对linux，网络编程熟悉的就进来吧，up都给分，急，急，急！！！

dchg2000 2005-06-02 10:52:19

我想实现如下功能：
获取系统的通讯端口使用情况以入各个端口的出入流量分布，
可以取总量也可以取各个端口的流量;
怎么办呢？
1）有现成的命令（象ifconfig那样的）可以直接查看吗？
2）如果没有，谁有现成的代码吗？给我一份啦？！
3）如果也没有，那大家就来想一个主流的办法吧，我自己来写啦，我想用pcap好像可以
得到各个端口的流量，大家有什么好办法吗？尽管UP或发言啦
不慎感激！！！

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onlyf 2005-06-04

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netstat 命令
以及查看/proc/net 目录下的一些命令

还有个流量统计的工具，好像叫trafip，你到daidu或google搜索“流量统计 linux”估计就可以搜索到了。

yanlong83 2005-06-04

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xnlcx 2005-06-04

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能够搜到类似的源码吧

dchg2000 2005-06-04

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dchg2000 2005-06-04

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dchg2000 2005-06-04

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有比较简单一点的，含源代码的

fengfangfang 2005-06-03

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没有用过类似的东东，不过觉得应该有这样的软件。

gaoxianfeng 2005-06-03

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记得好像以前有个monitor源码

mprogrammer 2005-06-03

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up,应该研究一下 /proc 里面的内容。那里应该有答案。

Anderscn 2005-06-03

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帮忙UP一下咯

sharkhuang 2005-06-03

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给予端口的啊可能要自己写

liyang0409 2005-06-03

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gettext 2005-06-03

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pcap太浪费了，/proc/net下面直接读数据计算把。

dchg2000 2005-06-03

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dataat 2005-06-03

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我感觉其实有好多种方法。例如可以使用libpcap函数库里面的接口，很容易实现抓包，然后很简单的分析就可以了。另外还可以使用netfilter来进行。也可以使用socket或者基于数据链路层的接口。多查查资料把。祝你好运。

ll38552924 2005-06-03

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有这样的软件啊，很多

dchg2000 2005-06-02

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dchg2000 2005-06-02

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dchg2000 2005-06-02

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自己先up，大家放心，分我给你们加哈！

文将对 Linux™ 程序员可以使用的内存管理技术进行概述，虽然关注的重点是 C 语言，但同样也适用于其他语言。文中将为您提供如何管理内存的细节，然后将进一步展示如何手工管理内存，如何使用引用计数或者内存池来半手工地管理内存，以及如何使用垃圾收集自动管理内存。为什么必须管理内存内存管理是计算机编程最为基本的领域之一。在很多脚本语言中，您不必担心内存是如何管理的，这并不能使得内存管理的重要性有一点点降低。对实际编程来说，理解您的内存管理器的能力与局限性至关重要。在大部分系统语言中，比如 C 和 C++，您必须进行内存管理。本文将介绍手工的、半手工的以及自动的内存管理实践的基本概念。追溯到在 Apple II 上进行汇编语言编程的时代，那时内存管理还不是个大问题。您实际上在运行整个系统。系统有多少内存，您就有多少内存。您甚至不必费心思去弄明白它有多少内存，因为每一台机器的内存数量都相同。所以，如果内存需要非常固定，那么您只需要选择一个内存范围并使用它即可。不过，即使是在这样一个简单的计算机中，您也会有问题，尤其是当您不知道程序的每个部分将需要多少内存时。如果您的空间有限，而内存需求是变化的，那么您需要一些方法来满足这些需求：确定您是否有足够的内存来处理数据。从可用的内存中获取一部分内存。向可用内存池（pool）中返回部分内存，以使其可以由程序的其他部分或者其他程序使用。实现这些需求的程序库称为分配程序（allocators），因为它们负责分配和回收内存。程序的动态性越强，内存管理就越重要，您的内存分配程序的选择也就更重要。让我们来了解可用于内存管理的不同方法，它们的好处与不足，以及它们最适用的情形。回页首 C 风格的内存分配程序 C 编程语言提供了两个函数来满足我们的三个需求： malloc：该函数分配给定的字节数，并返回一个指向它们的指针。如果没有足够的可用内存，那么它返回一个空指针。 free：该函数获得指向由 malloc 分配的内存片段的指针，并将其释放，以便以后的程序或操作系统使用（实际上，一些 malloc 实现只能将内存归还给程序，而无法将内存归还给操作系统）。物理内存和虚拟内存要理解内存在程序中是如何分配的，首先需要理解如何将内存从操作系统分配给程序。计算机上的每一个进程都认为自己可以访问所有的物理内存。显然，由于同时在运行多个程序，所以每个进程不可能拥有全部内存。实际上，这些进程使用的是虚拟内存。只是作为一个例子，让我们假定您的程序正在访问地址为 629 的内存。不过，虚拟内存系统不需要将其存储在位置为 629 的 RAM 中。实际上，它甚至可以不在 RAM 中 —— 如果物理 RAM 已经满了，它甚至可能已经被转移到硬盘上！由于这类地址不必反映内存所在的物理位置，所以它们被称为虚拟内存。操作系统维持着一个虚拟地址到物理地址的转换的表，以便计算机硬件可以正确地响应地址请求。并且，如果地址在硬盘上而不是在 RAM 中，那么操作系统将暂时停止您的进程，将其他内存转存到硬盘中，从硬盘上加载被请求的内存，然后再重新启动您的进程。这样，每个进程都获得了自己可以使用的地址空间，可以访问比您物理上安装的内存更多的内存。在 32-位 x86 系统上，每一个进程可以访问 4 GB 内存。现在，大部分人的系统上并没有 4 GB 内存，即使您将 swap 也算上，每个进程所使用的内存也肯定少于 4 GB。因此，当加载一个进程时，它会得到一个取决于某个称为系统中断点（system break）的特定地址的初始内存分配。该地址之后是未被映射的内存 —— 用于在 RAM 或者硬盘中没有分配相应物理位置的内存。因此，如果一个进程运行超出了它初始分配的内存，那么它必须请求操作系统“映射进来（map in）”更多的内存。（映射是一个表示一一对应关系的数学术语 —— 当内存的虚拟地址有一个对应的物理地址来存储内存内容时，该内存将被映射。）基于 UNIX 的系统有两个可映射到附加内存中的基本系统调用： brk： brk() 是一个非常简单的系统调用。还记得系统中断点吗？该位置是进程映射的内存边界。 brk() 只是简单地将这个位置向前或者向后移动，就可以向进程添加内存或者从进程取走内存。 mmap： mmap()，或者说是“内存映像”，类似于 brk()，但是更为灵活。首先，它可以映射任何位置的内存，而不单单只局限于进程。其次，它不仅可以将虚拟地址映射到物理的 RAM 或者 swap，它还可以将它们映射到文件和文件位置，这样，读写内存将对文件中的数据进行读写。不过，在这里，我们只关心 mmap 向进程添加被映射的内存的能力。 munmap() 所做的事情与 mmap() 相反。如您所见， brk() 或者 mmap() 都可以用来向我们的进程添加额外的虚拟内存。在我们的例子中将使用 brk()，因为它更简单，更通用。实现一个简单的分配程序如果您曾经编写过很多 C 程序，那么您可能曾多次使用过 malloc() 和 free()。不过，您可能没有用一些时间去思考它们在您的操作系统中是如何实现的。本节将向您展示 malloc 和 free 的一个最简化实现的代码，来帮助说明管理内存时都涉及到了哪些事情。要试着运行这些示例，需要先复制本代码清单，并将其粘贴到一个名为 malloc.c 的文件中。接下来，我将一次一个部分地对该清单进行解释。在大部分操作系统中，内存分配由以下两个简单的函数来处理： void *malloc(long numbytes)：该函数负责分配 numbytes 大小的内存，并返回指向第一个字节的指针。 void free(void *firstbyte)：如果给定一个由先前的 malloc 返回的指针，那么该函数会将分配的空间归还给进程的“空闲空间”。 malloc_init 将是初始化内存分配程序的函数。它要完成以下三件事：将分配程序标识为已经初始化，找到系统中最后一个有效内存地址，然后建立起指向我们管理的内存的指针。这三个变量都是全局变量：清单 1. 我们的简单分配程序的全局变量 int has_initialized = 0; void *managed_memory_start; void *last_valid_address; 如前所述，被映射的内存的边界（最后一个有效地址）常被称为系统中断点或者当前中断点。在很多 UNIX® 系统中，为了指出当前系统中断点，必须使用 sbrk(0) 函数。 sbrk 根据参数中给出的字节数移动当前系统中断点，然后返回新的系统中断点。使用参数 0 只是返回当前中断点。这里是我们的 malloc 初始化代码，它将找到当前中断点并初始化我们的变量：清单 2. 分配程序初始化函数 /* Include the sbrk function */ #include void malloc_init() { /* grab the last valid address from the OS */ last_valid_address = sbrk(0); /* we don't have any memory to manage yet, so *just set the beginning to be last_valid_address */ managed_memory_start = last_valid_address; /* Okay, we're initialized and ready to go */ has_initialized = 1; } 现在，为了完全地管理内存，我们需要能够追踪要分配和回收哪些内存。在对内存块进行了 free 调用之后，我们需要做的是诸如将它们标记为未被使用的等事情，并且，在调用 malloc 时，我们要能够定位未被使用的内存块。因此， malloc 返回的每块内存的起始处首先要有这个结构：清单 3. 内存控制块结构定义 struct mem_control_block { int is_available; int size; }; 现在，您可能会认为当程序调用 malloc 时这会引发问题 —— 它们如何知道这个结构？答案是它们不必知道；在返回指针之前，我们会将其移动到这个结构之后，把它隐藏起来。这使得返回的指针指向没有用于任何其他用途的内存。那样，从调用程序的角度来看，它们所得到的全部是空闲的、开放的内存。然后，当通过 free() 将该指针传递回来时，我们只需要倒退几个内存字节就可以再次找到这个结构。在讨论分配内存之前，我们将先讨论释放，因为它更简单。为了释放内存，我们必须要做的惟一一件事情就是，获得我们给出的指针，回退 sizeof(struct mem_control_block) 个字节，并将其标记为可用的。这里是对应的代码：清单 4. 解除分配函数 void free(void *firstbyte) { struct mem_control_block *mcb; /* Backup from the given pointer to find the * mem_control_block */ mcb = firstbyte - sizeof(struct mem_control_block); /* Mark the block as being available */ mcb->is_available = 1; /* That's It! We're done. */ return; } 如您所见，在这个分配程序中，内存的释放使用了一个非常简单的机制，在固定时间内完成内存释放。分配内存稍微困难一些。以下是该算法的略述：清单 5. 主分配程序的伪代码 1. If our allocator has not been initialized, initialize it. 2. Add sizeof(struct mem_control_block) to the size requested. 3. start at managed_memory_start. 4. Are we at last_valid address? 5. If we are: A. We didn't find any existing space that was large enough -- ask the operating system for more and return that. 6. Otherwise: A. Is the current space available (check is_available from the mem_control_block)? B. If it is: i) Is it large enough (check "size" from the mem_control_block)? ii) If so: a. Mark it as unavailable b. Move past mem_control_block and return the pointer iii) Otherwise: a. Move forward "size" bytes b. Go back go step 4 C. Otherwise: i) Move forward "size" bytes ii) Go back to step 4 我们主要使用连接的指针遍历内存来寻找开放的内存块。这里是代码：清单 6. 主分配程序 void *malloc(long numbytes) { /* Holds where we are looking in memory */ void *current_location; /* This is the same as current_location, but cast to a * memory_control_block */ struct mem_control_block *current_location_mcb; /* This is the memory location we will return. It will * be set to 0 until we find something suitable */ void *memory_location; /* Initialize if we haven't already done so */ if(! has_initialized) { malloc_init(); } /* The memory we search for has to include the memory * control block, but the users of malloc don't need * to know this, so we'll just add it in for them. */ numbytes = numbytes + sizeof(struct mem_control_block); /* Set memory_location to 0 until we find a suitable * location */ memory_location = 0; /* Begin searching at the start of managed memory */ current_location = managed_memory_start; /* Keep going until we have searched all allocated space */ while(current_location != last_valid_address) { /* current_location and current_location_mcb point * to the same address. However, current_location_mcb * is of the correct type, so we can use it as a struct. * current_location is a void pointer so we can use it * to calculate addresses. */ current_location_mcb = (struct mem_control_block *)current_location; if(current_location_mcb->is_available) { if(current_location_mcb->size >= numbytes) { /* Woohoo! We've found an open, * appropriately-size location. */ /* It is no longer available */ current_location_mcb->is_available = 0; /* We own it */ memory_location = current_location; /* Leave the loop */ break; } } /* If we made it here, it's because the Current memory * block not suitable; move to the next one */ current_location = current_location + current_location_mcb->size; } /* If we still don't have a valid location, we'll * have to ask the operating system for more memory */ if(! memory_location) { /* Move the program break numbytes further */ sbrk(numbytes); /* The new memory will be where the last valid * address left off */ memory_location = last_valid_address; /* We'll move the last valid address forward * numbytes */ last_valid_address = last_valid_address + numbytes; /* We need to initialize the mem_control_block */ current_location_mcb = memory_location; current_location_mcb->is_available = 0; current_location_mcb->size = numbytes; } /* Now, no matter what (well, except for error conditions), * memory_location has the address of the memory, including * the mem_control_block */ /* Move the pointer past the mem_control_block */ memory_location = memory_location + sizeof(struct mem_control_block); /* Return the pointer */ return memory_location; } 这就是我们的内存管理器。现在，我们只需要构建它，并在程序中使用它即可。运行下面的命令来构建 malloc 兼容的分配程序（实际上，我们忽略了 realloc() 等一些函数，不过， malloc() 和 free() 才是最主要的函数）：清单 7. 编译分配程序 gcc -shared -fpic malloc.c -o malloc.so 该程序将生成一个名为 malloc.so 的文件，它是一个包含有我们的代码的共享库。在 UNIX 系统中，现在您可以用您的分配程序来取代系统的 malloc()，做法如下：清单 8. 替换您的标准的 malloc LD_PRELOAD=/path/to/malloc.so export LD_PRELOAD LD_PRELOAD 环境变量使动态链接器在加载任何可执行程序之前，先加载给定的共享库的符号。它还为特定库中的符号赋予优先权。因此，从现在起，该会话中的任何应用程序都将使用我们的 malloc()，而不是只有系统的应用程序能够使用。有一些应用程序不使用 malloc()，不过它们是例外。其他使用 realloc() 等其他内存管理函数的应用程序，或者错误地假定 malloc() 内部行为的那些应用程序，很可能会崩溃。ash shell 似乎可以使用我们的新 malloc() 很好地工作。如果您想确保 malloc() 正在被使用，那么您应该通过向函数的入口点添加 write() 调用来进行测试。我们的内存管理器在很多方面都还存在欠缺，但它可以有效地展示内存管理需要做什么事情。它的某些缺点包括：由于它对系统中断点（一个全局变量）进行操作，所以它不能与其他分配程序或者 mmap 一起使用。当分配内存时，在最坏的情形下，它将不得不遍历全部进程内存；其中可能包括位于硬盘上的很多内存，这意味着操作系统将不得不花时间去向硬盘移入数据和从硬盘中移出数据。没有很好的内存不足处理方案（ malloc 只假定内存分配是成功的）。它没有实现很多其他的内存函数，比如 realloc()。由于 sbrk() 可能会交回比我们请求的更多的内存，所以在堆（heap）的末端会遗漏一些内存。虽然 is_available 标记只包含一位信息，但它要使用完整的 4-字节的字。分配程序不是线程安全的。分配程序不能将空闲空间拼合为更大的内存块。分配程序的过于简单的匹配算法会导致产生很多潜在的内存碎片。我确信还有很多其他问题。这就是为什么它只是一个例子! 其他 malloc 实现 malloc() 的实现有很多，这些实现各有优点与缺点。在设计一个分配程序时，要面临许多需要折衷的选择，其中包括：分配的速度。回收的速度。有线程的环境的行为。内存将要被用光时的行为。局部缓存。簿记（Bookkeeping）内存开销。虚拟内存环境中的行为。小的或者大的对象。实时保证。每一个实现都有其自身的优缺点集合。在我们的简单的分配程序中，分配非常慢，而回收非常快。另外，由于它在使用虚拟内存系统方面较差，所以它最适于处理大的对象。还有其他许多分配程序可以使用。其中包括： Doug Lea Malloc：Doug Lea Malloc 实际上是完整的一组分配程序，其中包括 Doug Lea 的原始分配程序，GNU libc 分配程序和 ptmalloc。 Doug Lea 的分配程序有着与我们的版本非常类似的基本结构，但是它加入了索引，这使得搜索速度更快，并且可以将多个没有被使用的块组合为一个大的块。它还支持缓存，以便更快地再次使用最近释放的内存。 ptmalloc 是 Doug Lea Malloc 的一个扩展版本，支持多线程。在本文后面的参考资料部分中，有一篇描述 Doug Lea 的 Malloc 实现的文章。 BSD Malloc：BSD Malloc 是随 4.2 BSD 发行的实现，包含在 FreeBSD 之中，这个分配程序可以从预先确实大小的对象构成的池中分配对象。它有一些用于对象大小的 size 类，这些对象的大小为 2 的若干次幂减去某一常数。所以，如果您请求给定大小的一个对象，它就简单地分配一个与之匹配的 size 类。这样就提供了一个快速的实现，但是可能会浪费内存。在参考资料部分中，有一篇描述该实现的文章。 Hoard：编写 Hoard 的目标是使内存分配在多线程环境中进行得非常快。因此，它的构造以锁的使用为中心，从而使所有进程不必等待分配内存。它可以显著地加快那些进行很多分配和回收的多线程进程的速度。在参考资料部分中，有一篇描述该实现的文章。众多可用的分配程序中最有名的就是上述这些分配程序。如果您的程序有特别的分配需求，那么您可能更愿意编写一个定制的能匹配您的程序内存分配方式的分配程序。不过，如果不熟悉分配程序的设计，那么定制分配程序通常会带来比它们解决的问题更多的问题。要获得关于该主题的适当的介绍，请参阅 Donald Knuth 撰写的 The Art of Computer Programming Volume 1: Fundamental Algorithms 中的第 2.5 节“Dynamic Storage Allocation”（请参阅参考资料中的链接）。它有点过时，因为它没有考虑虚拟内存环境，不过大部分算法都是基于前面给出的函数。在 C++ 中，通过重载 operator new()，您可以以每个类或者每个模板为单位实现自己的分配程序。在 Andrei Alexandrescu 撰写的 Modern C++ Design 的第 4 章（“Small Object Allocation”）中，描述了一个小对象分配程序（请参阅参考资料中的链接）。基于 malloc() 的内存管理的缺点不只是我们的内存管理器有缺点，基于 malloc() 的内存管理器仍然也有很多缺点，不管您使用的是哪个分配程序。对于那些需要保持长期存储的程序使用 malloc() 来管理内存可能会非常令人失望。如果您有大量的不固定的内存引用，经常难以知道它们何时被释放。生存期局限于当前函数的内存非常容易管理，但是对于生存期超出该范围的内存来说，管理内存则困难得多。而且，关于内存管理是由进行调用的程序还是由被调用的函数来负责这一问题，很多 API 都不是很明确。因为管理内存的问题，很多程序倾向于使用它们自己的内存管理规则。C++ 的异常处理使得这项任务更成问题。有时好像致力于管理内存分配和清理的代码比实际完成计算任务的代码还要多！因此，我们将研究内存管理的其他选择。回页首半自动内存管理策略引用计数引用计数是一种半自动（semi-automated）的内存管理技术，这表示它需要一些编程支持，但是它不需要您确切知道某一对象何时不再被使用。引用计数机制为您完成内存管理任务。在引用计数中，所有共享的数据结构都有一个域来包含当前活动“引用”结构的次数。当向一个程序传递一个指向某个数据结构指针时，该程序会将引用计数增加 1。实质上，您是在告诉数据结构，它正在被存储在多少个位置上。然后，当您的进程完成对它的使用后，该程序就会将引用计数减少 1。结束这个动作之后，它还会检查计数是否已经减到零。如果是，那么它将释放内存。这样做的好处是，您不必追踪程序中某个给定的数据结构可能会遵循的每一条路径。每次对其局部的引用，都将导致计数的适当增加或减少。这样可以防止在使用数据结构时释放该结构。不过，当您使用某个采用引用计数的数据结构时，您必须记得运行引用计数函数。另外，内置函数和第三方的库不会知道或者可以使用您的引用计数机制。引用计数也难以处理发生循环引用的数据结构。要实现引用计数，您只需要两个函数 —— 一个增加引用计数，一个减少引用计数并当计数减少到零时释放内存。一个示例引用计数函数集可能看起来如下所示：清单 9. 基本的引用计数函数 /* Structure Definitions*/ /* Base structure that holds a refcount */ struct refcountedstruct { int refcount; } /* All refcounted structures must mirror struct * refcountedstruct for their first variables */ /* Refcount maintenance functions */ /* Increase reference count */ void REF(void *data) { struct refcountedstruct *rstruct; rstruct = (struct refcountedstruct *) data; rstruct->refcount++; } /* Decrease reference count */ void UNREF(void *data) { struct refcountedstruct *rstruct; rstruct = (struct refcountedstruct *) data; rstruct->refcount--; /* Free the structure if there are no more users */ if(rstruct->refcount == 0) { free(rstruct); } } REF 和 UNREF 可能会更复杂，这取决于您想要做的事情。例如，您可能想要为多线程程序增加锁，那么您可能想扩展 refcountedstruct，使它同样包含一个指向某个在释放内存之前要调用的函数的指针（类似于面向对象语言中的析构函数 —— 如果您的结构中包含这些指针，那么这是必需的）。当使用 REF 和 UNREF 时，您需要遵守这些指针的分配规则： UNREF 分配前左端指针（left-hand-side pointer）指向的值。 REF 分配后左端指针（left-hand-side pointer）指向的值。在传递使用引用计数的结构的函数中，函数需要遵循以下这些规则：在函数的起始处 REF 每一个指针。在函数的结束处 UNREF 第一个指针。以下是一个使用引用计数的生动的代码示例：清单 10. 使用引用计数的示例 /* EXAMPLES OF USAGE */ /* Data type to be refcounted */ struct mydata { int refcount; /* same as refcountedstruct */ int datafield1; /* Fields specific to this struct */ int datafield2; /* other declarations would go here as appropriate */ }; /* Use the functions in code */ void dosomething(struct mydata *data) { REF(data); /* Process data */ /* when we are through */ UNREF(data); } struct mydata *globalvar1; /* Note that in this one, we don't decrease the * refcount since we are maintaining the reference * past the end of the function call through the * global variable */ void storesomething(struct mydata *data) { REF(data); /* passed as a parameter */ globalvar1 = data; REF(data); /* ref because of Assignment */ UNREF(data); /* Function finished */ } 由于引用计数是如此简单，大部分程序员都自已去实现它，而不是使用库。不过，它们依赖于 malloc 和 free 等低层的分配程序来实际地分配和释放它们的内存。在 Perl 等高级语言中，进行内存管理时使用引用计数非常广泛。在这些语言中，引用计数由语言自动地处理，所以您根本不必担心它，除非要编写扩展模块。由于所有内容都必须进行引用计数，所以这会对速度产生一些影响，但它极大地提高了编程的安全性和方便性。以下是引用计数的益处：实现简单。易于使用。由于引用是数据结构的一部分，所以它有一个好的缓存位置。不过，它也有其不足之处：要求您永远不要忘记调用引用计数函数。无法释放作为循环数据结构的一部分的结构。减缓几乎每一个指针的分配。尽管所使用的对象采用了引用计数，但是当使用异常处理（比如 try 或 setjmp()/ longjmp()）时，您必须采取其他方法。需要额外的内存来处理引用。引用计数占用了结构中的第一个位置，在大部分机器中最快可以访问到的就是这个位置。在多线程环境中更慢也更难以使用。 C++ 可以通过使用智能指针（smart pointers）来容忍程序员所犯的一些错误，智能指针可以为您处理引用计数等指针处理细节。不过，如果不得不使用任何先前的不能处理智能指针的代码（比如对 C 库的联接），实际上，使用它们的后果通实比不使用它们更为困难和复杂。因此，它通常只是有益于纯 C++ 项目。如果您想使用智能指针，那么您实在应该去阅读 Alexandrescu 撰写的 Modern C++ Design 一书中的“Smart Pointers”那一章。内存池内存池是另一种半自动内存管理方法。内存池帮助某些程序进行自动内存管理，这些程序会经历一些特定的阶段，而且每个阶段中都有分配给进程的特定阶段的内存。例如，很多网络服务器进程都会分配很多针对每个连接的内存 —— 内存的最大生存期限为当前连接的存在期。Apache 使用了池式内存（pooled memory），将其连接拆分为各个阶段，每个阶段都有自己的内存池。在结束每个阶段时，会一次释放所有内存。在池式内存管理中，每次内存分配都会指定内存池，从中分配内存。每个内存池都有不同的生存期限。在 Apache 中，有一个持续时间为服务器存在期的内存池，还有一个持续时间为连接的存在期的内存池，以及一个持续时间为请求的存在期的池，另外还有其他一些内存池。因此，如果我的一系列函数不会生成比连接持续时间更长的数据，那么我就可以完全从连接池中分配内存，并知道在连接结束时，这些内存会被自动释放。另外，有一些实现允许注册清除函数（cleanup functions），在清除内存池之前，恰好可以调用它，来完成在内存被清理前需要完成的其他所有任务（类似于面向对象中的析构函数）。要在自己的程序中使用池，您既可以使用 GNU libc 的 obstack 实现，也可以使用 Apache 的 Apache Portable Runtime。GNU obstack 的好处在于，基于 GNU 的 Linux 发行版本中默认会包括它们。Apache Portable Runtime 的好处在于它有很多其他工具，可以处理编写多平台服务器软件所有方面的事情。要深入了解 GNU obstack 和 Apache 的池式内存实现，请参阅参考资料部分中指向这些实现的文档的链接。下面的假想代码列表展示了如何使用 obstack：清单 11. obstack 的示例代码 #include #include /* Example code listing for using obstacks */ /* Used for obstack macros (xmalloc is a malloc function that exits if memory is exhausted */ #define obstack_chunk_alloc xmalloc #define obstack_chunk_free free /* Pools */ /* Only permanent allocations should go in this pool */ struct obstack *global_pool; /* This pool is for per-connection data */ struct obstack *connection_pool; /* This pool is for per-request data */ struct obstack *request_pool; void allocation_failed() { exit(1); } int main() { /* Initialize Pools */ global_pool = (struct obstack *) xmalloc (sizeof (struct obstack)); obstack_init(global_pool); connection_pool = (struct obstack *) xmalloc (sizeof (struct obstack)); obstack_init(connection_pool); request_pool = (struct obstack *) xmalloc (sizeof (struct obstack)); obstack_init(request_pool); /* Set the error handling function */ obstack_alloc_failed_handler = &allocation_failed; /* Server main loop */ while(1) { wait_for_connection(); /* We are in a connection */ while(more_requests_available()) { /* Handle request */ handle_request(); /* Free all of the memory allocated * in the request pool */ obstack_free(request_pool, NULL); } /* We're finished with the connection, time * to free that pool */ obstack_free(connection_pool, NULL); } } int handle_request() { /* Be sure that all object allocations are allocated * from the request pool */ int bytes_i_need = 400; void *data1 = obstack_alloc(request_pool, bytes_i_need); /* Do stuff to process the request */ /* return */ return 0; } 基本上，在操作的每一个主要阶段结束之后，这个阶段的 obstack 会被释放。不过，要注意的是，如果一个过程需要分配持续时间比当前阶段更长的内存，那么它也可以使用更长期限的 obstack，比如连接或者全局内存。传递给 obstack_free() 的 NULL 指出它应该释放 obstack 的全部内容。可以用其他的值，但是它们通常不怎么实用。使用池式内存分配的益处如下所示：应用程序可以简单地管理内存。内存分配和回收更快，因为每次都是在一个池中完成的。分配可以在 O(1) 时间内完成，释放内存池所需时间也差不多（实际上是 O(n) 时间，不过在大部分情况下会除以一个大的因数，使其变成 O(1)）。可以预先分配错误处理池（Error-handling pools），以便程序在常规内存被耗尽时仍可以恢复。有非常易于使用的标准实现。池式内存的缺点是：内存池只适用于操作可以分阶段的程序。内存池通常不能与第三方库很好地合作。如果程序的结构发生变化，则不得不修改内存池，这可能会导致内存管理系统的重新设计。您必须记住需要从哪个池进行分配。另外，如果在这里出错，就很难捕获该内存池。回页首垃圾收集垃圾收集（Garbage collection）是全自动地检测并移除不再使用的数据对象。垃圾收集器通常会在当可用内存减少到少于一个具体的阈值时运行。通常，它们以程序所知的可用的一组“基本”数据 —— 栈数据、全局变量、寄存器 —— 作为出发点。然后它们尝试去追踪通过这些数据连接到每一块数据。收集器找到的都是有用的数据；它没有找到的就是垃圾，可以被销毁并重新使用这些无用的数据。为了有效地管理内存，很多类型的垃圾收集器都需要知道数据结构内部指针的规划，所以，为了正确运行垃圾收集器，它们必须是语言本身的一部分。收集器的类型复制（copying）：这些收集器将内存存储器分为两部分，只允许数据驻留在其中一部分上。它们定时地从“基本”的元素开始将数据从一部分复制到另一部分。内存新近被占用的部分现在成为活动的，另一部分上的所有内容都认为是垃圾。另外，当进行这项复制操作时，所有指针都必须被更新为指向每个内存条目的新位置。因此，为使用这种垃圾收集方法，垃圾收集器必须与编程语言集成在一起。标记并清理（Mark and sweep）：每一块数据都被加上一个标签。不定期的，所有标签都被设置为 0，收集器从“基本”的元素开始遍历数据。当它遇到内存时，就将标签标记为 1。最后没有被标记为 1 的所有内容都认为是垃圾，以后分配内存时会重新使用它们。增量的（Incremental）：增量垃圾收集器不需要遍历全部数据对象。因为在收集期间的突然等待，也因为与访问所有当前数据相关的缓存问题（所有内容都不得不被页入（page-in）），遍历所有内存会引发问题。增量收集器避免了这些问题。保守的（Conservative）：保守的垃圾收集器在管理内存时不需要知道与数据结构相关的任何信息。它们只查看所有数据类型，并假定它们可以全部都是指针。所以，如果一个字节序列可以是一个指向一块被分配的内存的指针，那么收集器就将其标记为正在被引用。有时没有被引用的内存会被收集，这样会引发问题，例如，如果一个整数域中包含一个值，该值是已分配内存的地址。不过，这种情况极少发生，而且它只会浪费少量内存。保守的收集器的优势是，它们可以与任何编程语言相集成。 Hans Boehm 的保守垃圾收集器是可用的最流行的垃圾收集器之一，因为它是免费的，而且既是保守的又是增量的，可以使用 --enable-redirect-malloc 选项来构建它，并且可以将它用作系统分配程序的简易替代者（drop-in replacement）（用 malloc/ free 代替它自己的 API）。实际上，如果这样做，您就可以使用与我们在示例分配程序中所使用的相同的 LD_PRELOAD 技巧，在系统上的几乎任何程序中启用垃圾收集。如果您怀疑某个程序正在泄漏内存，那么您可以使用这个垃圾收集器来控制进程。在早期，当 Mozilla 严重地泄漏内存时，很多人在其中使用了这项技术。这种垃圾收集器既可以在 Windows® 下运行，也可以在 UNIX 下运行。垃圾收集的一些优点：您永远不必担心内存的双重释放或者对象的生命周期。使用某些收集器，您可以使用与常规分配相同的 API。其缺点包括：使用大部分收集器时，您都无法干涉何时释放内存。在多数情况下，垃圾收集比其他形式的内存管理更慢。垃圾收集错误引发的缺陷难于调试。如果您忘记将不再使用的指针设置为 null，那么仍然会有内存泄漏。回页首结束语一切都需要折衷：性能、易用、易于实现、支持线程的能力等，这里只列出了其中的一些。为了满足项目的要求，有很多内存管理模式可以供您使用。每种模式都有大量的实现，各有其优缺点。对很多项目来说，使用编程环境默认的技术就足够了，不过，当您的项目有特殊的需要时，了解可用的选择将会有帮助。下表对比了本文中涉及的内存管理策略。表 1. 内存分配策略的对比策略分配速度回收速度局部缓存易用性通用性实时可用 SMP 线程友好定制分配程序取决于实现取决于实现取决于实现很难无取决于实现取决于实现简单分配程序内存使用少时较快很快差容易高否否 GNU malloc 中快中容易高否中 Hoard 中中中容易高否是引用计数 N/A N/A 非常好中中是（取决于 malloc 实现）取决于实现池中非常快极好中中是（取决于 malloc 实现）取决于实现垃圾收集中（进行收集时慢）中差中中否几乎不增量垃圾收集中中中中中否几乎不增量保守垃圾收集中中中容易高否几乎不参考资料您可以参阅本文在 developerWorks 全球站点上的英文原文。 Web 上的文档 GNU C Library 手册的 obstacks 部分提供了 obstacks 编程接口。 Apache Portable Runtime 文档描述了它们的池式分配程序的接口。基本的分配程序 Doug Lea 的 Malloc 是最流行的内存分配程序之一。 BSD Malloc 用于大部分基于 BSD 的系统中。 ptmalloc 起源于 Doug Lea 的 malloc，用于 GLIBC 之中。 Hoard 是一个为多线程应用程序优化的 malloc 实现。 GNU Memory-Mapped Malloc（GDB 的组成部分）是一个基于 mmap() 的 malloc 实现。池式分配程序 GNU Obstacks（GNU Libc 的组成部分）是安装最多的池式分配程序，因为在每一个基于 glibc 的系统中都有它。 Apache 的池式分配程序（Apache Portable Runtime 中）是应用最为广泛的池式分配程序。 Squid 有其自己的池式分配程序。 NetBSD 也有其自己的池式分配程序。 talloc 是一个池式分配程序，是 Samba 的组成部分。智能指针和定制分配程序 Loki C++ Library 有很多为 C++ 实现的通用模式，包括智能指针和一个定制的小对象分配程序。垃圾收集器 Hahns Boehm Conservative Garbage Collector 是最流行的开源垃圾收集器，它可以用于常规的 C/C++ 程序。关于现代操作系统中的虚拟内存的文章 Marshall Kirk McKusick 和 Michael J. Karels 合著的 A New Virtual Memory Implementation for Berkeley UNIX 讨论了 BSD 的 VM 系统。 Mel Gorman's Linux VM Documentation 讨论了 Linux VM 系统。关于 malloc 的文章 Poul-Henning Kamp 撰写的 Malloc in Modern Virtual Memory Environments 讨论的是 malloc 以及它如何与 BSD 虚拟内存交互。 Berger、McKinley、Blumofe 和 Wilson 合著的 Hoard -- a Scalable Memory Allocator for Multithreaded Environments 讨论了 Hoard 分配程序的实现。 Marshall Kirk McKusick 和 Michael J. Karels 合著的 Design of a General Purpose Memory Allocator for the 4.3BSD UNIX Kernel 讨论了内核级的分配程序。 Doug Lea 撰写的 A Memory Allocator 给出了一个关于设计和实现分配程序的概述，其中包括设计选择与折衷。 Emery D. Berger 撰写的 Memory Management for High-Performance Applications 讨论的是定制内存管理以及它如何影响高性能应用程序。关于定制分配程序的文章 Doug Lea 撰写的 Some Storage Management Techniques for Container Classes 描述的是为 C++ 类编写定制分配程序。 Berger、Zorn 和 McKinley 合著的 Composing High-Performance Memory Allocators 讨论了如何编写定制分配程序来加快具体工作的速度。 Berger、Zorn 和 McKinley 合著的 Reconsidering Custom Memory Allocation 再次提及了定制分配的主题，看是否真正值得为其费心。关于垃圾收集的文章 Paul R. Wilson 撰写的 Uniprocessor Garbage Collection Techniques 给出了垃圾收集的一个基本概述。 Benjamin Zorn 撰写的 The Measured Cost of Garbage Collection 给出了关于垃圾收集和性能的硬数据（hard data）。 Hans-Juergen Boehm 撰写的 Memory Allocation Myths and Half-Truths 给出了关于垃圾收集的神话（myths）。 Hans-Juergen Boehm 撰写的 Space Efficient Conservative Garbage Collection 是一篇描述他的用于 C/C++ 的垃圾收集器的文章。 Web 上的通用参考资料内存管理参考中有很多关于内存管理参考资料和技术文章的链接。关于内存管理和内存层级的 OOPS Group Papers 是非常好的一组关于此主题的技术文章。 C++ 中的内存管理讨论的是为 C++ 编写定制的分配程序。 Programming Alternatives: Memory Management 讨论了程序员进行内存管理时的一些选择。垃圾收集 FAQ 讨论了关于垃圾收集您需要了解的所有内容。 Richard Jones 的 Garbage Collection Bibliography 有指向任何您想要的关于垃圾收集的文章的链接。书籍 Michael Daconta 撰写的 C++ Pointers and Dynamic Memory Management 介绍了关于内存管理的很多技术。 Frantisek Franek 撰写的 Memory as a Programming Concept in C and C++ 讨论了有效使用内存的技术与工具，并给出了在计算机编程中应当引起注意的内存相关错误的角色。 Richard Jones 和 Rafael Lins 合著的 Garbage Collection: Algorithms for Automatic Dynamic Memory Management 描述了当前使用的最常见的垃圾收集算法。在 Donald Knuth 撰写的 The Art of Computer Programming 第 1 卷 Fundamental Algorithms 的第 2.5 节“Dynamic Storage Allocation”中，描述了实现基本的分配程序的一些技术。在 Donald Knuth 撰写的 The Art of Computer Programming 第 1 卷 Fundamental Algorithms 的第 2.3.5 节“Lists and Garbage Collection”中，讨论了用于列表的垃圾收集算法。 Andrei Alexandrescu 撰写的 Modern C++ Design 第 4 章“Small Object Allocation”描述了一个比 C++ 标准分配程序效率高得多的一个高速小对象分配程序。 Andrei Alexandrescu 撰写的 Modern C++ Design 第 7 章“Smart Pointers”描述了在 C++ 中智能指针的实现。 Jonathan 撰写的 Programming from the Ground Up 第 8 章“Intermediate Memory Topics”中有本文使用的简单分配程序的一个汇编语言版本。来自 developerWorks 自我管理数据缓冲区内存（developerWorks，2004 年 1 月）略述了一个用于管理内存的自管理的抽象数据缓存器的伪 C （pseudo-C）实现。 A framework for the user defined malloc replacement feature （developerWorks，2002 年 2 月）展示了如何利用 AIX 中的一个工具，使用自己设计的内存子系统取代原有的内存子系统。掌握 Linux 调试技术（developerWorks，2002 年 8 月）描述了可以使用调试方法的 4 种不同情形：段错误、内存溢出、内存泄漏和挂起。在处理 Java 程序中的内存漏洞（developerWorks，2001 年 2 月）中，了解导致 Java 内存泄漏的原因，以及何时需要考虑它们。在 developerWorks Linux 专区中，可以找到更多为 Linux 开发人员准备的参考资料。从 developerWorks 的 Speed-start your Linux app 专区中，可以下载运行于 Linux 之上的 IBM 中间件产品的免费测试版本，其中包括 WebSphere® Studio Application Developer、WebSphere Application Server、DB2® Universal Database、Tivoli® Access Manager 和 Tivoli Directory Server，查找 how-to 文章和技术支持。通过参与 developerWorks blogs 加入到 developerWorks 社区。可以在 Developer Bookstore Linux 专栏中定购打折出售的 Linux 书籍。关于作者 Jonathan Bartlett 是 Programming from the Ground Up 一书的作者，这本书介绍的是 Linux 汇编语言编程。Jonathan Bartlett 是 New Media Worx 的总开发师，负责为客户开发 Web、视频、kiosk 和桌面应用程序。您可以通过 johnnyb@eskimo.com 与 Jonathan 联系。

内存管理内幕 dragonimp's blog coder.developer.[designer].ArchitecturE.manager.^_^... posts - 29, comments - 121, trackbacks - 27 My Links Home Contact Login News !!! 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We're done. */ return; } 如您所见，在这个分配程序中，内存的释放使用了一个非常简单的机制，在固定时间内完成内存释放。分配内存稍微困难一些。以下是该算法的略述：清单 5. 主分配程序的伪代码 1. If our allocator has not been initialized, initialize it. 2. Add sizeof(struct mem_control_block) to the size requested. 3. start at managed_memory_start. 4. Are we at last_valid address? 5. If we are: A. We didn't find any existing space that was large enough -- ask the operating system for more and return that. 6. Otherwise: A. Is the current space available (check is_available from the mem_control_block)? B. If it is: i) Is it large enough (check "size" from the mem_control_block)? ii) If so: a. Mark it as unavailable b. Move past mem_control_block and return the pointer iii) Otherwise: a. Move forward "size" bytes b. Go back go step 4 C. Otherwise: i) Move forward "size" bytes 我们主要使用连接的指针遍历内存来寻找开放的内存块。这里是代码：清单 6. 主分配程序 void *malloc(long numbytes) { /* Holds where we are looking in memory */ void *current_location; /* This is the same as current_location, but cast to a * memory_control_block */ struct mem_control_block *current_location_mcb; /* This is the memory location we will return. It will * be set to 0 until we find something suitable */ void *memory_location; /* Initialize if we haven't already done so */ if(! has_initialized) { malloc_init(); } /* The memory we search for has to include the memory * control block, but the users of malloc don't need * to know this, so we'll just add it in for them. */ numbytes = numbytes + sizeof(struct mem_control_block); /* Set memory_location to 0 until we find a suitable * location */ memory_location = 0; /* Begin searching at the start of managed memory */ current_location = managed_memory_start; /* Keep going until we have searched all allocated space */ while(current_location != last_valid_address) { /* current_location and current_location_mcb point * to the same address. However, current_location_mcb * is of the correct type, so we can use it as a struct. * current_location is a void pointer so we can use it * to calculate addresses. */ current_location_mcb = (struct mem_control_block *)current_location; if(current_location_mcb->is_available) { if(current_location_mcb->size >= numbytes) { /* Woohoo! We've found an open, * appropriately-size location. */ /* It is no longer available */ current_location_mcb->is_available = 0; /* We own it */ memory_location = current_location; /* Leave the loop */ break; } } /* If we made it here, it's because the Current memory * block not suitable; move to the next one */ current_location = current_location + current_location_mcb->size; } /* If we still don't have a valid location, we'll * have to ask the operating system for more memory */ if(! memory_location) { /* Move the program break numbytes further */ sbrk(numbytes); /* The new memory will be where the last valid * address left off */ memory_location = last_valid_address; /* We'll move the last valid address forward * numbytes */ last_valid_address = last_valid_address + numbytes; /* We need to initialize the mem_control_block */ current_location_mcb = memory_location; current_location_mcb->is_available = 0; current_location_mcb->size = numbytes; } /* Now, no matter what (well, except for error conditions), * memory_location has the address of the memory, including * the mem_control_block */ /* Move the pointer past the mem_control_block */ memory_location = memory_location + sizeof(struct mem_control_block); /* Return the pointer */ return memory_location; } 这就是我们的内存管理器。现在，我们只需要构建它，并在程序中使用它即可。运行下面的命令来构建 malloc 兼容的分配程序（实际上，我们忽略了 realloc() 等一些函数，不过，malloc() 和 free() 才是最主要的函数）：清单 7. 编译分配程序 gcc -shared -fpic malloc.c -o malloc.so 该程序将生成一个名为 malloc.so 的文件，它是一个包含有我们的代码的共享库。在 UNIX 系统中，现在您可以用您的分配程序来取代系统的 malloc()，做法如下：清单 8. 替换您的标准的 malloc LD_PRELOAD=/path/to/malloc.so export LD_PRELOAD LD_PRELOAD 环境变量使动态链接器在加载任何可执行程序之前，先加载给定的共享库的符号。它还为特定库中的符号赋予优先权。因此，从现在起，该会话中的任何应用程序都将使用我们的 malloc()，而不是只有系统的应用程序能够使用。有一些应用程序不使用 malloc()，不过它们是例外。其他使用 realloc() 等其他内存管理函数的应用程序，或者错误地假定 malloc() 内部行为的那些应用程序，很可能会崩溃。ash shell 似乎可以使用我们的新 malloc() 很好地工作。如果您想确保 malloc() 正在被使用，那么您应该通过向函数的入口点添加 write() 调用来进行测试。我们的内存管理器在很多方面都还存在欠缺，但它可以有效地展示内存管理需要做什么事情。它的某些缺点包括：由于它对系统中断点（一个全局变量）进行操作，所以它不能与其他分配程序或者 mmap 一起使用。当分配内存时，在最坏的情形下，它将不得不遍历全部进程内存；其中可能包括位于硬盘上的很多内存，这意味着操作系统将不得不花时间去向硬盘移入数据和从硬盘中移出数据。没有很好的内存不足处理方案（malloc 只假定内存分配是成功的）。它没有实现很多其他的内存函数，比如 realloc()。由于 sbrk() 可能会交回比我们请求的更多的内存，所以在堆（heap）的末端会遗漏一些内存。虽然 is_available 标记只包含一位信息，但它要使用完整的 4-字节的字。分配程序不是线程安全的。分配程序不能将空闲空间拼合为更大的内存块。分配程序的过于简单的匹配算法会导致产生很多潜在的内存碎片。我确信还有很多其他问题。这就是为什么它只是一个例子! 其他 malloc 实现 malloc() 的实现有很多，这些实现各有优点与缺点。在设计一个分配程序时，要面临许多需要折衷的选择，其中包括：分配的速度。回收的速度。有线程的环境的行为。内存将要被用光时的行为。局部缓存。簿记（Bookkeeping）内存开销。虚拟内存环境中的行为。小的或者大的对象。实时保证。每一个实现都有其自身的优缺点集合。在我们的简单的分配程序中，分配非常慢，而回收非常快。另外，由于它在使用虚拟内存系统方面较差，所以它最适于处理大的对象。还有其他许多分配程序可以使用。其中包括： Doug Lea Malloc：Doug Lea Malloc 实际上是完整的一组分配程序，其中包括 Doug Lea 的原始分配程序，GNU libc 分配程序和 ptmalloc。 Doug Lea 的分配程序有着与我们的版本非常类似的基本结构，但是它加入了索引，这使得搜索速度更快，并且可以将多个没有被使用的块组合为一个大的块。它还支持缓存，以便更快地再次使用最近释放的内存。ptmalloc 是 Doug Lea Malloc 的一个扩展版本，支持多线程。在本文后面的参考资料部分中，有一篇描述 Doug Lea 的 Malloc 实现的文章。 BSD Malloc：BSD Malloc 是随 4.2 BSD 发行的实现，包含在 FreeBSD 之中，这个分配程序可以从预先确实大小的对象构成的池中分配对象。它有一些用于对象大小的 size 类，这些对象的大小为 2 的若干次幂减去某一常数。所以，如果您请求给定大小的一个对象，它就简单地分配一个与之匹配的 size 类。这样就提供了一个快速的实现，但是可能会浪费内存。在参考资料部分中，有一篇描述该实现的文章。 Hoard：编写 Hoard 的目标是使内存分配在多线程环境中进行得非常快。因此，它的构造以锁的使用为中心，从而使所有进程不必等待分配内存。它可以显著地加快那些进行很多分配和回收的多线程进程的速度。在参考资料部分中，有一篇描述该实现的文章。众多可用的分配程序中最有名的就是上述这些分配程序。如果您的程序有特别的分配需求，那么您可能更愿意编写一个定制的能匹配您的程序内存分配方式的分配程序。不过，如果不熟悉分配程序的设计，那么定制分配程序通常会带来比它们解决的问题更多的问题。要获得关于该主题的适当的介绍，请参阅 Donald Knuth 撰写的 The Art of Computer Programming Volume 1: Fundamental Algorithms 中的第 2.5 节“Dynamic Storage Allocation”（请参阅参考资料中的链接）。它有点过时，因为它没有考虑虚拟内存环境，不过大部分算法都是基于前面给出的函数。在 C++ 中，通过重载 operator new()，您可以以每个类或者每个模板为单位实现自己的分配程序。在 Andrei Alexandrescu 撰写的 Modern C++ Design 的第 4 章（“Small Object Allocation”）中，描述了一个小对象分配程序（请参阅参考资料中的链接）。基于 malloc() 的内存管理的缺点不只是我们的内存管理器有缺点，基于 malloc() 的内存管理器仍然也有很多缺点，不管您使用的是哪个分配程序。对于那些需要保持长期存储的程序使用 malloc() 来管理内存可能会非常令人失望。如果您有大量的不固定的内存引用，经常难以知道它们何时被释放。生存期局限于当前函数的内存非常容易管理，但是对于生存期超出该范围的内存来说，管理内存则困难得多。而且，关于内存管理是由进行调用的程序还是由被调用的函数来负责这一问题，很多 API 都不是很明确。因为管理内存的问题，很多程序倾向于使用它们自己的内存管理规则。C++ 的异常处理使得这项任务更成问题。有时好像致力于管理内存分配和清理的代码比实际完成计算任务的代码还要多！因此，我们将研究内存管理的其他选择。半自动内存管理策略引用计数引用计数是一种半自动（semi-automated）的内存管理技术，这表示它需要一些编程支持，但是它不需要您确切知道某一对象何时不再被使用。引用计数机制为您完成内存管理任务。在引用计数中，所有共享的数据结构都有一个域来包含当前活动“引用”结构的次数。当向一个程序传递一个指向某个数据结构指针时，该程序会将引用计数增加 1。实质上，您是在告诉数据结构，它正在被存储在多少个位置上。然后，当您的进程完成对它的使用后，该程序就会将引用计数减少 1。结束这个动作之后，它还会检查计数是否已经减到零。如果是，那么它将释放内存。这样做的好处是，您不必追踪程序中某个给定的数据结构可能会遵循的每一条路径。每次对其局部的引用，都将导致计数的适当增加或减少。这样可以防止在使用数据结构时释放该结构。不过，当您使用某个采用引用计数的数据结构时，您必须记得运行引用计数函数。另外，内置函数和第三方的库不会知道或者可以使用您的引用计数机制。引用计数也难以处理发生循环引用的数据结构。要实现引用计数，您只需要两个函数 —— 一个增加引用计数，一个减少引用计数并当计数减少到零时释放内存。一个示例引用计数函数集可能看起来如下所示：清单 9. 基本的引用计数函数 /* Structure Definitions*/ /* Base structure that holds a refcount */ struct refcountedstruct { int refcount; } /* All refcounted structures must mirror struct * refcountedstruct for their first variables */ /* Refcount maintenance functions */ /* Increase reference count */ void REF(void *data) { struct refcountedstruct *rstruct; rstruct = (struct refcountedstruct *) data; rstruct->refcount++; } /* Decrease reference count */ void UNREF(void *data) { struct refcountedstruct *rstruct; rstruct = (struct refcountedstruct *) data; rstruct->refcount--; /* Free the structure if there are no more users */ if(rstruct->refcount == 0) { free(rstruct); } } REF 和 UNREF 可能会更复杂，这取决于您想要做的事情。例如，您可能想要为多线程程序增加锁，那么您可能想扩展 refcountedstruct，使它同样包含一个指向某个在释放内存之前要调用的函数的指针（类似于面向对象语言中的析构函数 —— 如果您的结构中包含这些指针，那么这是必需的）。当使用 REF 和 UNREF 时，您需要遵守这些指针的分配规则： UNREF 分配前左端指针（left-hand-side pointer）指向的值。 REF 分配后左端指针（left-hand-side pointer）指向的值。在传递使用引用计数的结构的函数中，函数需要遵循以下这些规则：在函数的起始处 REF 每一个指针。在函数的结束处 UNREF 第一个指针。以下是一个使用引用计数的生动的代码示例：清单 10. 使用引用计数的示例 /* EXAMPLES OF USAGE */ /* Data type to be refcounted */ struct mydata { int refcount; /* same as refcountedstruct */ int datafield1; /* Fields specific to this struct */ int datafield2; /* other declarations would go here as appropriate */ }; /* Use the functions in code */ void dosomething(struct mydata *data) { REF(data); /* Process data */ /* when we are through */ UNREF(data); } struct mydata *globalvar1; /* Note that in this one, we don't decrease the * refcount since we are maintaining the reference * past the end of the function call through the * global variable */ void storesomething(struct mydata *data) { REF(data); /* passed as a parameter */ globalvar1 = data; REF(data); /* ref because of Assignment */ UNREF(data); /* Function finished */ } 由于引用计数是如此简单，大部分程序员都自已去实现它，而不是使用库。不过，它们依赖于 malloc 和 free 等低层的分配程序来实际地分配和释放它们的内存。在 Perl 等高级语言中，进行内存管理时使用引用计数非常广泛。在这些语言中，引用计数由语言自动地处理，所以您根本不必担心它，除非要编写扩展模块。由于所有内容都必须进行引用计数，所以这会对速度产生一些影响，但它极大地提高了编程的安全性和方便性。以下是引用计数的益处：实现简单。易于使用。由于引用是数据结构的一部分，所以它有一个好的缓存位置。不过，它也有其不足之处：要求您永远不要忘记调用引用计数函数。无法释放作为循环数据结构的一部分的结构。减缓几乎每一个指针的分配。尽管所使用的对象采用了引用计数，但是当使用异常处理（比如 try 或 setjmp()/longjmp()）时，您必须采取其他方法。需要额外的内存来处理引用。引用计数占用了结构中的第一个位置，在大部分机器中最快可以访问到的就是这个位置。在多线程环境中更慢也更难以使用。 C++ 可以通过使用智能指针（smart pointers）来容忍程序员所犯的一些错误，智能指针可以为您处理引用计数等指针处理细节。不过，如果不得不使用任何先前的不能处理智能指针的代码（比如对 C 库的联接），实际上，使用它们的后果通实比不使用它们更为困难和复杂。因此，它通常只是有益于纯 C++ 项目。如果您想使用智能指针，那么您实在应该去阅读 Alexandrescu 撰写的 Modern C++ Design 一书中的“Smart Pointers”那一章。内存池内存池是另一种半自动内存管理方法。内存池帮助某些程序进行自动内存管理，这些程序会经历一些特定的阶段，而且每个阶段中都有分配给进程的特定阶段的内存。例如，很多网络服务器进程都会分配很多针对每个连接的内存 —— 内存的最大生存期限为当前连接的存在期。Apache 使用了池式内存（pooled memory），将其连接拆分为各个阶段，每个阶段都有自己的内存池。在结束每个阶段时，会一次释放所有内存。在池式内存管理中，每次内存分配都会指定内存池，从中分配内存。每个内存池都有不同的生存期限。在 Apache 中，有一个持续时间为服务器存在期的内存池，还有一个持续时间为连接的存在期的内存池，以及一个持续时间为请求的存在期的池，另外还有其他一些内存池。因此，如果我的一系列函数不会生成比连接持续时间更长的数据，那么我就可以完全从连接池中分配内存，并知道在连接结束时，这些内存会被自动释放。另外，有一些实现允许注册清除函数（cleanup functions），在清除内存池之前，恰好可以调用它，来完成在内存被清理前需要完成的其他所有任务（类似于面向对象中的析构函数）。要在自己的程序中使用池，您既可以使用 GNU libc 的 obstack 实现，也可以使用 Apache 的 Apache Portable Runtime。GNU obstack 的好处在于，基于 GNU 的 Linux 发行版本中默认会包括它们。Apache Portable Runtime 的好处在于它有很多其他工具，可以处理编写多平台服务器软件所有方面的事情。要深入了解 GNU obstack 和 Apache 的池式内存实现，请参阅参考资料部分中指向这些实现的文档的链接。下面的假想代码列表展示了如何使用 obstack：清单 11. obstack 的示例代码 #include #include /* Example code listing for using obstacks */ /* Used for obstack macros (xmalloc is a malloc function that exits if memory is exhausted */ #define obstack_chunk_alloc xmalloc #define obstack_chunk_free free /* Pools */ /* Only permanent allocations should go in this pool */ struct obstack *global_pool; /* This pool is for per-connection data */ struct obstack *connection_pool; /* This pool is for per-request data */ struct obstack *request_pool; void allocation_failed() { exit(1); } int main() { /* Initialize Pools */ global_pool = (struct obstack *) xmalloc (sizeof (struct obstack)); obstack_init(global_pool); connection_pool = (struct obstack *) xmalloc (sizeof (struct obstack)); obstack_init(connection_pool); request_pool = (struct obstack *) xmalloc (sizeof (struct obstack)); obstack_init(request_pool); /* Set the error handling function */ obstack_alloc_failed_handler = &allocation_failed; /* Server main loop */ while(1) { wait_for_connection(); /* We are in a connection */ while(more_requests_available()) { /* Handle request */ handle_request(); /* Free all of the memory allocated * in the request pool */ obstack_free(request_pool, NULL); } /* We're finished with the connection, time * to free that pool */ obstack_free(connection_pool, NULL); } } int handle_request() { /* Be sure that all object allocations are allocated * from the request pool */ int bytes_i_need = 400; void *data1 = obstack_alloc(request_pool, bytes_i_need); /* Do stuff to process the request */ /* return */ return 0; } 基本上，在操作的每一个主要阶段结束之后，这个阶段的 obstack 会被释放。不过，要注意的是，如果一个过程需要分配持续时间比当前阶段更长的内存，那么它也可以使用更长期限的 obstack，比如连接或者全局内存。传递给 obstack_free() 的 NULL 指出它应该释放 obstack 的全部内容。可以用其他的值，但是它们通常不怎么实用。使用池式内存分配的益处如下所示：应用程序可以简单地管理内存。内存分配和回收更快，因为每次都是在一个池中完成的。分配可以在 O(1) 时间内完成，释放内存池所需时间也差不多（实际上是 O(n) 时间，不过在大部分情况下会除以一个大的因数，使其变成 O(1)）。可以预先分配错误处理池（Error-handling pools），以便程序在常规内存被耗尽时仍可以恢复。有非常易于使用的标准实现。池式内存的缺点是：内存池只适用于操作可以分阶段的程序。内存池通常不能与第三方库很好地合作。如果程序的结构发生变化，则不得不修改内存池，这可能会导致内存管理系统的重新设计。您必须记住需要从哪个池进行分配。另外，如果在这里出错，就很难捕获该内存池。垃圾收集垃圾收集（Garbage collection）是全自动地检测并移除不再使用的数据对象。垃圾收集器通常会在当可用内存减少到少于一个具体的阈值时运行。通常，它们以程序所知的可用的一组“基本”数据 —— 栈数据、全局变量、寄存器 —— 作为出发点。然后它们尝试去追踪通过这些数据连接到每一块数据。收集器找到的都是有用的数据；它没有找到的就是垃圾，可以被销毁并重新使用这些无用的数据。为了有效地管理内存，很多类型的垃圾收集器都需要知道数据结构内部指针的规划，所以，为了正确运行垃圾收集器，它们必须是语言本身的一部分。收集器的类型复制（copying）：这些收集器将内存存储器分为两部分，只允许数据驻留在其中一部分上。它们定时地从“基本”的元素开始将数据从一部分复制到另一部分。内存新近被占用的部分现在成为活动的，另一部分上的所有内容都认为是垃圾。另外，当进行这项复制操作时，所有指针都必须被更新为指向每个内存条目的新位置。因此，为使用这种垃圾收集方法，垃圾收集器必须与编程语言集成在一起。标记并清理（Mark and sweep）：每一块数据都被加上一个标签。不定期的，所有标签都被设置为 0，收集器从“基本”的元素开始遍历数据。当它遇到内存时，就将标签标记为 1。最后没有被标记为 1 的所有内容都认为是垃圾，以后分配内存时会重新使用它们。增量的（Incremental）：增量垃圾收集器不需要遍历全部数据对象。因为在收集期间的突然等待，也因为与访问所有当前数据相关的缓存问题（所有内容都不得不被页入（page-in）），遍历所有内存会引发问题。增量收集器避免了这些问题。保守的（Conservative）：保守的垃圾收集器在管理内存时不需要知道与数据结构相关的任何信息。它们只查看所有数据类型，并假定它们可以全部都是指针。所以，如果一个字节序列可以是一个指向一块被分配的内存的指针，那么收集器就将其标记为正在被引用。有时没有被引用的内存会被收集，这样会引发问题，例如，如果一个整数域中包含一个值，该值是已分配内存的地址。不过，这种情况极少发生，而且它只会浪费少量内存。保守的收集器的优势是，它们可以与任何编程语言相集成。 Hans Boehm 的保守垃圾收集器是可用的最流行的垃圾收集器之一，因为它是免费的，而且既是保守的又是增量的，可以使用 --enable-redirect-malloc 选项来构建它，并且可以将它用作系统分配程序的简易替代者（drop-in replacement）（用 malloc/free 代替它自己的 API）。实际上，如果这样做，您就可以使用与我们在示例分配程序中所使用的相同的 LD_PRELOAD 技巧，在系统上的几乎任何程序中启用垃圾收集。如果您怀疑某个程序正在泄漏内存，那么您可以使用这个垃圾收集器来控制进程。在早期，当 Mozilla 严重地泄漏内存时，很多人在其中使用了这项技术。这种垃圾收集器既可以在 Windows? 下运行，也可以在 UNIX 下运行。垃圾收集的一些优点：您永远不必担心内存的双重释放或者对象的生命周期。使用某些收集器，您可以使用与常规分配相同的 API。其缺点包括：使用大部分收集器时，您都无法干涉何时释放内存。在多数情况下，垃圾收集比其他形式的内存管理更慢。垃圾收集错误引发的缺陷难于调试。如果您忘记将不再使用的指针设置为 null，那么仍然会有内存泄漏。结束语一切都需要折衷：性能、易用、易于实现、支持线程的能力等，这里只列出了其中的一些。为了满足项目的要求，有很多内存管理模式可以供您使用。每种模式都有大量的实现，各有其优缺点。对很多项目来说，使用编程环境默认的技术就足够了，不过，当您的项目有特殊的需要时，了解可用的选择将会有帮助。下表对比了本文中涉及的内存管理策略。表 1. 内存分配策略的对比策略分配速度回收速度局部缓存易用性通用性实时可用SMP 线程友好定制分配程序取决于实现取决于实现取决于实现很难无取决于实现取决于实现简单分配程序内存使用少时较快很快差容易高否否 GNU malloc中快中容易高否中 Hoard 中中中容易高否是引用计数 N/A N/A 非常好中中是（取决于 malloc 实现）取决于实现池中非常快极好中中是（取决于 malloc 实现）取决于实现垃圾收集中（进行收集时慢）中差中中否几乎不增量垃圾收集中中中中中否几乎不增量保守垃圾收集中中中容易高否几乎不 ii) Go back to step 4 posted on Saturday, November 26, 2005 5:35 PM Feedback No comments posted yet. 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摘自：http://mbstudio.spaces.live.com/blog/cns!C898C3C40396DC11!955.entry 2007/1/30 oSIP协议栈(及eXoSIP,Ortp等)使用入门（原创更新中）（CopyLeft by Meineson | www.mbstudio.cn，原创文章，欢迎转载，但请保留出处说明！）本文档最新版本及文中提到的相关源码及VC6工程文件请在本站找，嘿嘿~~ （首页的SkyDriver公开文件夹中，可能需要用代理才能正常访问该空间——空间绝对稳定，不会丢失文件！） (最近工作重心不在SIP开发，SO本文档也没有机会更新，有技术问题也请尽量咨询他人，本人不一定能及时回复。) 　　一直没空仔细研究下oSIP，最近看到其版本已经到了3.x版本，看到网上的许多帮助说明手册都过于陈旧，且很多文档内容有点误人子弟的嫌疑～～　　Ｌｉｎｕｘ下ｏＳＩＰ的编译使用应该是很简单的，其Ｉｎｓｔａｌｌ说明文档里也介绍的比较清楚，本文主要就ｏＳＩＰ在Ｗｉｎｄｏｗｓ平台下ＶＣ６．０开发环境下的使用作出描述。　　虽然ｏＳＩＰ的开发人员也说明了，ｏＳＩＰ只使用了标准Ｃ开发库，但许多人在Ｗｉｎｄｏｗｓ下使用ｏＳＩＰ时，第一步就被卡住了，得不到ｏＳＩＰ的ＬＩＢ库和ＤＬＬ库，也就没有办法将ｏＳＩＰ使用到自己的程序中去，所以第一步，我们将学习如何得到ｏＳＩＰ的静态和动态链接库，以便我们自己的程序能够使用它们来成功编译和执行我们的程序。第一阶段：－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－　　先创建新工程，网上许多文档都介绍创建一个Ｗｉｎ３２动态链接库工程，我们这里也一样，创建一个空白的工程保存。　　同样，将ｏＳＩＰ２版本３．０．１ src目录下的Ｏｓｉｐｐａｒｓｅｒ２目录下的所有文件都拷到我们刚创建的工程的根目录下，在ＶＣ６上操作：Ｐｒｏｊｅｃｔ－Ａｄｄ　Ｔｏ　Ｐｒｏｊｅｃｔ－Ｆｉｌｅｓ　　将所有的源程序和头文件都加入到工程内，保存工程。　　这时，我们可以尝试编译一下工程，你会得到许多错误提示信息，其内容无非是找不到osipparser2/xxxxx.h头文件之类。　　处理：在Ｌｉｎｕｘ下，我们一般是将头文件，ｌｉｂ库都拷到/usr/inclue;/usr/lib之类的目录下，ｃ源程序里直接写#include 时，能直接去找到它们，在ＶＣ里，同样的，最简单的方法就是将ｏＳＩＰ２源码包中的Ｉｎｃｌｕｄｅ目录下的 osipparser2目录直接拷到我们的Ｗｉｎｄｏｗｓ下默认包含目录即可，这个目录在ＶＣ６的Ｔｏｏｌ－Ｏｐｔｉｏｎｓ－Ｄｉｒｅｃｔｏｒｉｅｓ里设置，（当然，如果你知道这一步，也可以不用拷贝文件，直接在这里把ｏＳＩＰ源码包所在目录加进来就可以了），默认如果装在Ｃ盘，目录则为 C:\Program Files\Microsoft Visual Studio\VC98\Include。　　这时，我们再次编译我们的工程，顺利编译，生成osipparser2.dll，这时，网上很多文档里可能直接就说，这一步也会生成libs目录，里面里osipparser2.lib文件，但我们这里没有生成：）　　最简单的方法，不用深究，直接再创建一个工程，同上述创建动态链接库方法，创建一个Ｗｉｎ３２静态链接库工程，直接编译，即可得到osipparser2.lib。－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－　　上面，我们得到了Ｏｓｉｐ的解析器开发库，下面再编译完整的Ｏｓｉｐ协议栈开发库，同样照上述方法，分别创建动态链接库工程和静态链接库工程，只是要拷的文件换成src下的osip目录下文件和include下的osip目录，得到osip2.dll和osip2.lib。　　在编译osip2.dll这一步可能会再次得到错误，内容含义是找不到链接库，所以，我们要把前面编译得到的osipparser2.lib也拷到osip工程目录下，并在ＶＣ６中操作：　　Ｐｒｏｊｅｃｔ－Ｓｅｔｔｉｎｇ－Ｌｉｎｋ中的Ｏｂｊｅｃｔ／Ｌｉｂｒａｒｙ　Ｍｏｄｕｌｅｓ： kernel32.lib user32.lib ... xxx.lib之类的内容最后增加: osipparser2.lib 　　保存工程后再次编译，即可成功编译osip2.dll。－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－　　至此，我们得到了完整的ｏＳＩＰ开发库，使用时，只需在我们的程序里包含ｏＳＩＰ的头文件，工程的链接参数里增加osipparser2.lib和osip2.lib即可。－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－　　下面我们验证一下我们得到的开发库，并大概了解一下ＯＳＩＰ的语法规范。　　在VC里创建win32控制台程序工程，将libosip源码包的SRC目录下的Test目录内的C源程序随便拷一个到工程时，直接编译（工程设置里照前文方法在link选项里增加osip2.lib,osipparser2.lib引用我们之前成功编译得到的静态库文件）就可以运行（带参数运行，参数一般为一个文本文件，同样从Test目录的res目录里拷一个与源文件同名的纯文本文件到工程目录下即可）。　　该目录下的若干文件基本上是测试了Osip的一些基本功能函数，例如URI解析之类，可以大概了解一下oSIP的语法规范和调用方法，同时也能校验一下之前编译的OSIP开发库能否正常使用，成功完成本项工作后，可以进入下一步具体的oSIP的使用学习了。－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－　　由于ｏＳＩＰ是比较底层的ＳＩＰ协议栈实现，新手较难上手，而官方的示例大都是一些伪代码，需要有实际的例子程序参考学习，而最好的例子就是同样官方发布的ｏＳＩＰ的扩展开发库exosip２，使用ｅｘｏＳＩＰ可以很方便地快速创建一个完整的ＳＩＰ程序（只针对性地适用于SIP终端开发用，所以我们这里只是用它快速开发一个SIP终端，用来更方便地学习oSIP，要想真正掌握SIP的开发，需要掌握oSIP并熟读RFC文档才行，exoSIP不是我们的最终学习目的），通过成功编译运行一个自己动手开发出的程序，再由浅入深应该是初学都最好的学习方法通过对使用exosip开发库的使用创建自己的ＳＩＰ程序，熟悉后再一个函数一个函数地深入学习exosip提供的接口函数，就可以深入理解osip 了，达到间接学习ｏＳＩＰ的目的，同时也能从eXoSIP中学习到正确使用ｏＳＩＰ的良好的编程风格和语法格式。　　而要成功编译ＥｘｏＳＩＰ，似乎许多人被难住了，直接在ＸＰ－ｓｐ２上，用ＶＣ６，虽然你使用了ｅＸｏＳＩＰ推荐的winsock2.h，但是会得到一个 sockaddr_storage结构不能识别的错误，因为vc6自带的开发库太古董了，需要升级系统的Ｐｌａｔｆｏｒｍ　ＳＤＫ，下载地址如下： http://www.microsoft.com/msdownl ... PSP2FULLInstall.htm（ＶＣ６的支持已经停止，这是ＶＣ６能使用的最新ＳＤＫ）　　成功安装后编译前需加OSIP_MT宏，以启用线程库，否则在程序中使用eXoSIP库时会出错，而编译时也会得到许多函数未定义的Warning提示，编译得到exosip2.lib供我们使用，当然，在此之前需要成功编译了osip2和osipparser2，而在之后的实际使用时，发现ｏＳＩＰ也需要增加ＯＳＩＰ＿ＭＴ宏，否则ＯＳＩＰ＿ＭＴ调用ｏＳＩＰ的线程库时会出错，所以我们需要重新编译ｏＳＩＰ了：），因为ｅＸｏｓｉｐ是基于ｏＳＩＰ的（同上方式创建静态和动态链接库工程，并需在Ｌｉｎｋ中手工添加ｏＳＩＰ和ｏＳＩＰｐａｒｓｅｒ的lib库）。－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－　　创建新工程，可以是任意工程，我们从最简单的Ｗｉｎ３２控制台程序开始，为了成功使用ｏＳＩＰ，我们需要引用相关库，调用相关头文件，经过多次试验，发现需要引用如下的库： exosip2.lib osip2.lib osipparser2.lib WSock32.Lib IPHlpApi.Lib WS2_32.Lib Dnsapi.lib 　　其中，除了我们上面编译得到的三个oSIP库外，其它库都是系统库，其中有一些是新安装的Ｐｌａｔｆｏｒｍ　ＳＤＫ所新提供的。　　至此，我们有了一个简单的开发环境了，可以充分利用网上大量的以ｏＳＩＰ为基础的代码片段和官方说明文档开始具体函数功能的测试和使用了：）－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－　　我们先进行一个简单的纯ＳＩＰ信令（不带语音连接建立）的ＵＡＣ的ＳＩＰ终端的程序开发的试验（即一个只能作为主叫不能作为被叫的的ＳＩＰ软电话模型），我们创建一个ＭＦＣ应用程序，对话框模式，照上面的说明，设置工程包含我们上面得到的ｏＳＩＰ的相关开发库及ＳＤＫ的一些开发库，并且由于默认ＬＩＢＣ的冲突，需要排除MSVCRT[D]开发库（其中Ｄ代表Ｄｅｂｕｇ模式下，没有Ｄ表示Ｒｅｌｅａｓｅ模式下），直接使用ｅＸｏｓｉｐ的几个主要函数就可以创建一个基本的ＳＩＰ软电话模型。　　其主要流程为：　　初始化ｅＸｏｓｉｐ库－启动事件监听线程－向ＳＩＰ　Ｐｒｏｘｙ注册－向某ＳＩＰ终端（电话号码）发起呼叫－建立连接－结束连接　　初始化代码： int ret = 0; ret = eXosip_init (); eXosip_set_user_agent("##YouToo0.1"); if(0 != ret) { AfxMessageBox("Couldn't initialize eXosip!\n"); return false; } ret = eXosip_listen_addr (IPPROTO_UDP, NULL, 0, AF_INET, 0); if(0 != ret) { eXosip_quit (); AfxMessageBox("Couldn't initialize transport layer!\n"); return false; } 　　启动事件监听线程： AfxBeginThread(sip_uac,(void *)this); 　　向ＳＩＰ　Ｐｒｏｘｙ注册： eXosip_clear_authentication_info(); eXosip_add_authentication_info(uname, uname, upwd, "md5", NULL); real_send_register(30);　　/* 自定义函数代码请见源码 */ 　　发起呼叫（构建假的ＳＤＰ描述，实际软电话使用它构建ＲＴＰ媒体连接）： osip_message_t *invite = NULL; /* 呼叫发起消息体 */ int i = eXosip_call_build_initial_invite (&invite, dest_call, source_call, NULL, "## YouToo test demo!"); if (i != 0) { AfxMessageBox("Intial INVITE failed!\n"); } char localip[128]; eXosip_guess_localip (AF_INET, localip, 128); snprintf (tmp, 4096, "v=0\r\n" "o=josua 0 0 IN IP4 %s\r\n" "s=conversation\r\n" "c=IN IP4 %s\r\n" "t=0 0\r\n" "m=audio %s RTP/AVP 0 8 101\r\n" "a=rtpmap:0 PCMU/8000\r\n" "a=rtpmap:8 PCMA/8000\r\n" "a=rtpmap:101 telephone-event/8000\r\n" "a=fmtp:101 0-11\r\n", localip, localip, "9900"); osip_message_set_body (invite, tmp, strlen(tmp)); osip_message_set_content_type (invite, "application/sdp"); eXosip_lock (); i = eXosip_call_send_initial_invite (invite); eXosip_unlock (); 　　挂断或取消通话： int ret; ret = eXosip_call_terminate(call_id, dialog_id); if(0 != ret) { AfxMessageBox("hangup/terminate Failed!"); } 　　可以看到非常简单，再借助于ｏＲＴＰ和Ｍｅｄｉａｓｔｒｅａｍｅｒ开发库，来快速为我们的ＳＩＰ软电话增加ＲＴＰ和与系统语音ＡＰＩ接口交互及语音编码功能，即可以快速开发出一个可用的ＳＩＰ软电话，关于ｏＲＴＰ和Ｍｅｄｉａｓｔｒｅａｍｅｒ的相关介绍不是本文重点，将在有空的时候考虑增加相应使用教程，文章前提到的地方可以下载基本可用的完整ＳＩＰ软电话的ＶＣ源码工程文件供参考使用，完全ＣｏｐｙＬｅｆｔ，欢迎转载，但请在转载时注明作者信息，谢谢！第二阶段：－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－　　得到了一个ＳＩＰ软电话模型后，我们可以根据软电话的实际运行表现（结合用Ethereal抓包分析）来进行代码的分析，以达到利用eXoSIP来辅助我们学习ｏＳＩＰ的最终目的（如要快速开发一个可用的ＳＩＰ软电话，请至前面提到的论坛去下载使用ｏＲＴＰ和Ｍｅｄｉａｓｔｒｅａｍｅｒ快速搭建的一个基本完整可用的ＳＩＰ软电话##YouToo 0.1版本的ＶＣ源码工程文件作参考）。　　现在从eXosip的初始化函数开始入手，来分析oSIP的使用，这是第二阶段，第三阶段就是深入学习oSIP的源码了，但大多数情况下应该没有必要了，因为在第二阶段就有部分涉及到第三阶段的工作了，而且ｏＳＩＰ的源码也就大多是一些ＳＩＰ数据的语法解析和状态机的实现，能深入理解了ＳＩＰ协议后，这些只是一种实现方式，没必要完全去接受，而是可以用自己的方式和风格来实现一套，比如，更轻量化更有适用目的性的方式，ｏＳＩＰ则只起参考作用了。　　eXosip_init()是ｅＸｏｓｉｐ的初始化函数，我们来看看它的内部实现: 　　首行是定义的　osip_t *osip，这在oSIP的官方手册里我们看到，所有使用oSIP的程序都要在最开始处声明一个osip_t的指针，并使用 osip_init(&osip)来初始化这个指针，销毁这个资源使用osip_release(osip)即可。　　我们可以在代码中看到很多OSIP_TRACE，这是调试输出宏调用了函数osip_trace，可以用ENABLE_TRACE宏来打开调试以方便我们开发调试。　　其它就是很多的eXosip_t的全局变量eXosip的一些初始化操作，包括最上面的memset (&eXosip, 0, sizeof (eXosip))完全清空和下面的类似eXosip.user_agent = osip_strdup ("eXosip/" EXOSIP_VERSION)的exosip变量的一些初始值设置，其中有一个eXosip.j_stop_ua = 0应该是一个状态机开关，后面可以看到很多代码检测这个变量来决定是否继续流程处理，默认置成了0表示现在exosip的处理流程是就绪的，即ua是 not stop的。　　　　osip_set_application_context (osip, &eXosip)是比较有意思的，它让下面的eXosip_set_callbacks (osip)给osip设置大量的回调函数时，能让osip能访问到eXosip这个全局变量中设置的大量程序运行时交互的信息，相当于我们在ＶＣ下开启一个线程时，给线程传入的一个ｖｏｉｄ指针指向我们的ＭＦＣ应用程序的当前dialog对象实例，可以用void *osip_get_application_context (osip_t * osip)这个函数来取出指针来使用，不过好象exosip中并没有用到它，可能是留给个人自已扩展的吧:) 　　　　还能看到初始化代码前面有一段ＷＩＮ３２平台下的ＳＯＣＫ的初始化代码，可以知道eXosip是用的原生的winsock api函数，也就是我们可能以前学过的用VC和WINAPI写sock程序时(不是ＭＦＣ)，用到的那段ＳＯＣＫ初始代码，还有一段有意思的代码，就是 jpipe()函数，它们返回的是一个管道，一个有２个整型数值的数组（一个进一个出），查看其代码发现，非WIN32平台是直接使用的pipe系统函数，而ＷＩＮ３２下则是用一对ＴＣＰ的本地ＳＯＣＫ连接来模拟的管道，一个ＳＯＣＫ写一个ＳＯＣＫ读，这段代码是比较有参考价值的：） j = 50; while (aport++ && j-- > 0) { 　　raddr.sin_port = htons ((short) aport); 　　if (bind (s, (struct sockaddr *) &raddr, sizeof (raddr)) transactionid)); } 　　即，只是打印一下调试，并没有完整实现什么功能，我们学习时，完全可以用相同的方法，定义一大堆回调函数，并不忙想怎么完全实现，先都是只打印一下调试信息，看具体的应用逻辑根据抓包测试分析和看调试看程序走到了哪一步，调用了哪一个回调，来明白具体回调函数要实现什么用途，再来实现代码就方便多了，当然，如果看透了ＲＦＣ文档，应该从字面就能知道各个回调函数的用途了，这是后话，不是谁都能快速完全看懂ＲＦＣ的，所以我们要参考eXosip：）　　　　我们对其中的重要的回调函数进行逐个的分析：　　－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－　　osip_set_cb_send_message (osip, &cb_snd_message)　ＳＩＰ消息发送回调函数　　这个函数可能是最重要的回调函数之一，消息发送，包括请求消息和回应消息，一般情况下，状态机的状态就是由它控制的，发起一个消息初始化一个状态机，回应一个消息对状态机修改，终结消息发送结束状态机…… 　　看cb_snd_message的函数实现，要以发现，其主要代码是对参数中的要发送的消息osip_message_t * sip进行分析，找出消息要发送的真实char *host,int port的值（这些参数可以省略，但要发送消息肯定需要host和port，所以要从sip中解析），最后根据sip中解析出的传输方式是TCP还是 UDP选择最终进行消息发送处理的函数cb_udp_snd_message，cb_tcp_snd_message处理（它们的参数一致，即本函数只是补全一些省略的参数并对消息进行合法性检查）。　　**毕竟eXosip是一个通用的开发库，它考虑了要支持TCP,UDP,TCPs,IPV4,IPV6，WIN32,*nix,WINCE等等多样化的复杂环境，所以，我们可以略过我们暂时不需要的部分，比如，ＩＰＶ６相关的代码实现等。　　　　由于我们大多数情况下ＳＩＰ是用的ＵＤＰ，所以先来看一下cb_udp_snd_message的实现，它从全局变量exosip中获取可用的 sock，并尽最大能力解析出host和port（？？难道前面的函数还不够解析彻底？？如最终仍无port信息则默认设置为5060），使用 osip_message_to_str (sip, &message, &length)函数将要发送的格式化的ＳＩＰ消息转换成能用ＳＯＣＫ传输的简单数据并发送即完成消息发送，代码中有许多复杂的环境探测和错误控制等等等等，我们可以暂时不用过多关注，可以继续向下，结尾处有一个keeplive相关代码，从代码字面分析，可能是ＳＩＰ的Register消息的自动重发相关代码，可以在后面再细化分析。　　cb_tcp_snd_essage的函数实现要比上文的udp的实现简单很多，主要是环境探测错误控制方面，因为毕竟tcp是稳定连接的，对比一下代码，可以看到主要流程还是将ＳＩＰ消息转换后，发送到从ＳＩＰ消息中解析出的host和port对应的目标。　　　　看完两个函数，可以知道，eXosip需要有两个sock，是一个数组，0是给ＵＤＰ用的，１是给ＴＣＰ用的，要用ＳＯＣＫ当然要初始化，就是下文要介绍的eXosip的网络相关的初始化了，上面的exosip_init可以看成是这个开发库的系统初始化吧：）　　　至些，我们应该知道了ｏＳＩＰ开发的ＳＩＰ应用程序的消息是从哪里发出的吧，对了，就是从这个回调函数里，所谓万事开头难，就象开发ＷＩＮ３２应用程序时，找到了ＷＩＮ３２程序的main函数入口下面的工作就好办了，下面就都是为一些事件消息开发对应的处理函数而已了：）　　osip_set_kill_transaction_callback　事务终结回调函数　　对应ＩＣＴ，ＩＳＴ，ＮＩＣＴ，ＮＩＳＴ客户/服务器注册/非注册事务状态机的终结，主要是使用osip_remove_transaction (eXosip.j_osip, tr)将当前tr事务删除，再加上一系列的清理工作，其中，NICT即客户端的非Ｉｎｖｉｔｅ事务的清理比较复杂一些，要处理的内容也比较多，可以根据实际应用的情况进行有必要的清理工作：）　　cb_transport_error　传输失败处理回调　　对应于上面说到的四种事务状态机，如果它们在处理时失败，则在这时进行统一处理。　　从代码可知，只是在NOTIFY,SUBSCRIBE,OPTION操作失败才进行处理，其它错误可直接忽略。　　osip_set_message_callback　消息发送处理回调　　根据type不同，表示不同的消息发送状态　　OSIP_XXX_AGAIN 重发相关消息　　OSIP_ICT_INVITE_SENT 发起呼叫　　OSIP_ICT_ACK_SENT　ＡＣＫ回应　　OSIP_NICT_REGISTER_SENT　发起注册　　OSIP_NICT_BYE_SENT　ＢＹＥ发出　　OSIP_NICT_CANCEL_SENT　Ｃａｎｃｅｌ发出　　OSIP_NICT_INFO_SENT，OSIP_NICT_OPTIONS_SENT，OSIP_NICT_SUBSCRIBE_SENT，OSIP_NICT_NOTIFY_SENT，OSIP_NICT_UNKNOWN_REQUEST_SENT 　　我们可以看到，eXosip没有对它们作任何处理，我们可以根据自己需要，比如，重发2xx消息前记录一下日志之类的，扩展一下retransmission的处理方式，发起Invite前记录一下通话日志等等。　　OSIP_ICT_STATUS_1XX_RECEIVED　uac收到1xx消息，一般是表示对端正在处理中，这时，主要是设置一下事务状态机的状态值，并对会话中的osip的一些参数根据返回值进行相应设置，里面有许多条件判断，但我们常用的一般是100,180,183的判断而已，暂时可以忽略里面复杂的判断代码。　　OSIP_ICT_STATUS_2XX_RECEIVED uac收到2xx消息，这里主要跟踪一下Register情况下的2xx，表示注册成功，这时会更新一下exosip的注册字段值，以便让eXosip能自动维护uac的注册，ＢＹＥ的２ｘｘ回应是终结消息，Invite的2xx回应，则主要是初始化一下会话相关的数据，表示已成功建立连接。　　其它４ｘｘ，５ｘｘ，６ｘｘ则分别是对应的处理，根据实现情况进行概要的查看即可。　　report_event (je, sip)是代码中用来进行事件处理的一个函数，跟踪后发现，其最终是使用了我们上文提到的ｊｐｉｐｅ管道，以便在状态机外实时观测状态机内的处理信息。　　　　OSIP_NIST_STATUS_XXX_SENT即对应于上面的uac的处理，这里是uas的对应的消息处理，相比较于uac简单一点。　　前面简单介绍了一下大量的回调函数及它们的概要处理逻辑，可能会比较混乱，暂时不用管它，只需要记得一个大概的形象，知道一个ＳＩＰ处理程序是通过osip_set_cb_send_message回调函数来实现真实地发送各种ＳＩＰ消息，并且ＳＩＰ的标准事务模型是由ｏＳＩＰ实现好了，我们只需要给不同的事务状态设置不同的回调处理函数来处理事务，具体的状态变化和内部逻辑不用管就可以了。　　下面来说一下消息处理回调函数用到的ＳＯＣＫ的初始化函数，即我们上面说的除了系统初始化外的网络初始化函数eXosip_listen_addr：　　从上文知道了，系统将初始化两个ＳＯＣＫ，一个ＵＤＰ一个ＴＣＰ，但查看代码发现还有第三个，ＴＣＰｓ的，但好象还不能实用，现在不管它，代码首先是根据传输是ＵＤＰ还是ＴＣＰ来设置对应的数组值，并且如果没有提供ＩＰ地址和端口号，系统会自动取出本机网络接口并创建可用的ＳＯＣＫ（http_port 的方式暂不用考虑）。　　ＳＯＣＫ初始化后，如何开始ＳＩＰ事务的呢？看到这个调用eXosip.j_thread = (void *) osip_thread_create (20000, _eXosip_thread, NULL)，对的，这里启用了一个线程，即，ｅＸｏｓｉｐ是调用ｏＳＩＰ的线程函数（没用系统提供的线程函数，是为了跨平台）进行事务处理的状态机逻辑是在一个线程中处理的，这样就明白了为什么一直没能看到顺序执行下来的程序启动代码了，接下去看，线程实际处理函数是_eXosip_thread，这里面的代码中，我们看到了上文提到的状态机控制开关变量while (eXosip.j_stop_ua == 0)，即，当j_stop_ua设置为1时，osip_thread_exit ()结束事务处理即程序终结，再接下去看，_eXosip_execute是最终的处理函数了，而且它在程序未终结情况下是一直逻辑在执行，注意，要启用ｏＳＩＰ的多线程宏OSIP_MT。　　　　看到_eXosip_execute的代码中有很多时间函数和变量，仔细看，除去一些控制代码，主要处理函数是eXosip_read_message (1, lower_tv.tv_sec, lower_tv.tv_usec)，即取出消息，1表示只取出一条消息，其代码量非常的大，但同样的，其中也许多的控制代码和错误检测代码，我们在查看时可以暂时忽略掉它们。　　eXosip_read_message读取消息时，即没有采用sock的block也没有用非block方式，而是采用了select方式，具体应用可查询fd_set相关文档。　　根据jpipe_read (eXosip.j_socketctl, buf2, 499)，我们可以估计，buf2中应该是保存的我们的控制管道的数据，具体作用至些还没有表现出来，应该是用来反映一些状态机内部的警示之类的信息，实际的ＳＩＰ的处理的状态机的数据是存放在buf中，使用_eXosip_recvfrom获取的，获取后sipevent = osip_parse (buf, i)解析，使用osip_find_transaction_and_add_event (eXosip.j_osip, sipevent)来查询事件对应的事务状态机，找到后就如同其注解所说明的，/* handled by oSIP ! */，即我们上文设置的那一大堆回调函数，至此，我们知道了整个ＳＩＰ应用所处理的大概流程了。　　如果没有找到事务状态机呢？直接丢弃吗？不是的，如果这是一个回应消息，但没有事务状态机处理它，那它是一个错误的，要进行清理后才能丢弃，而如果是一个请求，那更不能丢弃了，因为UAS事务状态机要由它来启动创建的(回应消息表示本地发出了请求消息，即ＵＡＣ行为，事务状态机应是由启动ＵＡＣ的代码初始化启动的)，整个逻辑应该是很简单的，但ｅＸｏｓｉｐ的实现代码却非常多，可见其花了非常多的精力在保证会话的稳定性和应付网络复杂情况上，我们可以对其进行大量的精简来构建满足我们需求的代码实现。　　先来看错误的回应消息的处理函数eXosip_process_response_out_of_transaction，可以看到其代码就是一大堆的赋值语句，XXX= NULL，即将一大堆的运行时变量清空，再调用osip_event_free清空事件，或者就是一些复杂的情况下，需要通过解析现在的运行时数据，从中分析出“可能”的正在等待回应的对端，并发送相关终结通知消息等等，可以根据实际需要进行简化。　　请求事件的处理 eXosip_process_newrequest，首先是对事件进行探测，MSG_IS_INVITE、MSG_IS_ACK、 MSG_IS_REQUEST……，对事件进行所属状态机分类，随后使用_eXosip_transaction_init (&transaction,(osip_fsm_type_t) tx_type,eXosip.j_osip, evt->sip)根据探测结果进行状态机初始化，实际调用的是osip_transaction_init，初始化后即将事件入状态机 osip_transaction_add_event (transaction, evt)，由状态机自动处理后调用相应回调函数处理逻辑了。当然，ｅＸｏｓｉｐ为方便快速开发ＳＩＰ终端应用，在下面又添加了许多自动化的处理代码，来和我们在回调函数中设置的处理代码相区分。　　线程调用的事件处理函数代码最后是 if (eXosip.keep_alive > 0) { 　　_eXosip_keep_alive (); } 　　这段代码印证了上文提到了，keep_alive是用来设置是否自动重新注册，由_eXosip_keep_alive函数来实现自动将eXosip全局变量中保存的注册消息解析后自动根据需要重新向ＳＩＰ服务器发起Ｒｅｇｉｓｔｅｒ注册。　　同样，因为注册消息发起是ＵＡＣ的行为，将它放在这里，可以看出来所有事件消息的事务状态机处理都是在这里，只不过这里只创建ＵＡＳ的事务状态机，ＵＡＣ的事务状态机的创建则要继续到下面找了，从我们的ＹｏｕＴｏｏ软电话代码中可知，发起呼叫和发起注册分别调用了 eXosip_call_send_initial_invite，eXosip_register_send_register这两个函数（另外用到的两个build函数则是分别构建这两个send函数要发送的ＳＩＰ消息），查看这两个函数可知，ＵＡＣ的事务处理状态机是在这里进行初始化的。　　eXosip_register_send_register中可以看到是_eXosip_transaction_init (&transaction, NICT, eXosip.j_osip, reg)初始化ＵＡＣ状态机，实际也同ＵＡＳ是调用的osip_transaction_init函数，同样使用 osip_transaction_add_event (transaction, sipevent)将事件入状态机，状态机随后将自动处理调用相应回调函数处理逻辑了。　　另有osip_new_outgoing_sipmessage(reg)，表示发送消息，到这里，我们应该可以理解，真实的发送操作，是要到由状态机处理后，调用了消息发送回调函数才真正地将注册消息发送出去的。　　同注册消息发送，它是ＮＩＣＴ状态机，呼叫消息的发送是ＩＣＴ，由eXosip_call_send_initial_invite处理，_eXosip_transaction_init (&transaction, ICT, eXosip.j_osip, invite)初始化了状态机，之前还有一个eXosip_call_init是用来初始化eXosip的一些参数的，暂时不管它，同样 osip_new_outgoing_sipmessage (invite)发送呼叫消息，但实际还是要状态机处理后调用消息发送回调函数真实发送呼叫请求函数的，osip_transaction_add_event (transaction, sipevent)则标准地，将事件入状态机，状态机将能处理随后的应用逻辑调用相应的回调函数了。　　好了，作了这么多的分析，我们了解了ｅＸｏｓｉｐ是怎样调用ｏＳＩＰ来形成被我能方便地再次调用的了，可以看到，为了实现最大限度的跨平台和兼容性，代码中有大量的测试代码，宏定义和错误再处理代码，看起来非常吃力，但了解了其主要的调用框架：　　初始化，回调函数设置，ＵＡＣ和ＵＡＳ事务处理状态机的启动，事件处理流程等，就可以基本明白了ｏＳＩＰ各个函数的主要作用和正确的用法了，下一步，可以参考ｅＸｏｓｉｐ来针对某个应用，去除掉大量暂时用不到的代码，来构建一个简单的ＳＩＰ软电话和ＳＩＰ服务器，来进一步深入ｏＳＩＰ学习应用了。　－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－ [下回预告：完全基于ｏＳＩＰ的软电话实现及ｏＳＩＰ进一步学习] （CopyLeft by Meineson | www.mbstudio.cn，原创文章，欢迎转载，但请保留出处说明！）附件为原作者提供的

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