从内核到用户态：Linux信号内核结构、保存与处理全链路剖析

2025-04-28 00:00:49 0 阅读

Linux系列

文章目录

Linux系列
前言
一、信号的保存
- 1.1 信号保存概念引入
- 1.2 信号的阻塞与保存
- - 1.2.1 信号其他相关常见概念
  - 1.2.2 信号在内核中的表示
二、信号相关接口
- 2.1 signal_t 结构体类型
- 2.2 信号集操作函数
三、信号的处理
- 3.1 进程地址空间
- 信号的检测与处理
总结

前言

Linux系统中，信号的保存涉及内核为每个进程所维护的task_struct结构体对象，确保信号在产后、到进程处理前被正确的记录和管理，本篇文章我们将深入探索进程对信号的保存与处理。

一、信号的保存

1.1 信号保存概念引入

本篇我们主要介绍普通信号的保存与处理，实时信号后面文章会介绍
为什么要进行信号的保存？

进程在接收到信号时，可能不会立即处理，会在合适的位置进行处理，这就要求进程在接收到信号后，到处理信号前，要将收的信号保存下来。

进程以什么形式保存信号？

在进程的task_struct结构体中，存在一个专门的位图结构（这个我们后面详细介绍），这里我们先以整形来代替：

当进程收到一个信号时，就会将task_struct中的signal对应的比特位从0变为1，这里的0、1就表示信号的有、无，比特位的位置（第几个），表示信号的编号，而操作系统向进程发送信号本质就是，修改task_struct结构体对象中位图对应的比特位，而OS是进程的管理者，只有它才有资格修改task_struct的内容属性，这也是为什么在前几篇文章中，只能由操作系统发送信号的原因之一。

1.2 信号的阻塞与保存

1.2.1 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（此时信号仍会被保存）,直到进程解除对此信号的阻塞,才执行递达的动作，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。

1.2.2 信号在内核中的表示

信号在内核中存在两个位图和一个方法（函数指针）向量表，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，（SIG_DFL表示该信号执行默认处理动作）。

SIGINT信号产生过,但正在被阻塞,所以暂时不能递达。方法向量表中：SIG_IGN表示该信号忽略处理，但是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（将处理动作设为默认、自定义）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?Linux是这样实现的:普通信号在递达之前产生多次只计一次（多余信号丢失）,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。

对于这种内核级的结构，OS不允许用户直接对他们进行访问，所以系统提供了较多的接口，以便用户对信号的属性信息进行修改和获取（如：阻塞信号、修改执行方法）。

二、信号相关接口

系统给我们提供了一个signal_t类型的结构体，帮助用户获取信号属性信息，这种由系统提供的结构体类型，在管道部分也介绍过

2.1 signal_t 结构体类型

从之前的介绍中，我们可以知道每个信号只有一个bit位的未决标志,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。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（简单来说就是位图结构中0 1的表示）。

2.2 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对象：

#include 
int sigemptyset(sigset_t *set);//将位图全部置0
int sigfillset(sigset_t *set);//将位图全部置1
int sigaddset (sigset_t *set, int signo);//向信号集中添加signo信号
int sigdelset(sigset_t *set, int signo);//将signo信号从信号集中删除
int sigismember（const sigset_t *set, int signo);//检查signo信号是否在信号集中

前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（）

#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

参数
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（输出型参数）。如果set是非空指针,则更改进程的信号屏蔽字,how表示如何更改。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（代表整个位图）,下表说明了how参数的可选值：

SIG_BLOCK：将set中的信号全部添加到，当前进程的block中。
SIG_UNBLOCK：将set中存在的信号，从当前进程的block中移除（解除阻塞）。
SIG_SETMASK：将当前进程block的信号，全部替换为set的信号。

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 
int sigpending(sigset_t *set);

功能：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。

示例演示：

#include
#include
#include
using namespace std;

void func(sigset_t&rset)
{
    for(int i=1;i<=31;i++)
    {
        if(sigismember(&rset,i))cout<<1;
        else cout<<0;
    }
    cout<<endl;
    return;
}
int main()
{
    cout<<getpid()<<endl;
    sigset_t set,oset,rset;
    sigemptyset(&set);//将信号集初始化
    sigemptyset(&oset);
    sigemptyset(&rset);

    sigaddset(&set,2);//向信号集中添加2号和8号信号
    sigaddset(&set,8);
    
    int n=sigismember(&set,2);
    if(n==1)cout<<"Signal No. 2 was added successfully"<<endl;

    sigprocmask(SIG_BLOCK,&set,&oset);//阻塞set中存在的信号，并将当前进程就的block保存在oset中

    while(1)
    {
        sigpending(&rset);//将当前进程的未决信号读取到rset信号集中
        sleep(2);
        func(rset);//将获取的pending内容打印出来
    }
    return 0;
}

可以看到将2号和8号阻塞后，即使进程收到2 、8信号，依然不会处理，处于未决状态，值得一提的是9和19号信号是无法被阻塞的，和他们无法被捕捉一样特殊，剩下的接口大家自己尝试吧，这里就不演示了。

三、信号的处理

我们一直在说，进程收到信号后可能不会立即处理，要在合适的时候处理，那么什么时候合适呢？要回答这个问题，我们就要重新谈一谈进程地址空间了。

3.1 进程地址空间

我们在介绍进程地址并没有对内核空间和用户空间进行区分介绍，我们说过，操作系统会给每一个进程，创建一个自己的进程地址空间，CPU执行计算时，根据虚拟地址通过页表映射到物理内存，完成代码的执行、数据的访问，但是进程被创建出来时，操作系统的代码和数据，同样被映射到地址空间中，不过在进程地址空间中有单独的内存空间，留给我们的系统资源映射，由于操作系统的代码和数据比较稳定，所以在映射时，会生成一份特殊的内核级页表，所有的进程都共用这一份页表，而用户空间则会另外生成页表，有几个进程就会存在几个用户级页表—进程独立性，当我们执行系统调用，访问操作系统的资源，操作系统并不相信用户，所有在CPU中存在一个ecs寄存器，该寄存器有两个标志位0 1组合可以表示四个状态，当CPU执行用户代码时，该寄存器的标志位位1 1，当要进行系统调用或访问系统资源时，就会执行int 80；陷入内核，标志位变为0 0。从进程视角看，当我们调用系统代码时，就时去内核空间执行普通语句了（就在我自己的地址空间中执行），这就有点像对共享内存的访问。