程序的“烽火台”：信号的产生与传递
一、认识信号
1. 什么是信号？
在了解进程信号之前，我们先用生活中的例子来理解一下。
在日常生活中，有许多信号，比如：红绿灯，鸣笛声，上下课铃声…，这些信号在没有产生之前，我们就已经知道了这些信号应该怎么处理，这是因为我们已经形成了一种共识。在现实世界中，为什么要有这些信号呢？我们用最简单的信号通知机制，告诉人，应该要做什么，维持秩序，是用来做信息事件通知的。
大家都点过外卖吧，当外卖员给你打电话下楼取餐时，你不一定会立即下楼，所以，在进程中也是一样的，当信号来临时，进程也不一定立即处理信号。
2. 进程是如何处理信号的？
那么，进程是如何处理信号的呢？
1.默认动作
2.忽略信号
3.自定义捕捉
那么，进程是如何识别这些信号以及处理的呢？
这是因为，进程内部已经内置了对于信号的识别和处理机制。
man 7 signal //查看进程信号
1-31 是普通信号，34-64 是实时信号，这些信号都是宏。我们只研究普通信号。
进程未来要对信号做出处理，那么OS就要提供对应的系统调用，修改进程对于信号的处理动作。
typedef void (*sighandler_t)(int);
//signum信号编号
//handler信号处理方法
//SIG_IGN 忽略信号
//SIG_DFL 默认动作
sighandler_t signal(int signum, sighandler_t handler)
以前我们使用 Ctrl + c 终止过前台进程，我们就以它为例，来验证一下。
可以看到，Ctrl + c 不再有效，这是因为我们将进程对于2号信号进行了忽略处理，如果我们使用默认处理，那么就会终止进程。
自定义捕捉
handler函数会将发送的信号当做参数传入，执行自定义的方法。
Ctrl + \ 向目标进程发送3号信号。
还记得我们之前说过的前台进程和后台进程吗？那么，什么是前台进程和后台进程呢？
命令行启动的进程默认叫做前台进程 status+。
./cmd &，让该进程进入后台运行 status。
Linux一次登录状态的时候，OS会启动 bash 进程，由bash进程启动其他进程，但是系统任何时刻只允许一个进程处在前台，其它进程处在后台。
计算机的键盘只有一个，允许获取键盘输入数据的进程，叫做前台进程。
后台进程无法从键盘获取数据。
这也是为什么我们无法使用 Ctrl + c 杀掉后台进程的原因，因为后台进程无法获取键盘数据。
孤儿进程会自动把自己变成后台进程。
二、信号产生
1. 产生信号的方式
1.键盘可以向目标进程发送信号。
2.kill 命令向目标进程发送信号。
3.系统调用。
4.软件条件。
5.异常。
上面我们说过，进程处理信号可能不会立即处理，那么，进程在合适的时间处理信号时，就要求进程必须把信号进行保存。
这就像你在宿舍打游戏时，外卖员给你打电话让你下楼取餐，你说等一会下去取餐，这就要求你的大脑必须将这个信息记住。
那么，进程将信号记录在哪里的呢？又是怎么记录的？
还记得PCB吗，PCB是描述进程的属性的，信号就被保存在进程的PCB里。
那它又是怎么记录的呢？使用位图就可以了（unsigned int bitmaps）一共31个信号，使用位图刚好合适。
bit 的位置：表示信号编号。
bit 的内容：表示是否收到。
问题1：如何理解给进程发送信号？
只需要修改进程的 task_struct，信号位图的特定位置由 0 置 1即可，本质就是向目标进程写信号。
问题2：进程如何部分识别信号？
通过位图对应的位置，是0还是1。
可是PCB是内核的数据结构对象，修改位图本质是修改内核数据，那么，只能由OS来修改了。
所以，无论信号发送的方式有多少种，最终全部都是由OS向目标进程发送信号的。
我们说，进程对于信号的处理方式有3种，默认行为，忽略和自定义捕捉。
那么，如果我们将所有的信号都进行忽略和自定义捕捉呢？是不是所有的信号都失效了呢？
接下来就验证一下。
自定义捕捉
忽略信号
可以看到，进程信号大部分都被捕捉和忽略，少部分信号是无法被捕捉和忽略的。
2. 详解信号产生的方式
2.1 系统调用
信号的产生有多种方式，前面两种我们已经了解，现在就来看系统调用。
//成功返回0，失败返回-1
//pid目标进程
//sig发送的信号
int kill(pid_t pid, int sig);
//成功返回0，失败返回非0
int raise(int sig);
void abort(void); //通常用来结束任务
我们稍微修改一下代码，看看运行结果。
可以看到，abort 函数向进程发送了6号信号，本应该执行自定义捕捉方法，但是执行完自定义捕捉方法之后依然执行了 abort 函数的功能。
2.2 软件条件
软件条件
//返回先前设置的闹钟剩余的秒数，如果之前没有设置过闹钟，返回0
unsigned int alarm(unsigned int seconds);
需要注意的是，这个闹钟只会起一次效果。
想让闹钟多次起效果就要求设置多个闹钟。
alarm调用，一次只运行一个进程，设置一个闹钟，以最新的为准。第二次设置闹钟的新时间，会取消上一次的闹钟，返回上一次闹钟的剩余时间。
alarm 有 IO 的时候，效率比较低。
printf 不断与外设进行 IO，导致效率低下。
通过对比，就可以验证上述结论了。
2.3 异常
比如说，野指针，除0错误会导致进程崩溃，那么，为什么这些错误会导致进程崩溃呢？
可以看到，除0和野指针的确导致进程崩溃了，但是，信号自定义捕捉以后，进程在显示器上进行了刷屏，这是为什么呢？
回答这个问题之前，我们先回答刚才的问题。
所以除0，野指针…导致进程崩溃的原因是：因为软件问题被OS识别，给目标进程发送了信号，然后进程处理信号，默认终止了进程。
现在，我们需要了解异常的底层再对刚才的问题进行回答。
除0：
在进行除0时，这个工作是由CPU来完成的，CPU内会有许多寄存器，在运算时从内存中将这两个数据拿到两个寄存器中，比如eax中存放数据10，ebx中存放0进行除法运算，将运算结果写入到ecx中。在数学上，一个有限的数除以一个很小的数，会得到一个无穷大的数，而CPU内寄存器的位数是有限的，为了避免这种情况，在CPU内会存在一种控制和状态寄存器（EFLAGS），这个寄存器中会记录CPU单次运算所对应的状态，寄存器中有许多 bit 位，每一个 bit 位都表明一种标志，其中一个标志叫做溢出标志位，在进行常规运算时，这个 bit 位的内容为0，表明结果可信，如果除0操作，溢出标志位的内容设置为1，结果不可信，表明本次运算在硬件上就报错了，那么，OS要不要知道呢？答案是要的，OS是软硬件资源的管理者。
除0操作，是CPU在执行代码的时候，这表明CPU一定在调度某个进程。当调度执行一个进程的时候，CPU内部寄存器的本质是：当前进程的硬件上下文。
OS已经知道了硬件报错了，那么OS知不知道是谁导致当前CPU报错的？答案是知道的。在OS内有一个 struct task_struct* current 指针指向当前正在调度的进程。
硬件报错，OS就会根据 current 指针找到目标进程，向目标进程发送信号，进程一旦默认被杀掉，当前进程的硬件上下文也就不存在了，CPU的报错也就没有了。所以，OS杀掉进程是为了恢复CPU的正常工作。
所以，刚才我们对信号进行了捕捉，为什么会在显示器上进行刷屏呢？
自定义捕捉之后，我们没有将该进程进行退出，那么，该进程的PCB就会一直保留，硬件上下文也会一直存在，所以，OS会再一次调度该进程，恢复上下文，就会继续报错。只要该进程没有退出，就会被OS一直调度。
野指针：
CPU调度进程时,会从寄存器中获取指令，EIP指向当前指令的下一条指令的虚拟地址，IR寄存器根据EIP寄存器里的指令地址获取对应的指令内容，CR3寄存器保存的是页表的基地址，CPU根据EIP获取下一条指令的地址，MMU会拿着IR寄存器里的地址经过页表的转化得到物理地址，如果成功了，就继续向下执行，如果失败了，CPU里有一个CR2寄存器，存储触发页错误的线性地址（虚拟地址），触发页错误（硬件中断）。
野指针问题如果触发了报错，本质也是触发了硬件CPU报错。
野指针不一定会报错，比如数组越界。
如何理解键盘产生信号呢？
键盘也是硬件，按下键盘的时候，OS也要知道，比如按下了 Ctrl + c，OS就会根据按键进行识别，向目标进程发送对应的信号。
那么，OS是怎么知道键盘被按下了？
通过硬件中断做到的。
键盘与CPU之间间接的通过针脚达到高低电平，从而触发硬件中断，向OS发送数据。
那如果是磁盘，网卡呢？
所以，几乎每一种外设，都要在内核中内置一些处理方法，来进行处理中断的请求。这些方法构成一张中断向量表，也是OS的一部分。
3. 核心转储
现在，来探讨一下Core和Term的区别。
core dump标志位，叫做核心转储，该标志位表示退出信号的详细退出类型。0表示Term，1表示Core（进一步追踪进程异常原因）。
进程异常了，我们肯定想知道为什么会异常，哪一行导致异常的。
什么叫做核心转储呢？
OS在进程结束的时候，把进程当前运行的上下文数据，dump转而存储在当前目录下，形成一个core文件，可以用它来进行调试。
core文件在linux中默认是被禁掉的。
ulimit -a //显示所有资源限制
(gdb) core-file core //加载core文件，定位出错行
今天的文章分享到此结束，觉得不错的小伙伴给个一键三连吧。