[Linux] 信号保存与处理

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信号的保存

下面的概念务必记住

1. 实际执行信号的处理动作称为信号递达(Delivery)

2. 信号从产生到递达之间的状态,称为信号未决(Pending)。

3. 进程可以选择阻塞 (Block )某个信号。

4. 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.

5. 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。

信号的内核描述

如图所示，我们的task_struct中保存了三张表，block表，pend表，handler表

pending表

它本质就是一个位图

 handler表

它本质就是一个函数指针数组

 typedef void (*sighandler_t)(int);

我们之前通过signal函数给指定信号设置自定义方法，本质就是把signal函数的sighandler参数写入handler表，所以我们signal调用一次，就可以永久修改一个进程的信号处理方法

 block表

它本质也是一个位图

被阻塞的信号，即是被写入pending表，也不会被处理，直到阻塞被解除才会去处理它

有了这三张表，我们就可以直到一个信号有没有被传进来，他有没有被阻塞，如果没被阻塞那他又该如何处理，如此一来我们的进程就可以识别信号了，而三张表的实现，当然是当初写OS的程序员通过代码实现的，因此我们说进程认识信号，是程序员内置的结果。

内核数据结构

我们需要先了解一些类型，如下所示，不懂的看注释

struct task_struct {
struct sighand_struct *sighand;//hand表
sigset_t blocked//block表
struct sigpending pending;//pend表
...
}

先看hand表的结构体类型

struct sighand_struct {
atomic_t count;
struct k_sigaction action[_NSIG]; //  _NSIG是个宏，为64
spinlock_t siglock;
};
//上面的结构体中包含了K_sigaction这个结构体，它的定义就在下面
struct k_sigaction {
struct __new_sigaction sa;
void __user *ka_restorer;
};
//上面的结构体中包含了__new_sigaction这个结构体，它的定义就在下面
struct __new_sigaction {
__sighandler_t sa_handler;
unsigned long sa_flags;
void (*sa_restorer)(void); /* Not used by Linux/SPARC */
__new_sigset_t sa_mask;
};
//上面的结构体中包含了__sighandler_t这个类型，它的定义就在下面
typedef void (*__sighandler_t)(int);//即函数指针

再看pend表

struct sigpending {
struct list_head list;//表示这是个链表结构
sigset_t signal;//它的重点是这个sigset_t类型
};

 显然，pend表的内容是sigset_t类型的变量存储的，block表也是，sigset_t被称为信号集,这个类型定义如下

typedef struct
{unsigned long int __val[_SIGSET_NWORDS];
} __sigset_t;//注意这前面有两个下划线typedef __sigset_t sigset_t;//这次typedef后，前面没有下划线了

这个sigset_t类型本质就是个unsigned long类型的数组，这个数组就是用来当位图用的

#include <signal.h>
int sigemptyset(sigset_t *set);
int sigfillset(sigset_t *set);
int sigaddset(sigset_t *set, int signo);
int sigdelset(sigset_t *set, int signo);
int sigismember(const sigset_t *set, int signo);

1.  sigemptyset：使信号集set中的所有比特位变为0

2. sigfillset：使信号集set中的所有比特位变为1

3. sigaddset：使信号集set的第signum位变为1

4. sigdelset：使信号集set的第signum位变为0

5. sigismember：检测信号集set的第signum位是0还是1 

• 在使用sigset_ t类型的变量前,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。
• 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。

 sigprocmask

#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

#include <signal.h>
int sigpending(sigset_t *set);
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

#include<iostream>
#include<unistd.h>
#include<signal.h>
#include<sys/types.h>int main(){//对二号信号进行屏蔽sigset_t ne;sigset_t old;sigemptyset(&ne);sigemptyset(&old);sigaddset(&ne,2);//此时还没有把2号加到内核的block中，只是放到了栈上的ne中了sigprocmask(SIG_BLOCK,&ne,&old);//现在加到内核了int n=7;while(true){n--;if(n==0)sigprocmask(SIG_SETMASK,&old,nullptr);sigset_t pe;sigemptyset(&pe);sigpending(&pe);for(int i=31;i;i--)std::cout<<sigismember(&pe,i);std::cout<<std::endl;sleep(1);}}

我们输入ctrl+c即二号命令，但是进程没有立即终止，是因为我们把二号信号写进block表了 

7秒之后，block表置零，二号信号不再被block于是被处理了，所以进程终止。

硬件中断

外设资源是否准备好，不能让OS去轮询检测，因为外设非常多，效率会很低，太浪费资源了，这里采用的解决方案就是硬件中断。

硬件中断是指由计算机硬件设备（如键盘、鼠标、硬盘、网卡等）发出的信号，用于通知 CPU暂停当前正在执行的程序，转而处理与该硬件设备相关的特定事件。这使得 CPU 能够及时响应硬件设备的请求或状态变化，从而实现设备与 CPU 之间的高效交互。这些东西的具体实现是依靠硬件电路实现的，我们不用管。

但是外设实在是太多了，所以不能直接连接到cpu的针脚上，于是就设计了一个中断控制器来负责连接他们，每个设备都被编好了中断号，中断控制器通过中断号知晓是哪个设备发来的中断，然后会把该信息发给CPU。CPU会告知OS，OS会根据中断号去中断向量表执行对应的方法（例如去键盘获取信息）。

这里的通知CPU就是其实向着CPU的特定针脚发送高电平信号

程序员在写OS时，就提前给每一种设备准备好处理中断的方案，这些方案本质就是函数，他们汇聚在一起就是一个中断向量表，我们把它当作一个函数指针数组即可。访问该数组元素的下标就是中断号。

当然，如果硬件中断信息告知给CPU时，CPU要开始执行中断处理方法，就不能继续跑之前的进程，为了保证之后还能正常运行它，需要进行CPU现场保护

 CPU 现场保护是指在计算机系统发生中断或异常情况时，CPU 暂停当前正在执行的程序，为了能够在后续恢复该程序的执行，将当前程序执行的状态信息进行保存的过程。这些信息包括程序计数器（PC）的值、通用寄存器的内容、状态寄存器（也称为程序状态字 PSW）的内容等。这个和进程切换时的上下文数据保存有些像，但请注意这俩不是一个东西。 

 时钟中断

进程是在OS在管理控制下运行的，那么OS又是被谁指挥的呢？

时钟源是一个定期发送触发硬件中断信号的硬件，他的中断号对应的中断处理方式就是进程调度

所以OS才可以不断的调度进程，为了提高效率，这个时钟源已经被集成到CPU内部了，他的中断发送不依赖中断控制器，是直接发送给CPU的。我们计算机中有个参数叫做主频，表示时钟源一秒发送多少中断单位一般是GHZ，所以主频快的话，OS响应速度就比较快，效率就高了

于是OS就可以开摆了，OS所谓的调度进程，就是时钟源定时发送中断，然后OS去根据设置好的处理方法处理中断；OS要和外设IO，就是等硬件发送中断，然后它根据中断向量表去调用对应的函数。

无端联想，OS就像一个商店老板，他的店里什么都有，当用户需要一样东西时，OS虽然不知道这个东西是干嘛的，是怎么造出来的，但是他知道他的店里有，而且确切的直到放到哪里了，于是它只需要去把这个东西拿给用户就好。

因此操作系统再初始化完需要的资源后，就直接进入死循环，等待中断信号的到来，然后执行对应的方法即可。

时间片

时钟中断是定时发送的，我们假设它一纳米发送一次，

我们可以给进程task_struct设置一个变量——时间片

int time_piece=1000;

那么时间片的大小就是1000*1纳秒

每次时钟源发送信号，OS进行调度都会把当前进程的时间片减一

当减到零，就进行进程切换，否则继续执行该进程

软中断

有没有可能，上面这一套中断的流程，靠软件也可以实现呢

把这些汇编写在系统接口函数里，不就可以让OS支持系统调用了吗

这里我们以int指令为例，他的中断号是ox80

它对应的中断向量表中的元素也是一个函数我们暂时称他为func（），我们的OS要是实现很多系统接口，这些接口会放到一个数组中，被称为系统调用表，所以要使用某个系统调用，只要使用他在表中下标即可。现在我们要使用系统调用，只需要把系统调用号传到func（）中即可。 

第一个问题

系统调用的过程，其实就是先int 0x80、syscall触发软中断，并且把系统调用号（以及形参）写到一个寄存器里，然后CPU告知OS，OS根据寄存器的值去系统调用表执行对应的函数。

现在我们知道了使用系统接口，不一定就要用系统函数，你可以先通过int汇编代码触发ox80号中断，然后把要用的系统调用接口的编号和参数通过汇编move到指定的寄存器，最后OS会找到要执行的函数，并且运行它。

事实上，这才是OS提供的真正的系统接口，而不是我们用的那些c语言函数（write、read、fork这些）。我们所用的fork这些接口，是c语言封装过的函数，毕竟让用户用真的系统实在是太难了。

这样一来既方便了用户，也保护了OS，毕竟如果你用int（0x80），万一传入的系统调用号非法呢，或者你用了一些别的奇葩操作，都会危害到OS，现在只让你用c语言封装的接口，你就害不了他了

左64位，右32位真系统接口

c语言才是世界上最好的语言！

缺页中断、除零错误、野指针，他们本质都是被转化为软中断，OS会提前给每种情况设置处理方法，也都有自己的中断号。

• CPU内部的软中断，比如int 0x80或者syscall，他们不是说出现的什么错误，知识单纯让进程陷入内核去进行系统调用的，我们把这种操作叫做陷阱（这个名字听起来有点怪）

• CPU内部的软中断，比如除零/野指针等，我们叫做异常。

所以，能理解“缺页异常” 为什么这么叫了吗？

OS是什么

它就是躺在中断处理例程上的代码块