【Linux】进程信号万字详解（下）
🎇Linux：
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目录 ✨1. 阻塞信号💫1.1 信号其他相关概念💫1.2 在内核中的表示💫1.3 sigset_t💫1.4 信号集操作函数💫1.5 sigprocmask💫1.6 sigpending ✨2. 捕捉信号💫2.1 内核空间与用户空间💫2.2 内核态与用户态💫2.3 内核如何实现信号的捕捉💫2.4 sigaction ✨3. 可重入函数✨4. volatile✨5. volatile ✨1. 阻塞信号 💫1.1 信号其他相关概念 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。需要注意的是，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的一种处理动作。
💫1.2 在内核中的表示
信号在内核中的表示示意图如下：
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。这里只讨论普通信号。总结：
在block位图中，比特位的位置代表某一个信号，比特位的内容代表该信号是否被阻塞。在pending位图中，比特位的位置代表某一个信号，比特位的内容代表是否收到该信号。handler表本质上是一个函数指针数组，数组的下标代表某一个信号，数组的内容代表该信号递达时的处理动作，处理动作包括默认、忽略以及自定义。block、pending和handler这三张表的每一个位置是一一对应的。💫1.3 sigset_t
根据信号在内核中的表示方法，每个信号的未决标志只有一个比特位，非0即1，如果不记录该信号产生了多少次，那么阻塞标志也只有一个比特位。
因此，未决和阻塞标志可以用相同的数据类型sigset_t来存储。在我当前的云服务中，sigset_t类型的定义如下：（不同操作系统实现sigset_t的方案可能不同）
#define _SIGSET_NWORDS (1024 / (8 * sizeof (unsigned long int))) typedef struct { unsigned long int __val[_SIGSET_NWORDS]; } __sigset_t; typedef __sigset_t sigset_t;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。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。
💫1.4 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”，至于这个类型内部如何存储这些bit则依赖于系统的实现，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); int sigfillset(sigset_t *set); int sigaddset(sigset_t *set, int signum); int sigdelset(sigset_t *set, int signum); int sigismember(const sigset_t *set, int signum);函数解释：
sigemptyset函数：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。sigfillset函数：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。sigaddset函数：在set所指向的信号集中添加某种有效信号。sigdelset函数：在set所指向的信号集中删除某种有效信号。sigemptyset、sigfillset、sigaddset和sigdelset函数都是成功返回0，出错返回-1。sigismember函数：判断在set所指向的信号集中是否包含某种信号，若包含则返回1，不包含则返回0，调用失败返回-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，使信号处于确定的状态。
#include <stdio.h> #include <signal.h> int main() { sigset_t s; //用户空间定义的变量 sigemptyset(&s); sigfillset(&s); sigaddset(&s, SIGINT); sigdelset(&s, SIGINT); sigismember(&s, SIGINT); return 0; }代码中定义的sigset_t类型的变量s，与我们平常定义的变量一样都是在用户空间定义的变量，所以后面我们用信号集操作函数对变量s的操作实际上只是对用户空间的变量s做了修改，并不会影响进程的任何行为。因此，我们还需要通过系统调用，才能将变量s的数据设置进操作系统。
💫1.5 sigprocmask
sigprocmask函数可以用于读取或更改进程的信号屏蔽字（阻塞信号集），该函数的函数原型如下：
int sigprocmask(int how, const sigset_t *set, sigset_t *oldset);参数说明：
如果oset是非空指针，则读取进程当前的信号屏蔽字通过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参数的可选值及其含义：
选项含义SIG_BLOCKset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｜setSIG_UNBLOCKset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｜~setSIG_SETMASK设置当前信号屏蔽字为set所指向的值，相当于mask=set返回值说明：sigprocmask函数调用成功返回0，出错返回-1。
注意： 如果调用sigprocmask解除了对当前若干个未决信号的阻塞，则在sigprocmask函数返回前，至少将其中一个信号递达。
💫1.6 sigpending
sigpending函数可以用于读取进程的未决信号集，该函数的函数原型如下：
int sigpending(sigset_t *set);sigpending函数读取当前进程的未决信号集，并通过set参数传出。该函数调用成功返回0，出错返回-1。
下面我们来做一个简单的实验
先用上述的函数将2号信号进行屏蔽（阻塞）。使用kill命令或组合按键向进程发送2号信号。此时2号信号会一直被阻塞，并一直处于pending（未决）状态。使用sigpending函数获取当前进程的pending信号集进行验证。 #include <stdio.h> #include <iostream> #include <unistd.h> #include <signal.h> using namespace std void printPending(sigset_t *pending) { int i = 1; for (i = 1; i <= 31; i++){ if (sigismember(pending, i)){ printf("1 "); } else{ printf("0 "); } } printf("\n"); } int main() { sigset_t set, oset; sigemptyset(&set); sigemptyset(&oset); sigaddset(&set, 2); //SIGINT sigprocmask(SIG_SETMASK, &set, &oset); //阻塞2号信号 sigset_t pending; sigemptyset(&pending); while (1){ sigpending(&pending); //获取pending printPending(&pending); //打印pending位图（1表示未决） sleep(1); } return 0; }可以看到，程序刚刚运行时，因为没有收到任何信号，所以此时该进程的pending表一直是全0，而当我们使用kill命令向该进程发送2号信号后，由于2号信号是阻塞的，因此2号信号一直处于未决状态，所以我们看到pending表中的第二个数字一直是1。
为了看到2号信号递达后pending表的变化，我们可以设置一段时间后，自动解除2号信号的阻塞状态，解除2号信号的阻塞状态后2号信号就会立即被递达。因为2号信号的默认处理动作是终止进程，所以为了看到2号信号递达后的pending表，我们可以将2号信号进行捕捉，让2号信号递达时执行我们所给的自定义动作。
#include <stdio.h> #include <iostream> #include <unistd.h> #include <signal.h> void printPending(sigset_t *pending) { int i = 1; for (i = 1; i <= 31; i++){ if (sigismember(pending, i)){ printf("1 "); } else{ printf("0 "); } } printf("\n"); } void handler(int signo) { printf("handler signo:%d\n", signo); } int main() { signal(2, handler); sigset_t set, oset; sigemptyset(&set); sigemptyset(&oset); sigaddset(&set, 2); //SIGINT sigprocmask(SIG_SETMASK, &set, &oset); //阻塞2号信号 sigset_t pending; sigemptyset(&pending); int count = 0; while (1){ sigpending(&pending); //获取pending printPending(&pending); //打印pending位图（1表示未决） sleep(1); count++; if (count == 20){ sigprocmask(SIG_SETMASK, &oset, NULL); //恢复曾经的信号屏蔽字 printf("恢复信号屏蔽字\n"); } } return 0; }此时就可以看到，进程收到2号信号后，该信号在一段时间内处于未决状态，当解除2号信号的屏蔽后，2号信号就会立即递达，执行我们所给的自定义动作，而此时的pending表也变回了全0。
在解除2号信号后，2号信号的自定义动作是在打印“恢复信号屏蔽字”之前执行的。因为如果调用sigprocmask解除对当前若干个未决信号的阻塞，则在sigprocmask函数返回前，至少将其中一个信号递达。
✨2. 捕捉信号 💫2.1 内核空间与用户空间
每一个进程都有自己的进程地址空间，该进程地址空间由内核空间和用户空间组成：
用户所写的代码和数据位于用户空间，通过用户级页表与物理内存之间建立映射关系。内核空间存储的实际上是操作系统代码和数据，通过内核级页表与物理内存之间建立映射关系。内核级页表是一个全局的页表，它用来维护操作系统的代码与进程之间的关系。因此，在每个进程的进程地址空间中，用户空间是属于当前进程的，每个进程看到的代码和数据是完全不同的，但内核空间所存放的都是操作系统的代码和数据，所有进程看到的都是一样的内容。
需要注意的是，虽然每个进程都能够看到操作系统，但并不意味着每个进程都能够随时对其进行访问。
如何理解进程切换？ 在当前进程的进程地址空间中的内核空间，找到操作系统的代码和数据。执行操作系统的代码，将当前进程的代码和数据剥离下来，并换上另一个进程的代码和数据。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。
💫2.2 内核态与用户态
内核态与用户态：
内核态通常用来执行操作系统的代码，是一种权限非常高的状态。用户态是一种用来执行普通用户代码的状态，是一种受监管的普通状态。进程收到信号之后，并不是立即处理信号，而是在合适的时候，从内核态切换回用户态的时候。
内核态和用户态之间是进行如何切换的？
从用户态切换为内核态通常有如下几种情况：
需要进行系统调用时。当前进程的时间片到了，导致进程切换。产生异常、中断、陷阱等。与之相对应，从内核态切换为用户态有如下几种情况：
系统调用返回时。进程切换完毕。异常、中断、陷阱等处理完毕。其中，由用户态切换为内核态我们称之为陷入内核。每当我们需要陷入内核的时，本质上是因为我们需要执行操作系统的代码，比如系统调用函数是由操作系统实现的，我们要进行系统调用就必须先由用户态切换为内核态。
💫2.3 内核如何实现信号的捕捉
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。
注意： 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。
当待处理信号是自定义捕捉时的情况比较复杂，可以借助无穷进行记忆：
其中，该图形与直线有几个交点就代表在这期间有几次状态切换，而箭头的方向就代表着此次状态切换的方向，图形中间的圆点就代表着检查pending表。
当识别到信号的处理动作是自定义时，能直接在内核态执行用户空间的代码吗？
理论上来说是可以的，因为内核态是一种权限非常高的状态，但是绝对不能这样设计。
如果允许在内核态直接执行用户空间的代码，那么用户就可以在代码中设计一些非法操作，比如清空数据库等，虽然在用户态时没有足够的权限做到清空数据库，但是如果是在内核态时执行了这种非法代码，那么数据库就真的被清空了，因为内核态是有足够权限清空数据库的。
也就是说，不能让操作系统直接去执行用户的代码，因为操作系统无法保证用户的代码是合法代码，即操作系统不信任任何用户。
💫2.4 sigaction
捕捉信号除了用前面用过的signal函数之外，我们还可以使用sigaction函数对信号进行捕捉，sigaction函数的函数原型如下：
int sigaction(int signum, const struct sigaction *act, struct sigaction *oldact);sigaction函数可以读取和修改与指定信号相关联的处理动作，该函数调用成功返回0，出错返回-1。
参数说明：
signum代表指定信号的编号。若act指针非空，则根据act修改该信号的处理动作。若oldact指针非空，则通过oldact传出该信号原来的处理动作。其中，参数act和oldact都是结构体指针变量，该结构体的定义如下：
struct sigaction { void(*sa_handler)(int); void(*sa_sigaction)(int, siginfo_t *, void *); sigset_t sa_mask; int sa_flags; void(*sa_restorer)(void); };结构体的第一个成员sa_handler：
将sa_handler赋值为常数SIG_IGN传给sigaction函数，表示忽略信号。将sa_handler赋值为常数SIG_DFL传给sigaction函数，表示执行系统默认动作。将sa_handler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。所注册的信号处理函数的返回值为void，参数为int，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。显然这是一个回调函数，不是被main函数调用，而是被系统所调用。
结构体的第二个成员sa_sigaction：
sa_sigaction是实时信号的处理函数。结构体的第三个成员sa_mask：
首先需要说明的是，当某个信号的处理函数被调用，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。
结构体的第四个成员sa_flags：
sa_flags字段包含一些选项，这里直接将sa_flags设置为0即可。结构体的第五个成员sa_restorer：
该参数没有使用。下面我们用sigaction函数对2号信号进行了捕捉，将2号信号的处理动作改为了自定义的打印动作，并在执行一次自定义动作后将2号信号的处理动作恢复为原来默认的处理动作。
#include <stdio.h> #include <string.h> #include <unistd.h> #include <signal.h> struct sigaction act, oact; void handler(int signo) { printf("get a signal:%d\n", signo); sigaction(2, &oact, NULL); } int main() { memset(&act, 0, sizeof(act)); memset(&oact, 0, sizeof(oact)); act.sa_handler = handler; act.sa_flags = 0; sigemptyset(&act.sa_mask); sigaction(2, &act, &oact); while (1){ printf("I am a process...\n"); sleep(1); } return 0; }运行代码后，第一次向进程发送2号信号，执行我们自定义的打印动作，当我们再次向进程发送2号信号，就执行该信号的默认处理动作了，即终止进程。
✨3. 可重入函数
下面主函数中调用insert函数向链表中插入结点node1，某信号处理函数中也调用了insert函数向链表中插入结点node2，乍眼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。
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。调用了标志I/O库函数，因为标准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。✨4. 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。
在下面的代码中，我们对2号信号进行了捕捉，当该进程收到2号信号时会将全局变量flag由0置1。也就是说，在进程收到2号信号之前，该进程会一直处于死循环状态，直到收到2号信号时将flag置1才能够正常退出。
#include <stdio.h> #include <signal.h> int flag = 0; void handler(int signo) { printf("get a signal:%d\n", signo); flag = 1; } int main() { signal(2, handler); while (!flag); printf("Proc Normal Quit!\n"); return 0; }该程序的运行过程好像都在我们的意料之中，但实际并非如此。代码中的main函数和handler函数是两个独立的执行流，而while循环是在main函数当中的，在编译器编译时只能检测到在main函数中对flag变量的使用。
此时编译器检测到在main函数中并没有对flag变量做修改操作，在编译器优化级别较高的时候，就有可能将flag设置进寄存器里面。
此时main函数在检测flag时只检测寄存器里面的值，而handler执行流只是将内存中flag的值置为1了，那么此时就算进程收到2号信号也不会跳出死循环。
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。
#include <stdio.h> #include <signal.h> volatile int flag = 0; void handler(int signo) { printf("get a signal:%d\n", signo); flag = 1; } int main() { signal(2, handler); while (!flag); printf("Proc Normal Quit!\n"); return 0; }此时就算我们编译代码时携带-O3选项，当进程收到2号信号将内存中的flag变量置1时，main函数执行流也能够检测到内存中flag变量的变化，进而跳出死循环正常退出。
✨5. volatile
为了避免出现僵尸进程，父进程需要使用wait或waitpid函数等待子进程结束，父进程可以阻塞等待子进程结束，也可以非阻塞地查询的是否有子进程结束等待清理，即轮询的方式。采用第一种方式，父进程阻塞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生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信号的处理动作，这样父进程就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或waitpid函数清理子进程即可。
例如，下面代码中对SIGCHLD信号进行了捕捉，并将在该信号的处理函数中调用了waitpid函数对子进程进行了清理。
#include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <signal.h> #include <stdlib.h> #include <sys/wait.h> void handler(int signo) { printf("get a signal: %d\n", signo); int ret = 0; while ((ret = waitpid(-1, NULL, WNOHANG)) > 0){ printf("wait child %d success\n", ret); } } int main() { signal(SIGCHLD, handler); if (fork() == 0){ //child printf("child is running, begin dead: %d\n", getpid()); sleep(3); exit(1); } //father while (1); return 0; }SIGCHLD属于普通信号，记录该信号的pending位只有一个，如果在同一时刻有多个子进程同时退出，那么在handler函数当中实际上只清理了一个子进程，因此在使用waitpid函数清理子进程时需要使用while不断进行清理
使用waitpid函数时，需要设置WNOHANG选项，即非阻塞式等待，否则当所有子进程都已经清理完毕时，由于while循环，会再次调用waitpid函数，此时就会在这里阻塞住。
此时父进程就只需专心处理自己的工作，不必关心子进程了，子进程终止时父进程收到SIGCHLD信号，会自动进行该信号的自定义处理动作，进而对子进程进行清理。
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signal或sigaction函数将SIGCHLD信号的处理动作设置为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或sigaction函数自定义的忽略通常是没有区别的，但这是一个特列。此方法对于Linux可用，但不保证在其他UNIX系统上都可用。