[Linux]编写一个简单的C语言程序，编写Makefile文件。

Posted 2023-04-08

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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了[Linux]编写一个简单的C语言程序，编写Makefile文件。相关的知识，希望对你有一定的参考价值。

编写一个简单的C语言程序，编写Makefile文件，并用gdb进行调试。

答得好我多给10分。
拒绝粘贴复制的答案！

八环境变量
8.1 查看环境变量
$ env  显示所有的环境变量设置
$ echo $ENV_VARIABLE  显示指定环境变量的设置
例：
$ echo $PATH
/bin:/etc:/usr/bin:/tcb/bin

8.2 设定环境变量
$ ENV_VARIABLE=XXX;export ENV_VARIABLE
例：
$ PATH=$PATH:$INFORMIXDIR/bin;export PATH  将环境变量PATH设定为原PATH值+$INFORMIXDIR/bin

8.3 取消环境变量设置
$ unset $ENV_VARIABLE
例：
$ set GZJ=gzj;export GZJ  设置环境变量GZJ
$ echo $GZJ
gzj  显示环境变量值
$ unset $GZJ  取消环境变量GZJ的设置
$ echo $GZJ
 已取消

一 makefile规则
makefile是一个make的规则描述脚本文件，包括四种类型行：目标行、命令行、宏定义行和make伪指令行（如“include”）。makefile文件中注释以“#”开头。当一行写不下时，可以用续行符“\”转入下一行。
1.1 目标行
目标行告诉make建立什么。它由一个目标名表后面跟冒号“:”，再跟一个依赖性表组成。
例：
example: depfile deptarget
该目标行指出目标example与depfile和deptarget有依赖关系，如果depfile或deptarget有修改，则重新生成目标。
example1 example2 example3: deptarget1 deptarget2 depfile
该目标行指出目标名表中的example1、example2、example3这三个各自独立的目标是用相同的依赖列表和规则生成的。
clean:
空的依赖列表说明目标clean没有其他依赖关系。

目标行后续的以Tab 开始的行是指出目标的生成规则，该Tab字符不能以空格代替。例如：
example.o:example.c example.h
cc –c example.c
该例子指出目标example.o依赖于example.c和example.h。如果example.c或example.h其中之一改变了，就需要执行命令cc –c example.c重新生成目标example.o。
可以用文件名模式匹配来自动为目标生成依赖表，如：
prog: *.c

以下是一个简单的makefile的例子：

图 1 最简单的makefile例
make使用makefile文件时，从第一个目标开始扫描。上例中的第一个目标为all，所以目标clean不会自动被执行，可以通过命令make clean来生成目标。

1.2 命令行
命令行用来定义生成目标的动作。
在目标行中分号“;”后面的文件都认为是一个命令，或者一行以Tab制表符开始的也是命令。
如在上面的makefile例中，第三行以Tab字符开始的cc命令即是一个命令行，说明要生成hello应执行的命令。也可以写成：hello:hello.o;cc –c hello –L…
一般情况下，命令行的命令会在标准输出中回显出来，如对上面的makefile执行make时，标准输出如下：
cc -c hello.c
cc -o hello -L/usr/X11R6/lib -L/usr/lib -lXm -lXt -lX11 hello.o
cc -c hello1.c
cc -o hello1 -L/usr/X11R6/lib -L/usr/lib -lXm -lXt -lX11 hello1.o
如果不希望命令本身回显，可在命令前加@字符，如在上例中不希望回显cc –c hello.c和cc –c hello1.c，可修改makefile文件如下：

图 2 抑制回显的makefile例
对该makefile文件执行make时，标准输出如下：
cc -o hello -L/usr/X11R6/lib -L/usr/lib -lXm -lXt -lX11 hello.o
cc -o hello1 -L/usr/X11R6/lib -L/usr/lib -lXm -lXt -lX11 hello1.o
可以看出，命令行前有@字符的不回显。

1.3 宏定义行
在makefile中，可以使用宏定义减少用户的输入，例如上例中对hello和hello1的编译选项均为“-L/usr/X11R6/lib -L/usr/lib -lXm -lXt -lX11”，此时可以用宏来代替，如：
图 3 使用宏定义的makefile例
宏定义的基本语法是：
name=value
在定义宏时，次序不重要。宏不需要在使用前定义。如果一个宏定义多次，则使用最后一次的定义值。
可以使用“$”字符和“()”或“”来引用宏，例如：
cc –o hello.o $(CCFLAGS) hello.o
也可以将一个宏赋值给另一个宏，但这样的定义不能循环嵌套，如：
A=value1
B=value2
C=$(A) $(B)等价于C=value1 value2

1.4 伪指令
makefile大部分由宏定义行、命令行和目标行组成。第四种类型是make伪指令行。make伪指令没有标准化，不同的make可能支持不同的伪指令集，使得makefile有一定的不兼容性。如果要考虑移植性问题，则要避免使用make伪指令。但有一些伪指令，如include，由于使用比较多，很多不同make都提供该伪指令。
1.4.1 伪指令include
该伪指令类似C语言中的#include，它允许一次编写常用的定义并包括它。include伪指令必须在一行中，第一个元素必须是include，并且跟一个要包含的文件名，如：
include default.mk

1.4.2 伪指令“#”
“#”字符也是make的伪指令，它指出“#”后面的文件是注释，如：
PROGNAME=test # define macro
#don't modify this

二后缀规则
2.1 双后缀规则
在前面的makefile例中有许多重复内容，例如，生成hello和hello1的命令类似，生成hello.o和hello1.o的命令也类似，除了编译或链接的文件不一样外，其它均相同，这时，我们就可以使用后缀规则。首先看一个双后缀的例子：
图 4 使用双后缀规则的makefile例
后缀规则使用特殊的目标名“.SUFFIXES”。
第一行中.SUFFIXES的依赖表为空，用来清除原有的后缀规则，因为.SUFFIXES可以在makefile中多次使用，每一次都将新的后缀规则加入以前的后缀规则中。
第二行中指定后缀规则为“.c .o”，即表示将所有的.c文件转换为.o文件。
第三行指定将.c文件转换成.o文件的方法。$(CC)为make的预定义宏，其默认值为cc，$<为特殊的宏，代替当前的源文件，即所有要编译的.c文件。
第六行指定目标hello和hello1的生成方法。$@为特殊的宏，代替当前的目标名，即hello和hello1，$@.o即为hello.o和hello1.o。

上例介绍的是双后缀规则，即它包含两个后缀，如.c.o，用来把一个C源文件编译为目标文件。双后缀规则描述如何由第一个后缀类型的文件生成第二个后缀类型的文件，例如：.c.o规则描述如何由.c文件生成.o文件。

2.2 单后缀规则
单后缀规则描述了怎样由指定后缀的文件生成由它基名为名字的文件。例如使用单后缀规则.c，可以由hello.c和hello1.c生成hello和hello1文件。例如将前面的makefile改为：
图 5 使用单后缀规则的makefile例
由于.c后缀规则为make标准后缀规则，make为其指定了相应的命令行，所以在makefile中可以不用再指定其目标生成的具体命令行。

下表是make提供的标准后缀规则。
表 1 make标准后缀规则
后缀规则命令行
.c $(LINK.c) –o $@ $< $(LDLIBS)
.c.ln $(LINK.c) $(POUTPUT OPTPUT OPTION) –i $<
.c.o $(COMPILE.c) $(OUTPUT OPTION) $<
.c.a $(COMPILE.c) –o $% $<
$(AR) $(ARFLAGS) $@ $%
$(RM) $%

三特殊目标
在后缀规则中使用了特殊目标.SUFFIXES，用来指定新增的后缀规则。make还提供了几个特殊目标来设置make的行为，下面为一些特殊的目标：
 .IGNORE
make在执行命令行时，如果返回的是错误码，make的缺省动作是停止并退出。增加该目标后，make将忽略命令行返回的错误码，并继续执行后续的操作。

 .SILENT
前面已经介绍过，make在执行命令行时会回显命令行内容，在命令行前增加“@”字符将抑制该命令行的回显。
如果增加该目标，所有的命令行不再回显，相当于在每个命令行前均增加了“@”字符。

 .PRECIOUS
当收到一个信号或从shell命令返回非零的错误码时，make删除它所有已建立的文件。但有些文件即使出了错误，用户也不想让make删除，这些文件可以作为.PRECIOUS目标的参数。它可以在一个makefile中出现多次，每一次都累积文件列表。

 .SUFFIXES
它为makefile指定新的后缀规则，新的后缀规则作为.SUFFIXES的依赖表给出。.SUFFIXES可以在一个makefile中多次使用，每一次都将新的后缀规则加入以前的后缀规则中，如果.SUFFIXES的依赖表为空，则设置后缀规则表为空。

四特殊的宏
为简单使用规则，make提供了几个特殊的宏：
 $@
整个当前目标名的值可以由宏“$@”来代替。

 $<
当前的源文件由“$<”来代替。例如，在前面的例子中用到了$(CC) –c $<，其中的“$<”是所有要编译的.c文件。宏“$<”仅在后缀规则或.DEFAULT中有效。

 $*
当前目标的基名由宏“$*”来代替。例如目标的名字是hello.o，则基名就是除去了后缀.o的hello。

以上介绍的特殊宏使用了make自身的规则，用户不可以改变。下表介绍了C中预定义的宏。
用途宏默认值
库文档汇编命令 AR ar
ARFLAGS rv
AS as
ASFLAGS
COMPILE.s $(AS) $(ASFLAGS) $(TARGET ARCH)
C编译器命令 CC cc
CFLAGS
CPPFLAGS
COMPILE.c $(CC) $(CFLAGS) $(CPPFLAGS) $(TARGET ARCH) –c
LINK.c $(CC) $(CFLAGS) $(CPPFLAGS) $(LDFLAGS) $(TARGET ARCH)
链接编辑器命令 LD ld
LDFLAGS
rm命令 RM rm
后缀列表 SUFFIXES .o .c .c~ .s .s~ .S .S~ .ln .f .f~ .F .F~ .l .mod .mod~ .sym
.def .def~ .p .p~ .r .r~ .y .y~ .h .h~ .sh .sh~ .cps .cps~

五 makefile的应用
当调用make时，它在当前目录下搜索文件名是“makefile”或“Makefile”的文件，并执行。
如果不想使用上述缺省文件，可以使用命令行中的“-f”来指定文件，如将编写的makefile命名为mklib，则指定为“make –f mklib”。参考技术A c语言程序：
#include <linux/init.h>
#include <linux/module.h>
MODULE_LICENSE("Dual BSD/GPL");

static int hello_init(void)

printk(KERN_ALERT "Hello, world\n");
return 0;

static void hello_exit(void)

printk(KERN_ALERT "Goodbye, cruel world\n");

module_init(hello_init);
module_exit(hello_exit);

makefile：
# If KERNELRELEASE is defined, we've been invoked from the
# kernel build system and can use its language.
ifneq ($(KERNELRELEASE),)

obj-m := hello.o
# Otherwise we were called directly from the command
# line; invoke the kernel build system.
else

KERNELDIR ?= /lib/modules/$(shell uname -r)/build
PWD := $(shell pwd)
default:
$(MAKE) -C $(KERNELDIR) M=$(PWD) modules

endif
这个已经通过调试了！本回答被提问者采纳参考技术B //calculate.h
#ifndef DEFCALCULATE_H
#define DEFCALCULATE_H
#include <string>
#include <map>
#include <iostream>
#include <cctype>
using namespace std;
// =========================================================================
// = 一些标志，如数字、+-*/()
enum Token_value

NAME,
NUMBER,
END,
PLUS='+',
MINUS='-',
MUL='*',
DIV='/',
PRINT=';',
ASSIGN='=',
LP='(',
RP=')'
;
//#############################################################################
//#############################################################################
double term(bool); //乘法
double prim(bool); //处理初等项
double error(const string&); //错误函数
Token_value get_token(); //输入
double expr(bool get); //加和减
//#############################################################################
//#############################################################################
extern double number_value; //
extern string string_value; //
extern Token_value curr_tok; //当前操作标志
extern map<string,double> table;//
extern int no_of_errors; //
#endif

//winconsole.cpp
#include "calculate.h"
#include <sstream>
istream* input;
int main()

//switch(argc)
//
//case 1:
input=&cin;
// break;
//case 2:
// input=new istringstream(argv[1]);
// break;
//default:
// error("too many arguments");
// return 1;
//
table["pi"]=3.14159;
table["e"]=2.718182;
while (*input)

get_token();
if (curr_tok==END)

break;

if (curr_tok==PRINT)

continue;

cout<<expr(false)<<endl;

if (input!=&cin)

delete input;

return 0;

//error.cpp
#include "calculate.h"
int no_of_errors;
double error(const string& s)

no_of_errors++;
cerr<<"error:"<<s<<'\n';
return 1;

//expr.cpp
#include "calculate.h"
Token_value curr_tok=PRINT;
double expr(bool get)//加和减

double left=term(get);
for (;;)

switch(curr_tok)

case PLUS:
left+=term(true);
break;
case MINUS:
left-=term(true);
break;
default:
return left;

//get_token.cpp
#include "calculate.h"
extern Token_value curr_tok;
Token_value get_token()

char ch=0;
cin>>ch;
switch(ch)

case 0:
return curr_tok=END;
case ';':
case '*':
case '/':
case '+':
case '-':
case '(':
case ')':
case '=':
return curr_tok=Token_value(ch);
case '0':case '1':case '2':case '3':case '4':
case '5':case '6':case '7':case '8':case '9':
case '.':
cin.putback(ch);
cin>>number_value;
return curr_tok=NUMBER;
default:
if (isalpha(ch))

cin.putback(ch);
cin>>string_value;
return curr_tok=NAME;

error("bad token");
return curr_tok=PRINT;

//prim.cpp
#include "calculate.h"
double number_value;
string string_value;
map<string,double> table;
double prim(bool get)

if (get)

get_token();

switch(curr_tok)

case NUMBER:

double v=number_value;
get_token();
return v;

case NAME:

double& v=table[string_value];
if (get_token()==ASSIGN)

v=expr(true);

return v;

case MINUS:

return -prim(true);

case LP:

double e=expr(true);
if (curr_tok!=RP)

return error(")expected");

get_token();
return e;

default:
return error("primary expected");

//term.cpp
#include "calculate.h"
double term(bool get)

double left=prim(get);
for (;;)

switch(curr_tok)

case MUL:
left*=prim(true);
break;
case DIV:
if (double d=prim(true))

left/=d;
break;

return error("divide by 0");
default:
return left;

//makefile
objects = error.o expr.o get_token.o prim.o term.o winconsole.o
calculate:$(objects)
g++ -Wall -g -o calculate $(objects)
$(objects) : %.o : %.cpp
g++ -c $(CXXFLAGS) $< -o $@

//这是一个在linux下实现的简单的计算器程序，实现带括号的+-*/运算的，由于复制进来代码格式有点出入，你自己把代码格式规范下，尤其是makefile文件里的命令前面一定要以一个tab开始

参考资料：<<c++程序设计语言>>

用 C 语言编写一个简单的垃圾回收器

人们似乎觉得编写垃圾回收机制是非常难的，是一种仅仅有少数智者和Hans Boehm(et al)才干理解的高深魔法。我觉得编写垃圾回收最难的地方就是内存分配，这和阅读K&R所写的malloc例子难度是相当的。

在開始之前有一些重要的事情须要说明一下：第一。我们所写的代码是基于Linux Kernel的。注意是Linux Kernel而不是GNU/Linux。第二，我们的代码是32bit的。第三。请不要直接使用这些代码。我并不保证这些代码全然正确，可能当中有一些我还未发现的小的bug，可是总体思路仍然是正确的。好了。让我们開始吧。

假设你看到不论什么有误的地方，请邮件联系我[email protected]

编写malloc

最開始，我们须要写一个内存分配器(memmory allocator)，也能够叫做内存分配函数(malloc function)。最简单的内存分配实现方法就是维护一个由空暇内存块组成的链表。这些空暇内存块在须要的时候被切割或分配。

当用户请求一块内存时。一块合适大小的内存块就会从链表中被移除并分配给用户。假设链表中没有合适的空暇内存块存在，并且更大的空暇内存块已经被切割成小的内存块了或内核也正在请求很多其它的内存(译者注：就是链表中的空暇内存块都太小不足以分配给用户的情况)。

那么此时。会释放掉一块内存并把它加入到空暇块链表中。

在链表中的每一个空暇内存块都有一个头(header)用来描写叙述内存块的信息。

我们的header包括两个部分，第一部分表示内存块的大小，第二部分指向下一个空暇内存块。

typedef

struct 
header{

    unsigned
int 

size;

    struct

block  *next;

}
 header_t;

将头(header)内嵌进内存块中是唯一明智的做法。并且这样还能够享有字节自己主动对齐的优点，这非常重要。

因为我们须要同一时候跟踪我们“当前使用过的内存块”和“未使用的内存块”，因此除了维护空暇内存的链表外，我们还须要一条维护当前已用内存块的链表(为了方便。这两条链表后面分别写为“空暇块链表”和“已用块链表”)。我们从空暇块链表中移除的内存块会被加入到已用块链表中。反之亦然。

如今我们差点儿相同已经做好准备来完毕malloc实现的第一步了。

可是再那之前，我们须要知道如何向内核申请内存。

动态分配的内存会驻留在一个叫做堆(heap)的地方。堆是介于栈(stack)和BSS(未初始化的数据段－你全部的全局变量都存放在这里且具有默认值为0)之间的一块内存。堆(heap)的内存地址起始于(低地址)BSS段的边界，结束于一个分隔地址(这个分隔地址是已建立映射的内存和未建立映射的内存的分隔线)。为了可以从内核中获取很多其它的内存，我们仅仅需提高这个分隔地址。为了提高这个分隔地址我们须要调用一个叫作 sbrk 的Unix系统的系统调用，这个函数可以依据我们提供的參数来提高分隔地址，假设函数运行成功则会返回曾经的分隔地址。假设失败将会返回－1。

利用我们如今知道的知识，我们能够创建两个函数：morecore()和add_to_free_list()。当空暇块链表缺少内存块时，我们调用morecore()函数来申请很多其它的内存。因为每次向内核申请内存的代价是昂贵的，我们以页(page-size)为单位申请内存。页的大小在这并非非常重要的知识点，只是这有一个非常easy解释：页是虚拟内存映射到物理内存的最小内存单位。接下来我们就能够使用add_to_list()将申请到的内存块增加空暇块链表。

/*

 *
 Scan the free list and look for a place to put the block. Basically, we‘re

 *
 looking for any block the to be freed block might have been partitioned from.

 */

static

void

add_to_free_list(header_t
 *bp)

{

    header_t
 *p;

    for

(p = freep; !(bp > p && bp < p->next); p = p->next)

        if

(p >= p->next && (bp > p || bp < p->next))

            break;

    if

(bp + bp->size == p->next) {

        bp->size
 += p->next->size;

        bp->next
 = p->next->next;

    }
else

        bp->next
 = p->next;

    if

(p + p->size == bp) {

        p->size
 += bp->size;

        p->next
 = bp->next;

    }
else

        p->next
 = bp;

    freep
 = p;

}

#define
 MIN_ALLOC_SIZE 4096 /* We allocate blocks in page sized chunks. */

/*

 *
 Request more memory from the kernel.

 */

static

header_t *

morecore(size_t

num_units)

{

    void

*vp;

    header_t
 *up;

    if

(num_units < MIN_ALLOC_SIZE)

        num_units
 = MIN_ALLOC_SIZE / sizeof(header_t);

    if

((vp = sbrk(num_units * sizeof(header_t)))
 == (void

*) -1)

        return

NULL;

    up
 = (header_t *) vp;

    up->size
 = num_units;

    add_to_free_list
 (up);

    return

freep;

}

如今我们有了两个有力的函数，接下来我们就能够直接编写malloc函数了。

我们扫描空暇块链表当遇到第一块满足要求的内存块(内存块比所需内存大即满足要求)时。停止扫描，而不是扫描整个链表来寻找大小最合适的内存块，我们所採用的这样的算法思想事实上就是首次适应(与最佳适应相对)。

注意：有件事情须要说明一下。内存块头部结构中size这一部分的计数单位是块(Block)，而不是Byte。

static

header_t base; /*
 Zero sized block to get us started. */

static

header_t *usedp, *freep;

/*

 *
 Find a chunk from the free list and put it in the used list.

 */

void

*

GC_malloc(size_t

alloc_size)

{

    size_t

num_units;

    header_t
 *p, *prevp;

    num_units
 = (alloc_size + sizeof(header_t)
 - 1) / sizeof(header_t)
 + 1;  

    prevp
 = freep;

    for

(p = prevp->next;; prevp = p, p = p->next) {

        if

(p->size >= num_units) { /*
 Big enough. */

            if

(p->size == num_units) /*
 Exact size. */

                prevp->next
 = p->next;

            else

{

                p->size
 -= num_units;

                p
 += p->size;

                p->size
 = num_units;

            }

            freep
 = prevp;

            /*
 Add to p to the used list. */

            if

(usedp == NULL)  

                usedp
 = p->next = p;

            else

{

                p->next
 = usedp->next;

                usedp->next
 = p;

            }

            return

(void

*) (p + 1);

        }

        if

(p == freep) { /*
 Not enough memory. */

            p
 = morecore(num_units);

            if

(p == NULL) /*
 Request for more memory failed. */

                return

NULL;

        }

    }

}

注意这个函数的成功与否，取决于我们第一次使用时是否使 freep = &base 。

这点我们会在初始化函数中进行设置。

虽然我们的代码全然没有考虑到内存碎片，可是它能工作。既然它能够工作。我们就能够開始下一个有趣的部分－垃圾回收！

标记和清扫

我们说过垃圾回收器会非常easy，因此我们尽可能的使用简单的方法：标记和清除方式。这个算法分为两个部分：

首先，我们须要扫描全部可能存在指向堆中数据(heap data)的变量的内存空间并确认这些内存空间中的变量是否指向堆中的数据。为了做到这点。对于可能内存空间中的每一个字长(word-size)的数据块，我们遍历已用块链表中的内存块。假设数据块所指向的内存是在已用链表块中的某一内存块中，我们对这个内存块进行标记。

第二部分是，当扫描全然部可能的内存空间后。我们遍历已用块链表将全部未被标记的内存块移到空暇块链表中。

如今非常多人会開始觉得仅仅是靠编写类似于malloc那样的简单函数来实现C的垃圾回收是不可行的，由于在函数中我们无法获得其外面的非常多信息。比如，在C语言中没有函数能够返回分配到堆栈中的全部变量的哈希映射。

可是仅仅要我们意识到两个重要的事实，我们就能够绕过这些东西：

第一，在C中，你能够尝试訪问不论什么你想訪问的内存地址。由于不可能有一个数据块编译器能够訪问可是其地址却不能被表示成一个能够赋值给指针的整数。假设一块内存在C程序中被使用了。那么它一定能够被这个程序訪问。这是一个令不熟悉C的编程者非常困惑的概念，由于非常多编程语言都会限制程序訪问虚拟内存，可是C不会。

第二。全部的变量都存储在内存的某个地方。这意味着假设我们能够知道变量们的通常存储位置，我们能够遍历这些内存位置来寻找每一个变量的全部可能值。另外。由于内存的訪问一般是字(word-size)对齐的，因此我们仅须要遍历内存区域中的每一个字(word)就可以。

局部变量也能够被存储在寄存器中，可是我们并不须要操心这些由于寄存器常常会用于存储局部变量。并且当函数被调用的时候他们一般会被存储在堆栈中。

如今我们有一个标记阶段的策略：遍历一系列的内存区域并查看是否有内存可能指向已用块链表。

编写这种一个函数很的简洁明了：

#define
 UNTAG(p) (((unsigned int) (p)) & 0xfffffffc)

/*

 *
 Scan a region of memory and mark any items in the used list appropriately.

 *
 Both arguments should be word aligned.

 */

static

void

mark_from_region(unsigned
int

*sp, unsigned int

*end)

{

    header_t
 *bp;

    for

(; sp < end; sp++) {

        unsigned
int

v = *sp;

        bp
 = usedp;

        do

{

            if

(bp + 1 <= v &&

                bp
 + 1 + bp->size > v) {

                    bp->next
 = ((unsigned int)
 bp->next) | 1;

                    break;

            }

        }
while

((bp = UNTAG(bp->next)) != usedp);

    }

}

为了确保我们仅仅使用头(header)中的两个字长(two words)我们使用一种叫做标记指针(tagged pointer)的技术。利用header中的next指针指向的地址总是字对齐(word aligned)这一特点，我们能够得出指针低位的几个有效位总会是0。因此我们将next指针的最低位进行标记来表示当前块是否被标记。

如今，我们能够扫描内存区域了。可是我们应该扫描哪些内存区域呢？我们要扫描的有下面这些：

BBS(未初始化数据段)和初始化数据段。这里包括了程序的全局变量和局部变量。由于他们有可能应用堆(heap)中的一些东西，所以我们须要扫描BSS与初始化数据段。
已用的数据块。当然。假设用户分配一个指针来指向还有一个已经被分配的内存块。我们不会想去释放掉那个被指向的内存块。
堆栈。
由于堆栈中包括全部的局部变量。因此这能够说是最须要扫描的区域了。

我们已经了解了关于堆(heap)的一切，因此编写一个mark_from_heap函数将会很easy：

/*

 *
 Scan the marked blocks for references to other unmarked blocks.

 */

static

void

mark_from_heap(void)

{

    unsigned
int

*vp;

    header_t
 *bp, *up;

    for

(bp = UNTAG(usedp->next); bp != usedp; bp = UNTAG(bp->next)) {

        if

(!((unsigned int)bp->next
 & 1))

            continue;

        for

(vp = (unsigned int

*)(bp + 1);

             vp
 < (bp + bp->size + 1);

             vp++)
 {

            unsigned
int

v = *vp;

            up
 = UNTAG(bp->next);

            do

{

                if

(up != bp &&

                    up
 + 1 <= v &&

                    up
 + 1 + up->size > v) {

                    up->next
 = ((unsigned int)
 up->next) | 1;

                    break;

                }

            }
while

((up = UNTAG(up->next)) != bp);

        }

    }

}

幸运的是对于BSS段和已初始化数据段，大部分的现代unix链接器能够导出 etext 和 end 符号。etext符号的地址是初始化数据段的起点(the last address past the text segment，这个段中包括了程序的机器码)。end符号是堆(heap)的起点。因此，BSS和已初始化数据段位于 &etext 与 &end 之间。

这种方法足够简单，当不是平台独立的。

堆栈这部分有一点困难。堆栈的栈顶很easy找到。仅仅须要使用一点内联汇编就可以，由于它存储在 sp 这个寄存器中。可是我们将会使用的是 bp 这个寄存器。由于它忽略了一些局部变量。

寻找堆栈的的栈底(堆栈的起点)涉及到一些技巧。

出于安全因素的考虑，内核倾向于将堆栈的起点随机化，因此我们非常难得到一个地址。老实说，我在寻找栈底方面并非专家。可是我有一些点子能够帮你找到一个准确的地址。一个可能的方法是，你能够扫描调用栈(call stack)来寻找 env 指针。这个指针会被作为一个參数传递给主程序。还有一种方法是从栈顶開始读取每一个更大的兴许地址并处理inexorible SIGSEGV。可是我们并不打算採用这两种方法中的不论什么一种，我们将利用linux会将栈底放入一个字符串并存于proc文件夹下表示该进程的文件里这一事实。

这听起来非常愚蠢并且非常间接。值得庆幸的是，我并不感觉这样做是滑稽的，由于它和Boehm GC中寻找栈底所用的方法全然同样。

如今我们能够编写一个简单的初始化函数。在函数中。我们打开proc文件并找到栈底。

栈底是文件里第28个值，因此我们忽略前27个值。Boehm GC和我们的做法不同的是他仅使用系统调用来读取文件来避免让stdlib库使用堆(heap)，可是我们并不在意这些。

/*

 *
 Find the absolute bottom of the stack and set stuff up.

 */

void

GC_init(void)

{

    static

int 
initted;

    FILE

*statfp;

    if

(initted)

        return;

    initted
 = 1;

    statfp
 = fopen("/proc/self/stat",
"r");

    assert(statfp
 != NULL);

    fscanf(statfp,

           "%*d
 %*s %*c %*d %*d %*d %*d %*d %*u "

           "%*lu
 %*lu %*lu %*lu %*lu %*lu %*ld %*ld "

           "%*ld
 %*ld %*ld %*ld %*llu %*lu %*ld "

           "%*lu
 %*lu %*lu %lu",
 &stack_bottom);

    fclose(statfp);

    usedp
 = NULL;

    base.next
 = freep = &base;

    base.size
 = 0;

如今我们知道了每一个我们须要扫描的内存区域的位置。所以我们最终能够编写显示调用的回收函数了：

/*

 *
 Mark blocks of memory in use and free the ones not in use.

 */

void

GC_collect(void)

{

    header_t
 *p, *prevp, *tp;

    unsigned
long

stack_top;

    extern

char 
end, etext; /*
 Provided by the linker. */

    if

(usedp == NULL)

        return;

    /*
 Scan the BSS and initialized data segments. */

    mark_from_region(&etext,
 &end);

    /*
 Scan the stack. */

    asm
volatile

("movl   
 %%ebp, %0" 
: "=r"

(stack_top));

    mark_from_region(stack_top,
 stack_bottom);

    /*
 Mark from the heap. */

    mark_from_heap();

    /*
 And now we collect! */

    for

(prevp = usedp, p = UNTAG(usedp->next);; prevp = p, p = UNTAG(p->next)) {

    next_chunk:

        if

(!((unsigned int)p->next
 & 1)) {

            /*

             *
 The chunk hasn‘t been marked. Thus, it must be set free. 

             */

            tp
 = p;

            p
 = UNTAG(p->next);

            add_to_free_list(tp);

            if

(usedp == tp) { 

                usedp
 = NULL;

                break;

            }

            prevp->next
 = (unsigned int)p
 | ((unsigned int)
 prevp->next & 1);

            goto

next_chunk;

        }

        p->next
 = ((unsigned int)
 p->next) & ~1;

        if

(p == usedp)

            break;

    }

}