例外控制流練習題 (Practice - Exceptional Control Flow)

只有 Interrupt 非同步;trap/fault/abort 都是執行當前指令的直接結果,該指令稱為 faulting instruction。

位址 = base + k × 8 = 0x100000 + 14 × 8 = 0x100000 + 0x70 = 0x100070。
Exception table 由 OS 在系統開機 (boot time) 配置並初始化,entry k 存放 exception k 的 handler 位址;執行時處理器以 exception number 為索引做間接程序呼叫進入 handler。

1. 返回位址:procedure call 一律是下一條指令;exception 依類別是 I_curr 或 I_next。
2. 額外壓入的狀態:exception 會壓入額外的 processor state(如 x86-64 的 EFLAGS,含 condition codes)。
3. 使用的 stack:user → kernel 轉移時,狀態一律壓在 kernel stack,不是 user stack。
4. 執行模式:exception handler 在 kernel mode 執行,可存取所有系統資源與特權指令。

(1) %rax = system call 編號;最多六個參數依序放 %rdi, %rsi, %rdx, %r10, %r8, %r9(全走暫存器不走 stack;注意第 4 個參數用 %r10 而非一般呼叫慣例的 %rcx)。
(2) 回傳值在 %rax。
(3) %rcx 與 %r11 被 syscall 指令破壞。
(4) 表示錯誤,值為 negative errno(−errno)。

Process = 執行中程式的一個實例 (an instance of a program in execution),在某個 context 中執行。
兩大抽象:(1) 獨立的邏輯控制流 (independent logical control flow) → 程式好像獨占 processor;(2) 私有位址空間 (private address space) → 程式好像獨占記憶體系統。

判準:兩流的時間區間是否重疊。

• A(1,4) 與 B(3,6):重疊(3 < 4)→ concurrent。
• A(1,4) 與 C(5,8):不重疊(A 在 4 結束、C 在 5 開始)→ 不 concurrent。
• B(3,6) 與 C(5,8):重疊(5 < 6)→ concurrent。

單核系統上不可能 parallel:parallel flows 是 concurrent flows 的真子集,要求同時跑在不同 core 或不同機器上;concurrency 本身與核心數無關。

以某個控制暫存器中的 mode bit 區分:設定時為 kernel mode(可執行任何指令、存取任何記憶體),未設定時為 user mode。
User mode 禁止執行特權指令(如 halt processor、改 mode bit、發起 I/O)與直接存取 kernel 區的 code/data,違規會產生 fatal protection fault。
唯一升權途徑是例外:interrupt、fault、或 trapping system call;handler 返回時處理器改回 user mode。應用程式沒有任何辦法自行設定 mode bit。

Unix-style 把錯誤碼與有用結果重載在同一回傳值(wait 成功回子行程 PID);Posix-style 回傳值只表成敗,有用結果由傳參考的引數帶回。

共印 3 行:子行程走 if 分支印 child: x=2(++x),接著也執行後面的 printf 印 parent view: x=1(--x 從 2 減回 1);父行程 fork 回傳子的 PID(非 0)跳過 if,只印 parent view: x=0。
互不影響的原因:fork 給子行程父的位址空間相同但獨立的副本 (duplicate but separate address spaces),fork 後任一方修改變數不影響另一方。行序可能交錯(父子並行,不可假設順序)。

方法:畫出 process graph(邊 = happens-before:a→b、c→d),一個輸出序列可行 ⟺ 它是該圖的 topological sort(排成一列後所有有向邊都由左指向右)。

• acbd:a 在 b 前、c 在 d 前 → 可能。
• cdab:a 在 b 前、c 在 d 前 → 可能(父先跑完再換子)。
• bacd:b 出現在 a 之前,違反子行程內部順序 a→b → 不可能。

父子行程間的交錯任意,但各自行程內的順序不可違反。

Zombie = 已終止但尚未被父行程 reap 的行程;雖不執行,仍佔用系統記憶體資源。父行程先終止時,kernel 安排 init 行程(PID 1) 收養孤兒並代為回收。
pid = -1:wait set 為呼叫者的所有子行程(wait(&status) 等價於 waitpid(-1, &status, 0));pid > 0:只等待 PID 等於 pid 的那個子行程。
WNOHANG:wait set 中無子行程終止時立即回傳 0 而不阻塞。

(1) execve 呼叫一次、成功時永不回傳,只有失敗(如找不到檔案)才回傳 −1。
(2) PID 不變——execve 在目前行程的 context 載入新程式,不建立新行程。
(3) 繼承呼叫 execve 當時所有開啟的 file descriptor。
(4) fork 在新的子行程中執行同一個程式;execve 在目前行程中載入並執行新程式(覆寫位址空間)。

Pending = 已傳送 (deliver) 但尚未接收 (receive) 的訊號;blocked = 仍可被 deliver 但在解除阻擋前不會被 receive。kernel 為每個行程維護 pending 與 blocked 兩個 bit vector(blocked 又稱 signal mask)。
每種型別在 pending 中只有 1 個 bit → 同型別至多一個 pending,後續同型訊號直接丟棄、不排隊,所以 pending 只表示「至少來過一個」,無法計數。
接收時機:kernel 把行程從 kernel mode 切回 user mode 時檢查 pending & ~blocked,非空則強制行程接收其中某個訊號(通常是編號最小的 k)。

事件序列:子 1 終止 → SIGCHLD 被接收,handler 開始執行(同型訊號被隱式阻擋);子 2 終止 → 訊號變 pending;子 3 終止 → pending bit 已設,訊號被丟棄。handler 返回後 kernel 只再跑一次 handler(回收子 2),子 3 永遠不被回收成為 zombie。
根因:訊號不排隊,一次 SIGCHLD 不保證只有一個 zombie。正確寫法是在 handler 內迴圈盡量回收:

while ((pid = waitpid(-1, NULL, 0)) > 0)
    deletejob(pid);
if (errno != ECHILD)
    Sio_error("waitpid error");

(1) Ctrl+C → SIGINT(預設終止)、Ctrl+Z → SIGTSTP(預設停止);兩者都送給前景 process group 的每一個 process。
(2) SIGKILL (9) 與 SIGSTOP (19),其預設動作無法用 signal/sigaction 修改。
(3) pid == 0:送給呼叫者所在 process group 的每個 process(含自己);pid < 0:送給 process group |pid|(即 15213)的每個 process。

Race:若 SIGCHLD 恰好在 while 判斷之後、pause() 之前被接收,handler 設好 pid 後 pause 才開始睡,將永久沉睡(不會再有訊號喚醒它)。
sleep(1) 版正確但太慢:訊號在判斷後、sleep 前到達要空等一整秒,且沒有決定間隔的好法則(太小浪費 CPU、太大反應遲鈍)。
正解 sigsuspend(&mask):等價於 sigprocmask(SIG_BLOCK,...) + pause() + sigprocmask(SIG_SETMASK,...) 的原子(不可中斷)版本——「解除阻擋」與「睡眠」之間不可能插入訊號接收,徹底消除 race;呼叫前先以 sigprocmask 阻擋 SIGCHLD 即可。

(1) setjmp 呼叫一次、回傳多次:初次呼叫時把 calling environment(PC、stack pointer、通用暫存器)存入 jmp_buf 並回傳 0;之後每次對應的 longjmp 都讓它「再回傳一次」,值為非零的 retval。
(2) longjmp 永不回傳——它還原 env 並觸發最近一次以該 env 初始化的 setjmp 回傳。
(3) 用 sigsetjmp / siglongjmp:savesigs 非零時額外保存/還原 signal context(pending 與 blocked bit vectors),適合從 handler 跳到特定程式位置。另注意 rc = setjmp(env); 是錯誤寫法,回傳值只能用於 switch/條件測試。

初次 setjmp 回傳 0 → 進入 case 0 呼叫 foo;longjmp(buf, 1) 讓 setjmp「再回傳一次」且值為 1 → 印 "Detected an error1 condition in foo"。
若 retval 為 5,setjmp 回傳 5,落入 default → 印 "Unknown error condition in foo"。
這是「深層巢狀呼叫立即回到集中式 error handler」的典型應用;但注意 longjmp 跳過中間函式的釋放程式碼,可能造成 memory leak。