基于 I/O 多路复用：传递待读描述符集合给 select 函数，以此响应所有描述符的 I/O 事件。select 会修改描述符集合，改为可读子集返回，所以每次使用都要重新更新待读描述符集合。
基于 I/O 多路复用的并发事件驱动：保存所有已连接的客户端，每次循环检测监听套接字，然后更新客户端集合，并执行相应操作
状态机就是一组状态（state），输入事件（input event），和转移（transition）
基于线程的并发：accept 后创建线程处理。但容易引入竞争（race）。
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Linux，Mac，Windows 都是使用 socket 通信。
int socket(int domain, int type, int protocol) // 创建套接字描述符，成功返回非负数描述符，失败为-1
int connect(int clientfd, const struct sockaddr *addr, socklen_t addrlen) // 连接服务器，成功为 0，失败为 -1
int bind(int sockfd, const struct sockaddr *addr, socklen_t addrlen) // 连接客户端，成功为 0，失败为 -1
int listen(int sockfd, int backlog) // 等待客户端连接。此函数将主动套接字转化为监听套接字，成功为 0，失败为 -1
int accept(int listenfd, struct sockaddr *addr, socklen_t addrlen) // 等待来自客户端的连接，成功返回非负数连接描述符，失败为-1
int getaddrinfo(const char* host, const char* service,
const struct addrinfo* hints, struct addrinfo** result)
// 用于主机名，主机地址，服务名，端口号的字符串表示转换成 addrinfo
// addrinfo 是一个列表，客户端调用 getaddrinfo 后需要遍历 result 这个列表，直到某个元素可以执行 socket 和 connect 成功
// host 可以是域名也可以是 ip 地址
// service 可以是服务名（http）或端口号
// hints 用于设置一些参数以便对返回的 result 列表做更好的控制
int getnameinfo(const struct sockaddr *sa, socklen_t salen,
char* host, size_t hostlen,
char *service, size_t servlen, int flags)
// 用于 sockaddr 转换成 主机名，主机地址，服务名，端口号的字符串表示
// 简化版（非 Linux 内核内置）
int open_clientfd(char *hostname, char *port) // 客户端连接服务器
int open_listenfd(char* port) // 服务器监听端口
GET / HTTP/1.1 // method URI version
Host: www.aol.com
HTTP 有 GET，POST，OPTIONS，HEAD，PUT，DELETE，TRACE
HTTP 响应由 response line(1)，response header，空行，response body，空行组成
HTTP/1.0 200 OK // version status-code status-message
MINE-Version: 1.0
Date: Mon, 8 Jan 2010 4:59:42 GMT
Server: Apache-Coyote/1.1
Content-Type: text/html
Content-Length: 42092
<html>
...
</html>
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—- 20190113 —-
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系统调用，进程管理，并发，IO 访问都属于异常控制流。
异常（exception）是控制流的突变，用来处理处理器状态中的某些变化。异常通过事件（event）触发，有专门的异常表（exception table）用于事件的跳转。
每种类型的异常都有唯一的异常号（exception number），有可能是处理器设计时分配的零除，缺页，内存访问违例，断点和算术运算溢出；也可能是操作系统分配的系统调用，外部IO设备信号。操作系统的异常号是在系统启动时初始化的。
异常表的格式是：异常号->地址。
异常的处理是在内核空间内，拥有访问所有资源的权限。
异常分为，中断（interrupt，异步），陷阱（trap），故障（fault），终止（abort）。
系统调用属于陷阱异常，用户程序想要调用服务n时，就执行处理器提供的特殊指令 syscall n。这会触发异常处理程序，程序会解析参数，并调用合适的内核程序。普通函数调用则无法进入内核空间，也就无法访问特殊的资源。
终止异常是硬件问题，如 RAM 校验等不可恢复的错误，只能直接终止程序
段故障（segment fault）通常因为程序访问了受限的内存块导致的，如读未定义的虚拟内存，写只读内存等。
并发流（concurrent flow）与处理器核心数无关，只要时间上重叠即可，多个进程以并发流形式运行成为多任务（multitasking）；并行流（parallel flow）必须是在不同的处理器或计算机上同时运行。也就是说，并行流一定是并发流，反之不一定。
模式位（mode bit）在处理器层上提供内核模式和用户模式的内存空间访问范围控制。没有设置模式位时，就处于用户模式，此时不允许使用特权指令（privileged instruction），如停止处理器，改变模式位，或发起一个 I/O 操作。
上下文切换（context switch）是操作系统基于异常来实现的异常控制流，用于实现多任务。内核为每一个进程（process）维持一个上下文，具体内容包括寄存器，用户栈，内核栈，和各种内核数据结构如页表，当前进程信息的进程表，当前进程打开的文件的文件表。
内核使用调度器（scheduler）对进程做上下文切换，从而切换当前运行的进程。切换时机由调度器决定，比如时间片用完，sleep，请求磁盘数据后。
init 进程是所有进程的祖先，如果父进程在回收它的僵尸子进程前就终止了，则由 init 进程回收它们。waitpid 可以用来等待自己的子进程终止或停止。
——- 20190101 ——–
Linux 信号允许进程和内核中断其他进程。信号可以理解为一条消息，一个事件。
发送信号的程序可以是内核，另一个程序，自己
接收信号可以用 signal handler 来捕获这个信号（相当于嵌入式的中断函数），或者忽略。SIGKILL 和 SIGSTOP 信号无法被捕获和忽略。发出但没有被接收的信号叫 pending signal。一个类型最多只能有一个待处理信号，后面的同类型信号将会被丢弃。这个特性可以让程序有选择性的阻塞接收特定信号，做到不重复处理的功能。
可以大量向 process group 进程组发送信号，父进程和子进程属于同一个进程组。使用 setpgid 设置自己的 pid 进程组
阻塞信号分为两种：隐式和显式。隐式是指处理信号 s 的程序正在运行且未返回时新的信号 s 会变成待处理而没有被接收（注意最多只能有一个 s 待处理信号）。显式是使用 sigprocmask 明确的阻塞和接触阻塞选定的信号。
信号处理程序需要：
signal 函数不同系统的语义可能不一样。比如每次触发信号处理之后可能需要再次调用 signal 函数，否则不会再次触发。
setjmp 和 longjmp 函数可以实现非本地跳转 nonlocal jump，即从一个函数转移到另一个当前正在执行的函数，而不需要经过正常的调用-返回序列。
setjmp 在 env 缓冲区保存当前调用环境，以供后面的 longjmp 使用，返回 0。longjmp 调用后 setjmp 再次返回，此时返回值非 0（类似 fork）。该功能可用于捕获异常信号
C++ 和 Java 的异常机制是 setjmp 和 longjmp 的更加结构化的版本。try catch 类似 setjmp，throw 类似 longjmp。
目标文件有三种形式：可重定位目标文件(.so)；可执行目标文件(.exe)，共享目标文件(.so)。
linux x86-64 的可重定位目标文件使用 ELF 格式。ELF 头的前 16 字节描述文件对应系统的字的大小和字节顺序，后面还有头的大小，目标文件类型，机汽类型，各 section header 的文件偏移，以及它们的大小和数量。
一般 ELF 包含以下几种 section：
—- 2018.12.14 —-
弱全局符号是未赋值的全局符号，会被强全局符号覆盖，包括类型，所以容易导致类型不匹配的细微的bug；强全局符号是初始化的全局符号，会互相冲突。弱全局符号分配在 COMMON section 中，强全局符号分配在 .bss 中。
静态库用于共享重复的代码，链接器仅会拷贝需要的函数。也可以通过参数拷贝所有函数。
gcc 的静态库链接是按顺序进行的。遇到目标文件 .o 时会把未定义和已定义的符号保存起来，遇到存档文件 .a 时，除了前面的操作，还会把 .a 的成员符号与未定义的符号比较，把匹配的成员符号对应的 .o 链接起来。这样的话因为是顺序的，如果把静态库放在前面，则会错过后面目标文件的匹配，从而在链接完所有文件，却还是有未定义符号，结果编译报错。
所以一般做法是静态库文件放在最后。如果 .a 库相互之间也有依赖，则需要将 .a 库排序。
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DRAM 较便宜，不稳定，集成度高，需要定时重新读写和纠错码，用于主存和帧缓冲区
DRAM 的存储单元（超单元）以二元阵列排列而不是线性排列，这样可以节省管脚。请求某个超单元先发送行，此时会将行缓存到内部行缓冲区；然后发送列，此时将该行该列的超单元数据返回给请求者。传统的 DRAM 会将剩余的数据丢掉，而 FPM DRAM会缓存整行。这两种DRAM早就已经停产了，现在主流是 DDR3/4 SDRAM。
可擦写编程器 EEPROM 掉电数据不丢失，主要用于存储数据，如闪存（U盘）
一般的程序都具有良好的局部性，即访问的数据都是在一个较密集的区间内，这样可以提高访问效率。但局部性也导致容易受到栈溢出攻击。印象中新版本的 Linux 内核有降低局部性，防止栈溢出攻击的策略。
存储器层次结构的本质是，每一层存储设备都是较低一层的缓存。
高速缓存步骤：1. 组选择（一般用内存中间的位避免相邻的内存分到同一个组） * 2.行匹配 3. 字抽取（返回）
直接映射高速缓存命中遵循定的策略，在真实的程序中很常见，会导致令人困惑的性能问题。例如反复调用两个相邻的内存块（两个数组），而两个内存块映射的组索引恰好一样（块大小为2的幂时尤为容易出现），就会导致冲突不命中，只能每次重新加载。解决方案可以是稍微扩充一下内存块大小。直接映射高速缓存限制是只能有1行。
组相联高速缓存每组可以有多行，冲突不命中的问题得到缓解。
缓存经常会用到 write-back 机制，即更新的数据不会立刻写入到下一层，而是每隔一段时间写一次，以获得更高的性能。L1 对 RAM，RAM 对 ROM 都会用到。write-allocate 是当需要写的时候，如果没有匹配缓存，就先加载进来，而不是 write-through 直接写进去。write-back 和 write-allocate 经常一起使用。
i7 每个核心都有独立的 L1 i-cache (instructment) d-cache(data) 和 L2 unified cache。所有核心共享 L3 cache。L1 4周期，32kb，64组64块大小；L2 10周期，256KB，8行512组64块大小；L3 40-75 周期，8mb，16行8192组64块大小
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x86-64寄存器作用：
%r15: 被调用者保存
操作数分三种：立即数，寄存器，内存引用
汇编立即数表示：以$开头，跟着标准C表示法，如$-577，$0x1F。不同的指令允许的立即数范围不同
寻址方式：立即数寻址，立即数作为值；寄存器寻址，寄存器值作为值；绝对寻址，立即数对应内存地址的内存值；间接寻址，寄存器值对应内存地址的内存值；变址寻址，运算表达式对应内存地址的内存值
表达式：（s取值1，2，4，8）
$Imm: Imm，立即数寻址
—- 2018.11.11 —-
movz，movs是0扩展和符号扩展指令，将较小的数从寄存器或内存转移到寄存器中。
x86-64中，栈中低地址是栈顶，高地址是栈底。pushq时%rsp减小，popq时%rsp增大。
leaq S,D: 将S所表示的地址值赋值给D，经常用来做一些简单的算法。比如z = x+4*y可能表示为leaq (%rdi, %rsi, 4)， %rax
一元操作中，操作数既是源也是目的。操作数可以是内存地址。
二元操作中，源操作是第一个，目标操作是第二个。如subq %rax, %rdx等价与%rdx = %rdx – %rax。如果第二个操作数是内存地址，则必须读出，执行，再写入。注：此时应该会生成多条机器指令，则该操作不是原子操作。否则i++可以写成addq $1, (%rax)岂不是原子操作？所以推断该操作不是原子操作。
sarq，shrq表示算术右移和逻辑右移。salq, shlq表示算术左移和逻辑左移，但由于补码的特性，他们的操作结果是一样的。
*x86-64还为128位操作提供有限支持，当imulq和mulq为双操作数时，是64位乘法；当为单操作数时，另一个乘数将视为%rax,而结果将存放在%rdx（高64位），%rax（低64位）中。
—- 2018.11.18 —-
通过SET指令访问条件码，入sete/setz %al就是将ZF设置到%eax的最低byte上（0或1）
jmp表示跳转指令，一般汇编用一个标号来指定，如jmp .L1。也可以利用寄存器，如jmp *%rax表示跳转到%rax的值的地址，jmp *(%rax)表示跳转到%rax值对应的内存值的内存地址去。和SET一样，也有je，js，jle等指令
GCC当switch的情况较多，且跨度较小的时候，会使用地址跳转表来翻译switch
当x86-64过程需要的存储空间超出寄存器能够存放的大小时，就回在栈上分配空间，这个部分称为过程的栈帧
call指令用于函数调用，此时将会把将紧跟着当前地址后面的那条指令的地址压入栈，并吧要跳转的函数地址设置到PC。退出时用ret。
局部数据存到需要内存中的几种情况：
对于结构体，字段之间也可能会存在间隙，以保证每个结构元素都满足它的对齐需求。
对齐原则是任何K字节的基本对象的地址必须是K的倍数。
Linux上最新版的GCC已经会讲栈地址随机化，使得栈溢出攻击变得更加困难
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大小端可通过 int* 强转为 char* 来判断得出
一般C语言的 char 范围是-128~127，但其实C语言规范只要求最小的可取值范围为-127~127。类似还有 short，int，long，不过它们字节数要求是16位机器的要求。int32_t，int64_t C语言规范要求和C语言实现基本一致。#无用但有趣的冷知识
#define INT_MAX 2147483647
#define INT_MIN (-INT_MAX – 1)
这里没有简单地将INT_MIN赋值成-2147483647，是因为-2147483648对于编译器而言是个表达式，而2147483648对于32-bit整数是无法表示的
扩展数字：有符号转无符号，按bit解析；扩展字节，正数补0，负数补1
截断数字：无符号转有符号，按bit解析；压缩字节，保留符号位，其他直接截取
—- 2018.10.23 —-
(13 x -7) mod 2^8 = -91 = 10100101
-7 = 11111001b = 249（看作无符号）
(12 * 249) mod 2^8 = 165 = 10100101 = -91（看作补码）
单精度浮点数符号位 1，尾数位23，阶数位8；双精度位1，52，11。所以单精度的精度为1/2^23,绝对值取值范围为[2^-126,2^127]。尾数默认第一位为1，这样可以不存储在bits中，从而提高一位精度。但也因此不能表示0（阶码全0可表示）。
阶码全0时可用于表示0，此时还会有+0.0和-0.0。阶码全1，尾数全0可表示正无穷和负无穷。尾数非全零表示NaN（Not a number）。
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本书第1章向我们介绍了信息的定义，以及程序是如何运行在计算机上的。
信息的本体是一连串的0101010101的bits，但是bits可以被解析为不同的含义，如何被解析就取决于上下文。
举个生活中的例子。“你好烦啊”如果是在一对情侣的温馨时刻中出现，那这句话可以被理解为“你个烦人的小妖精搞得我不要不要的”。而如果出现在母亲指责孩子，并且喋喋不休的情景下孩子的顶嘴，就应该理解为“你不要再说了我听不进去”。这就是上下文的作用，同样的内容，会被解析为不同的信息。
本文用到的例子是一串bits，如果代码想解析你为无符号整数，那这串bits就是正整数的信息；如果想解析为浮点数，那就是小数的信息，且与正整数代表的值可能完全不一样了。放大一点说，代码执行时当前的寄存器值，全局变量的值，栈帧的状态；程序运行时内存缓存的值，数据库的数据，都是它们的上下文。
现代编程语言具有很高的抽象程度，这是为了让人们更高效率的编写业务逻辑。而所有的程序代码都会在最终以机器码的形式执行，因为计算机只认识机器码。程序代码转换为机器码的过程大致都是如下的流程：
预处理：解掉一些语法糖，和调整部分代码，使其更方便的被编译器编译
编译器：将预处理后的代码进行编译，得到中间代码。中间代码不一定是汇编语言，也可能是C语言或其他语言，这取决于编译器的实现，一切为了效率。近几年比较流行的llvm，很多语言都基于它实现了编译器，而llvm也有它专用的中间语言IR。
汇编器：如果你实现的中间语言是汇编，那就是汇编器，否则就是其他器。这部将中间语言转换为可执行代码。可执行代码可能是计算机机器码，也有可能是某些依赖虚拟机的语言的虚拟机机器码。
链接器：代码以文件为单位进行编译。如果引用了文件外的方法，变量，则会在编译时留下一个“接口”，因为它暂时无法被确定。在链接阶段将会确定这些“接口”。
讲了系统的硬件组成，直接看就行。比较有意思的是多层缓存机制。
讲了计算机的一些代码执行和IO通信的机制。
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