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前言

  这篇就是我们关于信号的最后一篇啦！
  马上就要到线程喽，进一步说，我们的Linux系统编程就要结束喽！

从信号产生到信号保存，中间经历了很多，当操作系统准备对信号进行处理时，还需要判断时机是否 “合适”，在绝大多数情况下，只有在 “合适” 的时机才能处理信号

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一、信号的处理时机

处理情况

普通情况

  所谓的普通情况就是指 信号没有被阻塞，直接产生，记录未决信息后，再进行处理
  在这种情况下，信号是不会被立即递达的，也就无法立即处理，需要等待合适的时机

特殊情况

  当信号被 阻塞 后，信号 产生 时，记录未决信息，此时信号被阻塞了，也不会进行处理
  当阻塞解除后，信号会被立即递达，此时信号会被立即处理

  特殊情况 很好理解，就好比往气球里吹气，当气球炸了，空气会被立即释放，因为空气是被气球 阻塞 的，当气球炸了之后（阻塞解除），空气立马往外跑，这不就是 立即递达、立即处理 吗？

普通情况 就有点难搞了，它需要等待 “合适” 的时机，才能被 递达，继而被 处理

“合适”的时机

  信号的产生是 异步 的

  也就是说，信号可能随时产生，当信号产生时，进程可能在处理更重要的事，此时贸然处理信号显然不够明智

比如进程正在执行一个重要的 IO，突然一个终止信号发出，IO 立即终止，对进程、磁盘都不好

  因此信号在 产生 后，需要等进程将 更重要 的事忙完后（合适的时机），才进行 处理
  合适的时机：进程从 内核态 返回 用户态 时，会在操作系统的指导下，对信号进行检测及处理
  至于处理动作，分为：默认动作、忽略、用户自定义
  搞清楚 “合适” 的时机 后，接下来我们需要来学习 用户态 和 内核态 相关知识

二、用户态与内核态

  对于 用户态、内核态 的理解及引出的 进程地址空间 和 信号处理过程 相关知识是本文的重难点

概念

先来看看什么是 用户态 和 内核态

• 用户态：执行用户所写的代码时，就属于 用户态
• 内核态：执行操作系统的代码时，就属于 内核态

自己写的代码被执行很好理解，操作系统的代码是什么？
  操作系统也是由大量代码构成的
  在对进程进行调度、执行系统调用、异常、中断、陷阱等，都需要借助操作系统之手
  此时执行的就是操作系统的代码

也就是说，用户态 与 内核态 是两种不同的状态，必然存在相互转换的情况

注意： 当你访问用户空间时你必须处于用户态，当你访问内核空间时你必须处于内核态。

用户态 切换为 内核态：

• 当进程时间片到了之后，进行进程切换动作
• 调用系统调用接口，比如 open、close、read、write 等
• 产生异常、中断、陷阱等

内核态 切换为 用户态：

• 进程切换完毕后，运行相应的进程
• 系统调用结束后
• 异常、中断、陷阱等处理完毕

  信号的处理时机就是 内核态 切换为 用户态，也就是 当把更重要的事做完后，进程才会在操作系统的指导下，对信号进行检测、处理

重谈进程地址空间

• 进程地址空间 是虚拟的，依靠 页表 + MMU机制 与 真实的地址空间 建立映射关系
• 每个进程都有自己的 进程地址空间，不同 进程地址空间 中地址可能冲突，但实际上地址是独立的
• 进程地址空间 可以让进程以统一的视角看待自己的代码和数据

  感兴趣的可以回看我这篇文章《Linux进程地址空间》

  不难发现，在 进程地址空间 中，存在 1 GB 的 内核空间，每个进程都有，而这 1 GB 的空间中存储的就是 操作系统 相关代码 和 数据，并且这块区域采用 内核级页表 与 真实地址空间 进行映射

我们不禁思考，为什么要这样子区分 用户态 和 内核态？

• 内核空间中存储的可是操作系统的代码和数据，权限非常高，绝不允许随便一个进程对其造成影响
• 区域的合理划分也是为了更好的进行管理

  所谓的 执行操作系统的代码及系统调用，就是在使用这 1 GB 的内核空间

进程间具有独立性，比如存在用户空间中的代码和数据是不同的，难道多个进程需要存储多份操作系统的代码和数据吗？

• 当然不用，内核空间比较特殊，所有进程最终映射的都是同一块区域，也就是说，进程只是将 操作系统代码和数据 映射入自己的 进程地址空间 而已
• 而 内核级页表 不同于 用户级页表，专注于对 操作系统代码和数据 进行映射，是很特殊的

  当我们执行诸如 open 这类的 系统调用 时，会跑到 内核空间 中调用对应的函数
  而 跑到内核空间 就是 用户态 切换为 内核态 了（用户空间切换至内核空间）

这个 跑到 是如何实现的呢？

在 CPU 中，存在一个 CR3 寄存器，这个 寄存器 的作用就是用来表征当前处于 用户态 还是 内核态

• 当寄存器中的值为 3 时：表示正在执行用户的代码，也就是处于 用户态
• 当寄存器中的值为 0 时：表示正在执行操作系统的代码，也就是处于 内核态

通过一个 寄存器，表征当前所处的 状态，修改其中的 值，就可以表示不同的 状态，这是很聪明的做法

重谈 进程地址空间 后，得到以下结论

1. 所有进程的用户空间 [0, 3] GB 是不一样的，并且每个进程都要有自己的 用户级页表 进行不同的映射
2. 所有进程的内核空间 [3, 4] GB 是一样的，每个进程都可以看到同一张内核级页表，从而进行统一的映射，看到同一个 操作系统
3. 操作系统运行 的本质其实就是在该进程的 内核空间内运行的（最终映射的都是同一块区域）
4. 系统调用 的本质其实就是在调用库中对应的方法后，通过内核空间中的地址进行跳转调用

那么进程又是如何被调度的呢？

1. 操作系统的本质

• 操作系统也是软件，并且是一个死循环式等待指令的软件
• 存在一个硬件：操作系统时钟硬件，每隔一段时间向操作系统发送时钟中断

2. 进程被调度，就意味着它的时间片到了，操作系统会通过时钟中断，检测到是哪一个进程的时间片到了，然后通过系统调用函数 schedule() 保存进程的上下文数据，然后选择合适的进程去运行

信号的处理过程

  当在 内核态 完成某种任务后，需要切回 用户态，此时就可以对信号进行 检测 并 处理 了

情况1：信号被阻塞，信号产生 / 未产生

  信号都被阻塞了，也就不需要处理信号，此时不用管，直接切回 用户态 就行了

  下面的情况都是基于 信号未被阻塞 且 信号已产生 的前提

情况2：当前信号的执行动作为 默认

  大多数信号的默认执行动作都是 终止 进程，此时只需要把对应的进程干掉，然后切回 用户态 就行了

情况3：当前信号的执行动作为 忽略

  当信号执行动作为 忽略 时，不做出任何动作，直接返回 用户态

情况4：当前信号的执行动作为 用户自定义

  这种情况就比较麻烦了，用户自定义的动作位于 用户态 中，也就是说，需要先切回 用户态，把动作完成了，重新坠入 内核态，最后才能带着进程的上下文相关数据，返回 用户态

在 内核态 中，也可以直接执行 自定义动作，为什么还要切回 用户态 执行自定义动作？

• 因为在 内核态 可以访问操作系统的代码和数据，自定义动作 可能干出危害操作系统的事
• 在 用户态 中可以减少影响，并且可以做到溯源

为什么不在执行完 自定义动作 直接后返回进程？

• 因为 自定义动作 和 待返回的进程 属于不同的堆栈，是无法返回的
• 并且进程的上下文数据还在内核态中，所以需要先坠入内核态，才能正确返回用户态

  注意： 用户自定义的动作，需要先切换至 用户态 中执行，执行结束后，还需要坠入 内核态
  通过一张图快速记录信号的 处理 过程

三、信号的捕捉

  接下来谈谈 信号 是如何被 捕捉 的

内核如何实现信号的捕捉？

  如果信号的执行动作为 用户自定义动作，当信号 递达 时调用 用户自定义动作，这一动作称为 信号捕捉

  用户自定义动作 是位于 用户空间 中的

  当 内核态 中任务完成，准备返回 用户态 时，检测到信号 递达，并且此时为 用户自定义动作，需要先切入 用户态 ，完成 用户自定义动作 的执行；因为 用户自定义动作 和 待返回的函数 属于不同的 堆栈 空间，它们之间也不存在 调用与被调用 的关系，是两个 独立的执行流，需要先坠入 内核态 （通过 sigreturn() 坠入），再返回 用户态 （通过 sys_sigreturn() 返回）

上述过程可以总结为下图：

sigaction

  sigaction 也可以 用户自定义动作，比 signal 功能更丰富

#include <signal.h>int sigaction(int signum, const struct sigaction *act,struct sigaction *oldact);struct sigaction 
{void     (*sa_handler)(int);	//自定义动作void     (*sa_sigaction)(int, siginfo_t *, void *);	//实时信号相关，不用管sigset_t   sa_mask;	//待屏蔽的信号集int        sa_flags;	//一些选项，一般设为 0void     (*sa_restorer)(void);	//实时信号相关，不用管
};

返回值：成功返回 0，失败返回 -1 并将错误码设置

参数1：待操作的信号

参数2：sigaction 结构体，具体成员如上所示

参数3：保存修改前进程的 sigaction 结构体信息

这个函数的主要看点是 sigaction 结构体

struct sigaction 
{void     (*sa_handler)(int);	//自定义动作void     (*sa_sigaction)(int, siginfo_t *, void *);	//实时信号相关，不用管sigset_t   sa_mask;	//待屏蔽的信号集int        sa_flags;	//一些选项，一般设为 0void     (*sa_restorer)(void);	//实时信号相关，不用管
};

  其中部分字段不需要管，因为那些是与 实时信号 相关的，我们这里不讨论

  重点可以看看 sa_mask 字段

  sa_mask：当信号在执行 用户自定义动作 时，可以将部分信号进行屏蔽，直到 用户自定义动作 执行完成

  也就是说，我们可以提前设置一批 待阻塞 的 屏蔽信号集，当执行 signum 中的 用户自定义动作 时，这些 屏蔽信号集 中的 信号 将会被 屏蔽（避免干扰 用户自定义动作 的执行），直到 用户自定义动作 执行完成

可以简单用一下 sigaction 函数

#include <iostream>
#include <cassert>
#include <cstring>
#include <signal.h>
#include <unistd.h>using namespace std;static void DisplayPending(const sigset_t& pending)
{// 打印 pending 表cout << "当前进程的 pending 表为: ";int i = 1;while (i < 32){if (sigismember(&pending, i))cout << "1";elsecout << "0";i++;}cout << endl;
}static void handler(int signo)
{cout << signo << " 号信号确实递达了" << endl;// 最终不退出进程int n = 10;while (n--){// 获取进程的 未决信号集sigset_t pending;sigemptyset(&pending);int ret = sigpending(&pending);assert(ret == 0);(void)ret; // 欺骗编译器，避免 release 模式中出错DisplayPending(pending);sleep(1);}
}int main()
{cout << "当前进程: " << getpid() << endl;//使用 sigaction 函数struct sigaction act, oldact;//初始化结构体memset(&act, 0, sizeof(act));memset(&oldact, 0, sizeof(oldact));//初始化 自定义动作act.sa_handler = handler;//初始化 屏蔽信号集sigaddset(&act.sa_mask, 3);sigaddset(&act.sa_mask, 4);sigaddset(&act.sa_mask, 5);//给 2号 信号注册自定义动作sigaction(2, &act, &oldact);// 死循环while (true);return 0;
}

  当 2 号信号的循环结束（10 秒），3、4、5 信号的 阻塞 状态解除，立即被 递达，进程就被干掉了

  注意： 屏蔽信号集 sa_mask 中已屏蔽的信号，在 用户自定义动作 执行完成后，会自动解除 阻塞 状态

四、信号部分小结

  截至目前，信号 处理的所有过程已经全部学习完毕了

  信号产生阶段：有四种产生方式，包括 键盘键入、系统调用、软件条件、硬件异常

  信号保存阶段：内核中存在三张表，blcok 表、pending 表以及 handler 表，信号在产生之后，存储在 pending 表中

  信号处理阶段：信号在 内核态 切换回 用户态 时，才会被处理

五、可重入函数

  可以被重复进入的函数称为 可重入函数

  比如单链表头插的场景中，节点 node1 还未完成插入时，node2 也进行了头插，最终导致 节点 node2 丢失，造成 内存泄漏

  导致 内存泄漏 的罪魁祸首：对于 node1 和 node2 来说，操作的 单链表 是同一个，同时进行并发访问（重入）会出现问题的，因为此时的 单链表 是临界资源

  我们学过的函数中，90% 都是 不可重入的

  函数是否可重入是一个特性，而非缺点，需要正确看待

不可重入的条件：

• 调用了内存管理相关函数
• 调用了标准 I/O 库函数，因为其中很多实现都以不可重入的方式使用数据结构

本质上还是因为 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

六、volatile

  volatile 关键字可以避免 编译器 的优化，保证内存的 可见性

  比如我们现在来个例子，借助全局变量 flag 设计一个死循环的场景，在此之前将 2 号信号进行自定义动作捕捉，具体动作为：将 flag 改为 1，可以终止 main 函数中的循环体

#include <stdio.h>
#include <signal.h>int flag = 0;   // 一开始为假void handler(int signo)
{printf("%d号信号已经成功发出了\n", signo);flag = 1;
}int main()
{signal(2, handler);while(!flag);   // 故意不写 while 的代码块 { }printf("进程已退出\n");return 0;
}

  初步结果符合预期，2 号信号发出后，循环结束，程序正常退出

  这段代码能符合我们预期般的正确运行是因为 当前编译器默认的优化级别很低，没有出现意外情况

通过指令查询 gcc 优化级别的相关信息

man gcc
: /o1

  其中数字越大，优化级别越高，理论上编译出来的程序性能会更好

  事实真的如此吗？

  让我们重新编译上面的程序，并指定优化级别为 o1

编译成功后，再次运行程序

  此时得到了不一样的结果：2 号信号发出后，对于 flag 变量的修改似乎失效了

  将优化级别设为更高是一样的结果，如果设为 O0 则会符合预期般的运行，说明我们当前的编译器默认的优化级别是 O0

查看编译器的版本

gcc --version

  不同编译器版本的优化策略可能存在差异，以上是我的 gcc 编译环境

那么我们这段代码哪个地方被优化了呢？

• 答案是 while 循环判断

首先要明白：

• 对于程序中的数据，需要先被 load 到 CPU 中的 寄存器 中
• 判断语句所需要的数据（比如 flag），在进行判断时，是从 寄存器 中拿取并判断
• 根据判断的结果，判断代码的下一步该如何执行（通过 PC 指针指向具体的代码执行语句）

所以程序在优化级别为 O0 或更低时，是这样执行的：

  面对这种情况，我们就可以使用volatile关键字对flag变量进行修饰，告知编译器，对flag变量的任何操作都必须真实的在内存中进行，即保持了内存的可见性。

七、SIGCHLD 信号

  在 进程控制 学习时期，我们明白了一个事实：父进程必须等待子进程退出并回收，并为其 “收尸”，避免变成 “僵尸进程” 占用系统资源、造成内存泄漏

那么 父进程是如何知道子进程退出了呢？

• 在之前的场景中，父进程要么就是设置为 阻塞式 专心等待，要么就是 设置为 WNOHANG 非阻塞式等待，这两种方法都需要 父进程 主动去检测 子进程 的状态

如今学习了 进程信号 相关知识后，可以思考一下：子进程真的是安安静静的退出的吗？

• 答案当然不是，子进程在退出后，会给父进程发送 SIGCHLD 信号

  可以通过 SIGCHLD 信号 通知 父进程，子进程 要退出了，这样可以解放 父进程，不必再去 主动检测 ，而是 子进程 要退出的时候才通知其来 “收尸”

SIGCHLD 信号比较特殊，默认动作 SIG_DEF 是 什么都不做

通过自定义捕捉，打印相关信息

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <signal.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>void handler(int signo)
{printf("进程 %d 捕捉到了 %d 号信号\n", getpid(), signo);
}int main()
{signal(SIGCHLD, handler);pid_t id = fork();if(id == 0){int n = 5;while(n)printf("子进程剩余生存时间: %d秒 [pid: %d  ppid: %d]\n", n--, getpid(), getppid());// 子进程退出exit(-1);}waitpid(id, NULL, 0);return 0;
}

  因此可以证明 SIGCHLD 是被子进程真实发出的，当然，我们可以自定义捕捉动作为 回收子进程，让父进程不再主动检测子进程的状态，可以自己忙自己的事

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <signal.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>pid_t id;   // 将子进程的id设为全局变量，方便对比void handler(int signo)
{printf("进程 %d 捕捉到了 %d 号信号\n", getpid(), signo);// 这里的 -1 表示父进程等待时，只要是已经退出了的子进程，都可以进行回收pid_t ret = waitpid(-1, NULL, 0);if(ret > 0)printf("父进程: %d 已经成功回收了 %d 号进程，之前的子进程是 %d\n", getpid(), ret, id);
}int main()
{signal(SIGCHLD, handler);id = fork();if(id == 0){int n = 5;while(n){printf("子进程剩余生存时间: %d秒 [pid: %d  ppid: %d]\n", n--, getpid(), getppid());sleep(1);}// 子进程退出exit(-1);}// 父进程很忙的话，可以去做自己的事while(1){// TODOprintf("父进程正在忙...\n");sleep(1);}return 0;
}

  父进程和子进程各忙各的，子进程退出后会发信号通知父进程，并且能做到正确回收

那么这种方法就一定对吗？

• 答案是不一定，在只有一个子进程的场景中，这个代码没问题，但如果是涉及多个子进程回收时，这个代码就有问题了

  根本原因：SIGCHLD 也是一个信号啊，它可能也会在 block 表和 pending 表中被置为 1，当多个子进程同时向父进程发出信号时，父进程只能先回收最快发出信号的子进程，并将随后发出信号的子进程 SIGCHLD 信号保存在 blcok 表中，除此之外，其他的子进程信号就丢失了，父进程处理完这两个信号后，就认为没有信号需要处理了，这就造成了内存泄漏

  解决方案：自定义捕捉函数中，采取 while 循环式回收，有很多进程都需要回收没问题，排好队一个个来就好了，这样就可以确保多个子进程同时发出 SIGCHLD 信号时，可以做到一一回收

  细节：多个子进程运行时，可能有的退了，有的没退，这会导致退了的子进程发出信号后，触发自定义捕捉函数中的循环等待机制，回收完已经退出了的子进程后，会阻塞式的等待还没有退出的子进程，如果子进程一直不退，就会一直被阻塞，所以我们需要把进程回收设为 WNOHANG 非阻塞式等待

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <signal.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>void handler(int signo)
{printf("进程 %d 捕捉到了 %d 号信号\n", getpid(), signo);// 这里的 -1 表示父进程等待时，只要是已经退出了的子进程，都可以进行回收while (1){pid_t ret = waitpid(-1, NULL, WNOHANG);if (ret > 0)printf("父进程: %d 已经成功回收了 %d 号进程\n", getpid(), ret);elsebreak;}printf("子进程回收成功\n");
}int main()
{signal(SIGCHLD, handler);// 创建10个子进程int n = 10;while (n--){pid_t id = fork();if (id == 0){int n = 5;while (n){printf("子进程剩余生存时间: %d秒 [pid: %d  ppid: %d]\n", n--, getpid(), getppid());sleep(1);}// 子进程退出exit(-1);}}// 父进程很忙的话，可以去做自己的事while (1){// TODOprintf("父进程正在忙...\n");sleep(1);}return 0;
}

  我们可以注意到程序分几个批次把所有子进程都回收了

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总结

  结束了，开始进入线程！