表示最近时间荒废得厉害，主要都是耗在了Minecraft这款游戏上。
Minecraft的一大魅力在于其几乎无穷的MODs，于是我也小试了一下Mod开发，顺便学习一下Java。于是掉入了万劫不复的深坑
当然，我要做点和加个方块、改个合成表之类的不一样的事。
（教程中不少内容都参考了szszss的博客，在此表示深深的感谢）

基础知识

关于这篇文章，不适合特别特别新的新人，我假设各位读者都有一些基础的编程经验。如果你是入门级别的，在MCBBS论坛的编程开发板块有不少不错的入门教程。
我假设各位读者都具备以下能力:

• 会安装软件
• 了解基本的程序流程控制，比如判断、循环等
• 了解基本的OOP概念，比如类，继承等 （其实这条不是那么重要，Java看多了就自然会了 一个原C程序员如是说）
• 了解命令行、终端的基本使用方法
• 有方法正常访问国际互联网，如Facebook等
• 了解基本英语单词（这条似乎也不是那么重要，主要是希望大家能够在遇到问题时不要怕阅读英文资料）
• （本教程面向Linux用户，Mac用户大同小异，Windows用户自己看着办）

昨天折腾了一天，把域名从Godaddy转移到了Name.com
表示基本没遇到什么麻烦，信用卡借用了家长的，付款也很方便。
关键是便宜啊。转入9美刀，续期11美刀,比Godaddy坑爹的18刀便宜太多了啊~
而且还有免费的WHOIS保护啊优惠码PRIVACYPLEASE超好记有木有！
虽然不是最便宜的但是Name.com的控制台相当美观呐~
结尾吐槽一句：在万网注册的都是真的勇士。

不同的时间计算方法

程序运行会占用一小段时间（废话），事实上，我们有不止一种方法来表示一个程序运行了多长时间。最直观的应该是“墙上时间”，也就是说，你掐个秒表，看看程序从开始到结束用了多长时间。除此之外，还有“用户态时间”和“内核态时间”，这两个时间都是以CPU实际运算的时间，也就是CPU周期，来计数的。“用户态时间”就是程序在用户态执行的时间，包括程序所引用的库中的代码（比如STL），“内核态时间”就是指程序在内核态执行的时间，一般是各种系统调用（比如各种IO操作）。这两种时间和墙上时间的区别在于，因为CPU其实是在多个程序中快速切换的，所以在运行某个程序的时间里，CPU也处理了属于其他进程的任务，而且CPU切换任务也需要一定的时间（真的很短）。如果处于被调试状态，tracer的运行时间也会被计算在内，这些不属于这个进程的时间片也会被计算在这个进程的“墙上时间”里。所以一般以用户态时间和内核态时间的总和作为进程的运行时间。

在Linux系统里有一个叫time的命令可以查看一个命令执行了多长时间。这个命令有两个版本，一个是shell内置的，另一个是独立的可执行文件，可以用type time命令查看。虽然可执行版本功能更强一点，但内置的功能足够，这一点区别可以不管。用法是： time [命令] <参数>。给个例子：

time ffmpeg -i sample.mp4 target.mp3
...
5.42s user
0.10s system
100% cpu
5.520 total

这个part主要讲解Linux的内存管理机制，以及如何查看并限制子进程的内存使用。

内存的划分

（嘛。。。这一部分也算是现学现卖的，如果大家觉得有什么讲的不到位的请翻下方的拓展阅读部分）
大家都知道，32位系统最大可以寻址4GB的地址空间（不考虑物理地址扩展），那么这个“地址”究竟指的是哪儿的地址呢？你可以写一个小程序，malloc一点内存，然后把地址打印出来，重复几次，你会发现，分配的内存几乎都在同一个位置。这是因为，对于程序来说，这些地址都是虚拟地址，虚拟地址空间对于每个进程都是独立的，也就是说，对于不同的进程，同样虚拟地址上的数据是不同的。
当然，数据肯定是存放在内存条上的，我们把可以直接读写内存条的地址叫做物理地址。物理地址以一定的方式映射到虚拟地址上，所以当程序试图访问虚拟地址时，系统要以一定方式把虚拟地址变成物理地址，这项工作通常是由MMU(内存管理单元)来完成的。内存的映射不是大块大块的，而是一小片一小片分别映射的，所以在虚拟地址上连续的地址可能在物理地址上相差十万八千里，这些一小片一小片的内存被称为“页”。
页的存在给内存分配带来了极大的灵活性，页可以存储在内存里，也可以存储在交换分区里，可以将同一块物理内存映射到不同进程的虚拟空间里（动态库经常这么干），甚至可以映射到磁盘上的某个文件。光说可能有点抽象，于是给幅图(来自Wikipedia)

虚拟地址被分成多个段，数据有序存放于其中。这是32位Linux的新内存布局(Linux 2.6.7之后):

如果你研究过可执行文件的结构，你就会发现，虚拟地址的段就是按可执行文件的段来填充的。另外，由于代码段的起点地址是固定的(0x08048000)，所以编译器就可以预先算出函数的地址了。顺带一提，因为动态库加载时的虚拟地址是不固定的，不能预先计算出函数地址，所以要在编译时使用-fPIC选项生成位置无关代码，否则每次被一个新进程使用时都要进行重定位(可以理解为重新计算函数地址)，并生成该动态库的一个副本，这样压根没有起到节约内存的作用。
扯远了，回来。尽管每个进程的虚拟地址空间时互相独立的，但并不意味着进程想访问哪儿就能访问的，比如3GB以上的区域，那儿是内核的领地。即使是堆段，也只能访问已申请的内存部分，非法的内存访问将会引发段错误(Segmentation Fault)。回到malloc()函数上，malloc最终会调用brk或mmap系统调用，brk用于在堆中分配小块内存，mmap则用于在Memory Mapping Segment中分配大块内存。但是并不是每次malloc都会调用brk，这是因为分配的内存实在是太小了，而brk只能分配大一点的内存，所以C运行库(比如glibc)在收到一个malloc时会先用brk向系统“批发”一块大一点的内存，而收到后续分配请求时则把这块大内存“零售”给程序，直到售完再次brk。
如果有一个程序死循环单纯malloc内存，内存会不会被吃光呢？答案是不会(我不清楚是不是真的有如此单纯的系统真的会挂掉)，因为系统发现，你只是分配了内存，却没有使用，于是它很机智地将那片内存设置为“可访问”，却没有把它映射到任何一个实际的内存页上！

这个part是Part2的延续，所以我强烈建议你弄明白Part2中的内容后再来看本part。那么进入正题，我将在这个部分讲解系统调用的参数传递顺序以及如何利用ptrace系统调用获得用户空间的数据。

参数与寄存器

我在Part2中提到过，系统调用的参数是以一定顺序保存在寄存器里的，那么这个顺序是什么呢？在man 2 syscall中有两张表格解释了这个问题，你也可以在这里看到，就在"Architecture calling conventions"下面。我知道很多人很懒，所以我就把这两张表格复制过来了。

在Part2中，我们粗略了解了如何使用ptrace获得系统调用信息，即在一个大循环里不断获取程序信息，如果程序退出则停止循环。当然，那个判断异常简陋，几乎无法处理任何特殊情况。我将在本Part中详细解说各种异常情况的处理，同时讲解各种信号相关的问题。

一些重要的宏

在使用wait4后，程序的信息被存储在sta变量中，这些信息被存储在这个整数的不同二进制位上，这儿有一系列宏用于帮我们提取这些信息。以下信息是我对man 3 wait中相关部分的翻译,同时参考了这个页面

WIFEXITED   如果进程正常退出，返回一个非0值(通常是进程调用了`exit()`或是`_exit()`)
WIFSIGNALED 如果进程由于一个未被捕获的信号而被终止，返回一个非0值
WIFSTOPPED  当进程被停止(非终止)时，返回一个非0值(通常发生在当进程处于`traced`状态时)

WEXITSTATUS 当`WIFEXITED`为非0值，获得进程`main()`函数的返回值
WTERMSIG    如果`WIFSIGNALED`为非0值，获得引起进程终止的信号代码
WSTOPSIG    如果`WIFSTOPPED`为非0值，获得引起进程停止的信号代码

除了这六个，还有WIFCONTINUED和WCOREDUMP两个宏，不过我们用不到，我也没仔细研究，就不说了。
当进程自行终止时，WIFEXITED即为true，配套使用WEXITSTATUS获得返回值，不做过多解释。当子进程进行系统调用时，WIFSTOPPED为true,同时WSTOPSIG等于SIGTRAP(信号代码为7),我们可以用这种方法区分syscall-stop和signal-delivery-stop。当有一个外部信号要发送给子进程，这个信号会先到达父进程，使WIFSTOPPED为true，同时WSTOPSIG等于该信号的信号代码。父进程可以选择将这个信号继续传递或是不传递，甚至传递另一个信号给子进程。一旦信号真正到达子进程，就进入子进程自己的处理流程或是系统默认动作，可能触发WIFSIGNALED，比如SIGINT。
在所有信号中，SIGKILL是一个例外，它不会经过父进程引发WIFSTOPPED，而是直接传递到子进程，引发WIFSIGNALED。

在这部分，我会介绍如何使用ptrace监控子进程的系统调用。我先将完整代码列在开头，你现在十有八九看不懂它，但我希望你在看完这篇文章后能彻底理解这段代码。（这段代码在64位系统上有效，32位系统请参照最后给32位系统的Tip手动修改源代码）

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#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/ptrace.h>
#include <sys/wait.h>
#include <sys/resource.h>
#include <sys/reg.h>
int main(){
  puts("Parent started");
  pid_t pid;
  pid=fork();
  if (pid<0){
    puts("fork() failed");
    return(-1);
  }
  if (pid==0){
    ptrace(PTRACE_TRACEME,0,0,0);
    puts("Child sleeping...");
    sleep(1);
    puts("Child exec...");
    execlp("./target","target",NULL);
  }else{
    printf("Child PiD == %d\n",pid);
    int sta=0;
    struct rusage ru;
    wait4(pid,&sta,0,&ru);
    long rax_rt=ptrace(PTRACE_PEEKUSER,pid,8*RAX,0);
    printf("Child execve() returned with %ld\n",rax_rt);
    ptrace(PTRACE_SYSCALL,pid,0,0);
    int intocall=1;
    while(1){
      wait4(pid,&sta,0,&ru);
      if (WIFEXITED(sta)){
        puts("Child Exited");
        break;
      }
      long _ORIG_RAX=ptrace(PTRACE_PEEKUSER,pid,8*ORIG_RAX,0);
      long _RAX=ptrace(PTRACE_PEEKUSER,pid,8*RAX,0);
      if (intocall){
        printf("Entering SYSCALL %ld .... ",_ORIG_RAX);
        intocall=0;
      }else{
        printf("Exited with %ld\n",_RAX);
        intocall=1;
      }
      ptrace(PTRACE_SYSCALL,pid,0,0);
    }
  }
}