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发信人: Ohoh (Linux), 信区: Linux
标 题: GCC HOWTO中译版V0.2 --- 4. 移植程式与编译程式
发信站: 荔园晨风BBS站 (Thu Nov 22 23:19:52 2001), 转信
4.1 gcc自行定义的符号
只要执行gcc时，附加 -v这个参数，就能找出你所用的这版gcc，自动帮你定义了
什麽符号。例如，我的机器看起来会像这样：
$ echo 'main(){printf("hello world\n");}' | gcc -E -v -
Reading specs from /usr/lib/gcc-lib/i486-box-linux/2.7.2/specs
gcc version 2.7.2
/usr/lib/gcc-lib/i486-box-linux/2.7.2/cpp -lang-c -v -undef
-D__GNUC__=2 -D__GNUC_MINOR__=7 -D__ELF__ -Dunix -Di386 -Dlinux
-D__ELF__ -D__unix__ -D__i386__ -D__linux__ -D__unix -D__i386
-D__linux -Asystem(unix) -Asystem(posix) -Acpu(i386)
-Amachine(i386) -D__i486__ -
假若你正在写的程式码会用到一些Linux独有的特性，那麽把那些无法移植的程式
码，以条件式编译的前置命令封括起来，可是个不错的主意呢！如下所示∶
#ifdef __linux__
/* ... funky stuff ... */
#endif /* linux */
用__linux__就可以达成目的；看仔细一点，不是linux喔。尽管linux也有定义，
毕竟，这个仍然不是POSIX的标准。
4.2 线上求助说明
gcc编译器参数的说明文件是gcc info page（在Emacs内，按下C-h i，然後选‘
gcc’的选项）。要是弄不出来，不是卖你CD-ROM的人没把这个东东压给你，不然
就是你现在用的是旧版的。遇到这种情况，最好的方法是移动尊臀到archive
ftp://prep.ai.mit.edu/pub/gnu或是它的mirrors站台，去把gcc的原始档案抓回
家，重新烹饪一番。
gcc manual page（gcc.1） 可以说是已经过时了，要是你吃饱了撑著没事干硬是
想看，它就会告诉你说别无聊了。
旗正飘飘
在命令列上执行gcc时，只要在它的屁股後面加上-On的选项，就能让gcc乖乖的替
你生出最佳编码的机器码。这里的n是一个可有可无的小整数，不同版本的gcc，n
的意义与其正确的功效都不一样，不过，典型的□围是从0（不要鸡婆，我不要最
佳编码。）变化到2（最佳编码要多一点。），再升级到3（最佳编码要再多一点，
多一点）。
gcc在其内部会将这些数字转译成一系列的-f与-m的选项。执行gcc时带上旗号-v与
-Q，你就能很清楚的看出每一种等级的-O是对应到那些选项。好比说，就-O2来讲
，我的gcc告诉会我说：
enabled: -fdefer-pop -fcse-follow-jumps -fcse-skip-blocks
-fexpensive-optimizations
-fthread-jumps -fpeephole -fforce-mem -ffunction-cse -finline
-fcaller-saves -fpcc-struct-return -frerun-cse-after-loop
-fcommon -fgnu-linker -m80387 -mhard-float -mno-soft-float
-mno-386 -m486 -mieee-fp -mfp-ret-in-387
要是你用的最佳编码等级高於你的编译器所能支援的（e.g. -O6），那麽它的效果
就跟你用你的编译器所能提供的最高等级的效果是一样的。说实在的，发行出去的
gcc程式码，用在编译时竟是如此处理这等问题，真的不是什麽好的构想。日後若
是有更进步的最佳编码方法具体整合到新的版本里，而你（或是你的users）还是
试著这样做的话，可能就会发现gcc会中断你的程式了。
从gcc 2.7.0升级到2.7.2的users应该注意一点，使用-O2时会有一个bug。更糟糕
的是，强度折减参数(strength reduction)居然没有用！要是你喜欢重新编译gcc
的话，是有那麽一个修正的版本可以更正这项错误；不然的话，一定要确定每次编
译时都有加上-fno-strength-reduce喔！
11/12/97译
有个性的微处理器
有一些-m的旗号十分有用处，但是却无法藉由各种等级的-O打开来使用。这之中最
重要的有是-m386和-m486这两种，用来告诉gcc该把正在编译的程式码视作专为
386或是486机器所写的。不论是用哪一种-m来编译程式码，都可以在彼此的机器上
执行，-m486编译出来的码会比较大，不过拿来在386的机器上跑也不会比较慢就是
了。
目前尚无-mpentium或是-m586的旗号。Linus建议我们可以用-m486
-malign-loops=2 -malign-jumps=2 -malign-functions=2来得到最佳编码的486程
式码，这样做正好就可以避免alignment（Pentium并不需要）有过大的gaps发生。
Michael Meissner说：
我的第六感告诉我，-mno-strength-reduce（嘿！要晓得我可不是在谈强度折减参
数的bug呀，那已经是另外一个争论的战场了。）一样也可以在x86的机器上产生较
快的程式码，这是因为x86的机器对暂存器有著不可磨灭的□渴在，而且GCC's
method of grouping registers into spill registers vs. other registers
doesn't help either。传统上，强度折减的结果会使得编译器去利用加法暂存器
以加法运算来取代乘法运算。事实上，我在怀疑-fcaller-saves可能也只是个漏洞
也说不定。
而我的第七感则再度的告诉我说，-fomit-frame-pointer可能会也可能不会有任何
的赚头。从这点来看，就是意谓著有另一个暂存器可以用来处理记忆体分配的问题
。另方面，若纯粹从x86的机器在转换它的指令集成为机器码的方法上来看，便意
谓著堆叠所用到的记忆体空间要比frame所用到的还要来得多；换句话说，Icache
对程式码而言并没有实质上的帮助，若是阁下用了-fomit-frame-pointer的话，同
时也是告诉编译器在每次呼叫函数之後，就必须修正堆叠的指标；然而，就frame
来讲，若呼叫的次数不多的话，则允许堆叠暂时堆积起来。
有关这方面主题的最後一段话仍是来自於Linus：
要注意的是，如果你想要得到最佳状况的执行效能，可千万别相信我的话。无论如
何，一定要进行测试。gcc编译器还有许多的参数可用，其中可能就有一种最特别
的组合，可以给你最佳编码的结果。
11/14/97译 5/15/98修正
Internal compiler error: cc1 got fatal signal 11
Signal 11是指 SIGSEGV，或者 ‘segmentation violation’。通常这是指 说
gcc对自己所用的指标感到困惑，而且还尝试著把资料写入不属於它的记忆体里。
所以，这可能是一个gcc的bug。 然而，大体而言，gcc是一支经过严密测试且可靠
度良好的软体佳作。它也用了大量复杂的资料结构与惊人的指标数量。简言之，若
是要评选本世纪最挑惕与最一丝不□的RAM测试程式，gcc绝对可以一摘后冠。假如
你无法重新复制这只bug---当你重新开始编译时，错误的讯息并没有一直出现在同
一个地方---那几乎可以确定,是你的硬体本身有问题(CPU,记忆体,主机板或是快取
记忆体).千万不要因为你的电脑可以通过开机程序的测试、或是Windows可以跑得
很顺、或者其它什麽的，就回过头来大肆宣传说这是gcc的一个bug；你所做的这些
测试动作，通常没有什麽实际上的价值，这是很合理的结论。另外，也不要因为编
译核心时，总是停留在‘make zImage’的阶段，就要大骂这是gcc的bug---当然它
会停在那儿啊！做‘make zImage’时，需要编译的档案可能就超过200档案；我们
正在研拟一个替代的方案。
如果你可以重覆产生这个bug，而且（最好是这样啦！）可以写一个短小的程式来
展示这只bug的话，你就可以把它做成bug报告，然後email给FSF，或者是
linux-gcc通信论坛。你可以去参考gcc的说明文件，看看有什麽详细的资讯,是他
们所需要的。
4.3 移植能力
据报，近日来许多正面的消息指出，若是有某件东东到现在都还没移植到Linux上
去，那麽可以肯定的是，它一定一点价值也没有。:-)
嗯！正经一点。一般而言，原始码只需要做一些局部的修改，就可以克服Linux
100%与POSIX相容的特质。如果你做了任何的修改，而将此部份传回给原作者，会
是很有建设性的举动。这样日後就只需要用到‘make’，就能得到一个可执行的档
案了。
BSD教徒 (有 bsd_ioctl、daemon 与 <sgtty.h>)
编译程式时，可以配合-I/usr/include/bsd与连结-lbsd的程式库。（例如：在你
的Makefile档内，把-I/usr/include/bsd加到CFLAGS那一行；把-lbsd加到
LDFLAGS那一行）。如果你真的那麽想要BSD型态的信号行为，也不需要再加上
-D__USE_BSD_SIGNAL了。那是因为当你用了-I/usr/include/bsd与含括了标头档
<signal.h>之後，make时就会自动加入了。
失落的封印(SIGBUS, SIGEMT, SIGIOT, SIGTRAP, SIGSYS etc)
Linux与POSIX是完全相容的。不过，有些信号并不是POSIX定义的---ISO/IEC
9945-1:1990 (IEEE Std 1003.1-1990), paragraph B.3.3.1.1 sez:
“在POSIX.1中省略了SIGBUS、SIGEMT、SIGIOT、SIGTRAP与SIGSYS信号，那是因为
它们的行为与实作的方式息息相关，而且也无法进行适当的分类。确认实作方式後
，便可以发送这些信号，可是必须以文件说明它们是在什麽样的环境底下发送出来
的，以及指出任何与它们的发展相关的限制。”
想要修正这个问题，最简单也是最笨的方法就是用SIGUNUSED重新定义这些信号。
正确的方法应该是以条件式的编译#ifdef来处理这些问题才对：
#ifdef SIGSYS
/* ... non-posix SIGSYS code here .... */
#endif
11/15/97译 5/22/98修正
K & R
gcc是一个与ANSI相容的编译器；奇怪的是，目前大多数的程式码都不符合ANSI所
定的标准。如果你热爱ANSI，喜欢用ANSI提供的标准来撰写C程式，似乎除了加上
-traditional的旗号之外，就没有其它什麽可以多谈的了。There is a certain
amount of finer-grained control over which varieties of brain damage
to emulate;请自行查阅gcc info page。
要注意的是，尽管你用了-traditional来改变语言的特性，它的效果也仅局限於
gcc所能够接受的□围。例如, -traditional会打开-fwritable-strings，使得字
串常数移至资料记忆体空间内(从程式码记忆体空间移出来，这个地方是不能任意
写入的)。这样做会让程式码的记忆体空间无形中增加的。
前置处理器的符号卯上函数原型宣告
最常见的问题是，如众所皆知，Linux中有许多常用的函数都定义成巨集存放在标
头档内，此时若有相似的函数原型宣告出现在程式码内，前置处理器会拒绝进行语
法分析的前置作业。常见的有atoi()与atol()。
sprintf()
在大部份的Unix系统上，sprintf(string, fmt, ...)传回的是string的指标，然
而，这方面Linux（遵循ANSI）传回的却是放入string内的字元数目.进行移植时，
尤其是针对SunOS，需有警觉的心。
fcntl 与相关的函数；FD_*家族的定义到底摆在哪里?
就在<sys/time.h>里头。 为了真正的原型宣告，当你用了fcntl，可能你也想含括
标头档<unistd.h>进来。
一般而言，函数的manual page会在SYNOPSIS章节内列出需要的标头档。
select()的计时---程式执行时会处於忙碌-等待的状态
很久很久以前,，select()的计时参数只有唯读的性而已。即使到了最近，
manual pages仍然有下面这段的警告：
select()应该是藉由修正时间的数值（如果有的话），再传回自原始计时开始後所
剩馀的时间。未来的版本可能会使这项功能实现。因此，就目前而言，若以为呼叫
select()之後，计时指标仍然不会被修正过，可是一种非常不明智的想法喔！
未来就在我们的眼前了！至少，在这儿你绝对可以看到。函数select()传回的，是
扣除等待尚未到达的资料所耗费的时间後，其剩馀的时间数值。如果在计时结束时
，都没有资料传送进来，计时引数便会设为0；如果接著还有任何的select()，以
同样的计时structure来呼叫，那麽select()便会立刻结束。
若要修正这项问题，只要每次呼叫select()前，都把计时数值放到计时
structure内，就没有问题了。把下面的程式码，
struct timeval timeout;
timeout.tv_sec = 1; timeout.tv_usec = 0;
while (some_condition)
select(n,readfds,writefds,exceptfds,&timeout);
改成，
struct timeval timeout;
while (some_condition) {
timeout.tv_sec = 1; timeout.tv_usec = 0;
select(n,readfds,writefds,exceptfds,&timeout);
}
这个问题，在有些版本的Mosaic里是相当著名的，只要一次的等待，Mosaic就挂在
那里了。Mosaic的萤幕右上角，是不是有个圆圆的、会旋转的地球动画。那颗球转
得愈快，就表示资料从网路上传送过来的速率愈慢！
产生中断的系统呼叫
特徵：
当一支程式以Ctrl-Z中止、然後再重新执行时□或者是其它可以产生Ctrl-C中断信
号的情况，如子程序的终结等□系统就会抱怨说"interrupted system call"或是
"write: unknown error"，或者诸如此类的讯息。
问题点：
POSIX的系统检查信号的次数，比起一些旧版的Unix是要多那麽一点。如果是
Linux，可能就会执行signal handlers了□
非同步地(计时器的滴答声)
系统呼叫的传回值
在下列系统呼叫的执行期间∶ select(), pause(), connect(),accept(), read()
on terminals, sockets, pipes or files in /proc, write() on terminals,
sockets, pipes or the line printer, open() on FIFOs, PTYs or serial
lines,ioctl() on terminals, fcntl() with command F_SETLKW, wait4(),
syslog(), any TCP or NFS operations.
就其它的作业系统而言，你需要的可能就是下面这些系统呼叫了： creat(),
close(), getmsg(), putmsg(), msgrcv(), msgsnd(), recv(), send(), wait(),
waitpid(), wait3(), tcdrain(), sigpause(), semop() to this list.
在系统呼叫期间，若有一信号（那支程式本身应准备好handler因应了）产生，
handler就会被呼叫。当handler将控制权转移回系统呼叫时，它会侦测出它已经产
生中断，而且传回值会立刻设定成-1，而errno设定成EINTR。程式并没有想到会发
生这种事，所以就挂了。
有两种修正的方法可以选择：
(1) 对每个你自行安装的signal handler，都须在sigaction的旗号加上
SA_RESTART。例如，把下列的程式，
signal (sig_nr, my_signal_handler);
改成，
signal (sig_nr, my_signal_handler);
{ struct sigaction sa;
sigaction (sig_nr, (struct sigaction *)0, &sa);
#ifdef SA_RESTART
sa.sa_flags |= SA_RESTART;
#endif
#ifdef SA_INTERRUPT
sa.sa_flags &= ~ SA_INTERRUPT;
#endif
sigaction (sig_nr, &sa, (struct sigaction *)0);
}
要注意的是，当这部份的变更大量应用到系统呼叫之後，呼叫read()、write()、
ioctl()、 select()、 pause() 与 connect()时，你仍然得自行检查EINTR。如下
所示：
(2) 你自己得很明确地检查EINTR：
这里有两个针对read()与ioctl()的例子。
原始的程式片段，使用read()：
int result;
while (len > 0) {
result = read(fd,buffer,len);
if (result < 0) break;
buffer += result; len -= result;
}
修改成,
int result;
while (len > 0) {
result = read(fd,buffer,len);
if (result < 0) { if (errno != EINTR) break; }
else { buffer += result; len -= result; }
}
原始的程式片段，使用ioctl()：
int result;
result = ioctl(fd,cmd,addr);
修改成，
int result;
do { result = ioctl(fd,cmd,addr); }
while ((result == -1) && (errno == EINTR));
注意一点，有些版本的BSD Unix，其内定的行为是重新执行系统呼叫。若要让系统
呼叫中断，得使用 SV_INTERRUPT或SA_INTERRUPT旗号。
可以写入的字串
gcc对其users总怀抱著乐观的想法，相信当他们打算让某个字串当作常数来用时
---那它就真的只是字串常数而已。因此，这种字串常数会储存在程式码的记忆体
区段内。这块区域可以page到磁碟机的image上，避免耗掉swap的记忆体空间，而
且任何尝试写入的举动都会造成分页的错误(segmentation fault)。这可是一种特
色呢！
对老旧一点的程式而言，这可能会产生一个问题。例如，呼叫mktemp()，传递的引
数(arguments)是字串常数。 mktemp()会尝试著在*适当的位置*重新写入它的引数
。
修正的方法不外乎(a)以-fwritable-strings编译，迫使gcc将此常数置放在资料记
忆体空间内；或者(b)将侵犯地权的部份重新改写，配置一个不为常数的字串，在
呼叫前，先以strcpy()将资料拷贝进去。
为什麽呼叫execl()会失败？
那是因为你呼叫的方式不对。execl的第一个引数是你想要执行的程式名.第二个与
接续的引数会变成你所呼叫的程式的argv阵列。记住：传统上，argv[0]是只有当
程式没有带著引数执行时，才会有设定值。所以罗，你应该这样写：
execl("/bin/ls","ls",NULL);
而不是只有，
execl("/bin/ls", NULL);
执行程式而不带任何引数，可解释成是一种邀请函，目的是把此程式的动态程式库
独立的特性印出来。至少，a.out是这样的。就ELF而言。事情就不是这样了.
（如果你想得知此程式库的资讯，有一些更简单的介面可用；参考动态载入那一章
节，或是ldd的manual page。）
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