一、信号保存

1. 信号的发送

那么在学习信号保存之前，我们先了解一下信号的发送，我们知道普通信号一共有31个，如下：

但是这个31就非常特殊，对于普通信号而言，对于进程而言，自己有还是没有收到哪一个信号。实际上，我们发送信号是给进程发，具体点就是给进程的 PCB 发，所以 task_struct 中必定有维护信号的字段，那么在 task_struct 中其实只需要维护一个整数即可，因为一个整数有 32 个比特位！而我们忽略第一位，从第2位开始到第32位一共31个比特位，就分别表示31种信号！也就是说，用0、1来描述信号，用位图管理普通信号！

所以，

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. 所谓的发送信号，本质就是操作系统去修改 task_struct 的信号位图对应的比特位；

那么为什么必须是操作系统向进程PCB中写入呢？因为操作系统是进程的管理者，只有它有资格才能修改 task_struct 内部的属性！所以这就是为什么只有操作系统才能有资格给进程发信号！

2. 理解信号保存

（1）信号保存原因

信号为什么要保存呢？因为进程收到信号之后，可能不会立即处理这个信号，可能正在处理更重要的事情，所以信号不会被处理，就要有一个时间窗口，所以信号就要被保存。

（2）信号保存概念

• 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；
• 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。

所以进程的 task_struct 中不仅要保存信号的状态，还要保存信号的阻塞状态；而且信号的范围是 1~31，每一种信号都要有自己的一种处理方法，所以在 task_struct 中还要为每一个信号维护一张 handler 表，这张表是函数指针数组，比如数组中的内容是 typedef void (*handler_t)(int); 类型，数组名为 handler_t handler[31];，所以它就是一个函数指针数组，里面放的就是指向方法的地址，而下标就是信号的编号！那么当我们捕捉对应信号后自定义的方法，就将我们的方法的地址填入对应的位置即可！如下图：

而上面的 pending 表就是一个位图，表示信号未决的状态；

那么 block 表也是一个位图，1表示被阻塞，0表示未阻塞。一旦阻塞了某个信号，在该信号没有被解除阻塞之前，即便收到了该信号，对应的信号也不会被操作系统进行递达。

所以 pending 表记录当前进程是否收到了信号以及收到了哪些信号；block 表记录特定信号是否被屏蔽；handler 表记录每种信号的处理方法。

所以对于某个信号，对应上面的三张表中，我们应该横向看，是否被屏蔽、是否收到、对应方法。所以我们对于信号的学习，无论给我们提供多少系统接口，都是围绕这三张表获取或者修改。

3. 信号保存系统接口

上面的两张表中，block 和 pending 是两张位图，也就是两个整数，我们当然可以用位操作去修改，但是整数都是32个比特位，而如果当操作系统想要扩展这两张位图的时候，一个整型就放不下了，所以操作系统给我们提供了一种用户层的类型，这个类型可以直接设置进操作系统的位图里。

而且上面的三张表都属于操作系统的内核数据结构，它不允许用户直接修改这三张表，所以操作系统必须给我们提供系统调用修改这三张表。我们要获取的 pending 表和 block 表都是位图，这就注定了要在用户空间到内核空间，内核空间到用户空间进行来回拷贝，所以数据拷贝时就要在系统调用接口的参数上设置输入输出型参数。

所以操作系统给我们提供了一种经过封装的数据类型，来获取内核中的位图，就是 sigset_t.

（1）sigset_t

sigset_t 其实就是一个位图结构，我们称为信号集。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。

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);		//  将整个位图置1int sigaddset (sigset_t *set, int signo); 	// 向指定信号集中添加指定信号int sigdelset(sigset_t *set, int signo);	// 在指定信号集中去掉指定信号int sigismember（const sigset_t *set, int signo);	// 判断指定信号是否在信号集中

（2）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)，接口如下：

				int sigprocmask(int how, const sigset_t *set, sigset_t *oldset);

其中第一个参数代表我们需要设置还是获取 block 表，有三个选项，如下，它们之间是并列关系，只能三选一：

• SIG_BLOCK：set 包含了我们希望添加到当前信号屏蔽字(block表)的信号，相当于 mask = mask | set；
• SIG_UNBLOCK：set 包含了我们希望从当前信号屏蔽字(block表)中解除阻塞的信号，相当于 mask = mask & ~set；
• SIG_SETMASK：设置当前信号屏蔽字(block表)为 set 所指向的值，相当于 mask = set；

第二个参数就是我们当前设置的信号集，它是一个输入型参数；第三个参数是一个输出型参数，当我们对进程的 block 表做修改的时候，在改之前，系统会将改之前的表通过 oldset 保存起来。那么修改之后，然后我们就能通过 oldset 拿到上一次的 block 表。 如果不需要的话可以设为 nullptr.

返回值则是成功返回0；失败返回-1.

（3）sigpending()

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；接口如下：

				int sigpending(sigset_t *set);

对于 sigpending 函数的唯一参数，它是一个输出型参数，就是调用进程所对应的 pending 表带出来。

（4）signal()

signal() 接口我们早就接触过了，它就是用来修改 handler 表的，接口如下：

				typedef void (*sighandler_t)(int);sighandler_t signal(int signum, sighandler_t handler);

（5）测试系统接口

下面我们写一个这样的代码：先将2号信号阻塞，然后打印出 pending 表，我们初始化的时候应该是全0的，然后我们给进程发送2号信号，因为2号信号被阻塞了，所以 pending 表中2号信号所对应的比特位在没有被解除阻塞前一直都是1的，然后我们打印 pending 表出来观察，是否如此。代码如下：

				void Print(sigset_t sigset){for(int i = 31; i >= 1; i--){if(sigismember(&sigset, i)){cout << "1";}else{cout << "0";}}cout << "     pid: " << getpid() << endl;}int main(){sigset_t sigset;sigemptyset(&sigset);   // 信号集清0sigaddset(&sigset, 2);  // 将2号信号的比特位设置为1sigset_t oldsigset;// 1. 屏蔽2号信号sigprocmask(SIG_SETMASK, &sigset, &oldsigset);while(1){// 重复打印当前进程的 pending 表int n = sigpending(&sigset);if(n < 0) break;Print(sigset);sleep(1);// 发送2号信号... kill -2 pid}return 0;}

结果如下：

注意，9号和19号信号也是不可以被阻塞的！

二、信号捕捉处理

1. 信号的处理

我们在上面说过，信号保存是为了让进程在合适的时候处理，那么信号是什么时候被处理的呢？首先进程要处理一个信号，前提是要知道自己收到信号了，就必须得合适的时候去查 pending表、block表和 handler表，而它们都属于内核数据结构，而这说明进程必须处于内核状态才能对信号做处理，所以结论就是，当进程从内核态返回到用户态的时候，进行信号的检测和处理！

那么用户态什么时候才会陷入内核态呢？一般最常见的就是调用系统调用的时候，这时候操作系统是自动会做“身份切换”的，用户身份变成内核身份，或者反过来。

2. 理解用户态和内核态

下面我们开始理解用户态和内核态，这时候我们又要回到我们学习过的地址空间了，我们知道，每个进程PCB都有自己的地址空间，而我们以前也讲过，0~3GB 的空间为用户空间，3~4GB 为内核空间，如下图：

下面我们正式介绍一下内核空间，其实内核空间中映射的就是操作系统的代码和数据。由于操作系统是被计算机最先加载的软件，所以一般操作系统被加载的时候，它的代码和数据是被加载到靠内存的底侧的位置，那么内核空间怎么和操作系统的代码和数据建立映射呢？没错，它们之间还有一个内核级的页表！但是其实内核空间可以直接和物理内存建立映射，它就是固定的偏移量，用其中的地址减去3GB就可以得到，但是我们先不谈这种方式。

也就是说用户有用户级的页表映射到物理内存中，内核有自己的内核级页表映射到操作系统的代码和数据。那么当系统中有许多进程的话，有几个进程就有几份页表，因为进程之间具有独立性！但是内核级页表只有一份！所以所有进程的 3~4GB 的内核空间，和内核级页表，还有映射的操作系统的代码和数据，都是一样的！也就是说，在整个系统中，进程再怎么切换，3~4GB 的空间内容是不变的！

所以站在进程角度，所有的系统调用都在内核空间中，被进程所看到，所以每一个进程在调用系统调用时，在代码区调用，就可以相当于在自己的地址空间里面调用该方法，调用完成之后再返回自己的代码区中，就如同在自己的地址空间里直接调用！

那么站在操作系统角度，任何一个时刻，都有进程在执行。因为操作系统在我们开机的时候已经启动了，说明操作系统本身也是一个进程，那么它也要自己的地址空间，它甚至可以不要用户的空间，只要自己的内核空间。那么只要有进程在执行，我们想执行操作系统的代码，就可以随时执行！

其实操作系统的本质就是基于时钟中断的一个死循环。在计算机硬件中，有一个时钟芯片，在每一个非常短的时间内，会向CPU发送时钟中断；而CPU接收到了中断，就要执行该中断所对应的方法，这个中断所对应的方法就是操作系统的代码，相当于这个时钟中断在推动操作系统在运行！

那么我们再回到地址空间中，我们以前在进程中调用自己的方法或者代码，都是在用户区调的，但是当我们需要调用操作系统的代码，并不是我们想调就调的，因为用户无法直接访问操作系统！那么我们就要再介绍CPU了，在CPU中有一个叫做CR3的寄存器，这个寄存器直接指向的就是当前进程所对应的用户级页表，当进程被调度的时候，该进程的用户级页表的地址就会被放在这个寄存器中，这里保存的是物理地址。

我们怎么知道当前访问的是用户态还是内核态呢？那么，在CPU中还有一个寄存器叫做ecs寄存器，当我们执行用户态的代码的时候，ecs寄存器一定指向的是用户态的代码；如果我们切换到了内核，它就会指向内核中的代码；而在ecs寄存器里它的最低两个比特位，记录的是CPU的工作模式，其中CPU常见的工作模式有用户态和内核态，我们知道两个比特位一共就四种状态，那么它内部就是用 00(0) 和 11(3) 分别代表内核态和用户态。也就是说，如果我们想访问内核中的代码，我们必须要将ecs寄存器中的低两位由 11 设为 00，就变成内核态了，我们就可以访问操作系统的数据了！那么谁能修改ecs寄存器呢？所以CPU必须给我们提供一个方法，能够改变CPU的工作级别，于是就有了 int 80，这其实是一个汇编语句，意思就是陷入内核！

所以我们就能理解什么是用户态，什么是内核态了。其中，

• 内核态：允许访问操作系统的代码和数据
• 用户态：只能访问用户自己的代码和数据

3. 信号的捕捉

我们理解了内核态和用户态之后，我们下面结合下图来理解信号的捕捉：

所以信号保存是为了让进程在合适的时候处理，那么信号是在内核态返回用户态时进行处理的！

4. 系统调用

（1）sigaction()

我们前面已经知道信号捕捉可以使用 signal()，那么除了 signal() 之外，还有一个系统调用接口：

			int sigaction(int signum, const struct sigaction *act,struct sigaction *oldact);

sigaction() 的功能也是捕捉特定信号，和 signal() 功能一模一样。它的第一个参数是信号的编号；第二个参数和第三个参数的类型是一样的，都是 struct sigaction*，而第二个参数是输入型参数，它是把我们用户设置的自定义捕捉方法以及其它信息，通过 act 传递给操作系统；第三个参数 oldact 就是输出型参数，就是将旧的方法保存给我们传递出来。

下面我们看一下 struct sigaction 的结构体：

				struct sigaction {void     (*sa_handler)(int);void     (*sa_sigaction)(int, siginfo_t *, void *);sigset_t   sa_mask;int        sa_flags;void     (*sa_restorer)(void);};

以上的五个字段中，我们只需要知道第一个字段 sa_handler 和第三个字段 sa_mask 即可，其它都是与实时信号有关的字段，我们不用关心。

例如我们使用如下代码进行测试：

				void myhandler(int signo){cout << "...get a signal: " << signo << endl;}int main(){struct sigaction act, oact;memset(&act, 0, sizeof(act));memset(&oact, 0, sizeof(oact));act.sa_handler = myhandler;sigaction(2, &act, &oact);while(1){cout << "i am a process, pid: " << getpid() << endl;sleep(1);}return 0;}

（2）pending 表的置0顺序

下面我们说一下，当进程收到一个信号，pending 位图对应的位置变成1，那么它是在执行对应方法前由1置0还是在执行对应方法后由1置0呢？

我们可以在执行捕捉方法时，打印 pending 表，观察 pending 表在执行捕捉方法时对应的位置是否已经置0，如果已经置0，说明是在执行捕捉方法前由1置0，否则相反，下面我们验证一下：

				void PrintPending(){sigset_t sigset;sigpending(&sigset);for(int signo = 31; signo >= 1; signo--){if(sigismember(&sigset, signo))cout << "1";elsecout << "0";}cout << ",   ";}void myhandler(int signo){PrintPending();cout << "...get a signal: " << signo << endl;}int main(){struct sigaction act, oact;memset(&act, 0, sizeof(act));memset(&oact, 0, sizeof(oact));act.sa_handler = myhandler;sigaction(2, &act, &oact);while(1){cout << "i am a process, pid: " << getpid() << endl;sleep(1);}return 0;}

结果如下：

如上，说明一旦收到信号时 pending 表的对应位置置，一旦进行信号递达时，先将 pending 表的对应位置由1置0，再执行方法。

（3）struct sigaction 中的 sa_mask 字段

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信号处理结束为止。也就是说，不允许同一个信号不断向一个进程发送，使进程不断执行该信号的处理函数。

下面我们也可以验证一下，我们只需要将上面代码的自定义处理方法修改一下即可，我们在 myhandler 中写个死循环打印 pending表，这样就能让2号信号一直在处理了，这时候我们再给进程发送2号信号，这时候2号信号位置的 pending 表应该变成1，如下代码：

				void myhandler(int signo){cout << "...get a signal: " << signo << endl;while(1){PrintPending();sleep(1);}}

结果如下：

那么 struct sigaction 中的 sa_mask 字段是用来干什么的呢？正如我们上面所说，如果正在处理2号信号，2号信号会被屏蔽，那么如果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会自动恢复原来的信号屏蔽字。

我们在给 sa_mask 字段说明需要屏蔽哪些信号时，需要使用 sigaddset 设置信号集，然后往 sa_mask 中设置即可，例如，添加屏蔽3号信号：

				sigaddset(&act.sa_mask, 3);

三、信号扩展

1. 可重入函数

当我们进行链表插入时，假设插入节点 node1，insert 分为两个步骤，先连接 next 指针，再更新 head 指针，那么如果我们在刚刚完成第一步的时候，因为硬件中断等原因使进程切换到内核，再次回用户态之前检查到有信号待处理，于是就去处理该信号，而该信号的处理方法又是自定处理方法，该方法就是再插入一个节点 node2，那么该方法执行完毕后返回用户态，此时的 head 指向 node2。然后继续回到插入 node1 的代码中完成剩下的代码，最后 head 指向了 node1，此时 node2 发生节点丢失，内存泄漏！如下图：

更形象的图如下：

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。

2. volatile

该关键字在 C++ 当中的类型转换我们已经有所涉猎，今天我们站在信号的角度重新理解一下。

我们先看以下代码，定义一个全局的 flag，然后在 main 函数中以 flag 为恒真条件执行死循环，最后打印一语句，我们知道，这种情况下该语句是不会被打印的：

				int flag = 1;int main(){while(flag);cout << "process quit!" << endl;return 0;}

我们只能通过 ctrl + c 发送2号信号终止该进程：

但是今天我们可以使用信号捕捉，对2号信号自定义方法中将 flag 的值修改为1，这样就可以让主程序跳出死循环，从而打印该语句了，如下：

				int flag = 1;void myhandler(int signo){flag = 0;}int main(){signal(2, myhandler);while(flag);cout << "process quit!" << endl;return 0;}

结果如下：

但是如果在优化条件下，当编译器检测到我们的 flag 在主程序中并没有被修改的时候，flag 变量可能被直接优化到 CPU 内的寄存器中，即每次读取 flag 的数据的时候，只在 CPU 中读取，但是 flag 在内存中也有对应的空间，当我们使用信号捕捉修改 flag 的值时，只会修改内存中的 flag 的值，不会影响 CPU 中的 flag 的值！

那么这个优化条件怎么设置呢？在 g++ 下，这种优化条件一般是被关闭的，需要在编译时加上选项设置，那么在 g++ 中设置这种优化条件的选项为 g++ -O1，其中 O1、O2、O3 都可以，我们可以验证一下：

如上，我们捕捉2号信号将 flag 修改为 0 也无法终止死循环，因为此时被优化后是直接从 CPU 中读取 flag 的值了。

那么如果此时我们想关闭这种优化，我们就可以在 flag 前加上 volatile 关键字，如下：

				volatile int flag = 1;

所以加上 volatile 关键字就是为了防止编译器过度优化，保持内存的可见性！

3. SIGCHLD 信号

我们在进程控制的时候讲过用 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，也就是 17 号信号，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。

但是由于 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 或者 signal 将 SIGCHLD 的处理动作置为 SIG_IGN，也就是忽略，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。

但是上面不是说该信号的默认处理动作是忽略的吗？为什么还要我们自己使用系统接口处理呢？其实系统对于17号信号的默认处理动作是 SIG_DFL，也就是使用默认处理动作，只不过 SIG_DFL 默认执行的动作是忽略！而我们自己使用接口设置的 SIG_IGN 就是直接将默认处理动作设置为忽略！还记得我们上一节讲的，信号的处理方式有三种：默认动作、忽略、自定义动作 吗？其中 SIG_DFL 就是默认动作，SIG_IGN 就是忽略！