经典数据：
APUE：unix环境高级编程3版
linux系统编程手册 德linux系统编程 oreily
unix内核源码剖析 日
windows核心编程
linux系统开发模式：
ssh远程登录即可；vi；
企业中：
版本控制：把代码写到版本库中（svn/git）由库提交到服务器
重点：shell 进程线程
进程概念：
程序进程线程
写了程序，启动起来就是进程。
并发
早期，单道，挂起
进程划分为多个片，时间轮转片
单道多道程序设计
mmu的理解： mmu最小页是4k
多进程为什么需要mmu：
程序经过4个步骤生成可执行程序，最后一步的链接需要指定链接地址。而在多任务时候，不同的任务可能指定相同的链接地址，
这就需要mmu把链接地址(链接地址是给CPU看的，所以是虚拟地址)映射到内存上(物理地址)
eg:ProgramA 被加载到地址 0x500-0x600 处， ProgramB 被加载到地址 0x700-0x800 处，同时建立了各自的地址翻译表，
当处理器要执行 ProgramB 时，会使用 ProgramB 对应的地址翻译表
综上：mmu的地址翻译实现多任务
mmu地址翻译功能好处：
MMU 的地址翻译功能还可以为用户提供比实际大得多的内存空间。用户在编写程序的时候并不知道运行该程序的计算机内存大小，
如果在链接的时候指定程序被加载到地址 Addr 处，
而运行该程序的计算机内存小于 Addr ，那么程序就无法执行，
有了 MMU 后，程序员就不用关心实际内存大小，可以认为内存大小就是“ 2^ 指令地址宽度”。
MMU 会将超过实际内存的虚拟地址翻译为物理地址进行访问。
《步步惊芯——软核处理器内部设计分析》一书的第10章 MMU剖析
内核区映射时pcb共用3G~4G 这是通信进程间通信基础
pcb描述进程，控制终端，当前工作目录，umask,文件描述符表，用户id组id
资源上限（ulimit -a）等
进程4态：就绪，运行，停止，挂起 通常忽略初始态
mmu映射的物理内存3~ 4G共用一块，因为3~4G中是内核区，用于管理各个进程等
环境变量:
man -f time 查找同名手册
1shell命令；2系统调用，即内核提供的函数；3库提供的库函数调用；4特殊文件/dev
5文件格式，配置文件格式 6游戏 7 杂项如man signal 7 man 8系统管理工具
which ls看ls的PATH
打印当前进程所有环境变量：
声明全局变量extern char ** environ;是一个指针数组
if(strncmp(environ[i],xPath,strlen(xPath))==0)
家目录下的新建bin文件里建立一个mksh
target=$1
gcc -o $target $target.c
chmod +x mksh
vi .bashrc 在44行 export PATH=$PATH:$HOME/bin
make test
getenv setenv看man 3 中的函数
PATH:是可执行文件的搜索路径，ls是可执行文件，a.out也是可执行文件。为什么必须得./a.out？
就是因为PATH里有ls的搜索路径，没有a.out的搜索路径
fork进程控制原语
ps -a可以看进程
程序是存放在存储介质上的一个可执行文件，而进程是程序执行的过程。进程的状态是变化的，其包括进程的创建、调度和消亡。程序是静态的，进程是动态的。
fork
进程是资源的分配单位，有独立的虚拟空间，线程共享这些虚拟空间，进程里包含很多线程,团队是进程，线程是人。
多进程健壮性好，因为有独立的空间，一个挂掉，其余不影响。多线程，一个挂掉会影响其他线程
进程间通信比较复杂 消息队列，共享内存，信号量来通信 线程间通信通过锁
返回两个返回值
成功：父进程返回子进程pid 子进程返回0
进程号pid最大值为65535
若写的是if并列语句 父子之间是竞争的
父子共用代码段（RO），而子进程把父进程的地址空间的数据段(全局变量)和堆栈进行复制(读时共享，写时复制，节省内存)
而父子进程的3~4G共用，这就是进程通信的基础 子进程所独有的只有进程号计时器等。
父子进程共享文件描述符
通过打印，知道谁先运行
sleep意味着 放弃cpu权限
为什么要子进程？ ls -l：shell是父进程，ls是子进程
gdb调试 set follow-fork-mode child和set follow-fork-mode parent默认 注意得在fork之前设置
exec族函数：如果我们本来就运行着一个程序（进程），我们如何在这个进程内部启动一个外部程序，
由内核将这个外部程序读入内存，使其执行起来成为一个进程呢？这里我们通过 exec 函数族实现。
exec 函数族，顾名思义，就是一簇函数，在 Linux 中，并不存在 exec() 函数，exec 指的是一组函数，一共有 6 个
#include <unistd.h>
子进程加载一个进程
一旦执行，子进程就不回头了，除非错误发生才有返回值
a.out(exec)执行了b.out,则b.out就会覆盖(0~3G)了a.out,再从头执行
exclp("ls","ls","-l","-a",NULL)第一个参数得借助环境变量
execl("/bin/ls","ls","-l","-a",NULL)
execv换汤不换药v是argv的意思 excle()临时改变环境变量
exec +l(list)+p(有了环境变量可直接使用文件名)+e(environment)
dup2:是两个非常有用的系统调用，都是用来复制一个文件的描述符，
使新的文件描述符也标识旧的文件描述符所标识的文件。但是 dup2() 复制出来的新文件描述符
可以指定任意一个合法的数字。
常用于把本来通过 printf() 显示到屏幕上的内容，不显示在屏幕上，而让这些内容写入一个文件
fd2 = dup2(fd1, 1);
printf("fd2 ============== %d\n", fd2);
打印是库函数 最终还是会调用系统调用函数write(1)，而现在1中是文件描述符fd1 所以打印到fd1中
shell命令中有很多内嵌了printf的函数，execlp("ps","ps","aux",NULL)也会打印出来
进程的控制：结束进程、等待进程结束。
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>
可以通过 exit() 或 _exit() 来结束当前进程。#include <stdlib.h>
当一个进程正常或异常终止时，内核就向其父进程发送 SIGCHLD 信号，相当于告诉父亲他哪个儿子挂了，
而父进程可以通过 wait() 或 waitpid() 函数等待子进程结束，
获取子进程结束时的状态，同时回收他们的资源（相当于，父亲听听死去儿子的遗言同时好好安葬它）。
调用 wait() 函数的进程会挂起（阻塞），（就是说父进程会阻塞等待）
直到它的一个子进程退出或收到一个不能被忽视的信号时才被唤醒（相当于继续往下执行）
status: 进程退出时的状态信息。一般为NULL
wait返回值是成功清理的id 一个wait只能回收一个
宏的用法比较简单 固定的典型用法：
回收所有子进程：while(pid=wait(NULL)) 把成功回收的id 打印出来
while(pid=wait(NULL)>0)有没有必要？？？？？
wait典型用法：
int status;
wait(&status);
if(WIFEXITED(&status)){正常返回，可接受子进程的返回值 返回值是WEXITSTATUS(status)}
if(WIFSIFNALED(status)){不正常返回(被某个信号杀死了)，看哪个信号用WTERMSIG(status)}
waitpid典型用法：
wait(status) 函数会阻塞，waitpid() 可以设置不阻塞，waitpid() 还可以指定等待哪个子进程结束。
成功：返回清理掉的子进程ID；失败：-1(无子进程)；
waitpid(pid_t pid, int *status, in options)
第一个参数：
> 0 回收指定ID的子进程；-1 回收任意子进程（相当于wait）；0 回收和当前调用waitpid一个组的所有子进程；
< -1 回收指定进程组内的任意子进程
返回0：参3为WNOHANG，表明无子进程退出，且子进程正在运行；
返回>0有子进程退出；
返回-1所有子进程回收完毕
while(1) pid=waitpid(0,NULL,WNOHANG)
if(pid>0)有退出 if(pid<0)退出完毕
sleep 即sleep时间内轮询子进程有无退出
孤儿进程：父进程先被回收 子进程while(1); 孤儿会被init(root的init或user的init)回收 即孤儿的父亲变成了1
僵尸进程：进程已运行结束，但进程的占用的资源未被回收
子进程死了(僵尸) 父进程不回收while(1)不调用wait; 用户空间会释放，但是内核的PCB会残留
ps aux Z+ [没了]<没了>
ps -ef|grep defunct 后面尖括号里是 defunct 的都是僵尸进程
ps -e 查看所有进程
孤儿进程：
都写成while(1); ps ajx kill -9 父进程 杀死父进程后 子进程的ppid变成1 init是孤儿院.....
此时<CC>停止不了(因为cc发给的是shell，而非子进程) 只能kill
僵尸不好，占空间，用wait/waitpid 看死的原因
wait/waitpid和
wait作用：阻塞等待子进程退出 回收子进程资源 看死亡原因
ps ajx 看不到僵尸
程序一退出或父进程一退出，所有的都没了。也就没有僵尸了
IPC进程间通信:
pipe:使用简单 父子兄弟。。。 无名管道
fifo:非血缘关系间 命名管道
mmap:速度最快 效率最高
socket:本地套接字 稳定性最好
signal：开销小
还有消息队列(淘汰了)，文件等进行进程间通信
pipe:伪文件 bcps
socket 双向全双工
一般情况下父进程读 子进程写+sleep 有阻塞态
一般先运行父进程，父进程读 通常会等待 等待子进程的写
ls |wc -l 把所有带l的个数列出来
子进程中把写的东西传到输出端
execlp(ls ,ls,null)
父进程把读给 标准输入，再执行wc
13号信号 管道写错误信号
mkfifo testfifo创建管道
计算机行业至少得3,4语言 从一门先开始，辅助操作系统。
首先把自己讲明白 自我解决问题
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fifo:可用命令也可以函数创建既可以血缘关系又可以非血缘关系
mkfifo myfifo。mkfifo 库函数是man 3
eg:非血缘关系间
mkfifo("test_fifo",0644);
open只读或只写 fifo文件
while(1) 组包 write+strlen sleep1
while(1) read+sizeof sleep3
开两个终端 创建fifo文件 先写后读(读端关闭 pipe中会报错sig)
一个写端多个读端 多个写一个读 最好单向流动
pipe中：先pipe 后fork 这样可以继承父的pipe
fifo中：open(只读还是只写) 先确定读写
fifo有多大？？？？？？？？？？？？？？？？？？？？？？？？？？？？
write的写时从当前位置写 别考虑覆盖问题
perror头文件：stdio中
open头文件: sys/types.h sys/stat.h fcntl.h
exit头文件:stdlib.h
fork头文件：unistd.h
wait头文件：sys/types.h sys/wait.h
mmap:文件用于进程间通信 sys/mman.h
磁盘上的文件映射到了内核区，此内核区对外开放
文件通信：1父子进程间 2非血缘关系间
之所以不用文件通信 因为读写指针每次都得打开 还得找，而且只有一个
所以用mmap 第一个参数一般传NULL 映射大小(字节)非0（malloc可以为0） 读写 标志位(对映射区的修改反应到磁盘上)
文件描述符 偏移一般写0映射全部必须是一个page的整数倍大小
成功返回地址 失败返回宏MAP_FAILED
eg:一般情况
open 644
ftruncate==lseek+写一个字符（引起IO操作）ftruncate的个数是实际个数( 若不够则有空洞符)
stat 获取文件大小
mmap(NULL,4,PROT_READ|PROT_WRITE,MAP_SHARED,fd,0);//反应到磁盘上
strcpy 操作字符类 或 memcpy() 操作非字符类？？？？
munmap(p,4)
close
mmap建立映射区，完成进程间通信
总结：创建映射区 若用MAP_SHARED mmap中必须得有读的操作，因为得反映到磁盘上，
创建映射区的过程中，隐含着一次对映射文件的读操作。所以open时 必须有read
映射区的权限应 <=文件打开的权限(出于对映射区的保护)
当以只读方式open时 MAP_SHARED只是充当占位的作用，恰当的写法最好写成MAP_PRIVATE***********
申请4字节 实际上申请的是4k的整数倍内存 可以越界操作(拷贝很多) 但是不严谨
若文件4字节只有 偏移写成4096 会出现错误
eg：父子进程间 ：尤其注意读写指针，若不重新open 读写指针共用一根
通过文件版本：
因为内核区共享 所以进程间可以通信
与fifo一样得在fork之前得先映射好
open O_TRUNC 若存在则清空 建立一个hollo.c 生成dentry dentry里包括文件名和inode inode可以找到i节点 i节点里有很多属性和盘符地址 地址中存了代码
硬链接只是又创建一个dentry rm的时候只是删除dentry(硬链接计数)
unlink("temp") 删除dentry(文件目录项) 使之具备释放条件
ftruncate(fd,4)指定文件大小为4字节
mmap MAP_PRIVATE时 是另一层含义：父子间共享不了,所以还得写成MAP_SHARED
close 过河拆桥 卸磨杀驴
fork
父子进程都可以操作同一个mmap句柄
在父进程中关闭映射区
eg:父子间简洁版本：
直接mmap flag加上MAP_ANONYMOUS, 文件描述符为-1
fork
父进程中munmap 比上面轻松太多
但是 unix没有MAP_ANONYMOUS
无限的向 /dev/null 写数据
无限的向 /dev/zero 读数据 里面全是0
open zero
mmap fork ......
strace ./test 看都掉了哪些系统调用
eg:非血缘关系间
只能通过读写普通文件
open 0644
ftruncate sizeof(struct)
mmap close
while(1) memcpy
open 只读
mmap+close
while(1) 打印
MAP_ANON不行(文件描述符为-1) /dev/zero不可以 普通文件可以
flag为 MAP_SHARED
mmap可以重复读取 根本原因是他是数组而非队列
3匿名映射
练习：多进程的文件拷贝 简单的shell 简单的本地聊天室程序
read write复制文件 本来是一个进程
多进程 获得了更多的时间片 获取了cpu的跟多资源
偏移：lseek(系统编程 比较复杂综合起来不如mmap) fseek(库函数 也复杂)
父子进程 p+100
建议复习苏炳问给的例子 很值得反思！！！！！！！！！
老师讲的那个人
lxr
include->linux->fs.h->struct file{
文件操作结构体
文件描述结构体
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复习：
文件血缘非血缘通信的机理：内存只有一份，文件描述符可有多分
读常规文件时 不会阻塞.c 等等。 读管道(伪文件) 设备文件会阻塞
fcntl文件杂货铺 什么都可以做 这里设置非阻塞 F_GETFL 和 F_SETFL 利用 O_NONBLOCK 设置非阻塞。
或open(O_NONBLOCK)
eg:
char flg=fcntl(fd/STDIN_FILENO,F_GETFL);flg|=O_NONBLOCK; fcntl(fd,F_SETFL,flg)
while(1){read}
非阻塞：读不到 (可以从read里出来 不会阻塞在read里) 则睡1s 读到了 则输出
阻塞：读不到 一直等待等待 (阻塞在read函数里面出不来了) 读到了输出
10ns滴答时钟到达 触发硬件中断 强制中断 切换进程
信号的优先级最高 内核软件产生
gdb直接run就可以到段错误的地方
read函数返回值：
1. 读到实际数据 ：> 0
2. 读到文件末尾 ：= 0 或管道对端关闭 或套接字对端关闭
3. 读文件失败：-1
EAGAIN或 EWOULDBLOCK说明，文件被设置为非阻塞方式读取，此刻没有数据到达，应该轮询。
EINTR或ECONNABORTED(网络中) 慢速系统调用，信号被打断 ，应设置重启：goto again....
信号：线程的出现消弱了信号 但信号还是很强
本质:软中断，内核发送，处理
特性：延迟性(因为是软中断)
四要素：编号9;名称SIGKILL;默认处理动作term(终止进程) core(终止进程产生core文件) ign stop(暂停) cont;触发事件
推荐使用宏名
称呼：
递达(信号立即被OS处理)vs阻塞、屏蔽(处于未决状态)
OS处理有3种：1忽略(已经递达了) 2执行默认动作：内核中断 3捕捉：自己写的中断
未决信号集：pending(位图)：记录信号是否产生 并且被处理
阻塞信号集/信号屏蔽字：mask：记录信号是否设置屏蔽
kill的前31个是普通信号 后33个是与驱动有关
cc使pending第二位变成1，递达内核处理，内核杀死进程，再由1变成0 一般情况递达==处理
............... 若mask的第二位为1，则一直处于未决态 因为屏蔽了 无法递达
用户只能通过设置屏蔽从而控制信号是否是未决态
信号操作函数：信号集set mask操作 pending操作
信号捕捉：signal signaction 内核实现信号的捕捉
产生信号：
1硬件 cc 2：发送sigint到当前程序
cz 20：sigtstp当前程序挂起，暂停 可以用bg使其后台继续运行，fg使其转入前台运行。
c\ 3： sigquit 并生产core文件
19 sigstop 特殊
9 sigkill 特殊
2system call：kill raise abort
kill向指定进程发送指定信号 kill(getpid(),SIGSEGV)
kill -9 1 是不行的：普通用户是无法向root的init进程发送信号的
raise向本进程发送指定信号 raise(SIGSEGV)
abort向本进程发送终止信号SIGABRT
3软件条件产生：alarm
alarm:惭愧 就是写不出来
alarm 进程不共享alarm 一个进程只有一个定时器
alarm5---3---alarm3 返回值上次定时剩余时间
取消闹钟：alarm0
采用自然定时 与运行状态无关
为什么会 嘛爪？？？
硬件异常：段错误 除0 内存对齐总线错误
setitimer函数：第一个参数ITIMER_REAL自然定时法
第二个参数itimerval类型结构体(里有it_interval结构体设置循环定时,it_valuse结构体设置第一次定时)
简单用法：与alarm一样 时间到了就发信号 终止进程
复杂用法：signal(SIGALRM,myfun); setitimer(ITIMER_REAL，&it，*old);时间一到就到捕捉函数里执行
4命令产生：kill
段错误：1访问非访问区域 ，1000 printf() 终极原因是mmu没有对该地址映射
2对只读区进行写操作 char*p="aaaaa" p[0]='o' mmu映射了但权限是1内核权限 用户访问不了
3内存溢出 char buf[10] buf[10]='9' buf[100]='q' mmu最小页是4k
信号集(set)操作：
sigset_t set;
sigemptyset(&set) 置空
sigfillset(&set) 置高
sigaddset(&set,待添加的信号名称) 添加信号到集合中
sigdelset(&set,待)
sigismember(&set,待)1在 0不在 -1错误
mask操作：上面也是然并卵 下面才能真正的写到mask中
位操作简单粗暴 下面方法温柔些
int sigprocmask(int how, const sigset_t *set, sigset_t *oldset);
sigprocmask(哪种以下三种，&set,老的mask)
SIG_BLOCK:mask=mask|set 将set中的信号添加到mask屏蔽字中 即添加屏蔽位
SIG_UNBLOCK:mask=mask&~set 即解除set位为1的相应mask的屏蔽
SIG_SETMASK:简单粗暴
pending操作：只能读
int sigpending(sigset_t *set);
sigpending(&set) 只能传出未决信号集set
返回值：成0失败-1 errno
9kill,19stop不能捕捉，屏蔽和忽略 只能默认处理
cc-2init c\--3quit 通常捕捉2 3
信号捕捉： 一般主函数中都是while 捕捉函数执行完后还可以继续循环
signal简单 信号和回调函数
signal(SIGINT,do_sig) 一旦有信号来就执行捕捉函数
比较智能的一点是：do_sig(int signum) 可以直接判断if (signum == SIGINT)signum的值
返回值是SIG_ERR代表错误
***四部曲：句柄 flag mask 注册
sigaction复杂太多：
定义结构体sigaction act
这里只设置act属性的三个参数即可：
act.sa_handler=do_sig;还可传入宏：设置为默认或忽略
act.sa_flags=0; 这是本信号被屏蔽的根源！
sigemptyset(&act.sa_mask);设置所要屏蔽的信号集合(只在执行捕捉函数时有效！) 这里默认不设置 若要设置后面
加一句：“sigaddset(&act.sa_mask,SIGQUIT);
最后注册(install)新的act：sigaction(SIGINT,&act,NULL) 老的act保存到NULL里 即不关心老的
此安装貌似伪mask的操作
捕捉思想：由内核在信号产生，递达之后负责回调，调用结束返回内核 再返回用户空间
当前捕捉函数执行时！，mask根据设置屏蔽其他，让当前捕捉函数执行完，执行完后再恢复mask
信号捕捉函数执行期间，本信号自动被屏蔽：act.sa_flags=0;
信号捕捉函数执行期间，若本！！信号多次产生，只记录1此 信号不支持排队 而来了屏蔽信号则‘支持排队’....表达不是太清楚
由于执行捕捉函数后pending由1变0了
阻塞的常规信号不支持排队，产生多次只记录一次。（后32个实时信号支持排队）
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信号--线程同步---socket 难度依次递增
信号捕捉的特性比较常用
了解内核实现信号捕捉过程：
sigaction其他情况 ，使用sigaction函数捕捉信号
user因为信号(中断pending)有1陷入内核 内核调user捕捉函数 再次通过sc陷入内核(保存恢复现场) 内核可能再处理其它的未决信号 最终返回user
时序竞态，竟态条件：
pause函数：等待信号唤醒 返回-1并设置errno为EINTR
unistd.h 包含了sys/***.h
丢人!
一般：alarm到了 发出信号sigalarm回调sigalarm的函数返回内核(pending由1-->0) 唤醒pause即返回-1 继续向下执行
如果信号的默认处理动作是终止进程，则进程终止，pause函数么有机会返回。
忽略 继续挂起忽略
只有 捕捉，捕捉后返回-1.。。。。
竟态: alarm没到之前 cpu易主 执行其他100s 而alarm(自然定时与运行状态无关) 到了定时时间内核向进程发出！信号sigalarm （pending变为1）
因为cpu易主暂时无法执行进程捕捉函数，更别提pause了。(alarm的pending仍为1)。 100s之后 该程序获取cpu (先处理信号再处理pause)
获取cpu就处理这个信号(递达)调捕捉(因为pending是1)。捕捉函数执行完后 才返回user，执行pause()挂起等待，pause()等不到信号，因为信号已经被处理了，就卡
这里了
究其终极原因：发出信号的
时候当前进程没有获取cpu 虽然获取cpu的时候可以执行接下来的捕捉函数 但是pause没有得到信号 就卡那里了
也就是说 pause没有得到信号
简而言之：pause只有 捕捉到信号和执行捕捉函数后 才正常返回 而现在是发送捕捉信号和执行捕捉函数分离了
结论：pause不好
解决方法：设置alarm时候，屏蔽alarm信号 一旦时间到了pending就是1，但是1也是然并卵，因为屏蔽了，无法递达。
所以继续向下运行。
不管cpu在其他上运行多长时间，当回来时调用 sigsuspend()这个函数里设置的是不屏蔽alarm信号
并等待alarm信号到来 这个函数的作用是：解除屏蔽和等待alarm是一个原子操作 而且pending是1
所以就会执行，不会卡那里
不明白的一点：屏蔽 proc(block)为什么得屏蔽？如果不屏蔽，信号立即来，会立即调用捕捉函数，捕捉函数执行完后，
再回user sigsuspend就执行不了了 防止这种情况发生 所以得屏蔽。得保证让这种情况发生在suspend的里面
如果信号
竟态：提早预见 主动规避
全局变量的异步IO：
还是cpu易主的问题 解决方法:原子操作
SIGUSE1/2 自定义信号
1 多个进程操作同一个全局变量。
2 写操作 没有任何同步(保护)机制
可重入不可重入
有全局变量，static,malloc free的函数为 不可重入函数
信号捕捉函数应封装为可重入函数
strtok不可重入，第一次传字符串，第二次传NULL 里面有static变量。所以不可重入
可重入的系统函数 man 7 signal
SIGCHLD信号的应用
sigchld产生条件：只要子进程发生改变，就会向父进程发送
eg:
子进程终止时
子进程接收到SIGSTOP信号停止时
子进程处在停止态，接受到SIGCONT后唤醒时
以前的回收机制：通过用户调用:
wait作用：阻塞等待子进程退出 即回收子进程
waitpid:wnohang设置不阻塞，轮训 即回收子进程
父进程都得消耗很大资源(轮训和阻塞得实时判断)
现在的通过设置信号和捕捉函数在捕捉函数里wait 高效回收子进程
eg:父进程设置捕捉：sigaction(SIGCHLD,&act,NULL);捕捉函数里waitpid(0,&status,WNOHANG)
用while而不用if
???????????????????????????????????????
信号传参:发送少量的信号
sigqueue函数对应kill函数，但可在向指定进程发送信号的同时携带参数
sigqueue(pid,信号, const union sigval v);
union是这样的联合体union sigval{int sival_int(可以传int); void* sival_ptr(指针比较强大 可以传结构体字符串.....)}
有发送就有接受：接受还是用sigaction结构体 里面有5个成员变量 以前只用3个
这里介绍第二个参数:void (*sa_sigaction)(int ,siginfo_t *,void *);
siginfo_t是一个非常复杂的结构体：里面有发送信号(父进程)的各种信息：pid uid status.......
eg:父进程sigqueue(kill发信号sigusr1)
子进程注册sigusr1的捕捉函数:sigaction不用handler了用介绍的第二个参数：act.sa_sigaction=fun
fun有3个参数。sa_flags = SA_SIGINFO不能传0了
即：父进程给子进程发一个信号(带有参数)，子进程捕捉到了后在捕捉函数中通过siginfo_t结构体把父进程发的各种信息搞出来
信号中断系统调用
慢速sc:可以永久阻塞的 read write pause wait .....
唤醒慢速系统调用的信号应该被 捕捉，不能屏蔽 忽略 默认
返回 -1 errno=EINTR
sa_flags:
0 不重启 即屏蔽本信号
1 SA_SIGINFO:捕捉函数有3惨的 sa_sigaction
2 SA_INTERRUPT:慢速系统调用，若信号被打断 不重启
3 SA_RESTART：。。。。。。重启
4 SA_NODEFER:捕捉期间，本信号不被屏蔽
创建进程组、会话
我们用的图形虚拟终端 封装了文字终端cc alt+.... 文字终端通过敲入命令，shell解析命令 进行人机交互
ssh 是网络终端
创建守护进程
1 位于linux后台，服务进程
2 独立控制终端，周期性执行某任务，等待事件
3 不随用户注销而终止
4 通常采用以d结尾的名字
1创建子进程同时 退出父进程
2调用setsid创建新会话 成为组长社长脱离了终端
3改变工作目录到不可卸载的路径上
4修改 umask(0022)
5关闭文件描述符012(重定向)
6编写守护进程核心程序
7退出
shift 2 K 我的是K 直接跳到那个地方
返回error number 与 set errno 的区别：返回error number 用strerror(number)打印。
set errno 可直接调perror函数打印
**********************************************
线程：
什么是线程：
light weight process
线程进程区别联系：
都有各自pcb,都在3~4G，在这个1G内核空间中，进程只能有1个PCB,线程可有很多pcb(不科学的表述)。即进程独享地址空间，线程共享
线程是最小的执行单位(时间片) 进程是最小分配资源单位(公用4G进程空间)
内核实现线程的原理：
PCB中有页目录-页表-物理页面。每个进程都有各自PCB，PCB中的页表也都不同，最终映射的地址也都不同
每个线程都有各自PCB，但都公用PCB中的页目录。这就是内存公用的根源
程序(进程)运行时得有2部分支撑：用户栈，内核栈(reg保存环境。处理，调度)，当用户程序切换时候得保存恢复环境，就保存到内核栈(reg)中
毫无疑问 不同线程的内核栈各不相同
eg:ps -LF 2984 看2984线程中有多少线程LWP号 最终:LWP号是最小执行单位
不同进程内可有相同的线程id号
线程之间共享不共享:面试
(文工IP)除了stack 共享0~3G.text/ordata/(前面的只读，后面的rw).data(已初始化的全局变量)/.bass(未初始化的全局变量)/heap
共享：文件描述符表 信号处理方式(pending) 用户id组id 工作目录位置
(SMIEu) 不共享：mask stack(user kernel) 线程id errno 线程优先级
线程优缺点：
线程间通信方便---通过全局变量。(进程不共享全局变量，mmap映射才能共享)
开销小，节省room
提高并发：时间片，最小执行单位
第三方库函数不稳定，gdb不支持，对信号的支持不好
线程控制原语：重点
pthread_t tid;
pthread_create(&tid,NULL,tfn,NULL/(void*)i)......主控函数
return 0(主函数中)=exit(0) 退出进程
return 返回到调用者那里
pthread_exit(NULL) 退出线程 线程退出但malloc出的资源共享
pthread_exit(void *(10))-->pthread_join(void **)
pthread_exit(void *); -----》 pthread_join(viod **retval) ==> void * --- void **
exit（1）/ return 0; -----》 wait（int *status）===> int --- int *
pthread_join是阻塞等待 不是太好 所以用线程分离
pthread_cancel()只有当子线程陷入内核时 才能杀死，否则杀不掉。所以while(1)里至少加上一个testcancel()陷入内核
只要有pthread_detach这句话 后面有阻塞等待pthread_join() 返回(不成功)一个错误码 而非0，就自动略过此函数 并且返回值都是22号即是EINVAL无效的参数
游离后还想join是不可能的 游离自然退出当然不能接收线程的返回值
pthread_cancel()主函数发送给子线程 子线程死 主函数中阻塞等待可以等待成功join返回0 但是接受子线程返回值返回-1
线程进程控制原语对比：
pthread_create() fork()
pthread_self(void) getpid()...
pthread_join(tid,void **) waitpid(int *status)
pthread_exit(void *) exit(int)
pthread_cancel(tid) kill(pid,signum)
pthread_detach()
pthread_equal()
线程属性：
几乎用不到
stack是固定的8M
分离态：
pthread_attr_t attr; pthread_attr_init(&attr);
pthread_attr_setdetachstate(&attr,PTHREAD_CREATE_DETACHED)
pthread_create(&tid,&attr,tfn,NULL);
pthread_attr_destroy(&attr);
线程栈大小：
1个进程可以起500个线程 均分了8M
可以修改每个线程所均分的大小
线程使用注意事项：
getconf GNU_LIBPTHREAD_VERSION 看pthread的版本库2.19版
gcc 编译指定-lpthread
1 主控线程调用用 pthread_exit 别用exit否则全都结束
2 避免僵尸线程，回收、分离、借助属性分离线程。
3 线程主函数中避免返回局部变量地址值
4 malloc mmap可被其他线程释放
5 信号复杂 避免与线程混合使用
6 线程中避免fork ，除非立即使用exec. fork的子进程中只有。。。。。。其他线程pthread_exit()结束。。。。。。。。。
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同步 线程同步的概念
协同步调指定先后次序
资源共享 调度随机，所有多个控制流，共同操作同一共享数据的场景，都需要同步机制
线程同步方法：
互斥量(互斥锁)：只有一把锁；失去cpu也不会失去锁；只要访问数据先判断锁；只有一个事件结束才解锁
是个建议锁（协同锁）。
pthread_mutex_t mutex;
pthread_mutex_init(&mutex,NULL);pthread_mutex_destroy(&mutex);
pthread_mutex_lock。加锁，加锁失败--阻塞
pthread_mutex_unlock。解锁，解锁成功---唤醒阻塞在mutex上面的所有线程。
restrict 只能通过本指针修改 内部内容
初始化后锁为1，而0代表忙的意思
加锁不成功就阻塞等待-------------这一点很不好所以有了trylock-加锁失败返回EBUSY---所以得轮询，但这样效率又不高
线程解锁后，唤醒全部的其它阻塞的锁，开始竞争
应该在访问共享数据之前加锁，访问共享数据之后解锁，锁的粒度越小越好！
同一个线程连续加锁两次必挂，不同的线程加锁，会等待第一把锁释放掉
死锁：不是线程同步的方式而是一种现象
死锁1：对同一互斥量加锁加锁两次 ，一直等第一个锁就阻塞那里了
死锁2：若果无法获取所有锁的时候，放弃已掌握的锁；规定访问共享线程数据的顺序;
根本原因是一个线程有两把锁 一旦一个阻塞全都阻塞
不同的锁锁了相同的东西
读写锁：读共享 写独占 写优先级高 eg: r r r w 后三个阻塞
pthread_rwlock_t rwlock;pthread_rwlock_init（&rwlock， NULL）;_destroy()
_wrlock/_rdlock/_trywrlock/_tryrdlocd/_unlock;
当读线程多于写线程时，提高数据访问效率
也是建议锁
条件变量：本身不是锁，也能造成线程阻塞。记录公共资源里是否有产品 想象场景多个线程公用一个锁(互斥量)
pthread_cond_wait(&cond,&mutex);隐喻：之前是pthread_mutex_lock()，因为原子操作里有解锁;
原子操作：解锁的同时阻塞等待cond被唤醒(signal和broadcast)·
若唤醒 lock互斥量 wait结束。吃掉 再解锁
pthread_cond_t cond;pthread_cond_init(&cond, NULL);pthread_cond_destroy(&cond);
pthread_cond_signal(); 唤醒阻塞在条件变量上的一个线程。pthread_cond_broadcast(); 唤醒阻塞在条件变量上的所有线程。
pthread_cond_timedwait(); 指定时间等待条件变量满足。参数3： 绝对时间。 struct timespec { } 参考： man 3 sem_timedwait
生产者消费者模型：当东西放进仓库里时候，就会发出signal
锁和信号都是全局变量 最方便的用法是定义的时候也初始化(静态初始化)，这就免了用的时候调用init的麻烦
生产者线程pid 线程函数中 加锁--添加到仓库--解锁 发信号 睡一段时间
消费者线程cid 加锁 wait 删除节点 解锁 free
公共区
此仓库用的链表 与个数没有关系所以不需要头节点 只需要一个头指针就可以了 最简单的数据结构
对公共区添加条件变量 互斥量 加以保护
if与while区别
那么什么时候会出现虚假唤醒呢?
在多核处理器下，pthread_cond_signal可能会激活多于一个线程（阻塞在条件变量上的线程）。
条件变量可以提高效率：。。。。。。。。。。。。。。。。。。。
1把锁1个条件变量2个线程
初始化(mutex/cond): 动态初始化：pthread_xxxx_init(); 子线程主函数内。
静态初始化：pthread_xxxx_t var = PTHREAD_XXXX_INITIALIZER; 全局位置
pthread_mutex_t mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
pthread_cond_t cond = PTHREAD_COND_INITIALIZER;
信号量：进化版互斥锁,当成N看待
sem_t sem;
sem_init(&sem,1/0,n) 1进程间0线程间 n支持n个不能超过上限;sem_destroy(&sem);
sem_wait:==lock。先判断n>0,再--。若n=0,则阻塞
sem_post:==unlock。信号量++，同时唤醒阻塞在信号量上的线程
sem_trywait(&sem);尝试将信号量--， 当信号量为0时， 不阻塞。直接返回-1， 设置errno=EAGAIN
绝对时间： 从当前时间，到1970年1月1日 00:00:00 所经过的秒数。 Unix操作系统的计时元年。
time_t time = time(NULL); 系统当前时间
struct timespec t_var；
t_var.tv_sec = time+3; 在当前时间基础上+3秒。t_var.tv_nsec = t_var.tv_sec + 10；
sem_timedwait（&sem， &t_var）；典型用法给这个函数套上while(1) 一旦时间到达就不会等待或sempost给信号量发信号也不会等待
生成者消费者模型：
两个线程1个生成1个消费。
time_t time=time(NULL)当前时间
2把锁2个信号量(多用锁)2个线程
进程同步：
信号量
一．什么是信号量
信号量的使用主要是用来保护共享资源，使得资源在一个时刻只有一个进程（线程）
所拥有。
信号量的值为正的时候，说明它空闲。所测试的线程可以锁定而使用它。若为0，说明
它被占用，测试的线程要进入睡眠队列中，等待被唤醒。
sem_init(&sem,1,N)
互斥量：在互斥锁函数的基础上增添pthread_mutexattr_t属性
pthread_mutexattr_t mutexattr; 得到mutex属性结构体变量
pthread_mutexattr_init(&mutexattr)；pthread_mutexattr_destroy(&mutexattr);
pthread_mutexattr_setpshared(&mutexattr,宏)
宏：PTHREAD_PROCESS_PRIVATE线程间(缺省)；PTHREAD_PROCESS_SHARED进程间
pthread_mutex_init(&mutex,&mutexattr) 初始化用于进程间的互斥量
文件锁
fcntl可以实现：可以open但无法read write，即是加锁
第二个参数是F_SETLKW(lock) F_SETLK(trylock) F_GETFL(获取文件锁的各个属性，不常用)
第三个参数是个结构体flock 可设置锁类型，分段加锁，起始位置，长度，加锁的进程号(只在get时用)
l_type： F_RDLCK,F_WRLCK,F_UNLCK；l_whence：SEEK_SET, SEEK_CUR, SEEK_END；l_start:l_len: 加锁的长度 （0：整个文件）
写独占 读共享
多线程间共享文件描述符，而给文件加锁，是通过修改文件描述符所指向的文件结构体中的成员变量来实现的。
因此，多线程中无法使用文件锁。
哲学家吃饭问题:
震荡死锁
创建5个线程 5把锁，每个线程传一个参数，传递完5个子函数一起竞争
都是：先给左手加锁，紧接着再尝试给右手加锁 成功则吃失败则去锁
线程同步可以写到简历上
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UNP
重点：cs模型实现的tcp 客户端服务器程序 for(i)
协议概念：
即规则 ftp协议
bs cs模型：
cs:QQ 1缓存数据到本机，提高通信效率 2协议的选择灵活，可自定义，裁剪
1对用户，安全性低 2开发工作量大 3受平台限制
bs:1工作量小 只开发服务器 2安全性高 3偷菜游戏并不受平台限制 4开发不了3D
5协议选择不灵活
提高通信效率用cs 降低工作量，跨平台用bs
分层模型 数据)应用层）传输层）网络层)数据链路层)
osi七层模型：应 表 会 传(tcp udp;端口) 网(ip地址) 数(速度) 物
tcpip 4层模型：应 传 网 网络接口层(重点)
点到点 端到端：
端到端是传输层的，你比如你要将数据从A传送到E，中间可能经过A->B->C->D->E,对于传输层
来说他并不知道b,c,d的存在，他只认为我的报文数据是从a直接到e的，这就叫做端到端。
总之，一句话概括就是端到端是由无数的点到点实现和组成的
协议格式：
传输层：传输协议和端口设置
网络层：通过ip找吓一跳 进行路径选择
链路层：通过ip找mac arp机制
以太网帧(数据包格式)：数据链路层(位于最低层，通过ip寻找mac地址)
链路层：为什么会发到交换机 就是因为链路层
链路层的前6字节是目的地址(arp报通过目的ip获取目的mac地址)，接着6字节是我的mac......
arp数据报格式：6目的 6源地址mac 2帧类型0806 。。。 发送端以太网地址(mac) 发送端ip 目的端以太网地址 目的ip
一开始目的mac是16个f 现已知对方ip为前提。交换机广播arp数据报 各主机对比ip 若符合 填充mac到16个f上
目标扔出去arp包(已交换ip mac) 找到我
填充以太网帧格式包的前6位
ip段格式：通过ip找吓一跳
网络层封装(路由表，吓一路由56跳比较多)
4位版本 4位首部长度 16位总长度 8位ttl 32位源/目的ip（终点IP，而非下一跳IP）
广域网通信方式：每个路由器中都有路由表 表中记录了所有的ip 会递归的寻路。跳到下一个路由(下一跳)，TTL--；
TTL为0 则该路由器清除此包
tcp数据包格式：传输层 面向连接
得建立连接，16位源端口号，目的端口号 4位首部长度 6位标志位 16位窗口大小 32位序号 32位确认序号
udp数据包格式：传输层 无连接
16位源端口号，目的端口号。端口：在一台主机上唯一标示一个进程
ip地址:在网络中唯一标示一个主机
ip+端口：标示指定主机的指定进程。网络环境中唯一标示一个进程
端口号上限：65535
eg:QQ 微信 飞秋 发QQ只能对方的QQ接
私有ip：仅在局域网内有效
共网ip：才是真正的ip 在整个网络环境中可见
eg:新浪给你发消息：先找到你连的公网路由器，路由器里有nat映射表(你的私有ip+端口号)找到你的电脑
只要挂在公网服务器的路由器都是映射出来的。
打洞：视频聊天 直接通信快。公网服务器将两台私有的陌生的ip间直接通信 就不用公网服务器转发了
交换机：只有net映射表，没有路由表
路由器：两者都有
一层一层往下封装 最后形成以太网帧：以太网首部、ip首部、tcp首部、应用数据(6-1460字节)、尾部。
以太网帧：662 mac地址 帧类型：0800发送应用数据 0806是arp数据报
ip段：4位版本 8位ttl 32位源/目的ip（终点IP，而非下一跳IP）
tcp报(不说udp报)：16位端口号 16窗口大小 32位序列号(1000 8000) 6个标志位
例如 HTTP 服务默认 TCP 协议的 80 端口， FTP 服务默认 TCP 协议的 21 端口， TFTP
服务默认 UDP 协议的 69 端口
三次握手：传送4个重要信息 syn 32位序列号 最大报文长度 窗口大小
socket编程：
socket:套接字 本质：内核提供的缓冲区 与管道一样 socket=ip+端口号+两个缓冲区
一定成对使用 双向全双工
网络字节序：
大端：高位存低地址
小端：高存高
网络环境：大端法 本地环境：小短发
操作函数：
htonl -- 本地---网络---32 -- IP地址
htons -- 本地---网络---16 -- Port号
ntohl -- 网络---本地---32
ntohs -- 网络---本地---16
ip地址转换：strIP <---> 网络字节序IP
man htonl:本地转到网络 32位 转IP地址
str--long--htonl--net:麻烦
用函数int inet_pton(int,const char *src,void *dest)直接把本地ip字符串转成网络字节序
af:ipv4时用 AF_INET ipv6时用AF_INET6
src:字符串类型的ip地址
dst:传出参数：转化后的网络字节序的ip地址
const char *inet_ntop(int af, const void *src, char *dst, socklen_t size);
af: ipv4: AF_INET;ipv6: AF_INET6;
src：网络字节序的IP地址。
dst：用来存储转化后的IP地址。
size： dst的大小。
是不是一般把字符串传出到一个数组中 都要指定这个数组的大小？？？ 是的
socketaddr地址结构：
定义变量： struct sockaddr_in saddr;此结构体封装了协议 端口号 ip地址
初始化：
struct sockaddr_in {
sa_family_t sin_family; /* address family: AF_INET */
in_port_t sin_port; /* port in network byte order */
struct in_addr sin_addr; /* internet address */
};
使用： bind(fd,(struct sockaddr_in*)&saddr,) 即把端口、ip绑定到socket上
cs模型实现的tcp 客户端服务器程序：
建立套接字socket(ip+port) bind; listen; accept阻塞等待客户端connect发送信号 3函数正常返回则表明建好了socket
int socket(int domain, int type, int protocol);
domain指定用哪种协议AF_INET/AF_INET6；socket的协议流式还是报式SOCK_STREAM--流式协议、SOCK_DGRAM--报试协议；
protocol:0流式默认TCP 1报式默认udp 返回套接字fd
int bind(int sockfd, const struct sockaddr *addr, socklen_t addrlen); 绑定服务器：IP、服务器：端口号 到套接字上。
sockfd：socket函数的返回值。
addr：sockaddr_in 类型结构体变量地址。(IP、端口号)
addrlen: 地址结构长度。
int listen(int sockfd, int backlog); 设置同时向服务器发起连接的客户端数量 -- 10
sockfd：socket函数的返回值。
backlog：数量上限
设置同时向服务器发起链接(3次握手状态)的客户端最大量
int accept(int sockfd, struct sockaddr *addr, socklen_t *addrlen); 阻塞等待客户端发起连接请求。
只要有连接 就调用成功 上层应用就会从内核拿到一个连接??????????????????????????????
sockfd：socket函数的返回值。
addr:传出参数 返回客户端！的结构 ip和端口
addrlen：进来时是结构体大小，出来时是实际大小
返回值：返回一个新的fd，指向客户端的套接字。
返回一个新的非负fd(用于与客户端通信的，翻译上式被socke接受的，呵呵)用于与客户端通信，前面的fd是描述socket自己的
int connect(int sockfd, const struct sockaddr *addr, socklen_t addrlen); 主动向服务器发起连接请求
sockfd：客户端socket函数的返回值。
addr：地址结构（服务器IP、服务器的port）
addrlen: 地址结构长度。
跟bind很像，都是绑定服务器的ip地址和端口号，其实，客户端socket内部也隐式绑定了客户端的ip和端口号
只有socket的传入的地址结构用的不是服务器ip 其他情况下都是用服务器ip
cc strace ./server看阻塞哪儿了
nc 127.0.0.1 6666 写一个小写 返回一个大小 即：nc：连接到服务器127.0.0.1 的6666端口
服务器一般就传那个参数 是因为它可以监听本地所有ip地址
socket ipv4,流式协议，TCP
bind 套接字lfd 套接字地址结构 大小
listen 套接字lfd,个数
accept 套接字lfd,客户端地址结构，客户端大小 成功则返回指向客户端的cfd
while
read cfd
write cfd
bind()的作用是将参数sockfd和addr绑定在一起，使sockfd这个用于网络通讯的文件描述符监听addr所描述的地址和端口号。
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多道程序设计的 -- 分时复用 操作系统 ----- 贝尔实验室、AT&T、 -- 失败。
DOC ----- 单道程序设计。
肯。汤姆森： 小 而 精巧。
unics --- PDP7 --- 玩游戏。
汇编。
1969 ----- unix -- C改写。
丹尼斯。李琦。 --- C语言之父 1971。
美 苏 冷战。 ----美 国防部 出资 TCP/IP ---
大学：非商业发布 （Unix + C + TCP/IP）
客户端实现：
TCP 三次握手：建立连接：SYN ACK 嵌入式中都是2次握手
对应API 是connect accept的过程
四次握手：半关闭，关闭链接。对应API是close shutdown
FIN 我给你说的话说完了，你有事儿吗？
syn 1000(0)：发一个占0个字节的数据包(这就是那个32位的序号)（1000）标志位SYN占1个字节
ack 1001：即1001之前的包的数据包都已经收到
mss最大报文长度:1460字节。一个数据包最大报文长度，都是各自的缓冲区大小
MTU最大传输单元：1500字节 在以太网帧里面包括有 IP头TCP头和数据
TCP有滑动窗口、MTU，面向连接。而UDP没有滑动窗口： MTU的1500字节是指 看以太网帧 可以推出最大报文长度为1460字节也就是所谓的数据长度
滑动窗口：win 4096: <mss 1460>是：一次发送不能超过1460字节 一般设为1024 而win 4096滑动窗口:
总缓存有4096个字节 也就是说最多连发4次，发满之后总缓存变为0 得等待服务器处理缓存
给对端提供一个发送数据的上限值，进行流量控制 win是16位的所以最大值不能超65535
manpage不区分大小写 bind() 可以封装为Bind()
7,8遍了才会这么熟 唉
封装思想：简化逻辑 首字母大写 浅封装
readn readline不是太明白
多进程并发服务器：
子进程负责与客户端通信 父进程：监听客户端连接请求 注册捕捉函数回收子进程
思路：
socket 初始化 bind listen accept（） read （） write() close();
while(1){accept fork}
多线程并发服务器。
1. socket（） bind（） listen（） accept（） read （） write() close();
2. 子线程用来跟客户端通信。—— pthread_create();
3. 主线程。 监听客户端连接请求。 子线程1 ：pthread_join（）； pthread_detach();---修改线程。
4. 客户端通信---小写--大写： 子线程的主控函数。
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回去之前 打听2年工作经验 多少钱 平均水平
北京8--14K 武汉9K挂掉就5K。 大城市 跳 小城市。
1天面2家 金9银10。5年工作经验回去。
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TCP状态转换图：非常重要---王者
主动发起连接：
Close --- SYN --- SYN_SEND（说明SYN标志位发送完成）---- 接收ACK ---- ESTABLISHED（数据通信状态）
主动关闭连接：
ESTABLISHED --- FIN --- FIN_WAIT_1 （说明FIN标志发送完成） --- 接收ACK --- FIN_WAIT_2(【*】半关闭状态)
--- 接收FIN、发ACK --- TIME_WAIT (2MSL) --- close
被动发起连接：
close --- LISTEN --- SYN --- SYN_RCVD (说明SYN标志位接收完成，ACK发送结束，SYN发送完成)
--- 接收ACK --- ESTABLISHED（数据通信状态， 3次握手建立完成）
被动关闭连接：
ESTABLISHED --- 接收FIN、回ACK --- CLOSE_WAIT (对端半关闭完成) --- FIN ---- LAST_ACK --- 接收ACK --- close
2MSL：netstat -apn|grep 8001 看正在占用的端口的各种信息：fin_wait_2 close_wait。
MSL只发生在主动关闭一方 CLOSE_WAIT (跟FIN_WAIT_2 成对出现)
大概40s 保证4次握手关闭连接有效、更可靠。
服务于 TIME_WAIT “主动关闭连接一方”， 在发送了最后一个ACK之后，处于 TIME_WAIT 状态。等待2MSL时长。
实现端口复用:端口等的时间40s很长，这就催生了端口复用
getsockopt()太复杂了 UNP第七章
int opt = 1;
setsockopt(sfd, SOL_SOCKET, SO_REUSEADDR, (void *)&opt, sizeof(opt));
放bind之前，粘贴上直接就可以用
自己看看端口状态 还是TIME_WAIT状态-------------------------------未实验
半关闭：对应API是close
主动关闭连接一方，处于 FIN_WAIT_2 。 4次握手--完成2次。
只能接收数据，不能发送数据(但能发ack，ack不是数据)。
shutdown:shutdown(cfd,SHUT_RD) 关闭了接受端
3,4,5文件描述符都指向同一个文件，close(3)时，4,5都还可以访问文件
但是shutdown 一次性关闭所有。
多路IO转接服务器：非常重要 只是一种机制
监听客户端连接请求（while(1){accept}） 交给了内核(select,poll)完成
select监听到有连接请求，有，则server，client间建立连接(accept connect)。
select监听是否有数据到达(write) 有 ，则server 读。
select:
int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);
nfds： 所监听所有的fd中，最大的fd+1
readfds： 所监听的fd的读事件集合。
timeout： 1. NULL 没有条件满足，永久等待。2. > 0 等待时长 3. 0不等待 --- 应配合轮询机制。
返回值： readfds、writefds、exceptfds集合中，满足条件的 【总】 个数。
select有自己的set读表,里面记录要监听的cfd和lfd select监听读 看是否有cfd向服务器写 和 连接请求
.................写表，。。。。。。。。cfd..... .........写.... ...................读。。。。。。
fd_set set;
FD_ZERO(&set);FD_SET(cfd1, &set);FD_CLR(lfd, &set);FD_ISSET(fd, &set);
操作函数：
监听、转接 实现方法，思想。
poll:
区分优缺点
select : 跨平台。 POSIX标准。
受1024文件描述符上限限制。
返回满足条件的总数。---- 轮询查找关心的fd --- 自定义数组管理fds
poll： Linux
不受1024文件描述符上限限制。 --修改参数。
返回满足条件的总数。 -----轮询查找关心的fd --- poll提供管理fd的数组。
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同步、异步：交给我来做是同步 交给内核做是异步
实际上同步与异步是针对应用程序与内核的交互而言的。同步过程中进程触发IO操作并等待或者轮询的去查看IO操作是否完成。
异步过程中进程触发IO操作以后，直接返回，做自己的事情，IO交给内核来处理，完成后内核通知进程IO完成。
cxy吃苦不算事儿，只要性能提升上去
epoll多路IO转接模型：一般情况下epoll占据了异步IO的大部分 但是不能跨平台
设置突破1024文件描述符限制，poll也可以。 而无论怎样改select依然受1024的限制！
ET LT
epoll操作函数：linux的典型代表
epoll_create(); 创建一个监听红黑树， 返回树根
参数size： 红黑树节点的个数（参考值，不具有强制性） 返回值：文件描述符， 红黑树的树根。
epoll_ctl(); 操作红黑树（添加、删除、修改节点）
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event)；
参数1： epoll_create 返回值---红黑树的根节点。
参数2：EPOLL_CTL_ADD 向红黑树中添加一个节点 EPOLL_CTL_MOD 修改 3. EPOLL_CTL_EDL 删除红黑树上的一个节点
参数3： fd指代待操作的文件描述符-----客户端socket
参数4： struct epoll_event结构体变量 &event
struct epoll_event {
__uint32_t events; //监听fd的事件 ： EPOLLIN、EPOLLOUT、EPOLLERR
epoll_data_t data; // 一个联合体 --- 将满足监听条件的文件描述符直接返回。
}
epoll_data_t {
int fd; //应该与epoll_ctl()参3一致
void *ptr; uint32_t var; uint64_t var;}
返回值： 成功 0； 失败-1，errno
epoll_wait(); 阻塞等待 监听树上的fd条件满足。 --- select（）、poll();
int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event *events, int maxevents, int timeout)
参数1：epoll_create 返回值---红黑树的根节点
参数2：数组地址 struct epoll_event（传出参数）--- 只用来记录满足监听事件的fd
参数3：数组容量
参数4：超时时长 -1：阻塞。0：不阻塞，立即返回 --- 轮询。> 0: 设置超时时长， 单位毫秒
返回值：成功：总的满足条件的监听个数。超时：时间到达，返回0. 失败： -1， errno
epoll实现多路IO转接服务器：
create:创建红黑树返回红黑树根节点efd;ctl:数上添加lfd(顺便设置事件);wait:监听树；
若事件发生，阻塞函数的传出数组里只记录 发生的event的fd
普通多路IO： 红黑树 —— 添加待监听的结点，epoll_ctl，EPOLLIN，fd
—— 监听，epoll_wait， 返回满足监听事件的fd的总个数，传出参数 events数组，内部元素，满足对应监听事件的fd
—— 判断对应事件， Accept、Read。
PS1=$ 好屌 把当前路径赋值给$
epoll-LT水平触发：
当 epoll_wait 被触发后，read 剩下的数据依然能触发 epoll_wait
epoll-ET边沿触发：
当 epoll_wait 被触发后，read 剩下的数据不能触发 epoll_wait， 需要等客户端，发送新的数据，epoll_wait才被触发。
event= EPOLLIN |
每个文件格式中都有一个header，里面有文件的总述，30K。只需先读30k。
LT是必须得读完所有数据 ET可以读一部分
默认水平触发
readn:实际传来了10字节 但n要读500字节 所以阻塞这里了 要想readn不阻塞就得设置fctl
结论：异步IO需求：
epoll-ET + 非阻塞 轮询
epoll反应堆模型：（ libevent 网络编程开源库 核心思想）
普通多路IO转接服务器： 红黑树 —— 添加待监听的结点 —— epoll_ctl —— EPOLLIN —— fd —— 监听 —— epoll_wait ——
返回满足监听事件的fd的总个数 —— 传出参数 events数组 —— 内部元素 ——满足对应监听事件的fd
—— 判断对应事件 —— Accept、Read。——循环 epoll_wait 监听
epoll反应堆模型： 创建红黑树 —— 添加监听结点 —— epoll_ctl —— EPOLLIN —— fd —— 监听 —— epoll_wait —— 将结点从树上摘下
—— 大写转小写 —— 修改fd的监听事件 —— EPOLLOUT —— 重新添加到红黑树 —— 监听 —— epoll_wait —— 写数据到
客户端 —— 再将结点从树上摘下 —— 修改监听时间 —— EPOLLIN —— 挂上红黑树监听。
添加监听写事件的目的： “滑动窗口”已满，绕过写。epoll_wait满足后再进行写。
struct epoll_event { events, data } data -- ptr --》 {void （*func）(int fd, void *arg}
epoll反应堆模型：
心跳机制：从无信号阶段到有信号的时候，不用三次握手了。服务器知道你掉线了
客户端每隔300us向服务器发送心跳包 若发5次都连不上服务器 则三次握手
乒乓包：朋友圈多少评论 在心跳包基础上额外携带数据
问问服务器有没有人给我点赞 有 则服务器发送50个人给你点赞
两者都是维持长连接，进行必要的沟通。
探测分节：
判断对方是否还在。具有强制性：必须立即回答。
2小时11分15秒 几乎用不到。
线程池：系统编程难度顶峰！(半天~1天) 至少 2遍以上+研究代码
这就是底层开发的........
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建议：系统的学习内核的计划和复习计划。
大体脉络 干什么事 分模块 不要深入细节
迭代二次开发 学习方法 画图 干什么事
UDP数据包就比TCP包 简单。
UDP协议格式：针对不稳定的网络层，做行为。TCP —— 完全弥补97‰ 。 UDP —— 完全不弥补。
TCP：面向连接的可靠数据传输。—— 打电话。
优点： 1. 数据传输可靠。2. 稳定： 数据内容稳定。流量稳定。速率稳定。
缺点： 1. 效率低。开销大。2. 速度慢。
应用场景： 重要文件、数据传输。 大文件。
UDP：无连接的不可靠的报文传递。—— 发短信。
优点： 1. 速度快。开销小。2. 实时性强。效率高。
缺点： 1. 数据传输不可靠2. 稳定差
应用场景：对实时性要求较高场合：视频聊天、视频电话、分屏广播。
腾讯：TCP --- TCP + UDP ---- UDP + 应用层校验。———— 自行开发应用协议。
总结：
TCP传数据走的是固定的路线，数据包是按先后顺序传送的 而UDP不是，短信乱序，丢包97%%丢了就不会再次发送了
TCP握手 滑动窗口限制 ack回值机制 效率低。UDP不建立连接 没有回值机制
UDP C/S服务器模型：
UDP时没有窗口机制 所以得加大服务器缓冲区或应用层CRC
TCP：SBLAR SC
三次握手建立连接--Server————Socket（）、Bind()、 Accept（）、read（）、转大写、write()
三次握手建立连接--Client————Socket（）、隐式绑定、Connect()、write()、read（）
UDP: SBR SS
无需建立连接--Server——Socket()、Bind()、recvfrom（sfd，buf，bufsize，0，客户端的地址结构（传出），地址结大小（传入传出）
无需建立连接--Client——Socket()、隐式绑定、sendto(cfd，buf，strlen,0,服务器端的地址结构(传入)，地址结构大小)、recvfrom）
默认UDP支持 多路IO。--- 并发服务器。
结论：send：只能用于TCP连接的C、S模型。
比较差异：
UDP默认支持多路IO转接 而day08只能起一个客户端(因为accept在while(1)外面只执行了一次,后面的多进程服务器accept在while里面)
nc命令用于TCP
UDP客户端只能用sendto:sendto里面有绑定（服务器IP、服务器的port）但不等价send+bind(服务器IP、服务器的port)
UDP广播：广播是基于UDP的
路由器转发给各个ip+客户端端口号不能隐式绑定
server:绑定ip为255 协商好端口9000 给server进程分配广播权限:setsockopt(sockfd,SOL_SOCKET,SO_BROADCAST,&flag,sizeof(flag));
client:本地ip设为0000或段内随意写(inaddr_any) 设进程端口 一个端口只能有一个进程
因为广播的机制 所以得设置端口一致
server：S(B)SS
1. 广播地址：192.168.22.255
2. PORT: 客户端的端口号 固定。 9000
3. 开发server广播权限。
int flag = 1;
setsockopt(sockfd, SOL_SOCKET, SO_BROADCAST, &flag, sizeof(flag));
4. sendto （，，， 广播地址结构）；
client：SBR
1. socket（） 创建套接字
2. 必须要bind（不能依赖隐式绑定）端口 要跟广播的端口号一致。 9000
3. recvfrom（）；
UDP组播：
239.0.0.0～239.255.255.255 应用于局域网通信的组播地址。
对广播分组，左边收A 右边收B。
239.0.0.2 这个组播地址是第二组。则客户端需设置自己的组(加入组播组)
ip ad看网卡 一般有线网卡编号是2
grep -r "struct ip_mreqn" /usr/include/ -n行号
struct ip_mreqn {
imr_multiaddr: 组播地址。（239.0.0.0--239.255.255.255任意一个）
imr_address：本机IP （INADDR_ANY == "0.0.0.0"）
imr_ifindex: 网卡序号 （获取手段：1. 命令：ip ad 2： if_nametoindex() ） }
server：初始化结构体ip_mreqn{组播地址，本机ip(0000)，网卡编号} 创建组播组setsockopt sendto协定号的端口
client:初始化结构体ip_mreqn{一模一样} 加入组播组setsockopt
只要是类广播 server的bind都可有可无 client必须bind
server：
1. socket（） 创建套接字
2. bind（）可有可无。server自己port。
4. struct ip_mreqn group结构体 初始化。
5. 创建一个组播组: setsockopt（ ，IP_MULTICAST_IF，&group，）
3. 初始化地址结构，客户端PORT -- 9000
6. sendto（）；
client：
1. socket（） 创建套接字
2. 必须要bind（不能依赖隐式绑定） 端口 要跟广播的端口号一致。 -- 9000
3. 初始化 struct ip_mreqn group地址结构。 imr_multiaddr: 组播地址。 imr_address：本机IP。imr_ifindex: 网卡编号
4. 加入组播组: setsockopt（, IP_ADD_MEMBERSHIP, &group, ）；
5. recvfrom（）；
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服务器sendto客户端 里面是255+端口号 或组播地址+端口号
客户端ip随意0000 但端口号必须与协商的一样 recv可以传NULL不需要知道服务器的属性信息
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分屏软件设计思想：
安装客户端) 调分辨率 压缩
1. 截屏模块，截取本地屏幕。得到图片。24帧。 几M。
2. 降帧12帧、8帧。保证数据发送效率。
3. server端选用适当的算法进行压缩。几十KB
4. client端接收到数据包之后安装相同算法的逆方式，解压缩。
5. 进一步提高效率，只将有变化、改动、坐标区域，截取，压缩，发送。
6. 各个应用模块的优化。
本地套接字domain：
由网络socket衍生到本地socket进程间通信
本质就是一个伪文件的缓冲区
bind建立各自的sock缓冲区(bind各自的套接字文件) 客户端connect服务器 服务器accept客户端
两个套接字用于通信连接
struct sockaddr_un {
sun_family = AF_UNIX; //本地套接字 AF_LOCAL也可以
sun_path = socket文件名; }
socket(); 参1： AF_UNIX:
参2(TCP UDP都可以)：SOCK_STREAM: 流式协议， 参3： 0；---TCP
SOCK_DGRAM: 报式协议，参3： 0；---UDP
bind(); 创建 sun_path 所指定的文件。
bind（）调用之前，应该确保对应的目录下，没有sun_path所指定的文件。
比较 网络socket 和 本地socket：
网络socket 本地socket
server：lfd = Socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0); lfd = Socket(AF_UNIX, SOCK_STREAM, 0);
bzero()--- struct sockaddr_in bzero()--- struct sockaddr_un
sin_family = AF_INET; sun_family = AF_UNIX;
sin_port / sin_addr.s_addr (服务器IP+Port)----- sun_path (本地套接字文件名)
bind（，sizeof（struct sockaddr_in）） bind（，offsetof(struct sockaddr_un, sun_path)+strlen()）创新文件
listen(); listen();
Accpet(); 传出client的IP+Port Accpet(); 传出 client 套接字文件名
client：
cfd = Socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0); cfd = Socket(AF_UNIX, SOCK_STREAM, 0);
隐式绑定 socket IP+Port（客户端的） ---------- Bind（， offsetof（）+ strlen（））客户端套接字文件名，创新文件
bzero()--- struct sockaddr_in bzero()--- struct sockaddr_un
sin_family = AF_INET; sun_family = AF_UNIX;
sin_port / sin_addr.s_addr (服务器IP+Port)----- sun_path (服务器套接字文件名)
Connect(cfd, (struct sockaddr *)&servaddr, len); Connect(cfd, (struct sockaddr *)&servaddr, len);
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bind建立各自的sock缓冲区(bind各自的套接字文件) 客户端connect服务器 服务器accept客户端
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----------------linux系统、网络完结------------------------------------------------------------------
看总结 看重点
多进程并发服务器：智能家居
setsockopt:复用 分节 组播 广播 UDP缓冲区拓展大小 看那本书
开源库 libevent libv
开发快，不用上面的。封装
跨平台、精简、开源
wc -l | *.c
main.c --- a.out -L库路径 -l库名 -I库对应头文件位置
./configure --prefix /usr即把库安装到/usr目录下
编译 安装最后在/usr/lib目录下看那些.so文件
源码好复杂： install库出现libs目录 里面有.so
再看example 从example入手 读画
3天可以看函数接口(画图) 2个月可以看具体内部实现
libv线程支持比libevent好一些
压力测试：
wareshark：抓包
webbench 十大小清新网 7000多客户端
redis也是开源的
开源