這篇文章主要介紹“C語言未定義行為分析”，在日常操作中，相信很多人在C語言未定義行為分析問題上存在疑惑，小編查閱了各式資料，整理出簡單好用的操作方法，希望對大家解答”C語言未定義行為分析”的疑惑有所幫助！接下來，請跟著小編一起來學(xué)習(xí)吧！
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他在白板上寫了幾行代碼，并問這個(gè)程序會(huì)輸出什么？
#include int main(){ int i = 0; int a[] = {10,20,30}; int r = 1 * a[i++] + 2 * a[i++] + 3 * a[i++]; printf("%d\n", r); return 0; }
看上去相當(dāng)簡單明了。我解釋了操作符的優(yōu)先順序——后綴操作比乘法先計(jì)算、乘法比加法先計(jì)算，并且乘法和加法的結(jié)合性都是從左到右，于是我抓出運(yùn)算符號并開始寫出算式。
int r = 1 * a[i++] + 2 * a[i++] + 3 * a[i++]; // = a[0] + 2 * a[1] + 3 * a[2]; // = 10 + 40 + 90; // = 140
我自鳴得意地寫下答案后，我的同事回應(yīng)了一個(gè)簡單的“不”。我想了幾分鐘后，還是被難住了。我不太記得后綴操作符的結(jié)合順序了。此外，我知道那個(gè)順 序甚至 不會(huì)改變這里的值計(jì)算的順序，因?yàn)榻Y(jié)合規(guī)則只會(huì)應(yīng)用于同級的操作符之間。但我想到了應(yīng)該根據(jù)后綴操作符都從右到左求值的規(guī)則，嘗試算一遍這條算式。看上去 相當(dāng)簡單明了。
int r = 1 * a[i++] + 2 * a[i++] + 3 * a[i++]; // = a[2] + 2 * a[1] + 3 * a[0]; // = 30 + 40 + 30; // = 100
我的同事再一次回答說，答案仍是錯(cuò)的。這時(shí)候我只好認(rèn)輸了，問他答案是什么。這段短小的樣例代碼原來是從他寫過的更大的代碼段里刪減出來的。為了驗(yàn) 證他的問題，他編譯并且運(yùn)行了那個(gè)更大的代碼樣例，但是驚奇地發(fā)現(xiàn)那段代碼沒有按照他預(yù)想的運(yùn)行。他刪減了不需要的步驟后得到了上面的樣例代碼，用gcc 4.7.3編譯了這段樣例代碼，結(jié)果輸出了令人吃驚的結(jié)果：“60”。
這時(shí)我被迷住了。我記得，C語言里，函數(shù)參數(shù)的計(jì)算求值順序是未定義的，所以我們以為后綴操作符只是遵照某個(gè)隨機(jī)的、而非從左至右的順序，計(jì)算的。 我們?nèi)匀淮_信后綴比加法和乘法擁有更高的操作優(yōu)先級，所以很快證明我們自己，不存在我們可以計(jì)算i++的順序，使得這三個(gè)數(shù)組元素一起加起來、乘起來得到 60。
現(xiàn)在我已對此入迷了。我的***個(gè)想法是，查看這段代碼的反匯編代碼，然后嘗試查出它實(shí)際上發(fā)生了什么。我用調(diào)試符號（debugging symbols）編譯了這段樣例代碼，用了objdump后很快得到了帶注釋的x86_64反匯編代碼。
Disassembly of section .text: 0000000000000000 : #include int main(){ 0: 55 push %rbp 1: 48 89 e5 mov %rsp,%rbp 4: 48 83 ec 20 sub $0x20,%rsp int i = 0; 8: c7 45 e8 00 00 00 00 movl $0x0,-0x18(%rbp) int a[] = {10,20,30}; f: c7 45 f0 0a 00 00 00 movl $0xa,-0x10(%rbp) 16: c7 45 f4 14 00 00 00 movl $0x14,-0xc(%rbp) 1d: c7 45 f8 1e 00 00 00 movl $0x1e,-0x8(%rbp) int r = 1 * a[i++] + 2 * a[i++] + 3 * a[i++]; 24: 8b 45 e8 mov -0x18(%rbp),%eax 27: 48 98 cltq 29: 8b 54 85 f0 mov -0x10(%rbp,%rax,4),%edx 2d: 8b 45 e8 mov -0x18(%rbp),%eax 30: 48 98 cltq 32: 8b 44 85 f0 mov -0x10(%rbp,%rax,4),%eax 36: 01 c0 add %eax,%eax 38: 8d 0c 02 lea (%rdx,%rax,1),%ecx 3b: 8b 45 e8 mov -0x18(%rbp),%eax 3e: 48 98 cltq 40: 8b 54 85 f0 mov -0x10(%rbp,%rax,4),%edx 44: 89 d0 mov %edx,%eax 46: 01 c0 add %eax,%eax 48: 01 d0 add %edx,%eax 4a: 01 c8 add %ecx,%eax 4c: 89 45 ec mov %eax,-0x14(%rbp) 4f: 83 45 e8 01 addl $0x1,-0x18(%rbp) 53: 83 45 e8 01 addl $0x1,-0x18(%rbp) 57: 83 45 e8 01 addl $0x1,-0x18(%rbp) printf("%d\n", r); 5b: 8b 45 ec mov -0x14(%rbp),%eax 5e: 89 c6 mov %eax,%esi 60: bf 00 00 00 00 mov $0x0,%edi 65: b8 00 00 00 00 mov $0x0,%eax 6a: e8 00 00 00 00 callq 6f return 0; 6f: b8 00 00 00 00 mov $0x0,%eax } 74: c9 leaveq 75: c3 retq
***和***的幾個(gè)指令只建立了堆棧結(jié)構(gòu)，初始化變量的值，調(diào)用printf函數(shù)，還從main函數(shù)返回。所以我們實(shí)際上只需要關(guān)心從0×24到0×57之間的指令。那是令人關(guān)注的行為發(fā)生的地方。讓我們每次查看幾個(gè)指令。
24: 8b 45 e8 mov -0x18(%rbp),%eax 27: 48 98 cltq 29: 8b 54 85 f0 mov -0x10(%rbp,%rax,4),%edx
***的三個(gè)指令與我們預(yù)期的一致。首先，它把i(0)的值加載到eax寄存器，帶符號擴(kuò)展到64位，然后加載a[0]到edx寄存器。這里的乘以1的運(yùn)算（1*）顯然被編譯器優(yōu)化后去除了，但是一切看起來都正常。接下來的幾個(gè)指令開始時(shí)也大致相同。
2d: 8b 45 e8 mov -0x18(%rbp),%eax 30: 48 98 cltq 32: 8b 44 85 f0 mov -0x10(%rbp,%rax,4),%eax 36: 01 c0 add %eax,%eax 38: 8d 0c 02 lea (%rdx,%rax,1),%ecx
***個(gè)mov指令把i的值（仍然是0）加載進(jìn)eax寄存器，帶符號擴(kuò)展到64位，然后加載a[0]進(jìn)eax寄存器。有意思的事情發(fā)生了——我們再次 期待 i++在這三條指令之前已經(jīng)運(yùn)行過了，但也許***兩條指令會(huì)用某種匯編的魔法來得到預(yù)期的結(jié)果(2*a[1]）。這兩條指令把eax寄存器的值自加了一 次，實(shí)際上執(zhí)行了2*a[0]的操作，然后把結(jié)果加到前面的計(jì)算結(jié)果上，并存進(jìn)ecx寄存器。此時(shí)指令已經(jīng)求得了a[0] + 2 * a[0]的值。事情開始看起來有一些奇怪了，然而再一次，也許某個(gè)編譯器魔法在發(fā)生。
3b: 8b 45 e8 mov -0x18(%rbp),%eax 3e: 48 98 cltq 40: 8b 54 85 f0 mov -0x10(%rbp,%rax,4),%edx 44: 89 d0 mov %edx,%eax
接下來這些指令開始看上去相當(dāng)熟悉。他們加載i的值（仍然是0），帶符號擴(kuò)展至64位，加載a[0]到edx寄存器，然后拷貝edx里的值到eax。嗯，好吧，讓我們在多看一些：
46: 01 c0 add %eax,%eax 48: 01 d0 add %edx,%eax 4a: 01 c8 add %ecx,%eax 4c: 89 45 ec mov %eax,-0x14(%rbp)
在這里把a(bǔ)[0]自加了3次，再加上之前的計(jì)算結(jié)果，然后存入到變量“r”?，F(xiàn)在不可思議的事情——我們的變量r現(xiàn)在包含了a[0] + 2 * a[0] + 3 * a[0]。足夠肯定的是，那就是程序的輸出：“60”。但是那些后綴操作符上發(fā)生了什么？他們都在***：
4f: 83 45 e8 01 addl $0x1,-0x18(%rbp) 53: 83 45 e8 01 addl $0x1,-0x18(%rbp) 57: 83 45 e8 01 addl $0x1,-0x18(%rbp)
看上去我們編譯版本的代碼完全錯(cuò)了！為什么后綴操作符被扔到***下、所有任務(wù)已經(jīng)完成之后？隨著我對現(xiàn)實(shí)的信仰減少，我決定直接去找本源。不，不是編譯器的源代碼——那只是實(shí)現(xiàn)——我抓起了C11語言規(guī)范。
這個(gè)問題處在后綴操作符的細(xì)節(jié)。在我們的案例中，我們在單個(gè)表達(dá)式里對數(shù)組下標(biāo)執(zhí)行了三次后綴自增。當(dāng)計(jì)算后綴操作符時(shí)，它返回變量的初始值。把新 的值再分配回變量是一個(gè)副作用。結(jié)果是，那個(gè)副作用只被定義為只被付諸于各順序點(diǎn)之間。參照標(biāo)準(zhǔn)的5.1.2.3章節(jié)，那里定義了順序點(diǎn)的細(xì)節(jié)。但在我們 的例子中，我們的表達(dá)式展示了未定義行為。它完全取決于編譯器對于 什么時(shí)候 給變量分配新值的副作用會(huì)執(zhí)行 相對于表達(dá)式的其他部分。
到此，關(guān)于“C語言未定義行為分析”的學(xué)習(xí)就結(jié)束了，希望能夠解決大家的疑惑。理論與實(shí)踐的搭配能更好的幫助大家學(xué)習(xí)，快去試試吧！若想繼續(xù)學(xué)習(xí)更多相關(guān)知識，請繼續(xù)關(guān)注創(chuàng)新互聯(lián)網(wǎng)站，小編會(huì)繼續(xù)努力為大家?guī)砀鄬?shí)用的文章！
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新聞來源：
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