Linux信号

目录

1. 信号的概念搞定（输出结论，支撑我们的理解）

补充知识

2.信号的产生 

补充知识 

3.信号的保存

4.阻塞信号

1. 信号其他相关常见概念

2. 在内核中的表示

3. sigset_t 

4. 信号集操作函数

sigprocmask

sigpending

5. 信号的处理

 1.什么时候被处理的

补充内容 重谈地址空间 3 

6.信号捕捉 

 1. 内核如何实现信号的捕捉

2. sigaction 

 知识补充 可重入函数

知识补充 volatile 

SIGCHLD信号

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1. 信号的概念搞定（输出结论，支撑我们的理解）

 我们日常生活中遇到的信号：信号弹 上下课铃声 红绿灯 闹钟等等

a.我们怎么认识这些信号？ 有人教->然后我们记住

什么叫认识？ 我们需要识别信号并且知道信号的处理办法 

b.即使现在没有信号产生 我也知道信号产生之后我干什么

c.信号产生了 我们可能并不立即处理这个信号，而是在合适的时候处理。因为我们可能在做更加重要的事情

所以信号产生--------时间窗口------信号处理 （信号的处理方式1.默认动作2.忽略3.自定义动作 ，也被称为信号的捕捉）

所以在这个时间窗口之内，我们必须记住信号的到来

上面所有的我和我们，在Linux下就是进程，因此进程

1.进程必须可以 识别+处理  信号-------即使信号没有产生，也要具备处理信号的能力------信号的处理能力属于进程内置功能的一部分

2.进程即使是没有收到信号，也知道哪些信号该如何处理

3.当进程真的收到了一个具体信号的时候，进程可能并不会立即处理这个信号，而是在合适的时候处理

4.信号产生到信号开始处理会有时间窗口。进程具有临时保存哪些信号已经发生了的能力

ctrl + c 为什么能杀掉我们的前台进程呢？------>键盘输入首先是被前台进程收到的

Linux中，依次登陆中，一个终端，一般会配上一个bash，每一个登录只允许一个进程是前台进程，但是可以允许多个进程是后台进程

ctrl+c本质是被进程解释成为收到了2号信号

1-31属于普通信号

34-64属于实时信号需要立即处理，本文暂且不作讨论 

下面进行一个实验

1.处理信号时，默认，忽略，自定义 这三种行为都是并列的，一次只执行一种

2.signal 的方法只需要设置一次，往后就一直有效。

但是是在条件发生的时候才会生效，即收到了对应信号时

补充知识

        我们操作系统是如何知道硬件上有数据输入呢？并不是轮换地去遍历，而是通过硬件中断的机制来进行处理的。

        例如键盘，如果键盘上有数据，那么键盘会发送一个中断信号（假设为10），这个信号是电信号，由中断单元发送，中断单元连接到cpu众多针脚中的一个，同时让cpu中的某个寄存器中存下10。在发送时，在硬件上信号由0（放电）1（充电）这样的充放电来控制，在软件上我们只需要通过对应的类型转换即可转换成数字。

        操作系统中有一个中断向量表（一个数组），里面不同下标中存的就是访问不同硬件的内置访问方法。

我们的信号系统和这个没有关系，不过却是在软件层面对硬件中断的一种模仿 

2.信号的产生 

1.键盘组合键：

ctrl + c

ctrl +  \

2.kill 命令

kill -signo pid

3.系统调用

kill，给任何进程发任何信号

raise 给本进程发任何信号

abort 给本进程发6号信号，发完后再退出

4. 异常（硬件层面异常）

a.除0错误

        简单来说，出现除0错误时，cpu里面的状态寄存器中的溢出标志位会改变。

        cpu出现问题了，那么操作系统作为硬件的管理者，也理应管理进行处理，操作系统会给对应进程发信号。是否停止发信号取决于状态寄存器，也即进程的上下文，若是进程并未退出，那么进程的上下文也不会切换走，此时操作系统就会不断地向进程发信号。

        这种异常虽然是在cpu中，但是其实只影响一个进程。如果某个问题进程被切换掉了，那么它的上下文不管是否出现异常，这个上下文也会被切换。

b.段错误

其实也类似，即虚拟到物理内存转化失败。cpu中也有对应的寄存器存储

实际上，MMU是集成在cpu中的，页表中的地址也是存在cpu中的，转化失败的地址也会存储在cpu中。

每种异常的默认处理方式都是退出。 异常的处理涉及得更多，其中也会包含信号的处理。

 其实，操作系统让我们捕捉信号并不是让我们进行操作去解决这些异常，而是让我们异常出现得更明白，像我们可以保存日志再退出，等等。

我们在各种语言比如c++c语言，语言中也有自己的异常的概念，上层是怎么识别对应异常的呢？这时候我们就应该知道是底层的信号起了作用，不同的信号代表了不同的异常。

 5.软件条件

异常只会由硬件产生吗？并不是

例如我们之前 学习到的管道，如果我们写端一直再写，而读端则被关闭。那么写端也会被直接关闭，并且操作系统会给进程发一个13号的SIGPIPE的信号

不过操作系统对于一些问题的处理也有区别，比如下面这种

（这里也可以是写）这里并不会直接报错，出现异常，而是以返回值的形式来告诉我们。 

        软件上不仅仅会出异常，也可以出一些特殊事件，比如：闹钟（不过闹钟也有他的类别，这里我们只介绍普通闹钟）

        闹钟就是一段时间后向进程发一个信号，返回值是闹钟响的时候距离预定时间的相隔秒数，例如我设置闹钟5秒后响，但是闹钟第三秒就响了，那么返回值就是2.

        下面是利用闹钟每隔五秒进行一个打印，闹钟设置后会直接返回，因此会不断执行while里面的代码

补充知识 

core dump

在我们之前的学习中，我们知道进程有正常终止和被信号所杀两种，其中我们没讲到的是，如果进程被信号所杀，退出码中会有一位作为core dump标志。

不过默认云服务器中的core dump功能是被关闭的，这个稍后再讲。

我们可以如上方式提取。

正常状态下core dump功能被关闭，如下。

不过我们可以打开 （同时编译时要-g，debug模式）

 

打开之后我们进行实验

 

 我们发现，在我们打开core dump功能之后，一旦进程出现异常，操作系统会将进程在内存中的运行信息给我们转存到进程当前目录（磁盘），形成core.pid文件。

我们要查看，进到gdb调试里面之后再输入相关内容即可。会直接复现问题之后直接定位到出错行，先运行，再core dump，事后调试

         但是我们会发现core.pid文件的大小还是挺大的，由于大多数时候我们服务挂了要立刻重启，（后面才是基于日志等进行修正），若是某个服务出现了问题，一重启就立刻挂了，那么就会不断形成core.pid文件，对操作系统产生危害。

3.信号的保存

a.什么是信号的发送

 比特位的内容是0还是1表明是否收到

比特位的位置 标识信号的编号

所谓的发信号，本质是操作系统去修改task_struct 的信号位图对应的比特位。

操作系统是进程的管理者，只有它才有资格修改task_struct的内部属性！

b为什么要保存信号

进程收到信号之后，可能不会立即处理这个信号。信号不会被处理，就会有一个时间窗口

4.阻塞信号

1. 信号其他相关常见概念

1.实际执行信号的处理动作称为信号递达(Delivery)
2.信号从产生到递达之间的状态,称为信号未决(Pending)。
3.进程可以选择阻塞 (Block )某个信号。
4.被阻塞的信号产生时将保持在未决状态,直到进程解除对此信号的阻塞,才执行递达的动作.
5.注意,阻塞和忽略是不同的,只要信号被阻塞就不会递达,而忽略是在递达之后可选的一种处理动作。

2. 在内核中的表示

 信号在内核中的表示示意图

        1. 每个信号都有两个标志位分别表示阻塞(block)和未决(pending),还有一个函数指针表示处理动作。信号产生时,内核在进程控制块中设置该信号的未决标志,直到信号递达才清除该标志。在上图的例子中,SIGHUP信号未阻塞也未产生过,当它递达时执行默认处理动作。
        2.SIGINT信号产生过,但正在被阻塞,所以暂时不能递达。虽然它的处理动作是忽略,但在没有解除阻塞之前不能忽略这个信号,因为进程仍有机会改变处理动作之后再解除阻塞。
        3.SIGQUIT信号未产生过,一旦产生SIGQUIT信号将被阻塞,它的处理动作是用户自定义函数sighandler。如果在进程解除对某信号的阻塞之前这种信号产生过多次,将如何处理?POSIX.1允许系统递送该信号一次或多次。Linux是这样实现的:常规信号在递达之前产生多次只计一次,而实时信号在递达之前产生多次可以依次放在一个队列里。本章不讨论实时信号。

3. sigset_t 

         从上图来看,每个信号只有一个bit的未决标志,非0即1,不记录该信号产生了多少次,阻塞标志也是这样表示的。
        因此,未决和阻塞标志可以用相同的数据类型sigset_t来存储,sigset_t称为信号集,这个类型可以表示每个信号的“有效”或“无效”状态,在阻塞信号集中“有效”和“无效”的含义是该信号是否被阻塞,而在未决信号集中“有效”和“无效”的含义是该信号是否处于未决状态。

        下一节将详细介绍信号集的各种操作。 阻塞信号集也叫做当前进程的信号屏蔽字(Signal Mask),这里的“屏蔽”应该理解为阻塞而不是忽略。

        sigset_t 定义的类型在外部可以视为一个位图，我们不需要关心它的内部是怎么样的，但是我们必须通过系统调用接口来进行操作，见4

4. 信号集操作函数

        sigset_t类型对于每种信号用一个bit表示“有效”或“无效”状态,至于这个类型内部如何存储这些bit则依赖于系统实现,从使用者的角度是不必关心的,使用者只能调用以下函数来操作sigset_ t变量,而不应该对它的内部数据做任何解释,比如用printf直接打印sigset_t变量是没有意义的 

#include <signal.h>
int sigemptyset(sigset_t *set);
int sigfillset(sigset_t *set);
int sigaddset (sigset_t *set, int signo);
int sigdelset(sigset_t *set, int signo);
int sigismember（const sigset_t *set, int signo);

         函数sigemptyset初始化set所指向的信号集,使其中所有信号的对应bit清零,表示该信号集不包含 任何有效信号。
        函数sigfillset初始化set所指向的信号集,使其中所有信号的对应bit置位,表示 该信号集的有效信号包括系统支持的所有信号。
        注意,在使用sigset_ t类型的变量之前,一定要调 用sigemptyset或sigfillset做初始化,使信号集处于确定的状态。初始化sigset_t变量之后就可以在调用sigaddset和sigdelset在该信号集中添加或删除某种有效信号。

        这四个函数都是成功返回0,出错返回-1。

        sigismember是一个布尔函数,用于判断一个信号集的有效信号中是否包含某种 信号,若包含则返回1,不包含则返回0,出错返回-1。

sigprocmask

 调用函数sigprocmask可以读取或更改进程的信号屏蔽字(阻塞信号集)。

#include <signal.h>
int sigprocmask(int how, const sigset_t *set, sigset_t *oset);
返回值:若成功则为0,若出错则为-1

         如果oset是非空指针,则读取进程的当前信号屏蔽字通过oset参数传出。如果set是非空指针,则 更改进程的信号屏蔽字,参数how指示如何更改。

        如果oset和set都是非空指针,则先将原来的信号 屏蔽字备份到oset里,然后根据set和how参数更改信号屏蔽字。假设当前的信号屏蔽字为mask,下表说明了how参数的可选值。

        如果调用sigprocmask解除了对当前若干个未决信号的阻塞,则在sigprocmask返回前,至少将其中一个信号递达。 

sigpending

#include <signal.h>
sigpending()
读取当前进程的未决信号集,通过set参数传出。调用成功则返回0,出错则返回-1。 下面用刚学的几个函数做个实验。程序如下:

 里面的set参数是一个输出型参数

 

        程序运行时,每秒钟把各信号的未决状态打印一遍,由于我们阻塞了SIGINT信号,按Ctrl-C将会 使SIGINT信号处于未决状态,

        按Ctrl-\仍然可以终止程序,因为SIGQUIT信号没有阻塞。 

5. 信号的处理

 1.什么时候被处理的

当我们的进程从内核态返回到用户态的时候，进行信号的检测和处理。

调用系统调用时------操作系统是自动会做“身份”切换的，用户身份变成内核身份。或者反着来

int 80 就是一个从用户态陷入内核态的汇编语句 

内核态：允许访问操作系统的代码和数据

用户态：只能访问用户自己的代码和数据

以下这张图可以简要介绍

当进行系统调用的时候进入内核态 

进入内核态后先调用方法处理，然后进行信号的处理，如果是默认或者忽略，那么直接返回用户态，回到主函数中相应位置。

如果用户捕捉，那么虽然同样需要返回用户态，但是需要进入用户写的信号处理函数。

（关于为什么要返回用户态再执行信号处理函数，那是因为操作系统不相信用户，因此也不愿意执行用户写的代码）

信号处理函数返回时先要重新进入内核态，因为只有操作系统知道我们上回处理的代码是在主函数的哪个部分。

（系统调用并不只我们代码中主动调用的，像进程通过时间片不断轮换调度，切换等等操作都是需要进行系统调用的，那么进入内核态的机会就有很多）

补充内容 重谈地址空间 3 

 

内核空间也有自己的内核级页表

对于用户页表，有几个进程就有几份用户级页表 -----因为进程具有独立性

对于内核页表，它只有一份

因此每一个进程看到的3-4GB的东西都是一样的，整个系统中，进程再怎么切换，3-4GB的空间的内容是不变的（里面是一些系统调用等等）

 进程视角：我们调用系统中的方法，就是再我自己的地址空间中进行执行的

操作系统视角：因为任何一个时候都有进程执行，因为每个进程看到的内核空间都是一样的，那么只要我想执行操作系统的代码，就可以随时去执行

操作系统的本质： 基于时钟中断的一个死循环

 计算机硬件中，有一个时钟芯片，每隔一个很短的时间向计算机发送时钟中断，然后操作系统收到中断后就去调度进程。这种模式可以理解成抽陀螺，抽一鞭子转一下。

 

        内核态和用户态的切换还与cpu有关，cpu中有一个ecs寄存器，里面的低两位用于表明内核态和用户态用户态为11，内核态为00.

6.信号捕捉 

 1. 内核如何实现信号的捕捉

        如果信号的处理动作是用户自定义函数,在信号递达时就调用这个函数,这称为捕捉信号。由于信号处理函数的代码是在用户空间的,处理过程比较复杂,举例如下: 用户程序注册了SIGQUIT信号的处理函数sighandler。 当前正在执行main函数,这时发生中断或异常切换到内核态。 在中断处理完毕后要返回用户态的main函数之前检查到有信号SIGQUIT递达。 内核决定返回用户态后不是恢复main函数的上下文继续执行,而是执行sighandler函 数,sighandler和main函数使用不同的堆栈空间,它们之间不存在调用和被调用的关系,是 两个独立的控制流程。 sighandler函数返
回后自动执行特殊的系统调用sigreturn再次进入内核态。 如果没有新的信号要递达,这次再返回用户态就是恢复main函数的上下文继续执行了。 

2. sigaction 

#include <signal.h>
int sigaction(int signo, const struct sigaction *act, struct sigaction *oact);

        sigaction函数可以读取和修改与指定信号相关联的处理动作 。调用成功则返回0, 出错则返回 - 1。signo是指定信号的编号。若act指针非空,则根据act修改该信号的处理动作。若oact指针非 空,则通过oact传出该信号原来的处理动作。act和oact指向sigaction结构体

        我们看一下这个 struct sigaction 结构体，里面另外三个成员我们先不看，只看第一个和第三个。第一个成员是一个函数指针，指向信号的捕捉方法。

        将sa_handler赋值为常数SIG_IGN传给sigaction 表示忽略信号,赋值为常数SIG_DFL表示执行系统默认动作,赋值为一个函数指针表示用自定义函数捕捉信号,或者说向内核注册了一个信号处理函 数,该函数返回值为void,可以带一个int参数,通过参数可以得知当前信号的编号,这样就可以用同一个函数处理多种信号。显然,这也是一个回调函数,不是被main函数调用,而是被系统所调用。

        当某个信号的处理函数被调用时,内核自动将当前信号加入进程的信号屏蔽字,当信号处理函数返回时自动恢复原来的信号屏蔽字,这样就保证了在处理某个信号时,如果这种信号再次产生,那么 它会被阻塞到当前处理结束为止。 如果在调用信号处理函数时,除了当前信号被自动屏蔽之外,还希望自动屏蔽另外一些信号,则用sa_mask字段说明这些需要额外屏蔽的信号,当信号处理函数返回时自动恢复原来的信号屏蔽字。 sa_flags字段包含一些选项,本章的代码都把sa_flags设为0,sa_sigaction是实时信号的处理函数。

        我们的pending位图里面的值 从1->0 是在调用捕捉方法之前。

下面是一点代码示例 

 

 知识补充 可重入函数

        main函数调用insert函数向一个链表head中插入节点node1,插入操作分为两步,刚做完第一步的 时候,因为硬件中断使进程切换到内核,再次回用户态之前检查到有信号待处理,于是切换 到sighandler函数,sighandler也调用insert函数向同一个链表head中插入节点node2,插入操作的 两步都做完之后从sighandler返回内核态,再次回到用户态就从main函数调用的insert函数中继续 往下执行,先前做第一步之后被打断,现在继续做完第二步。结果是,main函数和sighandler先后 向链表中插入两个节点,而最后只有一个节点真正插入链表中了。 

         像上例这样,insert函数被不同的控制流程调用,有可能在第一次调用还没返回时就再次进入该函数,这称为重入,insert函数访问一个全局链表,有可能因为重入而造成错乱,像这样的函数称为 不可重入函数,反之,如果一个函数只访问自己的局部变量或参数,则称为可重入(Reentrant) 函数。

 如果一个函数符合以下条件之一则是不可重入的:
        调用了malloc或free,因为malloc也是用全局链表来管理堆的。
        调用了标准I/O库函数。标准I/O库的很多实现都以不可重入的方式使用全局数据结构。

知识补充 volatile 

 

gcc 编译有自己的优化程度， -O1 到 -O3是从低到高的三种优化程度

-O0是不进行优化（gcc/g++默认不优化）

 

 我们如图书写一段代码进行测试

        在不进行优化的时候，我们ctrl+c可以使程序正常结束，但是如果进行了高等级的优化那么ctrl+c就无法使程序跳出while循环。 

具体原因如下

         我们进行了优化之后，内存仍然会开辟，但是编译器发现我们在main函数中并没有对flag进行修改（handler是另一个执行流），因此将flag的值放到寄存器之后，每次判断都从cpu中拿，不往内存里拿（这样子执行速度会更快，因此起到优化作用），因此即使我们ctrl + c后修改了全局中flag的值，在内存中改变了flag的值，但是并没有影响到cpu中的flag的值。这种情况称为内存不可见。

 我们只需要在flag前添加volatile关键字即可

volatile关键字可以防止编译器过度优化，保持内存的可见性。

        我们还可以联想到register关键字，这是一个可视化优化，表示变量如果能放到寄存器里就放到寄存器里（即把变量的内容放在寄存器里，但是仍然是需要开辟内存的）

SIGCHLD信号

         进程一章讲过用wait和waitpid函数清理僵尸进程,父进程可以阻塞等待子进程结束,也可以非阻 塞地查询是否有子进程结束等待清理(也就是轮询的方式)。采用第一种方式,父进程阻塞了就不 能处理自己的工作了;采用第二种方式,父进程在处理自己的工作的同时还要记得时不时地轮询一 下,程序实现复杂。
        其实,子进程在终止时会给父进程发SIGCHLD信号,该信号的默认处理动作是忽略,（即默认，忽略，捕捉，三种方式中的默认，但是处理的具体方法是忽略）父进程可以自 定义SIGCHLD信号的处理函数,这样父进程只需专心处理自己的工作,不必关心子进程了,子进程 终止时会通知父进程,父进程在信号处理函数中调用wait清理子进程即可。如果有很多个子进程一起退那么就采用while循环一直wait，如果一次只退出一半出现阻塞，那么就更改waitpid的第三个参数，把它改成WNOHANG非阻塞。

 

         事实上,由于UNIX 的历史原因,要想不产生僵尸进程还有另外一种办法:父进程调 用sigaction将SIGCHLD的处理动作置为SIG_IGN,（即默认，忽略，捕捉中的忽略）这样fork出来的子进程在终止时会自动清理掉,不 会产生僵尸进程,也不会通知父进程。系统默认的忽略动作和用户用sigaction函数自定义的忽略 通常是没有区别的,但这是一个特例。此方法对于Linux可用,但不保证在其它UNIX系统上都可 用。请编写程序验证这样做不会产生僵尸进程。