未决（pending）和阻塞（block）表都可用相同类型来存储，因为它们本质都是位图。这个位图的结构体是sigsei_t，也称为信号集，这个类型在两张表有不同含义：在pending表表示是否有接收到该信号，在block表表示是否阻塞该信号。阻塞（block）信号集也叫做当前进程的信号屏蔽字（Signal Mask），这里的屏蔽是指阻塞。

我们只需记住信号集的本质是位图，是未决（pending）和阻塞（block）表中位图的专属类型。

（2）block表的管理

注意以下的函数都是针对block表的信号集！

①操作相关的函数

首先，我们需要自己创建一个sigset_t的变量，再对这个位图进行如下处理：

int sigemptyset(sigset_t *set);将位图清0； int sigfillset(sigset_t *set);将位图填为全1

int sigaddset(sigset_t *set, int signum);添加对signum号信号的屏蔽（本质就是修改位图，将对应位改为1）；int sigdelset(sigset_t *set, int signum);删除对signum号信号的屏蔽

上述返回值都是0为成功，-1为错误

②sigprocmask

接下来我们要让我们的改动生效，上述所有的改动都是用户自己的修改，并没有写到内核中去。

int sigprocmask(int how, const sigset_t *newset, sigset_t *oldset);

how由如下宏定义决定功能：SIG_BLOCK增加传入的newset中状态为1的信号的阻塞；SIG_UNBLOCK解除传入的newset中状态为1的信号的阻塞；SIG_SETMASK直接用newset覆盖block表中的位图。注意这个newset就是刚才我们进行各种处理后的sigset_t变量（输入型参数）。而oldset是输出型参数，是修改前的位图，帮助我们恢复原来的位图。

除了上述用法之外，sigprocmask(0, NULL, &oldset)可以获取当前的block表

下面的代码，我利用阻塞表阻塞了2号信号的处理，使得信号无法被处理

（3）pending表的管理

int sigpending(sigset_t *set);用于获取pending表，set是一个输出型参数，该函数只提供内核中的pending表而不提供修改。其返回值0表示成功，-1表示失败。

int sigismember(const sigset_t *set, int signum); 判断signum对应信号是否有效。pending和block表都可以用，因为它们的位图的数据类型一致。我们需要手动传入sigset_t，这需要我们使用sigpromask、sigpending获取当前block、pending表。其返回值是1为真，0为假，-1为错误

（4）handler表的管理

signal函数可以进行信号捕捉，进而修改handler表，这里提一句即可。

int sigaction(int signum, const struct sigaction* newact, struct sigaction* oldact);

对于这个结构体，通常flag设置为0，sa_handler设置为指定的void(int)函数指针，使用为sigaction(2, &act, &oldact)，即将信号2的默认处理方式替换为自定义处理，并且得到一个oldact用于备份。

struct sigaction的sa_mask成员还可以顺便帮我们添加要屏蔽的信号，我们自己设置sigset_t，在后续调用sigaction函数时，除了相应pending表被修改，block表也会加上sa_mask里面的几个屏蔽的信号。

3.操作系统的原理

要进一步理解信号，我们要对OS进一步深挖，来解释为什么我们键盘输入信号后OS能够及时的处理？是否需要OS一直等待键盘输入？同步异步是如何实现的？

（1）硬件中断

OS怎么知道键盘输入数据了？是否需要OS一直等待键盘输入？事实上，OS是启动的第一个软件，它不会轮询设备，设备数量太多了，键盘、磁盘、显示屏等，而是外设提醒OS后OS再来处理。

①中断控制器

以键盘输入为例，键盘按下会首先触发硬件中断（由硬件电路实现），这个硬件中断的信号不会直接传给CPU（物理上键盘并没有直连CPU），而是传给中断控制器（和每个设备直连），中断控制器再向CPU发送信息，进而被OS获取。

注意中断控制器可不会关心键盘按什么键，它只会告诉CPU发生了中断，CPU也不会关心，它收到中断后只会告诉OS有外设准备好了，之后在OS的管理下，键盘给CPU传信息，进而实现给OS传信息。至于键盘输入了什么，那是OS之后需要干的事。

再以磁盘为例，当磁盘想要给进程发信息时，虽然磁盘的寻址需要时间，要定位要准备，但这段时间OS不管，继续执行自己的任务，仅当磁盘准备好后中断控制器直接向CPU发送信号，执行读取操作即可。这样，硬件和OS实现了并行执行。

这里我们就会发现，信号和硬件中断有相似之处，信号是纯软件模拟中断的行为，硬件中断是靠软硬结合实现的（绝大部分是硬件）。

②中断号

对于中断控制器而言，每个设备都对应一个中断号，中断控制器利用中断号触发高电平告诉CPU谁中断了。这些中断号OS明白对应哪些设备，此时OS就回去调用对应的处理方法。要管理这些处理方法，OS有一个中断向量表IDT，这是一个函数指针数组，中断号就相当于数组下标。当中断控制器告诉OS中断号后，OS直接由IDT调用中断服务处理中断。这些中断服务包括读取硬盘、网卡等。方法内容由OS自定或安装驱动确定，同时我们也要知道中断号和中断处理方法是相对固定的，是软硬结合共同维护的。

③保护现场、恢复现场

在OS接收到中断控制器的信号，确定要处理中断之后，OS会将当前CPU各种寄存器的数据保存在中断的上下文，方便后续处理。保存好寄存器数据后，OS就会根据中断向量表找方法，执行中断处理例程（利用中断号查表）。处理完后就会恢复现场，继续执行任务。

OS通过中断实现了不主动轮询外设。所有外设（不含内存，它是存储器）都是这么处理的。

（2）时钟源

进程可以在OS指挥下调度执行，那么OS自己被谁指挥呢？时钟源。

①主频

我们已经知道了所有外设的信息是如何进入进程被处理的了，其中有一个外设，每隔一段极短时间就会给CPU发硬件中断，这个外设就是时钟源，它具有一个固定的中断号，以及一个固定的中断服务：进程调度。时钟源会一直推动OS进行进程调度，OS就是基于不断中断，调用中断向量表工作的。现在时钟源已经被集成在CPU内部，时钟源的触发频率就是CPU主频的概念（如14900K的6GHZ）。主频速度越快，处理任何操作都会更频繁。

OS在时钟的推动下自行调度，相当于说OS可以不做任何事，启动之后直接让自己进入死循环，利用时钟和其它外设触发中断推着它进行运行，执行方法。

总结：对于OS来说，只要完全没有进程，它就陷在死循环中，但只要有进程，就会一直忙着调度，这是时钟源的中断推着它进行的。我们因此可以说操作系统就是躺在中断中运行的。与此同时，OS也会自己去fork一些进程，这是内核固定进程，会定期去检查OS运行状态，定期把内核缓冲区数据进行刷新、检查闹钟等操作。

②时间片

时钟中断是固定时间的，假设为1ns。进程的调度都设置了时间片，轮询着调度以尽量保持公平。OS要实现时间片，只需设置int count，当count == 1000（1微秒），每次时钟源中断触发进程调度都会让count--，count减到0后直接切换进程。

时间片就是在主频下的计数器，是以时钟中断为基础构建的。

（3）异常处理

我们已经知道，程序的崩溃就是靠信号终止的。

其中野指针触发段错误，操作系统直接用11号信号杀掉进程，我们捕捉信号后发现OS一直在触发信号。

同理，a / 0也会崩溃，会触发13号信号SIGFPE终止进程。

为什么OS知道我们的进程的内部出错了，为什么OS会一直触发信号？

以a / 0为例，CPU中有寄存器，a -> eax，0 -> ebx, 计算结果 -> ecx。同时还有个状态寄存器Eflags，有溢出标记位，默认为0，保证会把结果正常返回。但当溢出标记位为1，OS就知道CPU硬件内部出错了，OS找到对应的进程后就要用信号杀掉损坏CPU的进程。

当我们捕获信号之后，我们的进程没有退出，直到时间片到了，进行进程切换时会OS会保存寄存器数据，以便下次调用恢复。其中Eflags的标记位也被保存了，OS不会修改它。由此以来，每当调度到这个进程时，CPU都会显示异常，OS会一直尝试杀我们的进程，这导致了死循环调用信号处理。

同理，OS怎么判断野指针呢？CR3寄存器保存页表起始地址，虚拟 -> 物理地址的转换是MMU内存管理单元操作的，它集成在CPU中。当访问野指针（虚拟地址）时，MMU转换去读0，发现无法访问，于是触发了硬件错误，OS知道后发送信号尝试杀掉进程。当后续再轮换调用时，MMU的错误被完整地继承了下来，所以OS会循环发送信号。

（4）软中断

①软中断和硬件中断

上述都是外部硬件中断，需要硬件设备触发。有没有仅靠软件进行中断的呢？

为了让OS支持系统调用，CPU专门设计了对应的汇编指令（int或者syscall），在没有外设下，可以让CPU内部触发中断逻辑。这些汇编指令就可以写在软件中，通过汇编指令 + 中断号推动CPU执行中断向量表方法，这就叫软中断。硬件中断和软中断仅仅是触发方式变为汇编调用，其余流程一致，这很好理解。

两种触发方式最终都是利用中断号调用中断向量表中的函数。例如，int N 指令会触发中断号为 N 的软中断，操作系统会根据该中断号来找到对应的处理函数（范围从 0x00 到 0xFF（即从 0 到 255））

②系统调用表

系统调用也是通过中断完成的。OS系统调用都在系统调用表，集中管理，是由“下标”调用的。系统调用表特别底层且固定，用户无法查看这个表的存在。这个表中各个函数的下标叫系统调用号，在中断向量表中设置一个系统调用的入口函数，用系统调用号调用。

要调用系统调用，就要想办法软中断，int 0x080就是软中断到执行系统调用入口函数，进入固定例程。系统调用号会提前写到寄存器中，可以直接被获取。

系统调用的过程：先把要调用的系统调用号用寄存器存起来，再触发软中断陷入内核，OS根据中断向量表开始进入中断服务，根据寄存器里的系统调用号自动查系统调用表，执行对应方法。

OS提供的系统调用接口根本不是C函数，而是系统调用号 + 约定传递的参数，通过触发软中断、进行中断服务调用的方式实现系统调用功能的。系统调用的真正的底层实际上是汇编。

GNU、glibc给系统进行C语言封装，给我们提供C语言的系统调用。所以我们用的所有系统调用都是C的，是它对该平台的系统调用进行了统一的上层封装，这也是C具有跨平台性的本质。C语言的上层封装还保证了我们系统调用的安全性，不会导致对系统造成伤害。

③缺页中断

缺页异常意思就是有虚拟地址，但物理内存没有申请（分批加载）。当OS需要用到相应空间，但发现还没有物理内存时，就会触发中断，申请并加载物理内存。

④异常、陷阱

OS就是躺在中断例程上的代码块，几乎所有操作都会转为中断。缺页中断、内存碎片处理、除零、野指针错误都是转为软中断，OS会设置中断号走中断例程。异常、陷阱都会转为软中断来处理。

如果发生了软中断且不是因为出错，就是单纯为了陷入中断（系统调用），这叫做陷阱。

而像除零、野指针这种触发错误导致软中断的叫做异常。

OS会根据不同错误或者陷阱由中断号进行调用。

（5）用户态和内核态（重点）

①用户区、内核区

在32位操作系统下，进程的地址空间划分了4G，其中这块虚拟的地址空间包含了我们已知的堆栈段、代码段、数据段、以及命令行参数列表等。所有的这一切所在的内存区域都属于用户区。用户区从0G ~ 3G，共3G的大小。

3G ~ 4G这块叫做内核区，这块内核区也是虚拟的，它拥有共同的内核页表，同用户页表一样，都是映射到物理内存中的。不过需要注意的是，不同进程的内核区都会映射到同一块物理内存。

这里需要注意的是，用户页表每个进程一份，因为虚拟地址和物理地址都要根据不同进程实际情况映射。；而内核页表则是整个系统一份，无论是虚拟地址还是映射的物理地址都是同一份。对于任何进程来说，无论如何调度，它们都能找到同一个OS，访问同一张中断向量表和系统调用表。

无论调用任何函数（库、系统调用），都是在我们自己用户区进行调用的（代码段在用户区）。而被调用的系统调用方法的执行是在内核区进行的。

本质上说，内核区映射到同一块空间是因为OS只有一个，那么如果使得进程映射多块空间，就相当于启动了两个系统，这就是内核虚拟机的思路，当然还有用户虚拟机，这里提一句。

②用户态和内核态之间的切换

前面我们已经知道用户区和内核区了，这两个区域只能被具有对应的身份的人访问，标记身份的就是用户态和内核态。

如果我们要进入内核区，我们需要将我们的身份进行改变，即用户态 -> 内核态；同理，如果要访问用户区，我们也应该将内核态 -> 用户态。

标记用户态和内核态的是CPU的CS段寄存器。它有两个bit位的标志（CPL）：00表示内核，11表示用户。修改用户内核态的本质就是修改标志位。我们都知道MMU是集成在CPU内部，负责进行虚拟地址 -> 物理地址的，只要CPL不允许访问，MMU也自然不会给我们转换地址，我们也自然访问不了对应的空间。用户态和内核态的权限管理是硬件层面的。

当我们在用户区调用系统调用时，会使用int (中断号) 和 syscall (中断号) 触发软中断，进到中断向量表里面去执行系统调用入口函数，进而访问系统调用表，执行系统调用方法，最后回到调用处继续执行代码。在整个过程中，当触发软中断时就会第一次切换状态，将权限标志位CPL改为0，进入内核态。执行完后返回调用处又会切换一次，CPL改为3，进入用户态。

③函数跳转

在上述流程中，我们会有疑问：函数是如何跳转的，跳转回来时如何找到最开始的地址的？A函数调用B，A会把调用B的下一个地址先入栈，后面出栈后就能够找到下一句地址。由此以来就能正确地在内核区和用户区之间进行跳转。汇编层面所有操作都是基于寄存器、地址的。

（6）捕捉信号流程

有了前面知识的积累，我们能够更底层地理解信号捕捉的流程了。

①用户态和内核态的切换

如果来了一个信号，有可能当前进程正在做更重要的事，我们要把信号保存到pending表中。当进程从内核态切换回用户态的时候，进程就会进行信号检查do_signal()，检测当前的pending和block表决定是否处理信号。

当要处理信号时，会根据不同处理信号的方式决定走向。如果是DFL和IGN的情况，那么进程会不急着返回用户态，会在内核态把方法执行完成后再返回（DFL和IGN的代码都在内核区）；如果我们自定义捕捉了信号，这些代码都在用户区保存，所以我们要切换回用户态执行处理代码。处理之后，会回到内核态，执行sys_sigreturn()返回主程序，回到用户态。

②对状态切换的理解

为什么执行自定义函数时要做权限切换？直接用内核态执行不行吗？自定义函数存在用户区，需要用户态，而内核态权限更高，切换回用户态是为了避免安全风险，防止内核态被利用。同时内核态进入用户态后执行自定义函数，意味着用户态的操作后果自负！

③对执行流概念的深化

我们执行完自定义函数后，想要回到主程序。为什么不直接回去，反而还要进入内核态呢？实际上自定义函数和主程序没有任何关系，在程序中不存在任何调用关系，信号处理和主程序是两个完全不同的执行流，因此只能先返回到内核。当触发硬件中断，OS会保护现场，存储各个寄存器的状态。其中pc寄存器就保存下一条指令的地址，在这里就是主执行流的下一条指令的地址。因此回到用户态，需要在内核态调用sys_sigreturn()函数，恢复上下文，才可以回到初始时的在主程序执行流。

到这里，我们也能彻底理解信号处理没有新开一个进程，主执行流和信号捕捉执行流，信号捕捉执行流没有在主执行流中被调用，而只是一个主执行流中的分支，进程调用过程中两个分支不会冲突。

下面是执行流切换的过程，仔细体会

（7）volatile

①可重入函数

若一个函数被两个以上执行流同时进入，就有可能遇到下面这种情况，这是单执行流的情况下遇不到的。

因此实例的insert函数是不可重入函数。相对的，还有可重入函数，也就是可以被被两个以上执行流同时进入同时不发生错误的函数。怎么判断呢？

只要使用了全局资源的，new了空间的，基本都是不可重入的，使用的都是局部变量的就可能是可重入的。基本上STL都不可重入，大部分函数也都不可重入。但也有专门设计的系统接口带_r，表示可重入。

②volatile、编译器优化

gcc有优化选项 -O0基础优化，-O1，-O2，-O3优化级别依次增加。

对于主程序执行流和信号处理执行流来说，由于它们从语法上没有任何联系，但实际上可以通过全局资源联系，编译时就有可能被优化出bug。

若在主执行流中对一个全局变量没有修改，而实际上这个全局变量在信号捕捉执行流中被处理。对于高优化的编译器来说，这个全局变量在信号捕捉执行流中的处理无效。我们要从底层来理解优化。

当编译器优化很大时，一些主执行流没有修改的变量会变成寄存器变量，这个变量永远无法被修改。当我们使用这个变量来进行判断时，逻辑判断会直接用寄存器里面的值进行判断而不会使用内存的数据，这就导致信号捕捉执行流中修改变量不会生效，寄存器 + 优化屏蔽了内存的可见性。

如果担心被优化导致出现bug，我们可以使用volatile关键字修饰全局变量，volatitl int flag = 0;就不会被寄存器屏蔽了，这个关键字相当于告诉编译器不要对该变量进行任何优化，以保持内存可见性。

4.信号拓展

（1）SIGCHLD

父进程一般关心子进程什么时候死，这样好回收，以免出现孤儿或者僵尸。事实上，子进程退出时都会向父进程发送SIGCHLD信号，告诉父进程自己结束了。不过默认情况下SIGCHLD的Action是Ign（忽略）。我们可以手动捕获这个信号，当父进程收到信号时再去wait，这样就能实现父子进程异步执行，而不是让父进程一直阻塞在原地。

但是有个问题，即信号处理过程中最多允许再接收一个信号，后续的没意义（pending已经为1了），所以每次需要waitpid + WNOHANG循环，用返回值来判断是没等完还是等完了。

仅Linux下，signal(SIGCHLD, SIG_IGN)处理后，这样fork出来的子进程在终止时会自动清理掉，没有僵尸，不过父进程也得不到status。这里可认为是Linux的特殊处理，仅仅用来处理僵尸的情况。

（2）SIGALRM

alarm(seconds)函数可以设置一个一次性闹钟信号（只会响一次，重复使用需要多次调用），闹钟时间到了之后会发送一个14号SIGALRM信号，默认就是Term终止。我们可以捕获它，利用alarm写一个统计服务器1s执行某种操作多少次的代码，可以用alarm来对比IO对效率的影响有多大等操作。

alarm(0)取消闹钟，其返回值是闹钟剩余时间。如果闹钟自己响了，那返回值就是0。

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