我在日常工作中使用C语言中的位域(bit field)的场景甚少，原因大致有二：

* 一直从事于服务器后端应用的开发，现在的服务器的内存容量已经达到了数十G的水平，我们一般不需要为节省几个字节而使用内存布局更加紧凑的位域。
* 结构体中位域的实现是平台相关或Compiler相关的，移植性较差，我们不会贸然地给自己造“坑”的。

不过近期Linux技术内核社区（www.linux-kernel.cn) mail list中的一个问题让我觉得自己对bit field的理解还欠火候，于是乎我又花了些时间就着那个问题重新温习一遍bit field。

零、对bit field的通常认知

在C语言中，我们可以得到某个字节的内存地址，我们具备了操作任意内存字节的能力；在那个内存空间稀缺的年代，仅仅控制到字节级别还不足以满足C 程序员的胃口，为此C语言中又出现了bit级别内存的“有限操作能力” – 位域。这里所谓的“有限”指的是机器的最小粒度寻址单位是字节，我们无法像获得某个字节地址那样得到某个bit的地址，因此我们仅能通过字节的运算来设置 和获取某些bit的值。在C语言中，尝试获得一个bit field的地址是非法操作：

struct flag_t {
    int a : 1;
};

struct flag_t flg;
printf("%p\n", &flg.a);

error: cannot take address of bit-field ‘a’

以下是C语言中bit field的一般形式：

struct foo_t {
    unsigned int b1 : n1,
                 b2 : n2,
                 … …
                 bn : nk;
};

其中n1，n2，nk为对应位域所占据的bit数。

位域(bit field)的出现让我们可以用变量名代表某些bit，并通过变量名直接获得和设置一些内存中bit的值，而不是通 过晦涩难以理解的位操作来进行，例如：

struct foo_t {
    unsigned int a : 3,
                 b : 2,
                 c : 4;
};

struct foo_t f;
f.a = 3;
f.b = 1;
f.c = 12;

另外使用位域我们可以在展现和存储相同信息的同时，自定义更加紧凑的内存布局，节约内存的使用量。这使得bit field在嵌入式领域，在驱动程序领域得到广泛的应用，比如可以仅用两个字节就可以将tcpheader从dataoffset到fin的信息全部表示 和存储起来：

struct tcphdr {
    … …
    __u16   doff:4,
            res1:4,
            cwr:1,
            ece:1,
            urg:1,
            ack:1,
            psh:1,
            rst:1,
            syn:1,
            fin:1;
    … …
};

一、存储单元(storage unit)

C标准允许unsigned int/signed int/int类型的位域声明，C99中加入了_Bool类型的位域。但像Gcc这样的编译器自行加入了一些扩展，比如支持short、char等整型类 型的位域字段，使用其他类型声明位域将得到错误的结果，比如：

struct flag_t {
    char* a : 1;
};
 error: bit-field ‘a’ has invalid type

C编译器究竟是如何为bit field分配存储空间的呢？我们以Gcc编译器(Ubuntu 12.04.2 x86_64 Gcc 4.7.2 )为例一起来探究一下。

我们先来看几个基本的bit field类型的例子：

struct bool_flag_t {
    _Bool a : 1,
          b : 1;
};

struct char_flag_t {
    unsigned char a : 2,
                  b : 3;
};

struct short_flag_t {
    unsigned short a : 2,
                   b : 3;
};

struct int_flag_t {
    int a : 2,
        b : 3;
};

int
main()
{
    printf("%ld\n", sizeof(struct bool_flag_t));
    printf("%ld\n", sizeof(struct char_flag_t));
    printf("%ld\n", sizeof(struct short_flag_t));
    printf("%ld\n", sizeof(struct int_flag_t));

    return 0;
}

编译执行后的输出结果为：
1
1
2
4

可以看出Gcc为不同类型的bit field分配了不同大小的基本内存空间。_Bool和char类型的基本存储空间为1个字节；short类型的基本存储空间为2个字节，int型的为4 个字节。这些空间的分配是基于结构体内部的bit field的size没有超出基本空间的界限为前提的。以short_flag_t为例：

struct short_flag_t {
    unsigned short a : 2,
                   b : 3;
};

a、b两个bit field总共才使用了5个bit的空间，所以Compiler只为short_flag_t分配一个基本存储空间就可以存储下这两个bit field。如果bit field的size变大，size总和超出基本存储空间的size时，编译器会如何做呢？我们还是看例子：

struct short_flag_t {
    unsigned short a : 7,
                   b : 10;
};

将short_flag_t中的两个bit字段的size增大后，我们得到的sizeof(struct short_flag_t)变成了4，显然Compiler发现一个基础存储空间已经无法存储下这两个bit field了，就又为short_flag_t多分配了一个基本存储空间。这里我们所说的基本存储空间就称为“存储单元(storage unit)”。它是Compiler在给bit field分配内存空间时的基本单位，并且这些分配给bit field的内存是以存储单元大小的整数倍递增的。但从上面来看，不同类型bit field的存储单元大小是不同的。

sizeof(struct short_flag_t)变成了4，那a和b有便会有至少两种内存布局方式：
* a、b紧邻
* b在下一个可存储下它的存储单元中分配内存

具体采用哪种方式，是Compiler相关的，这会影响到bit field的可移植性。我们来测试一下Gcc到底采用哪种方式：

void
dump_native_bits_storage_layout(unsigned char *p, int bytes_num)
{

    union flag_t {
        unsigned char c;
        struct base_flag_t {
            unsigned int p7:1,
                         p6:1,
                         p5:1,
                         p4:1,
                         p3:1,
                         p2:1,
                         p1:1,
                         p0:1;
        } base;
    } f;

    for (int i = 0; i < bytes_num; i++) {
        f.c = *(p + i);
        printf("%d%d%d%d %d%d%d%d ",
                         f.base.p7,
                         f.base.p6, 
                         f.base.p5, 
                         f.base.p4, 
                         f.base.p3,
                         f.base.p2, 
                         f.base.p1, 
                         f.base.p0);
    }
    printf("\n");
}

struct short_flag_t {
    unsigned short a : 7,
                   b : 10;
};

 struct short_flag_t s;
 memset(&s, 0, sizeof(s));
 s.a = 113; /* 0111 0001 */
 s.b = 997; /* 0011 1110 0101 */

 dump_native_bits_storage_layout((unsigned char*)&s, sizeof(s));
 
编译执行后的输出结果为： 1000 1110 0000 0000 1010 0111 1100 0000。可以看出Gcc采用了第二种方式，即在为a分配内存后，发现该存储单元剩余的空间(9 bits)已经无法存储下字段b了，于是乎Gcc又分配了一个存储单元(2个字节)用来为b分配空间，而a与b之间也因此存在了空隙。

我们还可以通过匿名0长度位域字段的语法强制位域在下一个存储单元开始分配，例如：

struct short_flag_t {
    unsigned short a : 2,
                   b : 3;
};
这个结构体本来是完全可以在一个存储单元(2字节)内为a、b两个位域分配空间的。如果我们非要让b放在与a不同的存储单元中，我们可以通过加入 匿名0长度位域的方法来实现：

struct short_flag_t {
    unsigned short a : 2;
    unsigned short   : 0;
    unsigned short b : 3;
};

这样声明后，sizeof(struct short_flag_t)变成了4。

 struct short_flag_t s;
 memset(&s, 0, sizeof(s));
 s.a = 2; /* 10 */
 s.b = 4; /* 100 */

 dump_native_bits_storage_layout((unsigned char*)&s, sizeof(s));

执行后，输出的结果为：

0100 0000 0000 0000 0010 0000 0000 0000

可以看到位域b被强制放到了第二个存储单元中。如果没有那个匿名0长度的位域，那结果应该是这样的：

0100 1000 0000 0000

最后位域的长度是不允许超出其类型的最大长度的，比如：

struct short_flag_t {
    short a : 17;
};

error: width of ‘a’ exceeds its type

二、位域的位序

再回顾一下上一节的最后那个例子（不使用匿名0长度位域时）：

 struct short_flag_t s;
 memset(&s, 0, sizeof(s));
 s.a = 2; /* 10 */
 s.b = 4; /* 100 */

dump bits的结果为0100 1000 0000 0000。

怎么感觉输出的结果与s.a和s.b的值对不上啊！根据a和b的值，dump bits的输出似乎应该为1010 0000 0000 0000。对比这两个dump结果不同的部分：1010 0000 vs. 0100 1000，a和b的bit顺序恰好相反。之前一直与字节序做斗争，难不成bit也有序之分？事实就是这样的。bit也有order的概念，称为位序。位域字 段的内存位排序就称为该位域的位序。

我们来回顾一下字节序的概念，字节序分大端(big-endian，典型体系Sun Sparc)和小端(little-endian，典型体系Intel x86)：
大端指的是数值（比如0×12345678）的逻辑最高位(0×12)放在起始地址（低地址）上，简称高位低址，就是高位放在起始地址。
小端指的是数值（比如0×12345678）的逻辑最低位(0×78)放在起始地址（低地址）上，简称低位低址，就是低位放在起始地址。

看下面例子：

int
main()
{
    char c[4];
    unsigned int i = 0×12345678;
    memcpy(c, &i, sizeof(i));

    printf("%p – 0x%x\n", &c[0], c[0]);
    printf("%p – 0x%x\n", &c[1], c[1]);
    printf("%p – 0x%x\n", &c[2], c[2]);
    printf("%p – 0x%x\n", &c[3], c[3]);
}

在x86 (小端机器)上输出结果如下：

0x7fff1a6747c0 – 0×78
0x7fff1a6747c1 – 0×56
0x7fff1a6747c2 – 0×34
0x7fff1a6747c3 – 0×12

在sparc(大端机器)上输出结果如下：

ffbffbd0 – 0×12
ffbffbd1 – 0×34
ffbffbd2 – 0×56
ffbffbd3 – 0×78

通过以上输出结果可以看出，小端机器的数值低位0×78放在了低地址0x7fff1a6747c0上；而大端机器则是将数值高位0×12放在了低 地址0xffbffbd0上。

机器的最小寻址单位是字节，bit无法寻址，也就没有高低地址和起始地址的概念，我们需要定义一下bit的“地址”。以一个字节为例，我们把从左到右的8个bit的位置(position)命名按顺序命名如下：

p7 p6 p5 p4 p3 p2 p1 p0

其中最左端的p7为起始地址。这样以一字节大小的数值10110101(b)为例，其在不同平台下的内存位序如下：

大端的含义是数值的最高位1（最左边的1）放在了起始位置p7上，即数值10110101的大端内存布局为10110101。
小端的含义是数值的最低位1(最右边的1)放在了起始位置p7上，即数值10110101的小端内存布局为10101101。

前面的函数dump_native_bits_storage_layout也是符合这一定义的，即最左为起始位置。

同理，对于一个bit个数为3且存储的数值为110(b)的位域而言，将其3个bit的位置按顺序命名如下：

p2 p1 p0

其在大端机器上的bit内存布局，即位域位序为： 110;
其在小端机器上的bit内存布局，即位域位序为： 011。

在此基础上，理解上面例子中的疑惑就很简单了。

 s.a = 2; /* 10(b) ，大端机器上位域位序为 10，小端为01 */
 s.b = 4; /* 100(b)，大端机器上位域位序为100，小端为001 */

于是在x86（小端）上的dump bits结果为：0100 1000 0000 0000
而在sparc(大端）上的dump bits结果为：1010 0000 0000 0000

同时我们可以看出这里是根据位域进行单独赋值的，这样位域的位序是也是以位域为单位排列的，即每个位域内部独立排序， 而不是按照存储单元（这里的存储单元是16bit）或按字节内bit序排列的。

三、tcphdr定义分析

前面提到过在linux-kernel.cn mail list中的那个问题大致如下：

tcphdr定义中的大端代码：

__u16   doff:4,
        res1:4,
        cwr:1,
        ece:1,
        urg:1,
        ack:1,
        psh:1,
        rst:1,
        syn:1,
        fin:1;

问题是其对应的小端代码该如何做字段排序？似乎有两种方案摆在面前：

方案1:
__u16    res1:4,
         doff:4,
         fin:1,
         syn:1,
         rst:1,
         psh:1,
         ack:1,
         urg:1,
         ece:1,
         cwr:1;

or

方案2:
__u16   cwr:1,
        ece:1,
        urg:1,
        ack:1,
        psh:1,
        rst:1,
        syn:1,
        fin:1,
        res1:4
        doff:4;

个人觉得这两种方案从理论上都是没错的，关键还是看tcphdr是如何进行pack的，是按__u16整体打包，还是按byte打包。原代码中使用的是方 案1，推测出tcphdr采用的是按byte打包的方式，这样我们只需调换byte内的bit顺序即可。res1和doff是一个字节内的两个位域，如果 按自己打包，他们两个的顺序对调即可在不同端的平台上得到相同的结果。用下面实例解释一下：

假设在大端系统上，doff和res1的值如下：

doff res1
1100 1010 大端

在大端系统上pack后，转化为网络序：

doff res1
1100 1010 网络序

小端系统接收后，转化为本地序：

0101 0011

很显然，我们应该按如下方法对应：

res1 doff
0101 0011

也就相当于将doff和res1的顺序对调，这样在小端上依旧可以得到相同的值。

这也是在ChinaUnix上看了几篇关于C语言'位域(Bit Fields)'的帖子之后，才想写下这篇文章的。其实在平时的工作中很少使用到'位域'，我是搞服务器端程序设计的，大容量的内存可以让我毫不犹豫的任意'挥霍'^_^。想必搞嵌入式编程的朋友们对位域的使用应该不陌生吧。这里我也仅仅是凭着对C语言钻研的兴趣来学习一下'位域'的相关知识的，可能有些说法没有实践，缺乏说服力。

具体也不是很清楚当年C语言的创造者为什么要加入位域这一语法支持，那是太遥远的事情了，我们不需要再回顾了，既然大师们为我们创造了它，我们使用便是了。

毋庸置疑，位域的引入给用户的最大的好处莫过于可以有效的利用'昂贵'的内存和操作bit的能力了。而且这种操作bit位的能力很是方便，利用结构体域名即可对这些bit进行操作。例如：

struct foo {
 int a : 1;
 int b : 2;
 short c : 1;
};

struct foo aFoo;
aFoo.a = 1;
aFoo.b = 3;
aFoo.c = 0;

通过结构体实例.域名即可修改某些bit得值，这些都是编译器的'甜头'。当然我们也可以自己通过一些'掩码'和移位操作来修改这些bit，当然如果不是十分需要，我们是不需要这么做的。

位域还提供一种叫'匿名'位域的语法，它常用来'填缺补漏'，由于是'匿名'，所以你不能像上面那样去访问它。如：
struct foo1 {
 int a : 1;
 int   : 2;
 short c : 1;
};
在foo1的成员a和c之间有一个2 bits的匿名位域。

在foo结构体的定义中，成员a虽然类型为int，但是它仅仅占据着4个字节中的一个bit的空间；类似b占据2个bit空间，但是b到底是占据第一个int的2个bit空间呢还是第二个int的2个bit空间呢？这里实际上也涉及到如何对齐带有'位域'的结构体这样一个问题。我们来分析一下。

我们再来看看下面两个结构体定义：
struct foo2 {
        char    a : 2;
        char    b : 3;
        char    c : 1;
};

struct foo3 {
        char    a : 2;
        char    b : 3;
        char    c : 7;
};
我们来打印一下这两个结构体的大小，我们得到的结果是：
sizeof(struct foo2) = 1
sizeof(struct foo3) = 2
显然都不是我们期望的，如果按照正常的内存对齐规则，这两个结构体大小均应该为3才对，那么问题出在哪了呢？首先通过这种现象我们可以肯定的是：带有'位域'的结构体并不是按照每个域对齐的，而是将一些位域成员'捆绑'在一起做对齐的。以foo2为例，这个结构体中所有的成员都是char型的，而且三个位域占用的总空间为6 bit 8 bit(1 byte)，这里位域是不能跨越两个成员基本类型空间的，这时编译器将a和b两个成员'捆绑'按照char做对齐，而c单独拿出来以char类型做对齐，这样实际上在b和c之间出现了空隙，但这也是最节省空间的方法了。我们再看一种结构体定义：

struct foo4 {
        char    a : 2;
        char    b : 3;
        int c : 1;
};

在foo4中虽然三个位域所占用空间之和为6 bit < 8 bit(1 byte)，但是由于char和int的对齐系数是不同的，是不能捆绑在一起，那是不是a、b捆绑在一起按照char对齐，c单独按照int对齐呢？我们打印一下sizeof(struct foo4)发现结果为4，也就是说编译器把a、b、c一起捆绑起来并以int做对齐了。

通过上面的例子我们发现很难总结出很规律性的东西，但是带有'位域'的结构体的对齐有条原则可以遵循，那就是："尽量减少结构体的占用空间"。当然显式的使用内存对齐的机会也并不多。^_^