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一、信号的保存
上次我们说到，捕捉一个信号后有三种处理方式：默认、忽略、自定义，其中自定义我们用signal系统调用完成，至于忽略信号，也需要signal实现，比如我现在想忽略2号信号，则：
::signal(2,SIG_IGN); (::表示系统调用）
忽略本身就是信号捕捉的一种方法，动作是忽略。
恢复某种信号的默认行为 ： ::signal(num,SIG_DFL);
二、信号相关的概念
1.信号递达：实际执行信号的处理动作
2.信号未决：信号从产生到递达之间的状态
3.进程可以选择阻塞某个信号，若该信号产生，一定会把信号进行未决状态，永远不递达，除非我们解除阻塞，阻塞和忽略是不同的，忽略是信号已经递达的一种方式。
三、PCB中信号的表
上次我们提到，PCB中有一个记录信号的表（位图），每一个比特位记录着对应的信号，这个表叫pending，除此之外还有两个表handler和block，handler就是记录每一个信号的递达方法，是一个函数指针数组，每一个下标代表着每一个信号的处理方式。
至于block表，也是一个位图，比特位的位置代表着信号编号，但内容表示当前信号是否被阻塞/屏蔽。
四、sigset_t
从图中来看，每个信号只有一个bit位的未决标志，阻塞标志也是如此，不记录该信号产生多少次，因此，未决和阻塞标志可以用相同数据类型sigset_t存储，称为信号集，阻塞信号集也称当前进程的信号屏蔽字。
有了这个数据类型，我们就可以用相关接口实现对信号表的增删查改
五、信号的修改函数
1.sigprocmask
这个函数是用来修改block表的
第一个参数是用来传宏的：
SIG_BLOCK:表示在block表中添加对某信号的屏蔽
SIG_UNBLOCK:表示在block表中解除对某信号的屏蔽
SIG_SETMASK:覆盖掉之前所标记（屏蔽）的信号，并标记新的信号状态。
第二个参数就是传指定进程的block集
第三个参数是输出型参数，用于信号状态的恢复。
2.sigpending
用于获取当前进程的pending表，因此也是输出型参数
六、信号的捕捉过程
上图就是大致的信号自定义捕捉的过程，其中，上半部分是用户态，下半部分是内核态，那什么是用户态和内核态？
七、用户态与内核态
1.补充内容
（1）硬件中断
当我们从外部访问操作系统时，其实并不能让操作系统定期轮询去访问这些外设的状态，所以真实的情况是这样的：
就以键盘为例，当我们的按键按下了，键盘的外设就会发起中断，实际上我们的外设并没有直接连接CPU，而是连接到了一个叫中断控制器的东西，当收到中断时，它就会知道是哪个设备发出并知道中断号，然后控制器通知CPU发生中断，此时CPU就可以获得对应的中断号。而为了处理这些设备，操作系统在设计的时候有一个东西叫中断向量表，我们就当成函数指针数组，这些下标就是中断号。所以中断号对应的中断方法都是设计好的。但此时CPU可能在执行某些进程，因收到中断，它就会把进程的相关数据放在相关寄存器内形成中断的上下文，此过程我们称CPU现场保护。然后CPU就有空间来处理这个中断：根据中断号来查表并实行对应方法——中断处理例程。
所以，操作系统就不用轮询检测外设，只要外设有需求直接随时把中断交给控制器即可。
（2）时钟中断
我们发现，任何进程都在操作系统的指挥下调度、执行，但是，谁来控制的操作系统？
实际上，我们的外设部分还有一个东西——时间源，它就像闹钟一样，每隔一段时间会像外设一样发送中断（只不过间隔的时间非常非常短），而且它也有自己的中断号和对应的方法，它的对应方法就是进程调度！但调度不意味着切换进程，还记得我们讲过的时间片，每个进程都有自己的时间片，到了就切换程序，现在看来，这个时间片更像是一个计数器，然后时间源每发送一次中断计数器则--，每减一次相当于一次调度，当减到0时才进行进程切换。
所以，操作系统就可以在硬件的推动下自己调度！因此实质上，操作系统可以进行躺平，只要想实现什么功能直接加到中断向量表中即可，我们也可以把操作系统理解为一个死循环。
（3）软中断
上面的中断的触发，都是靠硬件设备才能发生。那有没有靠软件发生的中断呢？有！
为了让OS支持进行系统调用，CPU设计了对应的汇编指令（int或syscall），可以让CPU内部触发中断。这便是软中断。
在中断向量表中我们也发现了有对应软中断的方法，其中在其处理的内部有一个系统调用表，里面记录着各种系统调用，而我们实际调用他们本质是通过数组下标！但是我们用户是如何把系统调用号给操作系统的？放在寄存器，然后通过int 0x80，syscall（触发软中断）陷入内核，然后CPU就会自动执行系统调用的处理方法，并用系统调用号依据系统调用表来找到具体的系统调用。（决定系统调用号的就是我们传的参数，每个调用传什么参数以及约定好了）
所以，系统调用接口，并不是C语言的函数，而是系统调用号和约定的参数+内部的表和陷入内核触发的中断以及返回值的寄存器共同组成的！
但我们用的系统调用往往都有返回值，这些返回值是通过寄存器或用户传入的缓冲区地址来返回给我们的。
既然系统调用是靠中断完成，那么一定是靠汇编语言，但我们实际用的调用貌似没有那么麻烦，这是因为glibc把这些系统调用进行了封装，也就是我们一直使用的都是C语言封装的系统调用（但其本身并和C无关）。
我们之前提到过的缺页中断、内存碎片处理、除0、野指针等错误，全都会转化成软中断，然后传递中断号，执行对应的解决方法。包括我们的虚拟地址空间也会触发中断，解决方法就是申请对应的物理内存。
因此，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int0x80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。
2.回归正题
这是我们的虚拟地址空间，分为了用户页表和内核页表，其中用户页表每个进程都有一份，但内核页表整个操作系统只有一份，所以无论如何切换进程，都可以找到同一个操作系统。所以OS系统调用的执行，就是在进程的地址空间中执行的。
简单来讲就是，用户态就是指我们在访问自己的代码时所处的状态，内核态就是CPU经过系统调用访问操作系统时的状态。
八、信号的捕捉操作
1.sigaction
这个接口和我们的signal类似以下是演示代码
void handler(int signo)
{std::cout<<"新的处理方法"<<std::endl;exit(1);
}int main()
{struct sigaction act,oact;act.sa_handler= handler;::sigaction(2,&act,&oact);
}在处理信号的期间，是有可能进行陷入内核的，所以在此期间如果我们再次传该信号时就会形成嵌套递归，而OS是不允许信号处理方法嵌套的，因此当进行处理信号时会把对应信号的block表置为1，等到信号处理完会自动解除。