpos () 和fsetpos () 遵循ISO 标准，相应结构类型fpos_t，移植性高。

5.11. vprintf 函数族和vscanf 函数族的参数arg 由stdarg.h 定义（而不是varargs.h）。

5.12. int fileno(FILE *stream) 能够返回一个流的文件描述符哦～

5.13. tmpnam () 如果参数为NULL，路径名会放入静态区并返回指向静态区的指针，但是下次调用会覆盖静态区，所以要深拷贝。

5.14.

第六章：系统数据文件和信息

6.1. 防止一个特定用户登录系统，可以将/etc/passwd 的shell 字段设置为/dev/null 或者/bin/false。

6.2. 组ID 65534 和用户ID 65534 不提供任何特权（只能访问每个用户都能读、写的文件），可以用来设置来宾账户。

6.3. POSIX 标准对于系统数据文件一般有3 个函数：getxxx () 读下一个记录（或打开），setxxx () 反绕文件（或打开），endxxx () 关闭文件。

6.4.

第七章：系统数据文件和信息

7.1. exit () 和_Exit () 是ISO C说明的，而_exit () 是POSIX 说明的。

7.2. 但是exit () 不会立刻进入内核，而是先执行终止处理程序和关闭标准I/O 流等操作。

7.3. 这里你可以用int atexit (void (*function) (void)) 来登记一个终止处理程序，最多登记32 个函数。这些函数在main () return 时调用。（不能被_exit () 和_Exit () 执行，这两个函数直接进入内核）

7.4. 无论根据POSIX C 还是ISO C，main () 都不能有第三个参数（char *envp[]），环境表由extern char **environ 给出地址，访问特定的环境变量应该由getenv () 和putenv () 进行。

7.5. 但是你不要自作聪明的直接操作环境表，增加一个环境变量，环境表之下是程序用堆栈，之上是进程的顶部，第一次增加环境变量的时候要malloc () 一块新的堆空间让环境表整体搬家然后再操作。putenv () 和setenv () 能够自动完成这些操作。

7.6. P187 页（原书）的进程结构。在目标文件角度可以参看《程序员的自我修养》第三章。

7.7. 这条是自己编码总结的：realloc () 远远比APUE 说的IMBA，第一个参数是NULL 的时候，它的作用是malloc ()；第二个参数是0 的时候，它的作用是free ()。。。

7.8. goto 只能局部跳转，但是setjmp ()/longjmp () 可不管这一套，如果你愿意可以跳到另一个源代码文件里去。

7.9. 但是要注意：当longjmp ()之后，在内存中的变量具有longjmp () 时的值，在寄存器中的变量具有调用setjmp 的值！

7.10. 所以当longjmp () 之后，auto 变量和 register 变量的值可能让你吃惊不少。其中auto 和register 究竟在寄存器还是内存中要看编译器的优化措施，但是可以肯定的是：volatile 变量、static 变量和全局变量一定在内存中。

7.11. 另外习题7.1 的答案我觉得应该是这样的：C 语言约定把返回值扔到寄存器eax 中，printf () 执行后eax 的值是13，随后main 函数返回，由于没有指定返回值并且在这过程中没有其他改变eax 的语句，所以eax 不变，于是main () 结束eax 的值仍然是13。当函数返回时，主调函数查看eax 来得到返回值，那么main () 结束后也是如此，shell 查看eax 来确定返回值。因为这时候eax 是13，所以shell 保存了eax 的值，所以echo $? 指令打印出的数值是13。（已经写程序进行了验证）

第八章：进程控制

8.1. ID 为0 的/sbin/init 被称为交换进程，是所有进程的父进程。

8.2. 关于fork ()：fork 函数执行一次，但是返回二次。fork ()后的子进程会获得父进程数据段的副本，并且和父进程共享文本段。所以唯一在程序中区别父进程和子进程的方法是：fork () 在子进程中返回0，而在父进程中返回子进程ID 或者-1（出错时）。

8.3. fork ()也会复制父进程的缓冲区，所以如果父进程中使用了行缓冲的函数（例如printf 函数），把程序的输出写入文件（这时缓冲方式变成全缓冲），printf ()的输出结果会在父进程和子进程中各输出一次。但是printf () 只执行了一次，有2 次输出的原因是全缓冲遇到换行符不刷新，所以当父进程和子进程结束的时候各自刷新缓冲区，缓冲区的数据被写入到文件。

8.4. fork ()会复制父进程的文件描述符，但是不会复制文件表项，描述符指向的文件表项由父进程和子进程共享，这样方便父进程和子进程管理文件状态（例如文件偏移）。

8.5. fork ()后父进程和子进程执行顺序是不确定的，但是vfork ()后一定是子进程先执行。

8.5. 但是vfork ()并不会完全复制父进程的地址空间，因为vfork() 后一般跟exec* ()。

8.6. 所以vfork ()中的操作可能会改变父进程中变量的值。

8.7. 根据8.5，fork () 之后的逻辑依赖于这种执行顺序，就会产生竞争条件。

8.8. 不过这个时候可以通过信号来等待另一个进程执行完毕。

8.9. ××注意：在PATH 中，零长度也代表当前目录（行首的和行尾的":"，中间的"::"）！，为了系统的安全，我猜没人为了省略一个"./"符号而付出系统安全性的代价，如果你使用Slackware Linux，你可以通过修改/etc/profile 来除掉这个安全隐患。

8.10. exec 函数族的命名：

l 代表 list，表示函数接受参数的列表形式；

v 代表vector，表示函数接受参数的矢量形式；

p 代表pathname，表示函数会把filename 转换成pathname；

e 代表environment，表示函数接受envp []。

8.11. exec 函数族的关系：

规则1：所有带"l"的函数都会转换list 到vector，然后调用相应形式的、名字带有"v" 的函数。（例如execl -> execv）

规则2：只有execve 是Linux 系统调用，名字带"v"的函数的调用链是execvp ->(try PATH)-> execv ->(use environ)-> execve。

8.12. 设计程序的时候，使用最小特权模型。

8.13. 用参数调用解释器文件时，解释器文件的第一行成为解释器的若干参数，调用解释器文件的参数被相应的后移。

8.14. system () 内部调用了fork ()，exec* ()和 waitpid ()，并且进行了出错处理和信号处理。

8.15.