????Linux:
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目录
✨1. 阻塞信号
????1.1 信号其他相关概念
- 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。
- 需要注意的是,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的一种处理动作。
????1.2 在内核中的表示
信号在内核中的表示示意图如下:
- 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,它的处理动作是用户自定义函数sighandler。如果在进程解除对某信号的阻塞之前这种信号产生过多次,将如何处理?POSIX.1允许系统递送该信号一次或多次。Linux是这样实现的:常规信号在递达之前产生多次只计一次,而实时信号在递达之前产生多次可以依次放在一个队列里。这里只讨论普通信号。
总结:
- 在block位图中,比特位的位置代表某一个信号,比特位的内容代表该信号是否被阻塞。
- 在pending位图中,比特位的位置代表某一个信号,比特位的内容代表是否收到该信号。
- handler表本质上是一个函数指针数组,数组的下标代表某一个信号,数组的内容代表该信号递达时的处理动作,处理动作包括默认、忽略以及自定义。
- block、pending和handler这三张表的每一个位置是一一对应的。
????1.3 sigset_t
根据信号在内核中的表示方法,每个信号的未决标志只有一个比特位,非0即1,如果不记录该信号产生了多少次,那么阻塞标志也只有一个比特位。
因此,未决和阻塞标志可以用相同的数据类型sigset_t来存储。在我当前的云服务中,sigset_t类型的定义如下:(不同操作系统实现sigset_t的方案可能不同)
#define _SIGSET_NWORDS (1024 / (8 * sizeof (unsigned long int)))
typedef struct
{
unsigned long int __val[_SIGSET_NWORDS];
} __sigset_t;
typedef __sigset_t sigset_t;
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。
- 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。
????1.4 信号集操作函数
sigset_t类型对于每种信号用一个bit表示“有效”或“无效”,至于这个类型内部如何存储这些bit则依赖于系统的实现,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);
int sigfillset(sigset_t *set);
int sigaddset(sigset_t *set, int signum);
int sigdelset(sigset_t *set, int signum);
int sigismember(const sigset_t *set, int signum);
函数解释:
- sigemptyset函数: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。
- sigfillset函数: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。
- sigaddset函数:在set所指向的信号集中添加某种有效信号。
- sigdelset函数:在set所指向的信号集中删除某种有效信号。
- sigemptyset、sigfillset、sigaddset和sigdelset函数都是成功返回0,出错返回-1。
- sigismember函数:判断在set所指向的信号集中是否包含某种信号,若包含则返回1,不包含则返回0,调用失败返回-1。
注意: 在使用sigset_t类型的变量之前,一定要调用sigemptyset或sigfillset做初始化,使信号处于确定的状态。
#include <stdio.h>
#include <signal.h>
int main()
{
sigset_t s; //用户空间定义的变量
sigemptyset(&s);
sigfillset(&s);
sigaddset(&s, SIGINT);
sigdelset(&s, SIGINT);
sigismember(&s, SIGINT);
return 0;
}
代码中定义的sigset_t类型的变量s,与我们平常定义的变量一样都是在用户空间定义的变量,所以后面我们用信号集操作函数对变量s的操作实际上只是对用户空间的变量s做了修改,并不会影响进程的任何行为。因此,我们还需要通过系统调用,才能将变量s的数据设置进操作系统。
????1.5 sigprocmask
sigprocmask函数可以用于读取或更改进程的信号屏蔽字(阻塞信号集),该函数的函数原型如下:
int sigprocmask(int how, const sigset_t *set, sigset_t *oldset);
参数说明:
- 如果oset是非空指针,则读取进程当前的信号屏蔽字通过oset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oset和set都是非空指针,则先将原来的信号屏蔽字备份到oset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参数的可选值及其含义:
选项 | 含义 |
---|---|
SIG_BLOCK | set包含了我们希望添加到当前信号屏蔽字的信号,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为set所指向的值,相当于mask=set |
返回值说明:sigprocmask函数调用成功返回0,出错返回-1。
注意: 如果调用sigprocmask解除了对当前若干个未决信号的阻塞,则在sigprocmask函数返回前,至少将其中一个信号递达。
????1.6 sigpending
sigpending函数可以用于读取进程的未决信号集,该函数的函数原型如下:
int sigpending(sigset_t *set);
sigpending函数读取当前进程的未决信号集,并通过set参数传出。该函数调用成功返回0,出错返回-1。
下面我们来做一个简单的实验
- 先用上述的函数将2号信号进行屏蔽(阻塞)。
- 使用kill命令或组合按键向进程发送2号信号。
- 此时2号信号会一直被阻塞,并一直处于pending(未决)状态。
- 使用sigpending函数获取当前进程的pending信号集进行验证。
#include <stdio.h>
#include <iostream>
#include <unistd.h>
#include <signal.h>
using namespace std
void printPending(sigset_t *pending)
{
int i = 1;
for (i = 1; i <= 31; i++){
if (sigismember(pending, i)){
printf("1 ");
}
else{
printf("0 ");
}
}
printf("\n");
}
int main()
{
sigset_t set, oset;
sigemptyset(&set);
sigemptyset(&oset);
sigaddset(&set, 2); //SIGINT
sigprocmask(SIG_SETMASK, &set, &oset); //阻塞2号信号
sigset_t pending;
sigemptyset(&pending);
while (1){
sigpending(&pending); //获取pending
printPending(&pending); //打印pending位图(1表示未决)
sleep(1);
}
return 0;
}
可以看到,程序刚刚运行时,因为没有收到任何信号,所以此时该进程的pending表一直是全0,而当我们使用kill命令向该进程发送2号信号后,由于2号信号是阻塞的,因此2号信号一直处于未决状态,所以我们看到pending表中的第二个数字一直是1。
为了看到2号信号递达后pending表的变化,我们可以设置一段时间后,自动解除2号信号的阻塞状态,解除2号信号的阻塞状态后2号信号就会立即被递达。因为2号信号的默认处理动作是终止进程,所以为了看到2号信号递达后的pending表,我们可以将2号信号进行捕捉,让2号信号递达时执行我们所给的自定义动作。
#include <stdio.h>
#include <iostream>
#include <unistd.h>
#include <signal.h>
void printPending(sigset_t *pending)
{
int i = 1;
for (i = 1; i <= 31; i++){
if (sigismember(pending, i)){
printf("1 ");
}
else{
printf("0 ");
}
}
printf("\n");
}
void handler(int signo)
{
printf("handler signo:%d\n", signo);
}
int main()
{
signal(2, handler);
sigset_t set, oset;
sigemptyset(&set);
sigemptyset(&oset);
sigaddset(&set, 2); //SIGINT
sigprocmask(SIG_SETMASK, &set, &oset); //阻塞2号信号
sigset_t pending;
sigemptyset(&pending);
int count = 0;
while (1){
sigpending(&pending); //获取pending
printPending(&pending); //打印pending位图(1表示未决)
sleep(1);
count++;
if (count == 20){
sigprocmask(SIG_SETMASK, &oset, NULL); //恢复曾经的信号屏蔽字
printf("恢复信号屏蔽字\n");
}
}
return 0;
}
此时就可以看到,进程收到2号信号后,该信号在一段时间内处于未决状态,当解除2号信号的屏蔽后,2号信号就会立即递达,执行我们所给的自定义动作,而此时的pending表也变回了全0。
在解除2号信号后,2号信号的自定义动作是在打印“恢复信号屏蔽字”之前执行的。因为如果调用sigprocmask解除对当前若干个未决信号的阻塞,则在sigprocmask函数返回前,至少将其中一个信号递达。
✨2. 捕捉信号
????2.1 内核空间与用户空间
每一个进程都有自己的进程地址空间,该进程地址空间由内核空间和用户空间组成:
- 用户所写的代码和数据位于用户空间,通过用户级页表与物理内存之间建立映射关系。
- 内核空间存储的实际上是操作系统代码和数据,通过内核级页表与物理内存之间建立映射关系。
内核级页表是一个全局的页表,它用来维护操作系统的代码与进程之间的关系。因此,在每个进程的进程地址空间中,用户空间是属于当前进程的,每个进程看到的代码和数据是完全不同的,但内核空间所存放的都是操作系统的代码和数据,所有进程看到的都是一样的内容。
需要注意的是,虽然每个进程都能够看到操作系统,但并不意味着每个进程都能够随时对其进行访问。
- 如何理解进程切换?
- 在当前进程的进程地址空间中的内核空间,找到操作系统的代码和数据。
- 执行操作系统的代码,将当前进程的代码和数据剥离下来,并换上另一个进程的代码和数据。
注意: 当你访问用户空间时你必须处于用户态,当你访问内核空间时你必须处于内核态。
????2.2 内核态与用户态
内核态与用户态:
- 内核态通常用来执行操作系统的代码,是一种权限非常高的状态。
- 用户态是一种用来执行普通用户代码的状态,是一种受监管的普通状态。
进程收到信号之后,并不是立即处理信号,而是在合适的时候,从内核态切换回用户态的时候。
内核态和用户态之间是进行如何切换的?
从用户态切换为内核态通常有如下几种情况:
- 需要进行系统调用时。
- 当前进程的时间片到了,导致进程切换。
- 产生异常、中断、陷阱等。
与之相对应,从内核态切换为用户态有如下几种情况:
- 系统调用返回时。
- 进程切换完毕。
- 异常、中断、陷阱等处理完毕。
其中,由用户态切换为内核态我们称之为陷入内核。每当我们需要陷入内核的时,本质上是因为我们需要执行操作系统的代码,比如系统调用函数是由操作系统实现的,我们要进行系统调用就必须先由用户态切换为内核态。
????2.3 内核如何实现信号的捕捉
我们在执行主控制流程的时候,可能因为某些情况而陷入内核,当内核处理完毕准备返回用户态时,就需要进行信号pending的检查。(此时仍处于内核态,有权力查看当前进程的pending位图)
在查看pending位图时,如果发现有未决信号,并且该信号没有被阻塞,那么此时就需要该信号进行处理。
如果待处理信号的处理动作是默认或者忽略,则执行该信号的处理动作后清除对应的pending标志位,如果没有新的信号要递达,就直接返回用户态,从主控制流程中上次被中断的地方继续向下执行即可。
但如果待处理信号是自定义捕捉的,即该信号的处理动作是由用户提供的,那么处理该信号时就需要先返回用户态执行对应的自定义处理动作,执行完后再通过特殊的系统调用sigreturn再次陷入内核并清除对应的pending标志位,如果没有新的信号要递达,就直接返回用户态,继续执行主控制流程的代码。
注意: 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。
当待处理信号是自定义捕捉时的情况比较复杂,可以借助无穷进行记忆:
其中,该图形与直线有几个交点就代表在这期间有几次状态切换,而箭头的方向就代表着此次状态切换的方向,图形中间的圆点就代表着检查pending表。
当识别到信号的处理动作是自定义时,能直接在内核态执行用户空间的代码吗?
理论上来说是可以的,因为内核态是一种权限非常高的状态,但是绝对不能这样设计。
如果允许在内核态直接执行用户空间的代码,那么用户就可以在代码中设计一些非法操作,比如清空数据库等,虽然在用户态时没有足够的权限做到清空数据库,但是如果是在内核态时执行了这种非法代码,那么数据库就真的被清空了,因为内核态是有足够权限清空数据库的。
也就是说,不能让操作系统直接去执行用户的代码,因为操作系统无法保证用户的代码是合法代码,即操作系统不信任任何用户。
????2.4 sigaction
捕捉信号除了用前面用过的signal函数之外,我们还可以使用sigaction函数对信号进行捕捉,sigaction函数的函数原型如下:
int sigaction(int signum, const struct sigaction *act, struct sigaction *oldact);
sigaction函数可以读取和修改与指定信号相关联的处理动作,该函数调用成功返回0,出错返回-1。
参数说明:
- signum代表指定信号的编号。
- 若act指针非空,则根据act修改该信号的处理动作。
- 若oldact指针非空,则通过oldact传出该信号原来的处理动作。
其中,参数act和oldact都是结构体指针变量,该结构体的定义如下:
struct sigaction {
void(*sa_handler)(int);
void(*sa_sigaction)(int, siginfo_t *, void *);
sigset_t sa_mask;
int sa_flags;
void(*sa_restorer)(void);
};
结构体的第一个成员sa_handler:
- 将sa_handler赋值为常数SIG_IGN传给sigaction函数,表示忽略信号。
- 将sa_handler赋值为常数SIG_DFL传给sigaction函数,表示执行系统默认动作。
- 将sa_handler赋值为一个函数指针,表示用自定义函数捕捉信号,或者说向内核注册了一个信号处理函数。
所注册的信号处理函数的返回值为void,参数为int,通过参数可以得知当前信号的编号,这样就可以用同一个函数处理多种信号。显然这是一个回调函数,不是被main函数调用,而是被系统所调用。
结构体的第二个成员sa_sigaction:
- sa_sigaction是实时信号的处理函数。
结构体的第三个成员sa_mask:
首先需要说明的是,当某个信号的处理函数被调用,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处理结束为止。
结构体的第四个成员sa_flags:
- sa_flags字段包含一些选项,这里直接将sa_flags设置为0即可。
结构体的第五个成员sa_restorer:
- 该参数没有使用。
下面我们用sigaction函数对2号信号进行了捕捉,将2号信号的处理动作改为了自定义的打印动作,并在执行一次自定义动作后将2号信号的处理动作恢复为原来默认的处理动作。
#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
#include <signal.h>
struct sigaction act, oact;
void handler(int signo)
{
printf("get a signal:%d\n", signo);
sigaction(2, &oact, NULL);
}
int main()
{
memset(&act, 0, sizeof(act));
memset(&oact, 0, sizeof(oact));
act.sa_handler = handler;
act.sa_flags = 0;
sigemptyset(&act.sa_mask);
sigaction(2, &act, &oact);
while (1){
printf("I am a process...\n");
sleep(1);
}
return 0;
}
运行代码后,第一次向进程发送2号信号,执行我们自定义的打印动作,当我们再次向进程发送2号信号,就执行该信号的默认处理动作了,即终止进程。
✨3. 可重入函数
下面主函数中调用insert函数向链表中插入结点node1,某信号处理函数中也调用了insert函数向链表中插入结点node2,乍眼一看好像没什么问题。
下面我们来分析一下,对于下面这个链表。
1、首先,main函数中调用了insert函数,想将结点node1插入链表,但插入操作分为两步,刚做完第一步的时候,因为硬件中断使进程切换到内核,再次回到用户态之前检查到有信号待处理,于是切换到sighandler函数。
2、而sighandler函数中也调用了insert函数,将结点node2插入到了链表中,插入操作完成第一步后的情况如下:
3、当结点node2插入的两步操作都做完之后从sighandler返回内核态,此时链表的布局如下:
4、再次回到用户态就从main函数调用的insert函数中继续往下执行,即继续进行结点node1的插入操作。
最终结果是,main函数和sighandler函数先后向链表中插入了两个结点,但最后只有node1结点真正插入到了链表中,而node2结点就再也找不到了,造成了内存泄漏。
像上例这样,insert函数被不同的控制流调用(main函数和sighandler函数使用不同的堆栈空间,它们之间不存在调用与被调用的关系,是两个独立的控制流程),有可能在第一次调用还没返回时就再次进入该函数,我们将这种现象称之为重入。
而insert函数访问一个全局链表,有可能因为重入而造成错乱,像这样的函数我们称之为不可重入函数,反之,如果一个函数只访问自己的局部变量或参数,则称之为可重入(Reentrant)函数。
如果一个函数符合以下条件之一则是不可重入的:
- 调用了malloc或free,因为malloc也是用全局链表来管理堆的。
- 调用了标志I/O库函数,因为标准I/O库的很多实现都以不可重入的方式使用全局数据结构。
✨4. volatile
volatile是C语言的一个关键字,该关键字的作用是保持内存的可见性。
在下面的代码中,我们对2号信号进行了捕捉,当该进程收到2号信号时会将全局变量flag由0置1。也就是说,在进程收到2号信号之前,该进程会一直处于死循环状态,直到收到2号信号时将flag置1才能够正常退出。
#include <stdio.h>
#include <signal.h>
int flag = 0;
void handler(int signo)
{
printf("get a signal:%d\n", signo);
flag = 1;
}
int main()
{
signal(2, handler);
while (!flag);
printf("Proc Normal Quit!\n");
return 0;
}
该程序的运行过程好像都在我们的意料之中,但实际并非如此。代码中的main函数和handler函数是两个独立的执行流,而while循环是在main函数当中的,在编译器编译时只能检测到在main函数中对flag变量的使用。
此时编译器检测到在main函数中并没有对flag变量做修改操作,在编译器优化级别较高的时候,就有可能将flag设置进寄存器里面。
此时main函数在检测flag时只检测寄存器里面的值,而handler执行流只是将内存中flag的值置为1了,那么此时就算进程收到2号信号也不会跳出死循环。
面对这种情况,我们就可以使用volatile关键字对flag变量进行修饰,告知编译器,对flag变量的任何操作都必须真实的在内存中进行,即保持了内存的可见性。
#include <stdio.h>
#include <signal.h>
volatile int flag = 0;
void handler(int signo)
{
printf("get a signal:%d\n", signo);
flag = 1;
}
int main()
{
signal(2, handler);
while (!flag);
printf("Proc Normal Quit!\n");
return 0;
}
此时就算我们编译代码时携带-O3选项,当进程收到2号信号将内存中的flag变量置1时,main函数执行流也能够检测到内存中flag变量的变化,进而跳出死循环正常退出。
✨5. volatile
为了避免出现僵尸进程,父进程需要使用wait或waitpid函数等待子进程结束,父进程可以阻塞等待子进程结束,也可以非阻塞地查询的是否有子进程结束等待清理,即轮询的方式。采用第一种方式,父进程阻塞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生SIGCHLD信号,该信号的默认处理动作是忽略,父进程可以自定义SIGCHLD信号的处理动作,这样父进程就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或waitpid函数清理子进程即可。
例如,下面代码中对SIGCHLD信号进行了捕捉,并将在该信号的处理函数中调用了waitpid函数对子进程进行了清理。
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <signal.h>
#include <stdlib.h>
#include <sys/wait.h>
void handler(int signo)
{
printf("get a signal: %d\n", signo);
int ret = 0;
while ((ret = waitpid(-1, NULL, WNOHANG)) > 0){
printf("wait child %d success\n", ret);
}
}
int main()
{
signal(SIGCHLD, handler);
if (fork() == 0){
//child
printf("child is running, begin dead: %d\n", getpid());
sleep(3);
exit(1);
}
//father
while (1);
return 0;
}
-
SIGCHLD属于普通信号,记录该信号的pending位只有一个,如果在同一时刻有多个子进程同时退出,那么在handler函数当中实际上只清理了一个子进程,因此在使用waitpid函数清理子进程时需要使用while不断进行清理
-
使用waitpid函数时,需要设置WNOHANG选项,即非阻塞式等待,否则当所有子进程都已经清理完毕时,由于while循环,会再次调用waitpid函数,此时就会在这里阻塞住。
此时父进程就只需专心处理自己的工作,不必关心子进程了,子进程终止时父进程收到SIGCHLD信号,会自动进行该信号的自定义处理动作,进而对子进程进行清理。
事实上,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signal或sigaction函数将SIGCHLD信号的处理动作设置为SIG_IGN,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。系统默认的忽略动作和用户用signal或sigaction函数自定义的忽略通常是没有区别的,但这是一个特列。此方法对于Linux可用,但不保证在其他UNIX系统上都可用。