[glibc] 带着问题看源码 —— exit 如何调用 atexit 处理器
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atexit 处理器中再次调用 exit 为什么能正常运行？atexit 处理器中再次调用 atexit 注册的函数为什么能正常被调用？带着这些疑问来看看 glibc 是用什么数据结构存储终止处理器的，另外看看打印这些结构时遇到了哪些问题
前言
之前在写 apue 系列的时候，曾经对系统接口的很多行为产生过好奇，当时就想研究下对应的源码，但是苦于 linux 源码过于庞杂，千头万绪不知从何开启，就一直拖了下来。
最近在查一个问题时无意间接触到了 code browser 这个在线源码查看器，它同时解决了源码包下载和环境搭建的问题，版本也帮你选好了，直接原地起飞进入源码查看：
下面是查找 glibc exit 的过程：
语法高亮、风格切换、跳转 (定义/引用) 等功能做的还是很全面的，看代码绰绰有余，简直是我等 coder 之福音。
这里感谢 Bing 同学的介绍，感兴趣读者可以在文末参考它写的关于 glibc exit 的另一篇文章，也很不错的。
glibc exit
之前写过一篇介绍 linux 进程环境的文章(《 [apue] 进程环境那些事儿》)，其中提到了 glibc exit 会主动调用 atexit 注册的处理器，且有以下特性：
- LIFO，先进后出的顺序
- 注册几次调用几次
- atexit 处理器中再次调用 exit 能完成剩余处理器的调用
- atexit 处理器中再次注册的 atexit 处理器能被调用
下面带着这些问题，来看 glibc exit 的源码，以及它是如何实现上面这些特性的。
atexit 处理器结构
开门见山：
void
exit (int status)
{
__run_exit_handlers (status, &__exit_funcs, true, true);
}
static struct exit_function_list initial;
struct exit_function_list *__exit_funcs = &initial;
uint64_t __new_exitfn_called;exit 只调用了一个 __run_exit_handlers 接口，它需要的 atexit 处理器列表存储在 __exit_funcs 参数中，是从这里传入的。
未曾开言先转腚，来看下 __exit_funcs 的结构：
enum
{
ef_free, /* `ef_free' MUST be zero! */
ef_us,
ef_on,
ef_at,
ef_cxa
};
struct exit_function
{
/* `flavour' should be of type of the `enum' above but since we need
this element in an atomic operation we have to use `long int'. */
long int flavor;
union
{
void (*at) (void);
struct
{
void (*fn) (int status, void *arg);
void *arg;
} on;
struct
{
void (*fn) (void *arg, int status);
void *arg;
void *dso_handle;
} cxa;
} func;
};
struct exit_function_list
{
struct exit_function_list *next;
size_t idx;
struct exit_function fns[32];
};exit_function_list 作为容器有点类似 stl 中的 deque，是由 exit_function 块组成的链表，兼顾了可扩展性与遍历效率两个方面：
其中 idx 记录了实际的元素个数，块之间通过 next 指针链接。
注意第一个块是在栈上分配的 initial 对象，之后的块才是在堆上分配的。
fns 数组存储的 exit_function 记录可以包含三种不同类型的函数原型：
- void (*at) (void) ： atexit 注册的函数
- void (*on) (int status, void* arg) ：__on_exit 注册的函数，与 atexit 的不同之处仅在于回调时多了一个 status 参数
- void (*cxa) (void *arg, int status) ：__internal_atexit 注册的函数，它又被以下接口调用：
- __cxa_atexit，在程序退出或 so 卸载时调用，主要是为编译器开放的内部接口
- __cxa_at_quick_exit，它又被 __new_quick_exit 所调用，后者和 exit 几乎一致
其中 quick_exit 调用 __run_exit_handlers 的后两个参数为 false，少清理了一些内容，以达到"快速退出"的目的。
void
__new_quick_exit (int status)
{
/* The new quick_exit, following C++11 18.5.12, does not run object
destructors. While C11 says nothing about object destructors,
since it has none, the intent is to run the registered
at_quick_exit handlers and then run _Exit immediately without
disturbing the state of the process and threads. */
__run_exit_handlers (status, &__quick_exit_funcs, false, false);
}另外 atexit 也是通过调用 __cxa_atexit 实现的：
int
atexit (void (*func) (void))
{
return __cxa_atexit ((void (*) (void *)) func, NULL, __dso_handle);
}arg 参数为 NULL；so 模块句柄默认为当前模块。 所以实际上并没有类型为 ef_at 的处理器，基本全是 ef_cxa，另外
- 将 ef_free 置为整个 enum 第一个元素也是有用意的，通过 calloc 分配的内存，自动将内容清零，而对应的 flavor 恰好就是 ef_free
- ef_us (use) 表示槽位被占用，但是具体的类型有待后面设置 (ef_at/ef_on/ef_cxa)，具有一些临时性，但不可或缺
处理器的注册
直接上源码：
int
__internal_atexit (void (*func) (void *), void *arg, void *d,
struct exit_function_list **listp)
{
struct exit_function *new;
/* As a QoI issue we detect NULL early with an assertion instead
of a SIGSEGV at program exit when the handler is run (bug 20544). */
assert (func != NULL);
__libc_lock_lock (__exit_funcs_lock);
new = __new_exitfn (listp);
if (new == NULL)
{
__libc_lock_unlock (__exit_funcs_lock);
return -1;
}
new->func.cxa.fn = (void (*) (void *, int)) func;
new->func.cxa.arg = arg;
new->func.cxa.dso_handle = d;
new->flavor = ef_cxa;
__libc_lock_unlock (__exit_funcs_lock);
return 0;
}参数赋值到变量 new 的成员后，没看到插入列表的动作，怀疑是在 __new_exitfn 时直接分配的：
/* Must be called with __exit_funcs_lock held. */
struct exit_function *
__new_exitfn (struct exit_function_list **listp)
{
struct exit_function_list *p = NULL;
struct exit_function_list *l;
struct exit_function *r = NULL;
size_t i = 0;
if (__exit_funcs_done)
/* Exit code is finished processing all registered exit functions,
therefore we fail this registration. */
return NULL;
for (l = *listp; l != NULL; p = l, l = l->next)
{
for (i = l->idx; i > 0; --i)
if (l->fns[i - 1].flavor != ef_free)
break;
if (i > 0)
break;
/* This block is completely unused. */
l->idx = 0;
}
if (l == NULL || i == sizeof (l->fns) / sizeof (l->fns[0]))
{
/* The last entry in a block is used. Use the first entry in
the previous block if it exists. Otherwise create a new one. */
if (p == NULL)
{
assert (l != NULL);
p = (struct exit_function_list *) calloc (1, sizeof (struct exit_function_list));
if (p != NULL)
{
p->next = *listp;
*listp = p;
}
}
if (p != NULL)
{
r = &p->fns[0];
p->idx = 1;
}
}
else
{
/* There is more room in the block. */
r = &l->fns[i];
l->idx = i + 1;
}
/* Mark entry as used, but we don't know the flavor now. */
if (r != NULL)
{
r->flavor = ef_us;
++__new_exitfn_called;
}
return r;
}确实如此，另外这个内部接口是没有锁的，所以调用它的接口必需持有锁 (__exit_funcs_lock)。
代码不太好看，直接上图，当第一次分配时，仅有 initial 一个块，内部 32 个槽位，第一次命中最后的 else 条件，直接分配处理器 (场景 1)：
前 32 个都不用额外分配内存 (场景 2)：
第 33 个开始分配新的 exit_function_list，并移动 __exit_funcs 指针指向新分配的块作为列表的头 (场景 3)：
结合上面的场景来理解下代码：
- 插入记录时，第一个 for 循环基本不进入，因为当前块一般有有效的记录 (for 循环的作用是寻找第一个不空闲的块，这只在 atexit 处理器被调用且在其中注册新的处理器时才有用，所以暂时放一放)
- l 一般指向当前分配的块，中间这个 if 大段落，如果记录不满，则直接分配新的元素 (else)，并递增 idx，此时对应场景 1 & 2
- 如果 l 为空或记录已满，则分配新的块。此时对应场景 3，__exit_funcs 作为链表头会指向新分配的块，将 idx 设置为 1，并将第一个记录返回
- 最后设置新分配记录的 flavor 为 ef_us 表示占用
因为 atexit 没提供对应的撤销方法，所以这个 deque 在程序运行期间只会单向增长。
另外有几个小的点也需要注意，后面会用到：
- 初始时判断了 __exit_funcs_done 标志位，如果已经设立，就不允许分配新的记录了
- 设置 flavor 的同时也递增了变量 __new_exitfn_called 的值，它记录了总的处理器注册总量，因为在清理函数被调用时可能会注册新的处理器 (此时总量将超过 deque 的尺寸)
处理器的调用
直接上代码：
/* Call all functions registered with `atexit' and `on_exit',
in the reverse of the order in which they were registered
perform stdio cleanup, and terminate program execution with STATUS. */
void
__run_exit_handlers (int status, struct exit_function_list **listp,
bool run_list_atexit, bool run_dtors)
{
/* First, call the TLS destructors. */
if (run_dtors)
__call_tls_dtors ();
__libc_lock_lock (__exit_funcs_lock);
/* We do it this way to handle recursive calls to exit () made by
the functions registered with `atexit' and `on_exit'. We call
everyone on the list and use the status value in the last
exit (). */
while (true)
{
struct exit_function_list *cur;
restart:
cur = *listp;
if (cur == NULL)
{
/* Exit processing complete. We will not allow any more
atexit/on_exit registrations. */
__exit_funcs_done = true;
break;
}
while (cur->idx > 0)
{
struct exit_function *const f = &cur->fns[--cur->idx];
const uint64_t new_exitfn_called = __new_exitfn_called;
switch (f->flavor)
{
void (*cxafct) (void *arg, int status);
void *arg;
case ef_free:
case ef_us:
break;
case ef_on:
...
case ef_at:
...
case ef_cxa:
/* To avoid dlclose/exit race calling cxafct twice (BZ 22180),
we must mark this function as ef_free. */
f->flavor = ef_free;
cxafct = f->func.cxa.fn;
arg = f->func.cxa.arg;
/* Unlock the list while we call a foreign function. */
__libc_lock_unlock (__exit_funcs_lock);
cxafct (arg, status);
__libc_lock_lock (__exit_funcs_lock);
break;
}
if (__glibc_unlikely (new_exitfn_called != __new_exitfn_called))
/* The last exit function, or another thread, has registered
more exit functions. Start the loop over. */
goto restart;
}
*listp = cur->next;
if (*listp != NULL)
/* Don't free the last element in the chain, this is the statically
allocate element. */
free (cur);
}
__libc_lock_unlock (__exit_funcs_lock);
if (run_list_atexit)
RUN_HOOK (__libc_atexit, ());
_exit (status);
}先整理下主脉络：
- __call_tls_dctors 处理线程局部存储的释放，这里不涉及主题，略过
- 主循环加锁遍历处理器 deque
- 处理 libc 的 atexit 列表，略过
- 调用 _exit 退出进程
重点就落在中间的两个 while 循环上，外层用于遍历块，内层遍历块上的记录。为突出重点，switch 内只保留了 ef_cxa 的内容，其它的类似。
- 回顾之前列表建立的过程，cur 指向的是最新分配的处理器，所以调用顺序 FILO 的问题得到了解答，特别是在遍历块内部时，也是倒序遍历的
- 在回调前解锁，回调后加锁，这样避免用户在回调中再次调用 atexit 注册处理器时发生死锁
- 每次回调之前记录当前处理器的总量 (new_exitfn_called)，回调结束后将它与当前值对比，从而可以得知是否设置了新的 atexit 处理器
- 如果相同，表示没有注册新处理器，对当前结构没影响，继续遍历当前块和整个 deque
- 如果不相同，说明插入了新记录，当前指针已经失效，需要重新遍历，这里直接 goto restart 重新开始遍历
- 注意在回调前，先将处理器信息复制到栈上，同时将 flavor 设置为 ef_free，避免重启遍历时，重复遍历此记录造成死循环
- 整个块遍历结束后，移动 __exit_funcs 到下个块，同时释放当前块，如果下个块不为空的话 (当移动到 initial 时，next 为空，不释放 initial 指向的内存，因为它不是在堆上分配的)
- 当 cur 遍历到最后一个块 (initial) 的 next (NULL) 后，表明整个 deque 遍历完毕，设置 __exit_funcs_done 标志，这可以阻止 atexit 再次注册处理器
特性分析
有了上面的铺垫，再来分析其它的特性就清楚了：
- 注册几次回调几次，这是因为插入了多个记录，虽然它们的 func 字段都指向同一个地址
- 处理器中调用 exit 能完成剩余处理器的调用，原因分为两个方面：
- 处理器回调前已经解锁，因此再次调用 exit 时可以正常进入这里
- 处理器回调前已经把标志设为了 ef_free，所以再次遍历时，不会再处理当前记录，而是接着之前遍历位置继续遍历
- 最终呈现的效果是剩余的处理器被接着调用了，但是这里一定要清楚，调用 exit 的回调其实没有返回，_exit 会保证它终结在最深层的处理器那里
最后一个特性：处理器中再次注册的 atexit 处理器能被调用，这个稍微复杂一点，需要结合之前注册部分的逻辑来看，再复习一下 __new_exitfn：
/* Must be called with __exit_funcs_lock held. */
struct exit_function *
__new_exitfn (struct exit_function_list **listp)
{
struct exit_function_list *p = NULL;
struct exit_function_list *l;
struct exit_function *r = NULL;
size_t i = 0;
if (__exit_funcs_done)
/* Exit code is finished processing all registered exit functions,
therefore we fail this registration. */
return NULL;
for (l = *listp; l != NULL; p = l, l = l->next)
{
for (i = l->idx; i > 0; --i)
if (l->fns[i - 1].flavor != ef_free)
break;
if (i > 0)
break;
/* This block is completely unused. */
l->idx = 0;
}
if (l == NULL || i == sizeof (l->fns) / sizeof (l->fns[0]))
{
/* The last entry in a block is used. Use the first entry in
the previous block if it exists. Otherwise create a new one. */
if (p == NULL)
{
assert (l != NULL);
p = (struct exit_function_list *) calloc (1, sizeof (struct exit_function_list));
if (p != NULL)
{
p->next = *listp;
*listp = p;
}
}
if (p != NULL)
{
r = &p->fns[0];
p->idx = 1;
}
}
else
{
/* There is more room in the block. */
r = &l->fns[i];
l->idx = i + 1;
}
/* Mark entry as used, but we don't know the flavor now. */
if (r != NULL)
{
r->flavor = ef_us;
++__new_exitfn_called;
}
return r;
}假设当前调用的处理器是 handler_p，新注册的处理器是 handle_c，从上到下看：
- 因未遍历完所有记录，__exit_funcs_done 未设置，所以仍可以注册新的处理器
- 第一个 for 循环扫描当前块，将刚才回调 handler_p 而设立的 ef_free 记录回退掉
- 如果当前不是第一个记录，则表明并非整个块空闲，直接使用刚设置为 ef_free 的记录，来存储 handler_c 的信息，图 1 展示了这种场景下的状态
- 如果当前是第一个记录，则整个块已空闲，将 idx 设置为 0，并继续向下个块遍历
- 如果下个块为 NULL，表示当前已经是最后一个块，状态见图 2
- 否则继续检查下个块，此时一般不空闲 (一般是满的)，见图 3
图 1
图 2
图 3
以上 3 个场景中，每次仅回退一个记录，这是由于我们假设 handler_p 是第一个被调用的处理器，如果它不是第一个被调用的，是否就能出现回退多个记录的场景？
考虑下面这个用例：假设有 handler_3 / handler_2 / handler_1 三个处理器依次被调用，前两个处理器都没有注册新的处理器，handler_1 注册了两个新的 handler，分别为 handler_i / handler_ii。
首先假设 3 个 handler 都在一个块中，注册完两个新 handler 后状态如下图：
图 4
在注册 handler_i 时回退了三次、handler_ii 时回退了两次，因此是可以回退多个记录的，毕竟 __run_exit_handlers 仅仅将遍历过记录的 flavor 设置为 ef_free 而没有修改任何 idx。
下面来看看是否存在跨块回退多个记录的场景，假设 handler_1 与 handler_2 跨块，则调用 handler_1 注册 handler_i 后的状态已变为下图：
图 5
这是因为处理完 handler_2 前一个块已经被释放不可访问了，好在目前 l 指向的块已满且 p == NULL，回退到了当初扩展块时的状态 (注册处理器的场景 3)，从而重新分配块和记录，最终效果如图 6：
因为是新分配的块，就不存在覆盖的问题了。
总结一下：
- 可以回退多个记录，但是只限制在一个块内
- p == NULL 时一般是需要分配新的块了
在这个基础上继续执行 __run_exit_handlers，来看新注册的处理器是如何被调用的：
- 首先回顾 __new_exitfn，当它注册新处理器后，会递增 __new_exitfn_called 的值
- 回到 __run_exit_handlers，因检测到 __new_exitfn_called 发生了变化，会 goto restart 重新执行整个 while 循环
- 重新遍历时，会首先处理新加入的处理器，且也是按 FILO 的顺序处理
至此最后一个特性分析完毕。
结语
从这里也可以看到一个标准的 atexit 需要考虑的问题：
- 程序运行期间单向增长
- 程序退出时反向减少
- 有可能在执行回调时注册新的处理器从而导致再次增长，所以并不是单向减少
代码优化
glibc 主要花费了大量的精力处理第三个场景，不过经过本文一番分析，似乎不需要做的如此复杂。
...
for (l = *listp; l != NULL; p = l, l = l->next)
{
for (i = l->idx; i > 0; --i)
if (l->fns[i - 1].flavor != ef_free)
break;
if (i > 0)
break;
/* This block is completely unused. */
l->idx = 0;
}
if (l == NULL || i == sizeof (l->fns) / sizeof (l->fns[0]))
{
/* The last entry in a block is used. Use the first entry in
the previous block if it exists. Otherwise create a new one. */
if (p == NULL)
{
assert (l != NULL);
p = (struct exit_function_list *) calloc (1, sizeof (struct exit_function_list));
if (p != NULL)
{
p->next = *listp;
*listp = p;
}
}
if (p != NULL)
{
r = &p->fns[0];
p->idx = 1;
}
}
else
{
/* There is more room in the block. */
r = &l->fns[i];
l->idx = i + 1;
}
...例如回退记录实际不存在跨块的可能，那么回退时就可以只考虑当前块了，__new_exitfn 中第一个两层的 for 循环就可以简化为单层：
...
l = *listp;
for (i = l->idx; i > 0; --i)
if (l->fns[i - 1].flavor != ef_free)
break;
if (i == 0)
/* This block is completely unused. */
l->idx = 0;
if (i == sizeof (l->fns) / sizeof (l->fns[0]))
{
/* The last entry in a block is used. Use the first entry in
the previous block if it exists. Otherwise create a new one. */
assert (p == NULL);
assert (l != NULL);
p = (struct exit_function_list *) calloc (1, sizeof (struct exit_function_list));
if (p != NULL)
{
p->next = *listp;
*listp = p;
}
}
else
{
/* There is more room in the block. */
r = &l->fns[i];
l->idx = i + 1;
}
...经过简化后，l 永远不为 NULL，p 永远为 NULL，第二个 if 段中对 l 和 p 是否为 NULL 的判断就可以去掉了。看起来是不是简洁了一些？
当然了，上面的代码是没有经过验证的，保不齐哪里还有逻辑漏洞，欢迎大家来找茬~
dump exit_function_list
本来是打算把 __exit_funcs 中的内容打印出来看看，然而 glibc 设置了完备的符号隐藏，无法获取这个变量的地址：
extern struct exit_function_list *__exit_funcs attribute_hidden;
extern struct exit_function_list *__quick_exit_funcs attribute_hidden;
extern uint64_t __new_exitfn_called attribute_hidden;
/* True once all registered atexit/at_quick_exit/onexit handlers have been
called */
extern bool __exit_funcs_done attribute_hidden;其中 attribute_hidden 就是设置符号的 visibility 属性：
# define attribute_hidden __attribute__ ((visibility ("hidden")))例如在示例代码中插入下面的声明：
enum
{
ef_free,
ef_us,
ef_on,
ef_at,
ef_cxa
};
struct exit_function
{
long int flavor;
union
{
void (*at) (void);
struct
{
void (*fn) (int status, void *arg);
void *arg;
} on;
struct
{
void (*fn) (void *arg, int status);
void *arg;
void *dso_handle;
} cxa;
} func;
};
struct exit_function_list
{
struct exit_function_list *next;
size_t idx;
struct exit_function fns[32];
};
extern struct exit_function_list *__exit_funcs;并在 main 中打印 __exit_funcs 的地址：
printf ("__exit_funcs: %p\n", __exit_funcs);编译时会报错：
$ make
gcc -Wall -g dumpexit.o apue.o -o dumpexit
dumpexit.o: In function `dump_exit':
/home/users/yunhai01/code/apue/07.chapter/dumpexit.c:70: undefined reference to `__exit_funcs'
dumpexit.o: In function `main':
/home/users/yunhai01/code/apue/07.chapter/dumpexit.c:103: undefined reference to `__exit_funcs'
collect2: error: ld returned 1 exit status
make: *** [dumpexit] Error 1正打算放弃，无意间看到这样一段宏：
#if defined SHARED || defined LIBC_NONSHARED \
|| (BUILD_PIE_DEFAULT && IS_IN (libc))
# define attribute_hidden __attribute__ ((visibility ("hidden")))
#else
# define attribute_hidden
#endif看起来符号隐藏只针对共享库，改为静态链接试试：
dumpexit: dumpexit.o apue.o
gcc -Wall -g $^ -o $@ -static
dumpexit.o: dumpexit.c ../apue.h
gcc -Wall -g -c $< -o $@ -std=c99居然通过了。运行程序，可以正常打印 __exit_funcs 地址：
$ ./dumpexit
__exit_funcs: 0x6c74a0注意这一步需要安装 glibc 静态库：
sudo yum install glibc-static否则报下面的链接错误：
$ make dumpexit
gcc -Wall -g dumpexit.o apue.o -o dumpexit -static
/usr/bin/ld: cannot find -lc
collect2: error: ld returned 1 exit status
make: *** [dumpexit] Error 1下面增加一些打印的代码：
void dump_exit_func (struct exit_function *ef)
{
switch (ef->flavor)
{
case ef_free:
printf ("free slot\n");
break;
case ef_us:
printf ("occupy slot\n");
break;
case ef_on:
printf ("on_exit function: %p, arg: %p\n", ef->func.on.fn, ef->func.on.arg);
break;
case ef_at:
printf ("atexit function: %p\n", ef->func.at);
break;
case ef_cxa:
printf ("cxa_exit function: %p, arg: %p, dso: %p\n", ef->func.cxa.fn, ef->func.cxa.arg, ef->func.cxa.dso_handle);
break;
default:
printf ("unknown type: %d\n", ef->flavor);
break;
}
}
void dump_exit ()
{
struct exit_function_list *l = __exit_funcs;
while (l != NULL)
{
printf ("total %d record\n", l->idx);
for (int i=0; i<l->idx; ++ i)
{
dump_exit_func (&l->fns[i]);
}
l = l->next;
}
}平平无奇的代码，为了增加可读性，事先注册了几个处理器：
void do_dirty_work ()
{
printf ("doing dirty works!\n");
}
void bye ()
{
printf ("bye, forks~\n");
}
void times ()
{
static int counter = 32;
printf ("times %d\n", counter--);
}
int main ()
{
int ret = 0;
printf ("__exit_funcs: %p\n", __exit_funcs);
ret = atexit (do_dirty_work);
if (ret != 0)
err_sys ("atexit");
else
printf ("register do_dirty_work %p\n", (void *)do_dirty_work);
ret = atexit (bye);
if (ret != 0)
err_sys ("bye1");
else
printf ("register bye %p\n", (void *)bye);
ret = atexit (times);
if (ret != 0)
err_sys ("times");
else
printf ("register times %p\n", (void *)times);
dump_exit ();
printf ("main is done!\n");
return 0;
}运行后效果如下：
$ ./dumpexit
__exit_funcs: 0x6c74a0
register do_dirty_work 0x40115a
register bye 0x40116a
register times 0x40117a
total 4 record
cxa_exit function: 0x24a492d7cf90f3f0, arg: (nil), dso: (nil)
cxa_exit function: 0x24a492d76ac4f3f0, arg: (nil), dso: (nil)
cxa_exit function: 0x24a492d76aa4f3f0, arg: (nil), dso: (nil)
cxa_exit function: 0x24a492d76a84f3f0, arg: (nil), dso: (nil)
main is done!
times 32
bye, forks~
doing dirty works!看起来有 4 个处理器，然而它们的地址却都一样，和我准备的那三个函数地址完全不同。
不清楚是否因为 glibc 版本变迁，导致 __exit_funcs 的内部结构发生了变化，还是什么其它原因导致成员对齐出了问题，最终没有打印出来预期的结果，有了解的同学不吝赐教。
后记
code browser 已经足够强大，美中不足的是缺少书签功能，在追踪调用栈时回退不是特别方便。
好在 Bing 同学已经贴心的为我们提供了相关的插件：https://github.com/caibingcheng/codebrowser-bookmark
安装之后浏览本文用的到几个关键函数效果如下：
直接点击书签就可以跳转到历史位置了，比之前多次回退方便多了。
实际操作起来非常简单，以我古老的 firefox 为例：
- 安装油猴脚本管理器：https://addons.mozilla.org/zh-CN/firefox/addon/tampermonkey/，这一步基本是安装了一个浏览器 add-on
- 导入书签插件：https://greasyfork.org/zh-CN/import，这一步需要填入 Bing 同学提供的脚本地址 (https://raw.githubusercontent.com/caibingcheng/codebrowser-bookmark/master/index.js)，然后点击导入：
在新页面中安装导入的插件：
从弹出的窗口中选择直接安装：
这里会提示安装油猴脚本管理器，如果已经安装可以忽略提示：
点击安装后就可以看到脚本版本了：
回到 code browser，刷新下页面就可以看到书签小窗口啦~
需要注意的是，书签是本地存储的，在一台设备上创建的书签，不会自动同步到另一台设备哦。
参考
[1]. code browser
[2]. glibc-exit源码阅读
[3]. codebrowser书签插件
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