【Linux】信号
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目录
信号和信号量
信号
信号的处理
信号捕捉
信号的产生
系统调用
signal
raise
abort
由软件条件产生信号
alarm
硬件异常产生信号
Core、Term
阻塞信号
信号其他相关常见概念
在内核中的表示
sigset_t
信号集操作函数
sigprocmask
sigpending
捕捉信号
内核如何实现信号的捕捉
sigaction
可重入函数
volatile
SIGCHLD信号
前言
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信号和信号量
二者之间没有任何关系。
信号
通过 kill -l 可以查看所有信号
其中，1-31号信号是普通信号。34以上的信号为实时信号。
这些信号各自在什么条件下产生,默认的处理动作是什么,在signal(7)中都有详细说明: man 7 signal
基本结论：
信号:Linux系统提供的一种，向指定进程发送特定事件的方式。
信号的产生和进程是异步的。即进程不知道什么时候会收到信号。
信号可以随时产生。
如果进程做着别的事，可以暂不处理信号，等到合适的时候再处理。
信号的处理
信号处理有三种情况：
- 默认动作
- 忽略动作
- 自定义处理--信号的捕捉
信号捕捉
signal
运行上面代码，在另一个终端上输入kill -2 指令，数字也可换成对应的宏名称。发现输出了hander函数的内容。
signal是用来进行信号捕捉的。参数1是信号的编号，参数2是函数指针。如果进程收到参数1对应的信号，就会执行参数2对应的方法。
可以对多个信号进行捕捉，
由上图，2号信号的默认动作是终止进程。上面没有对2号信号(SIGINT)进行捕捉，就会执行2号信号的默认动作。
我们对2号信号进行捕捉。然后按ctrl+c。发现执行了hander函数。所以实际上，在命令行上按ctrl+c就是给进程发送2号信号。
在命令行上按ctrl+就是发送3号信号。他们都是用来终止进程的。
信号的保存和发送理解：
进程pcb中，是用位图来保存信号的。收到什么信号，就把对应比特位上的数字变为1。
发送信号:修改指定进程pcb中的信号的指定位图的比特位。
信号的产生
信号的产生方式:
- 通过kill命令，向指定进程发送指定信号
- 键盘可以产生信号。ctrl+c(SIGINT)、ctrl+(SIGQUIT)
- 系统调用
- 软件条件
- 异常
系统调用
kill
参数1是指定进程，参数2是指定信号。作用是向指定进程发送指定信号。
如上图，一个循环打印，另一个用kill函数。运行结果如下图，使用kill函数终止了进程。
raise
作用：谁调用这个函数，它就给调用者发送指定信号。
kill是给任意进程发送任意信号。如果想给自己发送信号，相当于kill(getpid(),sig)==raise(sig)
上面是用raise来给自己发送信号的例子。
raise不重要，kill重要。
abort
运行上面代码，两秒后进程就终止了。
abort相当于6号信号。作用是给自己发送6号信号(SIGABRT)，终止进程。
运行代码，发现打印了一次后就终止了，不会因为自定义捕捉而一直打印下去。所以它是一个例外。
如果我们把所有信号都捕捉了，是不是就无法关闭进程了？
其实不会，上面的例子就是证明，实际上，还有别的信号可以关闭进程，如9号信号。9号信号不允许自定义捕捉。
上面讲的都是信号产生的方式，都是通过用户完成的。但是真正发送信号的只有一个人：系统。
因为发送信号的本质是修改进程pcb中的信号位图，只有OS才有资格修改。
由软件条件产生信号
SIGPIPE是一种由软件条件产生的信号。下面介绍alarm函数和SIGALRM信号。
alarm
调用alarm函数可以设定一个闹钟,也就是告诉内核在seconds秒之后给当前进程发SIGALRM信号, 该信号的默认处理动 作是终止当前进程。
运行结果如下图：
我们修改代码成如下：
我们让循环单纯++，不再打印，直到闹钟响了再打印。结果发现cnt的值比前面大了很多。这是因为IO很慢。
alarm(0)表示0秒后超时，也就是时间是当前时间。所以alarm(0)表示取消闹钟。alarm返回值是上一个闹钟的剩余时间。
如上图，表示4秒后取消前一个10秒的闹钟，设置一个2秒的新闹钟。
由上图结果可得，闹钟设置一次，默认就触发一次。
我们在hander里面也设置闹钟，相当于每次闹钟响了，就再设置一个闹钟，这样就有了一个常设性的闹钟了。
硬件异常产生信号
运行上面代码都会崩溃，一个是除以0，一个是野指针。 一个报浮点数错误，另一个报段错误。崩溃了会退出，默认是终止进程。
之所以崩溃，是因为非法访问、操作，导致OS向进程发送信号了。
除以0，会发送8号信号(SIGFPE)。野指针会发送11号(SIGSEGV)。
如上图，我们将8号信号捕捉，运行代码后发现，会死循环一直打印 。
再将注释互换，如下图，结果也是死循环打印。
所以程序崩溃了可以不退出，通过捕获异常即可。但是推荐终止进程。
寄存器只有一套，但是寄存器里的数据是属于每一个进程的---硬件的上下文保存和恢复。
如果我们捕获异常，不让进程退出，进程就要调度，进程要调度就得切换。进程要切换，就会把cpu里的寄存器值作保存和恢复。这意味着每次保存进程，就会把异常保存起来，因为进程不退，又会把异常恢复。所以OS就会一直触发错误，就会一直循环打印了。
因此推荐终止进程，本质是为了释放进程的上下文数据。
Core、Term
Core、Term都是终止进程的意思，那他们有啥区别呢？
Term:异常终止
Core:异常终止，但是它会帮我们形成一个类似debug文件。
运行上面代码，结果报错了。也并没有形成类似的debug文件。因为该功能默认是关闭的。
如何查看呢？指令 ulimit -a 可以查看系统中对于普通用户能使用资源对应的限制。下面可以看到core file size 大小是0，所以云服务器默认不允许我们形成core文件。
通过ulimit -c 数字 指令，这样core file选项就打开了。此时再运行程序，就有core文件了。
Core文件就是进程退出时候的镜像数据，这个功能叫核心转储。
核心转储其实是进程异常时，核心数据转而存储到磁盘上。
所以上面图中，core dump标志位为0时表示没有核心转储，为1表示有核心转储。
如果进程是Term就没有核心转储。如果是Core并且打开了核心转储功能，就有核心转储。
我们把Makefile文件里g++带上-g选项，允许被调试。
当程序里面有除0错误时，并且有了core文件。我们gdb进行调试。 输入 core-file core 给gdb加载core文件，我们就可以直接定位到程序出错的地方。
所以core是协助我们进行debug的文件，这种操作也叫事后调试。
运行代码，结果core dump是0。8号信号的终止动作是core，为什么这里结果是0?因为core功能默认是关闭的，我们没打开。打开功能后结果就是1了。
阻塞信号
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。阻塞和有没有未决，二者没有关系
- 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。
在内核中的表示
信号在内核中的表示示意图
每个进程pcb中会维护三张表。
pending表就是未决表，它是一张位图。有32个比特位，使用其中31位。 假设最左边一位不用，从右往左数，第几个比特位就代表第几个信号。为1就是处于未决状态，为0则不处于。
handler表就是函数指针数组。handler表里面写的就是该信号如何被处理，信号的编号就是数组的下标。
因此我们之前的signal函数调用，如signal(2,handler)就表示用2号编号在handler数组里索引，把自己写的handler函数地址传进handler表里，这样系统就知道你要怎么处理对应信号了。
block表也是一张位图，和pending表类型一样，也只使用其中31位。
这三张表要横着，对应着编号看。
因此，两张位图+一张函数指针数组就可以让进程识别信号。
sigset_t
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。 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就是Linux给用户提供的一个用户级的数据类型，禁止用户直接修改位图。
信号集操作函数
sigset_t类型内部如何存储这些bit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
- int sigemptyset(sigset_t *set); 把位图全部清空
- int sigfillset(sigset_t *set); 把整个位图全部置1
- int sigaddset (sigset_t *set, int signo); 把特定信号设置进该集合里。比如信号是5，就是把第五个bit位置1。
- int sigdelset(sigset_t *set, int signo); 把特定位置置0，如果是1就置0，如果是0就不动
- int sigismember（const sigset_t *set, int signo); 判断一个信号是否在集合当中
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。
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。
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)。
返回值:若成功则为0,若出错则为-1
set是输入型参数，oldset是输出型参数。
如果oldset是非空指针,则读取进程的当前信号屏蔽字通过oldset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oldset和set都是非空指针,则先将原来的信号屏蔽字备份到oldset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。
sigpending
sigpending的作用是获取当前进程的pending位图，它的参数是输出型参数。
调用成功则返回0,出错则返回-1。
运行上面代码，发送2号信号后，因为此时2号信号已经被屏蔽了，所以pending位图里2号信号对应位置就由0置1了。
解除信号屏蔽，一般会立即处理当前被解除的信号(如果被pending)
pending位图对应的信号也要清0，在信号递达之前。
完整代码
#include
#include
#include
#include
#include
void PrintPending(sigset_t &pending)
{
std::cout << "curr process[" << getpid() << "]pending: ";
for (int signo = 31; signo >= 1; signo--)
{
if (sigismember(&pending, signo))
{
std::cout << 1;
}
else
{
std::cout << 0;
}
}
std::cout << "
";
}
void handler(int signo)
{
std::cout << signo << " 号信号被递达!!!" << std::endl;
std::cout << "-------------------------------" << std::endl;
sigset_t pending;
sigpending(&pending);
PrintPending(pending);
std::cout << "-------------------------------" << std::endl;
}
int main()
{
// 0. 捕捉2号信号
signal(2, handler); // 自定义捕捉
signal(2, SIG_IGN); // 忽略一个信号
signal(2, SIG_DFL); // 信号的默认处理动作
// 1. 屏蔽2号信号
sigset_t block_set, old_set;
sigemptyset(&block_set);
sigemptyset(&old_set);
sigaddset(&block_set, SIGINT);
// 1.1 设置进入进程的Block表中
sigprocmask(SIG_BLOCK, &block_set, &old_set); // 真正的修改当前进行的内核block表，完成了对2号信号的屏蔽！
int cnt = 15;
while (true)
{
// 2. 获取当前进程的pending信号集
sigset_t pending;
sigpending(&pending);
// 3. 打印pending信号集
PrintPending(pending);
cnt--;
// 4. 解除对2号信号的屏蔽
if (cnt == 0)
{
std::cout << "解除对2号信号的屏蔽!!!" << std::endl;
sigprocmask(SIG_SETMASK, &old_set, &block_set);
}
sleep(1);
}
} 捕捉信号
如果一个信号不做任何处理，它默认就是SIG_DFL选项。
SIG_IGN选项就是忽略一个信号。
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。
信号捕捉的过程：要经历4次状态的切换。
在内核态切换回用户态的时候，进行信号的检测和处理。
再谈地址空间
开机时，操作系统是最先加载的软件，所以OS也要在内存中。内核级页表是将内核地址空间和OS之间进行映射的。因此OS本身就在我的进程地址空间中。
如果有多个进程，不会再创建一个新的内核级页表，而是共用一张。
sigaction
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。signum 是指定信号的编号。act是输入型参数，是结构体类型，结构如上图，这里只了解结构体里的第一行，即函数指针。所以act传的是函数指针。oldact是输出型参数，用来保存旧的结构体。
sigaction本质就是修改信号的handler表。
sigaction跟前面的signal本质作用是一样的，都是对特定信号进行捕捉。
运行后，ctrl+c发送2号信号，发现2号信号被捕捉了，执行了handler函数。
我们把上面的handler函数修改一下，添加sleep。
运行后一直按ctrl+c，发现只执行了一次handler函数。因为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。
#include
#include
#include
void Print(sigset_t &pending)
{
for(int sig = 31; sig > 0; sig--)
{
if(sigismember(&pending, sig))
{
std::cout << 1;
}
else
{
std::cout << 0;
}
}
std::cout << std::endl;
}
void handler(int signum)
{
std::cout << "get a sig: " << signum << std::endl;
while(true)
{
sigset_t pending;
sigpending(&pending);
Print(pending);
sleep(1);
// sleep(30);
// break;
}
// exit(1);
}
int main()
{
struct sigaction act, oact;
act.sa_handler = handler;
sigemptyset(&act.sa_mask); // 如果你想在处理2号时(OS对2号自动屏蔽)，同时对其他信号也进行屏蔽
sigaddset(&act.sa_mask,3);
act.sa_flags = 0;
sigaction(2, &act, &oact);
while(true)
{
std::cout << "I am a process, pid: " << getpid() << std::endl;
sleep(1);
}
return 0;
} 
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。代码如上，通过sa_mask字段屏蔽了3号信号。
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。 node2丢失，内存泄露了。
- 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。
volatile
运行上面代码，按下ctrl+c后，信号被捕捉，gflag就被修改了，while循环条件为假，程序就结束了。
Linux系统中g++是有各种优化级别的。
默认优化级别是-O0，即没有优化。
优化后，发现按ctrl+c 程序不会结束。因为main执行流判定代码里没有对gflag进行修改，觉得不用每次都从内存拿数据，直接在第一次拿的时候，把gflag的值优化到寄存器里，从此之后，每次while检测只检测寄存器里的值。当收到信号后修改gflag的值，修改的是内存里的gflag，就导致寄存器隐藏了内存中的真实值。这是编译器过度优化导致的问题。
为了保持内存的可见性，就有了volatile关键字。
有了volatile修饰，就没有被优化的问题了。
volatile的作用：保持内存的可见性，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
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,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。
如果有多个子进程同时退出，此时会同一时间向父进程发送多个SIGCHLD信号。普通信号是用pending位图接收信号的，收到了多个SIGCHLD信号，但pending位图只会记录一次，导致最后只会回收一个子进程。所以waitpid等待时，外面需要套一层while循环，不断回收。
如果有的子进程退出，有的永远不退出，此时就要用非阻塞等待。否则就会阻塞在信号捕捉里，父进程永远做不了别的事情。
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。
要想不产生僵尸进程还有另外一种办法:父进程调用signal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signal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。
如果不关心子进程的退出信息，不想产生僵尸进程，就可以用这样做。
