Feb
24
上一篇TCP Port Multiplexing提到，proxy_connect模块貌似不能限制被代理的HOST。也就是说，通过这台服务器可以PROXY到任意机器这样是有风险的。可是mod_proxy模块又没有提供专门的配置来限制可代理的HOST，所以只好舍近求远写了个multiplexer。
实际上要解决这个问题也是很简单的，可以想到，知道找到相应的地方，直接修改源码，只需要几行就行。虽然以前没有搞过apache的module，但是跟php的也比较类似了。看了下代码发现，前文的“貌似”两个字可以去掉了，的确没有什么地方限制了可代理的HOST。
在Ubuntu下尤其简单：（假定已经配置好了mod_proxy/mod_proxy_connect，比如AllowConnect 22、ProxyRequests On什么的）
添加如下几行：
保存后，执行
然后再试试看？
实际上要解决这个问题也是很简单的，可以想到，知道找到相应的地方，直接修改源码，只需要几行就行。虽然以前没有搞过apache的module，但是跟php的也比较类似了。看了下代码发现，前文的“貌似”两个字可以去掉了，的确没有什么地方限制了可代理的HOST。
在Ubuntu下尤其简单：（假定已经配置好了mod_proxy/mod_proxy_connect，比如AllowConnect 22、ProxyRequests On什么的）
引用
$ apt-get source apache2
$ cd apache2-2.2.14/modules/proxy
$ vi mod_proxy_connect.c +123 #就是打开123行，这里刚从http请求里分离出HOST
$ cd apache2-2.2.14/modules/proxy
$ vi mod_proxy_connect.c +123 #就是打开123行，这里刚从http请求里分离出HOST
添加如下几行：
char *allowed_hosts[] = {
"SOME_HOST_NAME",
"SOME_IP",
"127.0.0.1",
"localhost"
};
int hosts_num = sizeof(allowed_hosts) / sizeof(allowed_hosts[0]);
int k;
for (k = 0; k < hosts_num; k++) {
if (strncmp(uri.hostname, allowed_hosts[k], strlen(allowed_hosts[k])) == 0) {
break;
}
}
if (k == hosts_num) {
return ap_proxyerror(r, HTTP_BAD_GATEWAY,
apr_pstrcat(p, "host not allowed for: ", uri.hostname, NULL));
}
"SOME_HOST_NAME",
"SOME_IP",
"127.0.0.1",
"localhost"
};
int hosts_num = sizeof(allowed_hosts) / sizeof(allowed_hosts[0]);
int k;
for (k = 0; k < hosts_num; k++) {
if (strncmp(uri.hostname, allowed_hosts[k], strlen(allowed_hosts[k])) == 0) {
break;
}
}
if (k == hosts_num) {
return ap_proxyerror(r, HTTP_BAD_GATEWAY,
apr_pstrcat(p, "host not allowed for: ", uri.hostname, NULL));
}
保存后，执行
引用
$ sudo apt-get install apache2-dev
$ apxs2 -c mod_proxy_connect.c proxy_util.c
$ cp .libs/mod_proxy_connect.so /usr/lib/apache2/modules #这里会覆盖现有的，最好备份一下
$ sudo /etc/init.d/apache2 restart
$ apxs2 -c mod_proxy_connect.c proxy_util.c
$ cp .libs/mod_proxy_connect.so /usr/lib/apache2/modules #这里会覆盖现有的，最好备份一下
$ sudo /etc/init.d/apache2 restart
然后再试试看？
Feb
24
很久很久以前就想过这个问题，是不是可以写这样一个frontend proxy，通过client的请求来判断需要连接的端口号，实现http/ssh共用80端口呢？
不久后我发现，通过apache的mod_proxy+mod_proxy_connect可以使用HTTP的CONNECT HOST:PORT命令来代理22端口，也就是tunneling ssh over http, google可以发现很多都用到了proxytunnel，当作openssh client的代理；securecrt内建支持，使用Option->Global里面的firewall，其实就是proxy。
于是这个想法被搁置了，好几年。为什么又想起了呢…………是因为，proxy_connect模块貌似不能限制被代理的HOST。也就是说，通过这台服务器可以PROXY到任意机器这样是有风险的。
于是昨天花了半个下午+半个晚上看libevent的文档。其实本来是打算找个速成教程的，但是好像没有，所以还是老老实实看文档。当天晚上写出了第一个版本的multiplexer，各种BUG。无奈，第二天干脆推倒重来，写了第二个版本，还是各种BUG。各种蛋疼之后，终于实现了一个基本可用的multiplexer，250行左右，挺短的代码。
遇到的主要障碍包括：
1. bufferevent *bev的read_cb函数被调用以后，应该用一个while循环把bev里面所有的数据都读出来（比如使用bufferevent_read）；
2. set_nonblocking的操作应该在bind/listen/connect等操作之后完成；否则这些操作也是nonblocking了……
3. 最好加上 |EV_PERSIST ，免得每次callback的时候都要再enable或者add一次；
4. ssh协议对client/server哪个先说话貌似没要求，比如openssh是等server先说话，而securecrt是自己先说话，所以这个multiplexer的实现很蛋疼，需要设置一个timeout，如果client过了一会儿没说话，就forward给sshd。
5. 对于4，更蛋疼的是，（我用的libevent2.0.17-stable）bufferevent_set_timeouts(bev, NULL, NULL)貌似不能清除timeout（或许是个BUG?），所以使用了一个struct timeval tv = {86400*1024, 0} 来绕过timeout的问题。
大概就这些，代码如下
不久后我发现，通过apache的mod_proxy+mod_proxy_connect可以使用HTTP的CONNECT HOST:PORT命令来代理22端口，也就是tunneling ssh over http, google可以发现很多都用到了proxytunnel，当作openssh client的代理；securecrt内建支持，使用Option->Global里面的firewall，其实就是proxy。
于是这个想法被搁置了，好几年。为什么又想起了呢…………是因为，proxy_connect模块貌似不能限制被代理的HOST。也就是说，通过这台服务器可以PROXY到任意机器这样是有风险的。
于是昨天花了半个下午+半个晚上看libevent的文档。其实本来是打算找个速成教程的，但是好像没有，所以还是老老实实看文档。当天晚上写出了第一个版本的multiplexer，各种BUG。无奈，第二天干脆推倒重来，写了第二个版本，还是各种BUG。各种蛋疼之后，终于实现了一个基本可用的multiplexer，250行左右，挺短的代码。
遇到的主要障碍包括：
1. bufferevent *bev的read_cb函数被调用以后，应该用一个while循环把bev里面所有的数据都读出来（比如使用bufferevent_read）；
2. set_nonblocking的操作应该在bind/listen/connect等操作之后完成；否则这些操作也是nonblocking了……
3. 最好加上 |EV_PERSIST ，免得每次callback的时候都要再enable或者add一次；
4. ssh协议对client/server哪个先说话貌似没要求，比如openssh是等server先说话，而securecrt是自己先说话，所以这个multiplexer的实现很蛋疼，需要设置一个timeout，如果client过了一会儿没说话，就forward给sshd。
5. 对于4，更蛋疼的是，（我用的libevent2.0.17-stable）bufferevent_set_timeouts(bev, NULL, NULL)貌似不能清除timeout（或许是个BUG?），所以使用了一个struct timeval tv = {86400*1024, 0} 来绕过timeout的问题。
大概就这些，代码如下
Feb
22
挑战：某Linux机器A有外网访问权限，但其上运行的ssh服务（22端口）仅对内网开放，希望通过外网的某Linux机器B进行RELAY，实现对机器A的ssh登录。特别地，只要能够进行ssh连接，就可以建立socks代理，实现内网其余机器的访问。
原理：(ssh服务器)A:22 <---- 连接 ~ 连接 ----> 监听B:10001 ~ 监听B:10002 <---- 连接(ssh客户端)
其中的 ~ 表示将两个连接/监听的socket的输入和输出分别连接起来。
简单实现(nc + shell)：
1. 在机器B上运行
2. 在机器A上运行
3. 使用ssh客户端连接B:10001即可。
简单实现的主要问题是，一旦ssh客户端断开连接，部分/所有的nc会结束，无法再建立连接。所以需要改进：
1. 写一个死循环脚本来保证nc的运行，例如 for ((;;)); do nc localhost 22 <pipe | nc [B.ip] 10002 >;pipe; done
2. 将该脚本放入 /etc/rc.local ，保证每次开机后自动运行。
还有一个蛋疼的问题是，（在我的测试中）如果ssh客户端被强制断开连接(不是 $exit )，B上面监听10002端口的那个nc不一定会结束。虽然我特意安排了B机器的脚本管道前监听10002，管道后监听10001，希望能利用SIGPIPE来搞定，但是系统似乎抽风。所以还是需要一个机制来保证一旦某个nc结束了，另一个nc也会结束。可能还有一些其他更蛋疼的情况，无法一一列出来。
为了解决nc不结束的蛋疼情况，可以用脚本来实现：记录2个nc的PID，然后定时grep之。如果只剩下1个，就把另一个也kill掉。不过我没有采用这个方案，而是写了一个c程序来处理，pipe出两对fd，fork出两个child，把两对fd dup成两个child的stdin/stdout，child分别exec执行nc，然后wait之，当wait返回以后，就用kill向两个pid送个SIGTERM，结束。然后进入下一轮循环
代码如下（此代码用于B机器，A机器只要稍微修改下exec的参数就行了）：
原理：(ssh服务器)A:22 <---- 连接 ~ 连接 ----> 监听B:10001 ~ 监听B:10002 <---- 连接(ssh客户端)
其中的 ~ 表示将两个连接/监听的socket的输入和输出分别连接起来。
简单实现(nc + shell)：
1. 在机器B上运行
引用
mkfifo pipe
nc -l -p 10002 < pipe | nc -l -p 10001 > pipe
nc -l -p 10002 < pipe | nc -l -p 10001 > pipe
2. 在机器A上运行
引用
mkfifo pipe
nc localhost 22 < pipe | nc [B.ip] 10002 > pipe
nc localhost 22 < pipe | nc [B.ip] 10002 > pipe
3. 使用ssh客户端连接B:10001即可。
简单实现的主要问题是，一旦ssh客户端断开连接，部分/所有的nc会结束，无法再建立连接。所以需要改进：
1. 写一个死循环脚本来保证nc的运行，例如 for ((;;)); do nc localhost 22 <pipe | nc [B.ip] 10002 >;pipe; done
2. 将该脚本放入 /etc/rc.local ，保证每次开机后自动运行。
还有一个蛋疼的问题是，（在我的测试中）如果ssh客户端被强制断开连接(不是 $exit )，B上面监听10002端口的那个nc不一定会结束。虽然我特意安排了B机器的脚本管道前监听10002，管道后监听10001，希望能利用SIGPIPE来搞定，但是系统似乎抽风。所以还是需要一个机制来保证一旦某个nc结束了，另一个nc也会结束。可能还有一些其他更蛋疼的情况，无法一一列出来。
为了解决nc不结束的蛋疼情况，可以用脚本来实现：记录2个nc的PID，然后定时grep之。如果只剩下1个，就把另一个也kill掉。不过我没有采用这个方案，而是写了一个c程序来处理，pipe出两对fd，fork出两个child，把两对fd dup成两个child的stdin/stdout，child分别exec执行nc，然后wait之，当wait返回以后，就用kill向两个pid送个SIGTERM，结束。然后进入下一轮循环
代码如下（此代码用于B机器，A机器只要稍微修改下exec的参数就行了）：
#include <unistd.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <errno.h>
#include <assert.h>
#include <stdarg.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>
void error(const char *fmt, ...)
{
perror("Infomation");
fprintf(stderr, " => ");
va_list ap;
va_start(ap, fmt);
vfprintf(stderr, fmt, ap);
va_end(ap);
}
int main(int argc, char *argv[])
{
int fd_left[2], fd_right[2];
if (pipe(fd_left) < 0 ) {
perror("pipe left failed");
return 1;
}
if (pipe(fd_right) < 0 ) {
perror("pipe right failed");
return 1;
}
pid_t pid1 = fork();
if (pid1 < 0) {
perror("fork1");
return 1;
}
if (pid1 == 0) {
//child
if (dup2(fd_left[0], STDIN_FILENO) < 0) {
error("dup2@1@stdin");
}
if (dup2(fd_right[1], STDOUT_FILENO) < 0) {
error("dup2@1@stdout");
}
execlp("nc", "nc", "-l", "-p", "10001", NULL);
perror("execlp");
return 1;
}
fprintf(stderr, "pid1 = %d\n", pid1);
//parent
pid_t pid2 = fork();
if (pid2 < 0) {
perror("fork2");
return 1;
}
if (pid2 == 0) {
//child
if (dup2(fd_right[0], STDIN_FILENO) < 0) {
error("dup2@1@stdin");
}
if (dup2(fd_left[1], STDOUT_FILENO) < 0) {
error("dup2@1@stdout");
}
execlp("nc", "nc", "-l", "-p", "10002", NULL);
perror("execlp");
return 1;
}
fprintf(stderr, "pid2 = %d\n", pid2);
int status;
pid_t pid = wait(&status);
error("Process[%d] exits\n", pid);
kill(pid1, SIGTERM);
kill(pid2, SIGTERM);
return 0;
}
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <errno.h>
#include <assert.h>
#include <stdarg.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>
void error(const char *fmt, ...)
{
perror("Infomation");
fprintf(stderr, " => ");
va_list ap;
va_start(ap, fmt);
vfprintf(stderr, fmt, ap);
va_end(ap);
}
int main(int argc, char *argv[])
{
int fd_left[2], fd_right[2];
if (pipe(fd_left) < 0 ) {
perror("pipe left failed");
return 1;
}
if (pipe(fd_right) < 0 ) {
perror("pipe right failed");
return 1;
}
pid_t pid1 = fork();
if (pid1 < 0) {
perror("fork1");
return 1;
}
if (pid1 == 0) {
//child
if (dup2(fd_left[0], STDIN_FILENO) < 0) {
error("dup2@1@stdin");
}
if (dup2(fd_right[1], STDOUT_FILENO) < 0) {
error("dup2@1@stdout");
}
execlp("nc", "nc", "-l", "-p", "10001", NULL);
perror("execlp");
return 1;
}
fprintf(stderr, "pid1 = %d\n", pid1);
//parent
pid_t pid2 = fork();
if (pid2 < 0) {
perror("fork2");
return 1;
}
if (pid2 == 0) {
//child
if (dup2(fd_right[0], STDIN_FILENO) < 0) {
error("dup2@1@stdin");
}
if (dup2(fd_left[1], STDOUT_FILENO) < 0) {
error("dup2@1@stdout");
}
execlp("nc", "nc", "-l", "-p", "10002", NULL);
perror("execlp");
return 1;
}
fprintf(stderr, "pid2 = %d\n", pid2);
int status;
pid_t pid = wait(&status);
error("Process[%d] exits\n", pid);
kill(pid1, SIGTERM);
kill(pid2, SIGTERM);
return 0;
}
Jan
12
对于没有GC的语言来说，这实在是最让人头疼的事情了，毕竟内存泄漏是最难处理的问题（之一?），对于一个后台server，即使只是一个小小的泄漏，日积月累，也会导致灾难性的后果。有个传闻说的是，某公司的某下载软件的某后台server，由于有个无法定位的内存泄漏问题，导致服务的内存占用不断增加，以至于只能每隔一段时间重启之。
有人说，C/C++程序员有一半的工作量是花在处理内存泄漏上面，但是很遗憾，内存泄漏仍然屡见不鲜。一旦出现泄漏，能做的事情不多，上述处理方式是消极做法之一，有效，但治标不治本。积极一点的，也不外乎这两个：一是看代码，反复看代码，请别人看代码，请别人反复看代码；或是借助valgrind之类的工具来跟踪内存的分配/释放（而且并不适用于所有程序，例如某些程序寄希望于在其终止时让OS来释放那些只需申请一次且无需释放的内存）。一些额外的测试工作也许能帮助缩小查看代码的范围，但也只能这样了。
既是如此，在程序运行之前，就应该先把好关。
对于C语言，这确实是个比较痛苦的事情。毕竟C语言只是汇编的高级语言封装，语言本身提供的能力很有限。
假定有一个函数申请了多次内存，那么每次遇到错误需要退出的时候，为了避免内存泄漏，必须将其之前申请的所有内存都释放。所以你也许会看到或者写出过这样蛋疼的程序：
于是万恶的goto出场了。为了解决上面的问题，引入goto可以使得每个资源只需要写一份对应的释放代码，例如： 什么意思呢？假定在第一步，给 a 分配内存的时候失败了，那么还没来得及去定义 b 并给其初始化赋值，就跳转到了wtf这儿，而在wtf下面的第二行，却引用了 b 这个变量，对于编译器而言，这便无法处理了。正确的代码应该是：
对变量就近定义的好坏见仁见智了，但是goto毕竟不是个好东西，所以看过内核代码的同学可能会发现另外一种替代性的结构：do-while(0) 。乍一看这个结构似乎没有意义，有点奇怪，但是却很好用，很适合用来消除goto语句，例如上面的代码可以这么做：
但是do-while(0)和goto一样，不是万金油，对于很多较复杂的情况也不能很好的解决，甚至会使得程序更加晦涩难懂。对于do-while(0)，如果在这个结构内还有一个循环，循环里面出错想要跳出do-while(0)，break就不奏效了（至于为什么，你懂的），这时代码怎么写都恶心，只能羡慕Java里面的break label语法了；而对于比较复杂的资源，比如上文中申请到的内存是 a->b->c 这样嵌套的，那么如何安排内存释放代码，又要让人头疼了。合理的使用goto/do-while(0)，将过长的代码拆分成多个函数等都可以起到一定的帮助。
只是很可惜，C语言的能力大概就只能走到这里了。想走得更远，就得借助C++来完成了。虽然C++没有gc，但是由于其OO的特性，使得RAII的实现变得可能。
所谓RAII，即 Resource Acquizition Is Initialization。很晦涩吧？其实具体实现很简单：把资源封装成一个类，在其构造函数中分配，在析构函数中释放。当需要使用的时候，在栈上初始化一个对象，当这个对象生命周期结束的时候，其析构函数会被调用，自动完成资源的释放。对于前面提到的例子，可以把A/B/C封装成一个class，对应的a/b/c就是实例化得到的三个对象，当func函数结束的时候，abc对应的内存就会被释放。同样的方法也适用于锁、互斥量、文件指针等其他类型的资源。下面这段代码以pthread_mutex为例，演示了RAII的使用:
不过程序中因为各种原因常需要使用 new 来分配资源（内存、对象等），这样对应的指针还是得在其生命周期结束的时候被释放，总不能为每一个指针再封装一个struct吧。幸而C++的泛型在这里又为RAII提供了绝佳的方法。实际上在第一版STL里面就包含了一个 auto_ptr 容器，实例化一个auto_ptr的时候可以赋予一个任意类型指针ptr（但是必须是使用new获得的，特别注意：new[]分配的不行），auto_ptr对象将ptr包装起来，并重载了 * 和 -> 两个操作符，使得该对象能像指针一样被使用，并且在该对象被生命周期的时候，其析构函数会delete ptr。 下面是auto_ptr的一个简单实现和使用：
既然说到auto_ptr，为什么不用它来写例子呢？因为auto_ptr的某些特性导致其有大坑，在很多地方不受待见，以至于在 c++11 标准里，auto_ptr被废弃了，因此不建议在项目中使用它了。有兴趣的同学可以去翻看《C++标准程序库》对auto_ptr的介绍。
本来计划写到这里要告一段落了，但是上面的 x_ptr 有坑，无奈只好继续……为什么说有坑呢？举两个例子：
针对func1的问题，可以通过私有化其拷贝函数、拷贝构造函数来禁止x_ptr的拷贝，代码如下
而针对func2的问题，解决方法呢，要么是写一个x_ptr_arr，使用delete[]来处理；要么是在x_ptr的构造函数里加一个flag，用来指定是否是new[]分配的，当然，为了方便，可以设置一个默认值false.....
补充一句，这里的x_ptr其实是boost::scoped_ptr的缩水版了，有兴趣的同学可以自行Google了解更多，关于内存泄漏的话题，这篇大概就说这么多了吧。
最后，感谢Sandy同学的 C++中利用RAII在stack上管理资源I ，本篇有多处参考该文。希望他能抽出时间把 II 给写完吧 :P
有人说，C/C++程序员有一半的工作量是花在处理内存泄漏上面，但是很遗憾，内存泄漏仍然屡见不鲜。一旦出现泄漏，能做的事情不多，上述处理方式是消极做法之一，有效，但治标不治本。积极一点的，也不外乎这两个：一是看代码，反复看代码，请别人看代码，请别人反复看代码；或是借助valgrind之类的工具来跟踪内存的分配/释放（而且并不适用于所有程序，例如某些程序寄希望于在其终止时让OS来释放那些只需申请一次且无需释放的内存）。一些额外的测试工作也许能帮助缩小查看代码的范围，但也只能这样了。
既是如此，在程序运行之前，就应该先把好关。
对于C语言，这确实是个比较痛苦的事情。毕竟C语言只是汇编的高级语言封装，语言本身提供的能力很有限。
假定有一个函数申请了多次内存，那么每次遇到错误需要退出的时候，为了避免内存泄漏，必须将其之前申请的所有内存都释放。所以你也许会看到或者写出过这样蛋疼的程序：
void func(){
void *a = malloc(sizeof(A));
if (NULL == a) {
return;
}
void *b = malloc(sizeof(B));
if (NULL == b) {
free(a);
return;
}
void *c = malloc(sizeof(C));
if (NULL == c) {
free(a);
free(b);
return;
}
......
}
有效，但是不靠谱。当这个函数长达数百行、有多处申请内存的时候，其可维护性是相当低的。当然，使用 alloca 这个非标准的内存分配函数可以在某些情况下解决问题，但是如果申请的内存较大（栈空间不够）、或者分配到的内存被用于较复杂的结构（比如还包含其他资源的指针）、资源不是内存（比如文件指针、锁等同样需要在生命周期结束被释放的资源），alloca就无能为力了。void *a = malloc(sizeof(A));
if (NULL == a) {
return;
}
void *b = malloc(sizeof(B));
if (NULL == b) {
free(a);
return;
}
void *c = malloc(sizeof(C));
if (NULL == c) {
free(a);
free(b);
return;
}
......
}
于是万恶的goto出场了。为了解决上面的问题，引入goto可以使得每个资源只需要写一份对应的释放代码，例如：
void func(){
void *a = malloc(sizeof(A));
if (NULL == a) goto wtf;
void *b = malloc(sizeof(B));
if (NULL == b) goto wtf;
void *c = malloc(sizeof(C));
if (NULL == c) goto wtf;
......
wtf:
if (a != NULL) free(a);
if (b != NULL) free(b);
if (c != NULL) free(c);
}
看起来很棒对不对？但是实际上并不能通过编译，gcc会提示类似这样的错误：void *a = malloc(sizeof(A));
if (NULL == a) goto wtf;
void *b = malloc(sizeof(B));
if (NULL == b) goto wtf;
void *c = malloc(sizeof(C));
if (NULL == c) goto wtf;
......
wtf:
if (a != NULL) free(a);
if (b != NULL) free(b);
if (c != NULL) free(c);
}
引用
cross.c:14: error: jump to label ‘wtf’
cross.c:9: error: from here
cross.c:11: error: crosses initialization of ‘void* c’
cross.c:9: error: from here
cross.c:11: error: crosses initialization of ‘void* c’
void func(){
void *a = NULL, *b = NULL, *c = NULL;
a = malloc(sizeof(A));
if (NULL == a) goto wtf;
b = malloc(sizeof(B));
if (NULL == b) goto wtf;
c = malloc(sizeof(C));
if (NULL == c) goto wtf;
......
wtf:
if (a != NULL) free(a);
if (b != NULL) free(b);
if (c != NULL) free(c);
}
这样一来便要求所有在 goto 之后被用到的变量都必须在第一个goto之前定义，并赋初值。这就类似c89/pascal的做法了，强制要求所有变量在函数的开头定义，失去了变量就近定义的便捷性和一些其他的好处(sandy的说法是“局部性”，但是窃以为变量的就近定义跟局部性关系不大，更多的是在C++中，对象的就近定义可以在一些情况下避免不必要的初始化，并且可能需要之前的一些处理结果）。这儿有个更复杂的例子，作者指出，在驱动/linux内核中大量使用了这种方式来释放资源。注意，稍有不同的是，这个例子有多种资源，函数末尾有多个label，按照资源申请顺序的倒序释放资源（为什么呢，看代码吧～）void *a = NULL, *b = NULL, *c = NULL;
a = malloc(sizeof(A));
if (NULL == a) goto wtf;
b = malloc(sizeof(B));
if (NULL == b) goto wtf;
c = malloc(sizeof(C));
if (NULL == c) goto wtf;
......
wtf:
if (a != NULL) free(a);
if (b != NULL) free(b);
if (c != NULL) free(c);
}
对变量就近定义的好坏见仁见智了，但是goto毕竟不是个好东西，所以看过内核代码的同学可能会发现另外一种替代性的结构：do-while(0) 。乍一看这个结构似乎没有意义，有点奇怪，但是却很好用，很适合用来消除goto语句，例如上面的代码可以这么做：
void func(){
void *a = NULL, *b = NULL, *c = NULL;
do {
a = malloc(sizeof(A));
if (NULL == a) break;
b = malloc(sizeof(B));
if (NULL == b) break;
c = malloc(sizeof(C));
if (NULL == c) break;
......
} while (0);
wtf:
if (a != NULL) free(a);
if (b != NULL) free(b);
if (c != NULL) free(c);
}
既消除了“不法分子”，也达到了避免冗余的目的。对于这个结构，其实还有更多的好处，详见这里。void *a = NULL, *b = NULL, *c = NULL;
do {
a = malloc(sizeof(A));
if (NULL == a) break;
b = malloc(sizeof(B));
if (NULL == b) break;
c = malloc(sizeof(C));
if (NULL == c) break;
......
} while (0);
wtf:
if (a != NULL) free(a);
if (b != NULL) free(b);
if (c != NULL) free(c);
}
但是do-while(0)和goto一样，不是万金油，对于很多较复杂的情况也不能很好的解决，甚至会使得程序更加晦涩难懂。对于do-while(0)，如果在这个结构内还有一个循环，循环里面出错想要跳出do-while(0)，break就不奏效了（至于为什么，你懂的），这时代码怎么写都恶心，只能羡慕Java里面的break label语法了；而对于比较复杂的资源，比如上文中申请到的内存是 a->b->c 这样嵌套的，那么如何安排内存释放代码，又要让人头疼了。合理的使用goto/do-while(0)，将过长的代码拆分成多个函数等都可以起到一定的帮助。
只是很可惜，C语言的能力大概就只能走到这里了。想走得更远，就得借助C++来完成了。虽然C++没有gc，但是由于其OO的特性，使得RAII的实现变得可能。
所谓RAII，即 Resource Acquizition Is Initialization。很晦涩吧？其实具体实现很简单：把资源封装成一个类，在其构造函数中分配，在析构函数中释放。当需要使用的时候，在栈上初始化一个对象，当这个对象生命周期结束的时候，其析构函数会被调用，自动完成资源的释放。对于前面提到的例子，可以把A/B/C封装成一个class，对应的a/b/c就是实例化得到的三个对象，当func函数结束的时候，abc对应的内存就会被释放。同样的方法也适用于锁、互斥量、文件指针等其他类型的资源。下面这段代码以pthread_mutex为例，演示了RAII的使用:
class Mutexer {
private:
pthread_mutex_t *mutex;
public:
Mutexer(pthread_mutex_t *m) { mutex = m; }
~Mutexer() { Unlock(); }
Lock() { pthread_mutex_lock(mutex); }
Unlock() { pthread_mutex_unlock(mutex); }
};
//Global mutex
pthread_mutex_t mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
void func() {
Mutexer mtx(&mutex);
mtx::lock();
if (sth. failed) {
return;
}
}
private:
pthread_mutex_t *mutex;
public:
Mutexer(pthread_mutex_t *m) { mutex = m; }
~Mutexer() { Unlock(); }
Lock() { pthread_mutex_lock(mutex); }
Unlock() { pthread_mutex_unlock(mutex); }
};
//Global mutex
pthread_mutex_t mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
void func() {
Mutexer mtx(&mutex);
mtx::lock();
if (sth. failed) {
return;
}
}
不过程序中因为各种原因常需要使用 new 来分配资源（内存、对象等），这样对应的指针还是得在其生命周期结束的时候被释放，总不能为每一个指针再封装一个struct吧。幸而C++的泛型在这里又为RAII提供了绝佳的方法。实际上在第一版STL里面就包含了一个 auto_ptr 容器，实例化一个auto_ptr的时候可以赋予一个任意类型指针ptr（但是必须是使用new获得的，特别注意：new[]分配的不行），auto_ptr对象将ptr包装起来，并重载了 * 和 -> 两个操作符，使得该对象能像指针一样被使用，并且在该对象被生命周期的时候，其析构函数会delete ptr。 下面是auto_ptr的一个简单实现和使用：
template <typename T>
class x_ptr
{
private:
T* x;
public:
typedef T ele_type;
explicit x_ptr(T* _x): x(_x) {}
~x_ptr() { delete x; }
T & operator * () { return *x; }
T * operator ->() const { return x; }
};
void func(){
x_ptr<int> p(new int);
*p = 3;
}
代码的最后无需显式调用 delete 需释放分配的那个int，却照样避免了内存的泄漏。class x_ptr
{
private:
T* x;
public:
typedef T ele_type;
explicit x_ptr(T* _x): x(_x) {}
~x_ptr() { delete x; }
T & operator * () { return *x; }
T * operator ->() const { return x; }
};
void func(){
x_ptr<int> p(new int);
*p = 3;
}
既然说到auto_ptr，为什么不用它来写例子呢？因为auto_ptr的某些特性导致其有大坑，在很多地方不受待见，以至于在 c++11 标准里，auto_ptr被废弃了，因此不建议在项目中使用它了。有兴趣的同学可以去翻看《C++标准程序库》对auto_ptr的介绍。
本来计划写到这里要告一段落了，但是上面的 x_ptr 有坑，无奈只好继续……为什么说有坑呢？举两个例子：
void func1() {
x_ptr<int> p(new int), q(new int);
*p = 1;
*q = 2;
p = q;
}
void func2() {
x_ptr<int> p(new int[10]);
}
在 func1 中，由于进行了拷贝（其实拷贝构造也一样），导致 p 对应的那块空间会被泄漏，而 q 对应的那块空间会被释放2次；在 func2 中，x_ptr试图用delete去释放由new[]分配的内存空间，其结果是未定义的（比如不是基本元素而是某个class，程序可能会直接崩溃）。x_ptr<int> p(new int), q(new int);
*p = 1;
*q = 2;
p = q;
}
void func2() {
x_ptr<int> p(new int[10]);
}
针对func1的问题，可以通过私有化其拷贝函数、拷贝构造函数来禁止x_ptr的拷贝，代码如下
template <typename T>
class x_ptr
{
private:
T* x;
x_ptr(const x_ptr&);
x_ptr& operator= (const x_ptr& v);
public:
typedef T ele_type;
explicit x_ptr(T* _x): x(_x) {}
~x_ptr() { delete x; };
T & operator * () { return *x; }
T * operator ->() const { return x; }
};
class x_ptr
{
private:
T* x;
x_ptr(const x_ptr&);
x_ptr& operator= (const x_ptr& v);
public:
typedef T ele_type;
explicit x_ptr(T* _x): x(_x) {}
~x_ptr() { delete x; };
T & operator * () { return *x; }
T * operator ->() const { return x; }
};
而针对func2的问题，解决方法呢，要么是写一个x_ptr_arr，使用delete[]来处理；要么是在x_ptr的构造函数里加一个flag，用来指定是否是new[]分配的，当然，为了方便，可以设置一个默认值false.....
补充一句，这里的x_ptr其实是boost::scoped_ptr的缩水版了，有兴趣的同学可以自行Google了解更多，关于内存泄漏的话题，这篇大概就说这么多了吧。
最后，感谢Sandy同学的 C++中利用RAII在stack上管理资源I ，本篇有多处参考该文。希望他能抽出时间把 II 给写完吧 :P
Dec
23
这程序写了好几次了，干脆贴出来吧～附上exe。
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#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
char str[65536];
int main() {
int i;
for (i = 0; i < 65536; i++) str[i] = '1';
str[65535] = '\0';
i = 0;
while (1) {
i++;
if (i % 3000 == 0) {
sleep(1);
}
puts(str);
}
return 0;
}
#include <stdlib.h>
char str[65536];
int main() {
int i;
for (i = 0; i < 65536; i++) str[i] = '1';
str[65535] = '\0';
i = 0;
while (1) {
i++;
if (i % 3000 == 0) {
sleep(1);
}
puts(str);
}
return 0;
}
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Dec
13
@2012.12.31 更多细节参见这篇.
根据官方文档：
也就是说，不管是哪个版本，希望启用MYSQL_OPT_RECONNECT，都应该调用mysql_options()明确设置它。由于一个BUG，5.0.19之前必须在mysql_real_connect()之后设置，而更新的版本则可以在mysql_real_connect之前设置。
这里的坑是，在没有设置了RECONNECT时，mysql_ping()并不会自动重连。
因此最完整的解决方法是：
1. 在使用mysql_real_connect连接数据库之后，再使用mysql_options( &mysql, MYSQL_OPT_RECONNECT, … ) 来设置为自动重连。这样当mysql连接丢失的时候，使用mysql_ping能够自动重连数据库。
示例代码:
2. 在执行查询的之前使用mysql_ping()确保自动重连。（但是这个是必要的吗？找不到相应的说明。。。）
UPDATE@2012.12.30：原来之前有很多误解（认为是5.1.6之后就不需要设置MYSQL_OPT_RECONNECT），多谢@Zind同学提醒，这篇基本上是重写了。。。
根据官方文档：
引用
MYSQL_OPT_RECONNECT (argument type: my_bool *)
Enable or disable automatic reconnection to the server if the connection is found to have been lost. Reconnect has been off by default since MySQL 5.0.3; this option is new in 5.0.13 and provides a way to set reconnection behavior explicitly.
#如果连接丢失，启用或禁用自动重连到Serve，。自5.0.3之后，重连默认被禁用。这个选项是5.0.13新增的，提供了明确设置重连行为的选项。
Note: mysql_real_connect() incorrectly reset the MYSQL_OPT_RECONNECT option to its default value before MySQL 5.0.19. Therefore, prior to that version, if you want reconnect to be enabled for each connection, you must call mysql_options() with the MYSQL_OPT_RECONNECT option after each call to mysql_real_connect(). This is not necessary as of 5.0.19: Call mysql_options() only before mysql_real_connect() as usual.
#注意：mysql_real_connect() 在5.0.19之前错误地重置了MYSQL_OPT_RECONNECT选项为默认值（不启用），因此，在5.0.19之前，如果你希望为连接启用重连，你必须在mysql_real_connect()之后调用mysql_options来设置MYSQL_OPT_RECONNECT。5.0.19之后就不需要这样了，只需要（跟其他选项一样）在mysql_real_connect之前调用即可。
Enable or disable automatic reconnection to the server if the connection is found to have been lost. Reconnect has been off by default since MySQL 5.0.3; this option is new in 5.0.13 and provides a way to set reconnection behavior explicitly.
#如果连接丢失，启用或禁用自动重连到Serve，。自5.0.3之后，重连默认被禁用。这个选项是5.0.13新增的，提供了明确设置重连行为的选项。
Note: mysql_real_connect() incorrectly reset the MYSQL_OPT_RECONNECT option to its default value before MySQL 5.0.19. Therefore, prior to that version, if you want reconnect to be enabled for each connection, you must call mysql_options() with the MYSQL_OPT_RECONNECT option after each call to mysql_real_connect(). This is not necessary as of 5.0.19: Call mysql_options() only before mysql_real_connect() as usual.
#注意：mysql_real_connect() 在5.0.19之前错误地重置了MYSQL_OPT_RECONNECT选项为默认值（不启用），因此，在5.0.19之前，如果你希望为连接启用重连，你必须在mysql_real_connect()之后调用mysql_options来设置MYSQL_OPT_RECONNECT。5.0.19之后就不需要这样了，只需要（跟其他选项一样）在mysql_real_connect之前调用即可。
也就是说，不管是哪个版本，希望启用MYSQL_OPT_RECONNECT，都应该调用mysql_options()明确设置它。由于一个BUG，5.0.19之前必须在mysql_real_connect()之后设置，而更新的版本则可以在mysql_real_connect之前设置。
这里的坑是，在没有设置了RECONNECT时，mysql_ping()并不会自动重连。
因此最完整的解决方法是：
1. 在使用mysql_real_connect连接数据库之后，再使用mysql_options( &mysql, MYSQL_OPT_RECONNECT, … ) 来设置为自动重连。这样当mysql连接丢失的时候，使用mysql_ping能够自动重连数据库。
示例代码:
mysql_init() ...
mysql_real_connect()...
char value = 1;
mysql_options(&mysql, MYSQL_OPT_RECONNECT, (char *)&value);
mysql_real_connect()...
char value = 1;
mysql_options(&mysql, MYSQL_OPT_RECONNECT, (char *)&value);
2. 在执行查询的之前使用mysql_ping()确保自动重连。（但是这个是必要的吗？找不到相应的说明。。。）
UPDATE@2012.12.30：原来之前有很多误解（认为是5.1.6之后就不需要设置MYSQL_OPT_RECONNECT），多谢@Zind同学提醒，这篇基本上是重写了。。。
Nov
23
按照某帖子里的说法，禁用掉WMPNetworkSvc(Windows Media Player Netwroking SharingService)即可正常使用sysprep部署了。
好久没发这么短的Blog了，简直就是微博了，OVER。
好久没发这么短的Blog了，简直就是微博了，OVER。
Nov
22
贱板 GA-880GM-USB3 rev3.1 很不幸买的时候没有注意，只有SATA II。怀揣Hitachi 7k1000，垂涎M4性能良久，无奈囊中羞涩。
最近看到×讯的Corsair Vengeance 4G*2特价299，于是入了一对，恰逢×迅搞活动，拿到了1000-100的优惠券，M4 64G=725-100，价格就还不错，于是于是一狠心，跟别人凑单买了这个M4 64G。
因为是在公司收到货的，所以提前带了个USB2.0的移动硬盘盒，装上测试了一下，惨不忍睹，读取30写入20，连我的S102 16GB都不如（35/25），但是读写延时还是很给力了，分别是0.1/0.2ms。大概扫了一下确认全盘读取没有问题，于是等回家再测。
亏得先前买了个2.5=>3.5的架子（把移动硬盘卸下来装上去了），于是到家以后马上把M4架上去折磨。AS SSD Benchmark一测，不对，分数才165，坑爹啊！后发现原来不知道啥时候把BIOS里的SATA改成了Native IDE（但分区是4K对齐的）。于是sysprep了一把（否则重启会蓝屏），然后把BIOS改回AHCI，正常了，418分，0002固件，中规中矩，貌似大家64G@SATA2都是这个分数吧。
最近看到×讯的Corsair Vengeance 4G*2特价299，于是入了一对，恰逢×迅搞活动，拿到了1000-100的优惠券，M4 64G=725-100，价格就还不错，于是于是一狠心，跟别人凑单买了这个M4 64G。
因为是在公司收到货的，所以提前带了个USB2.0的移动硬盘盒，装上测试了一下，惨不忍睹，读取30写入20，连我的S102 16GB都不如（35/25），但是读写延时还是很给力了，分别是0.1/0.2ms。大概扫了一下确认全盘读取没有问题，于是等回家再测。
亏得先前买了个2.5=>3.5的架子（把移动硬盘卸下来装上去了），于是到家以后马上把M4架上去折磨。AS SSD Benchmark一测，不对，分数才165，坑爹啊！后发现原来不知道啥时候把BIOS里的SATA改成了Native IDE（但分区是4K对齐的）。于是sysprep了一把（否则重启会蓝屏），然后把BIOS改回AHCI，正常了，418分，0002固件，中规中矩，貌似大家64G@SATA2都是这个分数吧。
