【Linux进程信号】信号的发送与保存

作者：爱写代码的刚子

时间：2024.3.13

前言：本篇博客将会介绍信号的发送与保存，概念较多，比较晦涩。本篇博客将会涉及进程地址空间第三讲

给进程发信号是给进程PCB发，task_struct中存有int signal;（位图）用于记录是否收到信号或者收到了几号信号。所以对于普通信号，OS采用位图管理信号:

1. 比特位的内容是0还是1，表明是否收到。
2. 比特位的位置（第几个），表示信号的编号。
3. 所谓的“发信号”，本质就是OS去修改task_struct的信号位图对应的比特位。

但是为什么要让操作系统去“写信号”？因为OS是进程的管理者，只有OS有资格。那操作系统为什么不直接对进程进行操作，比如直接杀死，而是对进程PCB中的位图进行操作？操作系统作为底层并不清楚上层在做什么，有可能进程出现异常但是还要进行收尾操作（刷新等），所以操作系统不能直接杀死进程，所以操作系统将处理信号的操作交给上层来完成。为什么要进行信号的保存？因为进程的运行和信号的产生是异步的，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，就要有一个时间窗口。

实时信号34-64（浅谈）：实时信号储存在双链表（准确说是队列）中，当进程识别到收到了实时信号就会遍历PCB中对应的队列，同时，实时信号如果发了10次就要执行10次，不能丢失，而普通信号只执行1次。

阻塞信号

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。 （类似于屏蔽）
• 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。

2. 在内核中的表示

信号的范围[1,31]，每一种信号都要有自己的一种处理方法

typedef void(*handler_t)(int);

handler_t handler[31];该数组存放信号处理方法函数的指针，其中signal函数中的参数signum可以充当数组下标。

• block表相当于位图：1表示屏蔽，0表示不屏蔽。

• pending：用来识别信号中对应信号的位置，若为1，就说明收到信号，为0，说明没收到信号。

• handler用来处理信号，信号的编号就作为这个函数指针的数组下标，直接可以访问到对应的自定义的方法，或者系统默认的处理方法。

有点类似于硬件中断，其实信号就是模拟硬件中断的（有相似性）

操作系统不采用C语言int类型作为位图，是因为OS可能会修改位图大小，这时固定大小的int就不适用了（扩展性差）。

• __sighandler_t类型

• 演示：

• SIG_IGN对信号进行忽略

• SIG_DFL使用默认的信号处理方法

• 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。
• 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。（本篇博客不讨论实时信号）

3. sigset_t

sigset是操作系统给用户提供的数据类型

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。 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。

4. 信号集操作函数

【问题】：为什么采用信号集操作函数而不允许用户自己使用位操作？（若用户自己进行位操作了，代码就不具备可移植性了（位图大小可能会变））

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);//清空信号集
int sigfillset(sigset_t *set);//函数的作用是将所有的信号都添加到指定的信号集中。这意味着它将信号集中的每个信号位都设置为1，表示该信号在该集合中存在。
int sigaddset (sigset_t *set, int signo);//向指定的信号集中添加特定的信号
int sigdelset(sigset_t *set, int signo);//在特定的信号集中去掉一个信号
int sigismember(const sigset_t *set, int signo);//判断一个信号是否在信号集当中

• 注意这些函数的参数类型（set是指针而不是引用）

• sigismember返回值1表示找到了该信号，0表示没找到该信号

• 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。

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:

• 第一个参数how的选项：

SIG_BLOCK	set包含了我们希望添加到当前信号屏蔽字的信号，相当于mask = mask ｜ set（相当于新增）
SIG_UNBLOCK	set包含了我们希望从当前信号屏蔽字中解除阻塞的信号，相当于mask = mask &~set（相当于减少）
SIG_SETMASK	设置当前信号屏蔽字为set所指向的值，相当于mask = set (覆盖式设置)

• 第二个参数set：

传入信号表，按照how参数所指示的方式修改位图结构。

• 第三个参数oset：

将修改前的老的信号表传出（这是一个输出型参数）。我们可以理解成保存是为了将来的恢复。

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>
int sigpending(sigset_t *set);//这里的set是输出型参数，把pending表中的二进制序列带出

signal

修改handler表的函数我们之前就介绍过了

测试这几个系统调用接口

• 信号已经递达（pending表相应的位置为1），但是并没有执行信号，说明信号被阻塞了：

附：可以调整代码，使其正向打印，效果一样：

• 演示解除block信号：

一段时间后信号阻塞接触，信号抵达

• 验证信号抵达后pending表将该信号的位置重新置为0：

添加忽略信号的语句：

说明handler和pending并不冲突，两者是独立的，只是2号信号的默认处理动作为终止进程。

但是我们发现之后再次发送2号信号，pending位图相应的位置并不会置1:

进程处于运行状态时收到信号： 如果进程正在运行，信号将被递送给该进程，处理其信号处理程序，或者如果没有注册信号处理程序，则执行默认操作。在这种情况下，进程的 pending 信号集不会保留该信号，因为它已经被处理了。

进程处于阻塞状态时收到信号： 如果进程处于阻塞状态，并且收到了一个阻塞的信号，该信号将保留在进程的 pending 信号集中，直到进程解除对该信号的阻塞。在解除阻塞后，信号将被递送到进程，并按照信号处理程序或默认操作进行处理。

进程处于等待状态时收到信号： 如果进程处于等待状态（如等待 I/O 操作完成），则信号会使进程从等待状态中返回，并且通常会执行信号处理程序或默认操作。

同时利用上述原理，我们可以尝试对所有普通信号进行屏蔽，但是我们打印pending表我们可以发现，只有9号位置，和19号（SIGSTOP）信号的位置为0，说明只有这两个信号不能被用户屏蔽（也就是不能被阻塞）。

【问题】：信号是如何被处理的，什么时候被处理的？

当我们的进程从内核态（允许访问操作系统的代码和数据）返回到用户态（只能访问用户自己的代码和数据）的时候，进行信号的检测和处理

调用系统调用——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。（不只有这一种方式让进程从用户态切换到内核态）

CPU可以接受外部的中断，同时自身也能产生中断。（int 80汇编语句，从用户态切换到内核态）

带着这个问题，我们再谈进程地址空间

进程地址空间第三讲

内核可以采用直接映射（偏移量的方式，普遍）或者内核级页表的方式，映射到操作系统的代码和数据。

【问题】：用户页表有几份？有几个进程就有几份用户级页表——进程具有独立性

【问题】：内核页表有几份？1份。每个进程看到的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！

进程视角：我们在调用系统调用接口时，相当于在自己的地址空间里面调用，就是在我们自己的地址空间中进行执行的。（不考虑权限问题）

操作系统视角：任何一个时刻，都会有进程在进行调度。我们想执行操作系统的代码，就可以随时执行。

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，每个很短的时间，向计算机发送时钟中断（高频，由硬件推动操作系统），操作系统收到中断就会执行中断向量表

• top指令：查看操作系统所有正在调度的进程：

• 再次查看源码结构：

• 查看时钟中断所在的位置：

• 进入sched_init() 函数：

但是目前这个接口我们无法查看，因为这个接口是汇编写的。

我们调用动态库是从用户态去调用的，但是用户无法直接访问操作系统代码。

CPU中的寄存器：

CR3寄存器中存放页表的地址（物理地址）。

esc寄存器：用户态时指向用户级代码，内核态时指向操作系统的代码。（内核态：0，用户态：3，后两位，二进制）。

如何改变权限？int 80:陷入内核，将低两位由11改为00。

------对于更深入的知识可以查看《深入理解Linux内核》。

捕捉信号

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。

• 进程的信号在被合适的时候进行处理 —— 从内核态切换到用户态的时候 —— 先检测信号，如果有必要再处理

• 当cpu在执行你的代码时，一定会因为某些原因由用户态进入内核态（如上的open调用），执行完此代码后，理论上应该直接返回，但是现在是直接去进程PCB里查看其信号列表（pending & block）， 如果pending和block均为0，则没有信号需要处理直接返回；

• 若pending为1，而block为0，且handler为自定义方法，此时OS就会从内核态切换到用户态（注意：这里一定要切换，虽然内核态可以完成用户态的操作，但是如果用户写的是一段恶意代码，那么因为内核态的权限过大，无论什么代码都会执行，就会导致OS受到恶意攻击，而切换成用户态就可以因为权限小而不会去执行该代码），以用户态的身份执行此自定义handler方法，执行完自定义方法后不能直接返回给我的代码，而是返回到先前在内核检测信号的位置，然后通过特定的系统调用再返回给我的代码。

  总结上述过程：

• 当我们在执行主控制流程的时候，可能因为某些情况而陷入内核，当内核处理完毕准备返回用户态时，就需要进行信号pending的检查。（此时仍处于内核态，有权力查看当前进程的pending位图）在查看pending位图时，如果发现有未决信号，并且该信号没有被阻塞，那么此时就需要该信号进行处理。如果待处理信号的处理动作是默认或者忽略，则执行该信号的处理动作后清除对应的pending标志位，如果没有新的信号要递达，就直接返回用户态，从主控制流程中上次被中断的地方继续向下执行即可。

• 但如果待处理信号是自定义捕捉的，即该信号的处理动作是由用户提供的，那么处理该信号时就需要先返回用户态执行对应的自定义处理动作，执行完后再通过特殊的系统调用sigreturn再次陷入内核并清除对应的pending标志位，如果没有新的信号要递达，就直接返回用户态，继续执行主控制流程的代码。

在执行handler方法时要进行压栈，操作系统会自动拼上sys_sigreturn()指令，重新陷入内核。

可以用画∞符号的方法来记，四个交点，四次切换。

进程会被调度的，时间片会消耗完毕，进程必然要从CPU上剥离，下次调度时，要将进程从各种队列里拿上来，进程要进行二次调度，注定了要从内核态到用户态。

2. sigaction

#include <signal.h>
int sigaction(int signo,const struct sigaction *act,struct sigaction *oact);
//act为输入型参数，oldact为输出型参数

• 注意这里结构体和函数同名

在C++中，结构体的名称和函数名称可以相同，但是它们位于不同的命名空间，因此不会造成冲突。在实际编程中，虽然允许这样做，但通常不建议将结构体的名称与函数名称相同，因为这可能会导致代码可读性下降，增加理解和维护的困难。

• 使用演示：

• 这里我们发现pending位图在执行信号捕捉方法之前，先清0，再调用。

• 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。

• 但是由于系统先将pending位图清0再进行操作，所以期间可能再次收到该信号从而重复调用handler函数，为了避免这个情况，操作系统的处理方法：

==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。（本博客不详细解释这两个字段）

• 验证：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

• 进入handler函数时屏蔽其他信号：

可重入函数(检查一下博客)

先前我们学习链表的时候，都清楚链表头插的过程：（如下带哨兵位头节点的单链表）

下面主函数中调用insert函数向链表中插入节点node1，此时某信号处理函数也调用了insert函数向链表中插入节点node2，乍一看好像没什么问题：

下面我们来分析一下，对于下面这个链表：

1、首先，main函数中调用了insert函数，想将结点node1插入链表，但插入操作分为两步，刚做完第一步的时候，因为硬件中断使进程切换到内核，再次回到用户态之前检查到有信号待处理，于是切换到sighandler函数：

2、而sighandler函数中也调用了insert函数，将结点node2插入到了链表中，插入操作完成第一步后的情况如下：

3、当结点node2插入的两步操作都做完之后从sighandler返回内核态，此时链表的布局如下：

4、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，即继续进行结点node1的插入操作：

最终结果是，main函数和sighandler函数先后向链表中插入了两个结点，但最后只有node1结点真正插入到了链表中，而node2结点就再也找不到了，造成了内存泄漏。

• 总览过程如下：

• 像上例这样，insert函数被不同的控制流调用（main函数和sighandler函数使用不同的堆栈空间，它们之间不存在调用与被调用的关系，是两个独立的控制流程），有可能在第一次调用还没返回时就再次进入该函数，我们将这种现象称之为重入。
• 而insert函数访问一个全局链表，有可能因为重入而造成错乱，像这样的函数我们称之为不可重入函数，反之，如果一个函数只访问自己的局部变量或参数，则称之为可重入（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

• 该关键字在C++当中我们已经有所了解，今天我们站在信号的角度重新理解一下

我们先来写一段测试代码：

• 正常情况下发送信号的运行结果：

我们没有发现任何异常

• **man g++**同时输入/-O1查找

编译器有一些编译选项来选择优化级别（常见的为O0到O3，O0表示没有优化）

• 我们试着选择编译器的优化选项：
• -O0

• -O1

• -O2

• -O3

可见编译器的优化选项会对我们的程序的运行结果产生影响

• 标准情况下，键入 CTRL-C ,2号信号被捕捉，执行自定义动作，修改 flag=1 ， while 条件不满足,退出循环，进程退出。

• 优化情况下，键入 CTRL-C ,2号信号被捕捉，执行自定义动作，修改 flag=1 ，但是 while 条件依旧满足,进 程继续运行!但是很明显flag肯定已经被修改了，但是为何循环依旧执行?很明显， while 循环检查的flag， 并不是内存中最新的flag，这就存在了数据二异性的问题。 while 检测的flag其实已经因为优化，被放在了 CPU寄存器当中。如何解决呢?很明显需要volatile

volatile是C语言的一个关键字，该关键字的作用是保持内存的可见性。

增加了编译器的优化级别，flags就很可能会被设置进寄存器里头，从此while循环检测的时候，其只从寄存器中读取数据，但是我们后续修改的flags是内存中的，不是寄存器中的，所以寄存器中的flags恒为0，此进程就会一直陷入死循环。

面对这种情况（编译器把flags优化到寄存器，导致内存不可见了），我们就可以使用volatile关键字对flags变量进行修饰，告诉编译器，对flags变量的任何操作都必须真实的在内存中进行（不准对flags做任何优化），即保持了内存的可见性：

volatile 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(相当于设置了一道寄存器屏障)

SIGCHLD信号

进程一章说过用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,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。

所以可以设计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。

• 验证父进程可以自定义SIGCHLD信号处理函数：

子进程退出的时候，不是静悄悄的退出的。子进程在退出的时候，会主动的向父进程发送SIGCHLD(17)信号

异步的方式进行进程等待

等待的好处：

1. 获取子进程的退出状态，释放子进程的僵尸
2. 虽然不知道父进程谁先运行，但是我们清楚，一定是父进程最后退出

还是要调用wait/waitpid这样的接口，father必须保证自己是一直在运行的（前提），我们可以试着把子进程等待写入到信号捕捉函数中！

• 运行结果：

子进程先僵尸再退出：

基于信号捕捉对子进程进行回收

• 增加子进程数量再进行实验：

如果我们存在多个子进程进行退出，结合之前的知识，执行信号处理函数时会将该信号添加到block位图中，存在一些子进程回收丢失的情况(当前正在处理的信号默认是被block的，如果在block期间也收到了很多子进程的信号，那么就有可能导致一些信号的丢失，进而导致子进程无法退出。)

那如何正确的回收？

• 方案1:

while循环等待：

但是这种方案在子进程只退出部分的场景中不妥当，只退出部分子进程（或者不是同时退出）会导致wait卡住handler函数不会返回

• 方案2:

采用非阻塞等待：

等待失败，返回值就为0，直接退出循环

• 通过打印pending位图理解过程：

• 代码：

#include <iostream>
#include <unistd.h>
#include <signal.h>#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>
using namespace std;void PrintPending()
{sigset_t set;sigpending(&set);for(int signo=31;signo>=1;--signo){if(sigismember(&set,signo)){cout<<"1";}else{cout<<"0";}}cout<<endl;
}//volatile int flag=0;
void handler(int signo)
{int n=5;while(n--){PrintPending();sleep(1);}pid_t rid;while(rid=waitpid(-1,nullptr,WNOHANG)>0){cout<<"I am process "<<getpid()<<"catch a signo: "<<signo<<"child process quit:"<<rid<<endl;}
}int main()
{signal(17,handler);int n=5;while(n--){pid_t id = fork();if(id == 0){while(true){cout<<"I am child "<<getpid()<<" ppid: "<<getppid()<<endl;sleep(5);break;}cout<<"child quit"<<endl;exit(0);}}//fatherwhile(true){cout<<"I am father "<<getpid()<<endl;sleep(1);}return 0;
}

【问题】：必须等待吗？？必须调用wait吗？？

• **signal(17,SIG_IGN);**调用这个方法将看不见僵尸进程

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（前面有演示做法）,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。

• 在我们没有设置17号之前信号的默认处理动作是什么？

默认忽略（SIG_DFL->action->IGN）

【问题】：既然子进程退出的时候，默认的信号处理就是忽略，那我们调用signal / signaction SIG_IGN的意义何在呢？
SIG_IGN手动设置还是与默认的不一样的，默认的可能还会给父进程发送信号，但是手动设置，让子进程退出时，父进程就不会收到信号了，并且会自动释放子进程。