Linux：信号

前言

  信号量和信号是两码事，大家不要搞混了噢。

1. 信号的概念

  以红绿灯为例，我们为什么认识红绿灯的含义，知道什么灯亮该作什么行为，是原地等待呢？还是快速通过呢？我们认识是因为在以前有人告诉了我们，就像偏远小山村的孩子，可能没见过红绿灯，就不会知道红绿灯的含义代表着什么。
  信号的到来，我们并不清楚具体是什么时候，信号相对于我们当前的工作，是异步产生的。比如你在打游戏，点了个外卖，你并不知道外卖什么时候会送达。
  所以其实信号没有产生的时候，我们已经知道了，对于不同的信号我们该怎么处理。信号产生了，我们不一定是要立即处理它，比如绿灯，可能突然有人打电话，我们可以先接电话，再通过马路，再比如打游戏，你正在玩着游戏，暂时无法拿外卖，会让外卖小哥把外卖先放到某个地方，等自己处理完当前的事情（打完游戏）再去取外卖。所以信号产生了，我们不需要立即处理它，只需要在合适的时机再处理就可以了。而对于产生的信号，因为无法立即处理。所以我们要进行暂时的保存。
  上面说的异步是什么呢？举个例子，小明在上课，老师让小明去外面拿个东西，小明去了，老师并没有停止讲课，这就是异步。而如果老师说，等小明回来我们再继续讲课，这就是同步。
  对于信号，我们之前其实已经见过一些了，我们可以通过kill -l 指令来查看系统中的信号。

  那么信号在计算机中到底是什么呢？信号就是一种向目标进程发送通知消息的一种机制。

2. 信号的产生

  不知道大家对于前台进程和后台进程还与没有印象。

  对于前台进程，我们可以通过ctrl + c来终止，但是后台进程却不行：
  我们可以发现无法终止，甚至还可以执行其他的前台进程，那么要如何终止呢？

  就需要给进程发送一个终止信号来使该进程终止。
  对于后台进程可以通过 jobs 指令来查看。而通过 fg + 任务编号的方式指令可以将后台进程变成前台进程。数字就是

  数任务编号就是前面这个1，后面的20146是该进程的pid。注意：前台进程只能有一个（一般都是bash，后台进程可以有多个。OS系统会自动把shell变为前台进程或后台进程。


  此时这个进程就变成了前台进程， 通过查看后台已经没有了。我们可以通过ctrl + z 的方式来使这个进程从前台进程再变回后台进程。前台进程无法暂停，如果被暂停就会被放到后台。  虽然又变回了后台进程，但此时它还是暂停的状态，并不是执行状态，可以通过bg + 任务编号的方式进行。
  此时就会发现它从暂停状态变成了运行状态。

  OS是怎么知道键盘有数据输入了呢？

  每一个硬件设备都会与一个叫8259的设备相连，当键盘被按时，就会向8259发送信号，8259再通知CPU，从而使CPU发生中断，去读取键盘的数据。
  键盘的这种通信方式，就与我们的信号十分相似。信号的本质就是使用软件，来模拟中断机制。只不过键盘是硬件层面，信号是软件层面。

2.1 通过键盘产生信号

  信号可以通过 ctrl + c 来产生2号信号。
  我们现在只了解普通信号，实际信号暂不做了解，它实际上是要求被立即执行。

  每一个信号都是一个个的宏，进程收到信号时，是如何判断该接下来该怎么操作呢？其实在进程中是维护了一张自己的函数指针数组，数组的下标就是和信号的编号有关，当进程收到信号时，会跟着这个表的下标，找到对应的函数，从而使进程执行对应的行为。
   而一个进程可能不可能同时收到多个信号呢？是有可能的，所以对于信号，我们也要管理起来，先描述再组织。其实它是在进程中存放了一个变量，通过位图思想将所有的信号管理起来（只对于普通信号。后续我们讲的都是针对与普通信号）。
  OS向进程发信号实际上，也就是修改进程的位图中相应信号所对应的比特位，由0改为1。无论信号的产生的方式有多少种，永远都只能由OS向目标进程发送。
  每个进程对于信号有两个部分：

1. 函数指针数组。
2. 信号位图。

  对于signal系统调用，我们传入的handle的作用实际上就是，将进程维护的关于相应信号的函数指针数组中的默认内容覆盖掉了，换成了我们所写的函数，参数signal就是对应的记号信号，我们来通过代码来查看。


  那我们如何查看原函数指针数组中的默认的内容呢？可以通过man 7 signal 指令来查看。

  但是其中却有几个例外，其中就有9号信号，它是不可被自定义捕捉的，意思就是我们无法用我们自己自定义的函数，覆盖掉进程PCB中维护的函数指针数组中下标为9的内容。防止出现杀不死进程的现象。

2.2 通过系统调用产生信号

  给任意进程发送任意信号。

  给自己发送信号。

  给自己发送abort信号，也就是6号信号。

2.3 异常

  我们先来看一个异常片段：


  再来看看CPU是如何发现异常的：

  当出错时，就会通知OS，OS就会将溢出标志位，解释成kill(targetprocess，signal），向目标进程发送信号，从而终止进程。
  溢出错误对应的是8号信号，可以通过man 7 kill来查看。
  如何验证呢？我们可以将8号信号换成我们自己写的，来看结果：


  我们发现确实是换成了我们自定义的函数了。但是我们并没有写循环，为什么它会一直打印我们自定义函数中的内容呢？这是因为我们自己写的自定义函数中并没有写退出函数，同时，CPU中的status寄存器中的溢出标记位也一直是1，并没有置0，所有会一直读取。
  为什么不会置0呢？因为寄存器 ！= 寄存器的内容，寄存器是属于CPU的，但是寄存器中的内容是属于进程的，只有当进程被杀死，寄存器中的内容才会失效，也就是status寄存器中的数据才会被置0。但是上面我们并没有退出进程，寄存器中的内容依旧存在，status寄存器中的溢出标志位依旧为1，本来有错误是直接终止进程了，但是现在换成了我们的自定义函数， 不会终止了，进程不退出CPU就会继续调度，一调度就发现CPU中有错误，一发现有错误就发信号，然后又调度，又发现有错误，又发信号…………

2.4 软件条件产生信号

  比如我们之前说过的管道，当我们将读端关闭时，写端继续写是没有意义的，所以当OS检测到管道的引用计数为1时，就会将写端发送SIGPIPE信号，将写端强行关闭，这就是软件条件产生的信号。
  alarm：
  我们来认识一个函数——闹钟。它的作用是几秒之后暂停进程，我们可以通过它可以观察到一些现象：

  我们可以看到一秒可以打印8万多次。

如果只打印一次cnt却是1亿多次，多次打印只能打印8万次，说明访问外设的效率是非常慢的。

1. 所有用户的行为，都是以进程的形式在OS中表现的。
2. 操作系统只要把进程调度好，就能完成所有的用户任务。（那么就要一个问题了，OS也是代码，进程都是OS来管理的，那么OS是谁来让它执行的呢？）
3. CMOS，可以以周期性的，高频率的，向CPU发送时钟中断。
   操作系统的本质实际上就是一个死循环，我们上面说过，内核中是会维护一个函数指针数组，它也叫中断向量表，里面存放了各个信号所对应的方法，而CMOS是一个硬件，它会持续的以周期性的，高频率的，向CPU发送时钟中断，这个时钟中断在向量表中所对应的方法，就是不断让CPU执行OS的死循环。
     所以OS实际上就是由硬件来不断刺激CPU来运行的。

2.5 Core Dump

  首先解释什么是Core Dump。当一个进程要异常终止时，可以选择把进程的用户空间内存数据全部 保存到磁盘上，文件名通常是core，这叫做Core Dump。进程异常终止通常是因为有Bug，比如非法内存访问导致段错误，事后可以用调试器检查core文件以查清错误原因，这叫做Post-mortem Debug（事后调试）。一个进程允许产生多大的core文件取决于进程的Resource Limit(这个信息保存 在PCB中)。默认是不允许产生core文件的，因为core文件中可能包含用户密码等敏感信息，不安全。在开发调试阶段可以用ulimit命令改变这个限制，允许产生core文件。

  我们发现中断有两种，Term就是正常的中断，Core是属于一种严重的中断，并且中断原因可能不清楚，需要用户多加注意。

  简单来说，对于Core，当程序出错时，会生成一个Core file 文件，来保存出异常的上下文数据和一些异常信息。可以通过ulimit -a来查看：

  这里是0的意思是，可以存放core file文件的可用内存大小为0，也就是说现在系统种并不允许存在core file 文件，可以通过 ulimit -c + 大小来修改：

  我们来运行一个代码看是不是我说的那样会生成一个core文件：


  发现确实是会出现。程序员可以通过core文件更好的修改错误。

2.6 小结

• 上面所说的所有信号产生，最终都要有OS来进行执行，为什么？OS是进的管理者
• 信号的处理是否是立即处理的？在合适的时候。
• 信号如果不是被立即处理，那么信号是否需要暂时被进程记录下来？记录在哪里最合适呢？
• 一个进程在没有收到信号的时候，能否能知道，自己应该对合法信号作何处理呢？
• 如何理解OS向进程发送信号？能否描述一下完整的发送处理过程？

3. 信号的保存

3.1 阻塞信号

3.1.1 信号其他相关常见概念

• 实际执行信号的处理动作称为信号递达(Delivery)
• 信号从产生到递达之间的状态，称为信号未决(Pending)。
• 进程可以选择阻塞 (Block ) 某个信号。
• 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。
• 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。

3.1.2 在内核中的表示

• 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。
• 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。
• 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。

3.1.3 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。

3.2. 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 
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);
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• 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。

3.2.1 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 
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
1
2
3

  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。

  eg：


  我们发现就无法通过ctrl + c 终止进程了，这就是因为2号信号被阻塞了。那么是不是所有信号都可以被阻塞呢？并不是的，其中的9号和19号信号是无法被阻塞的，有兴趣的小伙伴可以自行验证。

3.2.2 sigpending

#include 
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:
1
2
3
4

  我们先将2号信号阻塞，所以当我们发送2号信号时，会被阻塞，那么它就处于未决状态，那么就会被存放到pending位图中，所以当我们发送2号信号时，就可以在pinding中看到2号信号。
  而当我们解除信号的屏蔽，那么2号信号就会从pending中消失。

4. 信号处理

  信号在合适的时候被处理 ------ 什么时候？

  进程从内核态返回到用户态的时候，进行信号的检测和信号的处理。
  用户态是一种受控的状态，访问的资源是有限的。
  内核态是一种OS的工作状态，能够访问大量的系统资源。（系统调用背后，就包含了身份的变化）
  十个进程就会有十个PCB，就会有十个页表，但是内核级页表，在OS中只需要一份就足够了，因为大家都一样，使用同一个就可以了。
  无论进程如何调度，CPU都可以直接找到OS。我们的进程的所以代码的执行，都可以在自己的地址空间内通过跳转的方式，进行调用和返回。
  那么CPU是如何知道是用户态还是内核态呢？在CPU中是有一个寄存器叫CS，它里面有2个比特位，其中用1（01）代表内核态，用3表示用户态（11），只需要检测CS寄存器就可以知道是什么态了。同时在寄存器中还要CR1、CR3寄存器，CR3是用来存储用户级页表的，那么CR1是用来存储什么的呢？
  当CPU调度进程时，发现在页表中有一个虚拟地址对应的物理地址还未开辟，那么就会发生缺页中断，为该虚拟地址开辟一块对应的物理地址，再开辟完成后，要如何再次找到该虚拟地址呢？那就是CR1，CR1就是用来保存这个的。

4.1 信号捕捉

  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。

4.2 sigaction

#include 
int sigaction(int signo， const struct sigaction *act， struct sigaction *oact);
1
2

• 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：
• 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（block表），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，本章不详细解释这两个字段，有兴趣的同学可以在了解一下。


  然后我们再使用mask添加其他的屏蔽信号来测试：

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。
• 像下图这样，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。想一下，为什么两个不同的控制流程调用同一个函数，访问它的同一个局部变量或参数就不会造成错乱?
  
    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。

volatile

  volatile 作用：保持内存的可见性（CPU），告知编译器，被该关键字修饰的变量，不允许被优化，对该变量的任何操作，都必须在真实的内存中进行操作。

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类似于忽略，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。
  请编写一个程序完成以下功能:父进程fork出子进程，子进程调用exit(2)终止，父进程自定义SIGCHLD信号的处理函数，在其中调用wait获得子进程的退出状态并打印。
  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，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。

总结

  本章主要讲解了有关信号的一系列知识，其中使用了许多系统调用，比较难以记忆，希望大家可以多加练习来尝试理解，共勉！！！
  如果大家发现有什么错误的地方，可以私信或者评论区指出喔。我会继续深入学习Linux，希望能与大家共同进步，那么本期就到此结束，让我们下期再见！！觉得不错可以点个赞以示鼓励！！