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Linux操作系统之信号：保存与处理信号

news 2025/7/16 8:24:18

前言：

前文回顾与补充：

信号的保存

PCB里的信号保存

sigset_t

信号集操作函数

信号的处理

信号捕捉的流程：编辑

操作系统的运行原理

硬件中断

时钟中断

死循环

软中断

总结：

前言：

在上一篇文章，我已经为大家详细的阐述了信号产生的物种方式，相信大家对于信号已经有了较为深刻的印象与理解了。

那么今天我们就来继续谈论信号的另外两个重要话题：信号的保存与捕捉。

前文回顾与补充：

我们之前说，捕捉信号一共有三种方式，分别是：默认，忽略，与自定义。

在使用signal时，有两个宏分别代表默认与忽略的处理：

#include <iostream>
#include <unistd.h>
#include <signal.h>int main()
{::signal(2,SIG_IGN);//ignore 忽略：本身就是一种处理方法，什么也不用做直接忽略掉::signal(2,SIG_DFL);//default:执行该信号默认的处理方法return 0;
}

我们之前说的所有信号的产生，最后都要由OS执行，这是为什么呢？

：因为OS是进程的管理者

信号的处理是否会被立即处理？

：不会，会在合适的时候进行处理

一个信号如果不是被立即处理，那么信号是否需要暂时被进程记录下来？记录在哪里最合适？

：需要，会被记录在进程的PCB中

⼀个进程在没有收到信号的时候，能否能知道，⾃⼰应该对合法信号作何处理呢？

：进程的处理方法一早就被设置好了

而进程时如何被存储到PCB中的呢？只是我们上节课说的位图结构吗？

这就要涉及我们今天的内容：信号的保存了！！

我们先补充一点信号的其他知识：

实际执行信号的处理动作被称为信号递达（Delivery）

信号从产生到递达之间的状态，被称为信号未决（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，才会执行递达的动作。

这里要注意，阻塞与忽略是不同的，只要信号被阻塞就不会递达，而忽略时在递达之后我们选择的一种处理信号的动作

信号的保存

PCB里的信号保存

我们刚刚说，由于信号的处理不是立即处理，所以我们需要保存好进程，就保存在进程的PCB中，我们先来看一下具体保存信号的结构：

这个pending就是我们之前说的信号位图，保存这个进程是否收到了相应的信号。

这个blcok也是一个位图，保存的是对应位置的信号是否被我们阻塞/屏蔽了。

而这个handler，则是一个函数指针数组，里面存储的就是对应信号的默认处理方法。我们信号的编号-1，就是对应的数组下标。

这也就是为什么我们只需要signal一次，就能永久改变处理方法的原因：因为我们是直接把方法拷贝替换成了自己的处理函数。

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,它的处理动作用户自定义函数sighandler。

sigset_t

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,这个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。

信号集操作函数

由于保管信号的是位图结构，我们不好每次都进行位操作来修改位图，所以有对应的系统调用：

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。一般我们用这个是为了给自己定义的sigset_t的变量初始化。

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_tt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。

以上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。

此外，还有一个系统调用，我们专门用来读取或更改进程的信号屏蔽字(阻塞信号集)。

如果oldset是⾮空指针,则读取进程的当前信号屏蔽字通过oldset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oldset和set都是⾮空指针,则先将原来的信号屏蔽字备份到oldset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。

如果我们想要恢复成老的数据，该怎么办？

所以有输出型参数oldset供我们使用。

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。

还有一个系统调用：sigpending

我们通过传递一个参数set，可以获取当前进程的未决信号集。

以上几个方法，就实现了我们对位图结构的简单的增删查改。

我们可以写一段代码来加深理解：

#include <iostream>
#include <string>
#include <functional>
#include <vector>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
#include <signal.h>
#include <sys/wait.h>int main()
{//初始化，把指定的位图全部清0sigset_t block,oblock;sigemptyset(&block);sigemptyset(&oblock);//设置信号,此时我们有没有把对2号信号的屏蔽，设置进入内核中？：只是在用户栈上设置了block的位图结构// 并没有设置进入内核中！sigaddset(&block,2);//把我们对2号信号的屏蔽，设置进入内核中sigprocmask(SIG_SETMASK,&block,&oblock);while(true){//获取该进程的pending表并打印sigset_t pending;sigpending(&pending);std::cout<<getpid()<<":";for(int i=31;i>=0;i--){if(sigismember(&pending,i))//挨个挨个检查是否存在在该位图里{std::cout<<"1";}else{std::cout<<"0";}}std::cout<<std::endl;sleep(1);}return 0;
}

运行代码，我们打开另外一个bash给该进程发送信号

那我们此时在增加一段代码，使得他在一定时间后自动解除屏蔽试试？？

#include <iostream>
#include <string>
#include <functional>
#include <vector>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
#include <signal.h>
#include <sys/wait.h>void handler(int signo)
{std::cout<<"我已经解除屏蔽"<<signo<<std::endl;
}int main()
{signal(2,handler);//初始化，把指定的位图全部清0sigset_t block,oblock;sigemptyset(&block);sigemptyset(&oblock);//设置信号,此时我们有没有把对2号信号的屏蔽，设置进入内核中？：只是在用户栈上设置了block的位图结构// 并没有设置进入内核中！sigaddset(&block,2);//把我们对2号信号的屏蔽，设置进入内核中sigprocmask(SIG_SETMASK,&block,&oblock);int count=0;while(true){//获取该进程的pending表并打印sigset_t pending;sigpending(&pending);std::cout<<getpid()<<":";for(int i=31;i>0;i--){if(sigismember(&pending,i))//挨个挨个检查是否存在在该位图里{std::cout<<"1";}else{std::cout<<"0";}}std::cout<<std::endl;count++;if(count>=10){sigprocmask(SIG_SETMASK, &oblock, nullptr);//解除屏蔽}sleep(1);}return 0;
}

运行代码，可以看见

信号的处理

我们可以先说出结论，之前所说的合适的时候，指的就是，进程在从内核态切换为用户态时，会检测当前进程的pending与blcok，根据这两个位图是决定是否执行处理方法handler。

这里引出了两个新概念，用户态与内核态。

大家不用急，且听我慢慢道来：

信号捕捉的流程：

信号处理函数的代码是在⽤⼾空间的,处理过程还是比较复杂的,我们可以举例如下:

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，这个时候会发生中断或者异常切换到内核态（为什么一定会发生中断我后面会解释）

在中断处理完毕后，要返回用户态的main函数前会检查到有信号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代码，而是执行sighhandler函数（此时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,这次再返回⽤⼾态就是恢复 main 函数的上下⽂继续执⾏了。

所以总的过程可以总结为上图的一个无穷的形状，整个过程一共会进行四次内核态与用户态的切换。

所以我们可以先简单说明：执行自己的代码是用户态，执行系统调用是内核态。

操作系统的运行原理

我们这里不得不插一句嘴说一下操作系统的运行原理，只有这样才能让大家理解内核态与用户态更加深入。

这一内容还是很重要的，我们会填上之前说的很多坑。

硬件中断

我们之前在键盘产生信号时一直在说硬件中断，这个到底是怎么一回事呢？

当我们的硬件准备就绪时，就会开始中断，每一个硬件都有自己的一个中断号，并且进程会通过高电压的形式通知CPU，我已经准备就绪了。当我们的CPU知道硬件中断后，会去获取这个硬件对应的中断号。

此时，CPU会保护现场，包括存储此时运行进程代码数据的CPU的数据，保存在PCB中（之前讲页表时我们提到过保护现场这个现象）。

在这之后，会根据中断号来进行处理的方法，即：

这个中断向量表IDT，本质是还是一个函数指针数组，每一个硬件对应的中断号，就对应了下标。

所以每一个硬件产生中断后，他的处理方法我们一开始就知道了，该如何处理。

这里的中断处理例程，一共有四步：
1、保存现场

2、根据中断号，查中断向量表

3、调用对应的处理方法

4、恢复现场

而这个中断向量表，是操作系统的⼀部分，启动就加载到内存中了。

通过外部硬件中断，操作系统就不需要对外设进⾏任何周期性的检测或者轮询

由外部设备触发的，中断系统运⾏流程，叫做硬件中断

时钟中断

但是我们还是有一个疑问，进程可以在操作系统的指挥下，被调度，被执⾏，那么操作系统⾃⼰被谁指挥，被谁推动执⾏呢？

外部设备可以触发硬件中断，但是这个是需要⽤⼾或者设备⾃⼰触发，有没有⾃⼰可以定期触发的设备?

这里就要引出我们时钟中断的概念了

我们规定了一个时间，固定的触发硬件中断，这个中断，被我们称为时钟中断，负责定期帮我们实现中断！！

而这个中断在中断向量表的处理方法只有一个，那就是去调度进程！！

注意，调度进程不代表一定要进行进程切换。

还记得时间片这个概念吗？

其实就是一个整数count。

我们初始规定count=1000；

那么每一次进行调度，就回让count--，当count为0时，就会进行进程的切换。

所以我们还有主频这个概念，就是指 CPU 内部时钟信号的工作频率，通常以 赫兹（Hz） 为单位。你的CPU主频越高，价格越贵，同一个时间进行进程调度越多，性能越好。

这样，操作系统不就在硬件（时钟中断）的推动下，自动进行调度了么！！！

所以操作系统，就是基于中断向量表进行工作的。

死循环

如果是这样，操作系统不就可以躺平了吗？

对，操作系统⾃⼰不做任何事情，需要什么功能，就向中断向量表⾥⾯添加⽅法即可.操作系统的本质：就是⼀个死循环！

void main(void) /* 这⾥确实是void，并没错。 */

{         /* 在startup 程序(head.s)中就是这样假设的。 */

        ...

        /*

        * 注意!! 对于任何其它的任务，'pause()'将意味着我们必须等待收到⼀个信号才会返

        * 回就绪运⾏态，但任务0（task0）是唯⼀的意外情况（参⻅'schedule()'），因为任

        * 务0 在任何空闲时间⾥都会被激活（当没有其它任务在运⾏时），

        * 因此对于任务0'pause()'仅意味着我们返回来查看是否有其它任务可以运⾏，如果没

        * 有的话我们就回到这⾥，⼀直循环执⾏'pause()'。

        */

        for (;;)

        pause();

} // end main

软中断

上述外部硬件中断，需要硬件设备触发。

有没有可能，因为软件原因，也触发上⾯的逻辑，我们不是说过软件中断吗？所以自然有！

为了让操作系统⽀持进⾏系统调用，CPU也设计了对应的汇编指令(int 或者 syscall),可以让CPU内

部触发中断逻辑。

用户层怎么把系统调⽤号给操作系统？

：寄存器(比如EAX)

操作系统怎么把返回值给用户？

：寄存器或者用户传入的缓冲区地址

系统调用的过程，其实就是先int 0x80、syscall陷⼊内核，本质就是触发软中断，CPU就会自动执

⾏系统调用的处理方法，而这个⽅法会根据系统调⽤号，自动查表，执⾏对应的⽅法

所以系统调⽤号的本质就是数组下标！

// sys.h
// 系统调⽤函数指针表。⽤于系统调⽤中断处理程序(int 0x80)，作为跳转表。
extern int sys_setup (); // 系统启动初始化设置函数。 (kernel/blk_drv/hd.c,71)
extern int sys_exit (); // 程序退出。 (kernel/exit.c, 137)
extern int sys_fork (); // 创建进程。 (kernel/system_call.s, 208)
extern int sys_read (); // 读⽂件。 (fs/read_write.c, 55)
extern int sys_write (); // 写⽂件。 (fs/read_write.c, 83)
extern int sys_open (); // 打开⽂件。 (fs/open.c, 138)
extern int sys_close (); // 关闭⽂件。 (fs/open.c, 192)
extern int sys_waitpid (); // 等待进程终⽌。 (kernel/exit.c, 142)
extern int sys_creat (); // 创建⽂件。 (fs/open.c, 187)
extern int sys_link (); // 创建⼀个⽂件的硬连接。 (fs/namei.c, 721)
extern int sys_unlink (); // 删除⼀个⽂件名(或删除⽂件)。 (fs/namei.c, 663)
extern int sys_execve (); // 执⾏程序。 (kernel/system_call.s, 200)
extern int sys_chdir (); // 更改当前⽬录。 (fs/open.c, 75)extern int sys_time (); // 取当前时间。 (kernel/sys.c, 102)extern int sys_mknod (); // 建⽴块/字符特殊⽂件。 (fs/namei.c, 412)extern int sys_chmod (); // 修改⽂件属性。 (fs/open.c, 105)extern int sys_chown (); // 修改⽂件宿主和所属组。 (fs/open.c, 121)extern int sys_break (); // (-kernel/sys.c, 21)extern int sys_stat (); // 使⽤路径名取⽂件的状态信息。 (fs/stat.c, 36)extern int sys_lseek (); // 重新定位读/写⽂件偏移。 (fs/read_write.c, 25)extern int sys_getpid (); // 取进程id。 (kernel/sched.c, 348)extern int sys_mount (); // 安装⽂件系统。 (fs/super.c, 200)extern int sys_umount (); // 卸载⽂件系统。 (fs/super.c, 167)extern int sys_setuid (); // 设置进程⽤⼾id。 (kernel/sys.c, 143)extern int sys_getuid (); // 取进程⽤⼾id。 (kernel/sched.c, 358)extern int sys_stime (); // 设置系统时间⽇期。 (-kernel/sys.c, 148)extern int sys_ptrace (); // 程序调试。 (-kernel/sys.c, 26)extern int sys_alarm (); // 设置报警。 (kernel/sched.c, 338)extern int sys_fstat (); // 使⽤⽂件句柄取⽂件的状态信息。(fs/stat.c, 47)extern int sys_pause (); // 暂停进程运⾏。 (kernel/sched.c, 144)extern int sys_utime (); // 改变⽂件的访问和修改时间。 (fs/open.c, 24)extern int sys_stty (); // 修改终端⾏设置。 (-kernel/sys.c, 31)...   extern int sys_dup2 (); // 复制⽂件句柄。 (fs/fcntl.c, 36)extern int sys_getppid (); // 取⽗进程id。 (kernel/sched.c, 353)extern int sys_getpgrp (); // 取进程组id，等于getpgid(0)。(kernel/sys.c, 201)extern int sys_setsid (); // 在新会话中运⾏程序。 (kernel/sys.c, 206)extern int sys_sigaction (); // 改变信号处理过程。 (kernel/signal.c, 63)extern int sys_sgetmask (); // 取信号屏蔽码。 (kernel/signal.c, 15)extern int sys_ssetmask (); // 设置信号屏蔽码。 (kernel/signal.c, 20)extern int sys_setreuid (); // 设置真实与/或有效⽤⼾id。 (kernel/sys.c,118)extern int sys_setregid (); // 设置真实与/或有效组id。 (kernel/sys.c, 51)// 系统调⽤函数指针表。⽤于系统调⽤中断处理程序(int 0x80)，作为跳转表。fn_ptr sys_call_table[] = { sys_setup, sys_exit, sys_fork, sys_read,sys_write, sys_open, sys_close, sys_waitpid, sys_creat, sys_link,sys_unlink, sys_execve, sys_chdir, sys_time, sys_mknod, sys_chmod,sys_chown, sys_break, sys_stat, sys_lseek, sys_getpid, sys_mount,sys_umount, sys_setuid, sys_getuid, sys_stime, sys_ptrace, sys_alarm,sys_fstat, sys_pause, sys_utime, sys_stty, sys_gtty, sys_access,sys_nice, sys_ftime, sys_sync, sys_kill, sys_rename, sys_mkdir,sys_rmdir, sys_dup, sys_pipe, sys_times, sys_prof, sys_brk, sys_setgid,sys_getgid, sys_signal, sys_geteuid, sys_getegid, sys_acct, sys_phys,sys_lock, sys_ioctl, sys_fcntl, sys_mpx, sys_setpgid, sys_ulimit,sys_uname, sys_umask, sys_chroot, sys_ustat, sys_dup2, sys_getppid,sys_getpgrp, sys_setsid, sys_sigaction, sys_sgetmask, sys_ssetmask,sys_setreuid, sys_setregid};

所以缺⻚中断？内存碎⽚处理？除零野指针错误？这些问题，全部都会被转换成为CPU内部的软中断，然后⾛中断处理例程，完成所有处理。有的是进⾏申请内存，填充⻚表，进⾏映射的。有的是⽤来处理内存碎⽚的，有的是⽤来给⽬标进⾏发送信号，杀掉进程等等。

所以，操作系统就是躺在中断处理例程上的代码块！

CPU内部的软中断，比如int 0x80或者syscall，我们叫做陷阱，CPU内部的软中断，比如除零/野指针等，我们叫做异常。（这也是“缺页异常”为什么这么叫的原因）