Linux系统：信号阻塞信号捕捉

本文主要是介绍Linux系统：信号阻塞信号捕捉，希望对大家解决编程问题提供一定的参考价值，需要的开发者们随着小编来一起学习吧！

Linux系统：信号阻塞 & 信号捕捉

- 信号阻塞
- - 信号集
  - 操作信号集
  - sigporcmask
  - sigpending
  - sigaction
- 信号捕捉
- - 用户态与内核态
  - 信号捕捉的时机

在博客[Linux - 信号概念 & 信号产生]中，我讲解了信号的基本概念，以及信号是如何产生的，本博客将继续讲解信号阻塞与信号捕捉问题。

信号阻塞

信号集

我们主要讨论的是非实时信号，当一个进程收到非实时信号后，不是立马处理的，而是会挑选合适的时候进行处理，那么既然信号会被延时处理，就要有一个机制来保存进程之前收到的信号。

在了解这个保存信号的机制前，我们先了解一些信号的相关概念：

信号递达(Delivery)：进程处理信号的过程称为递达，递达可以是执行默认处理函数，或者执行自定义的信号处理函数，忽略信号Ign也是一种处理信号的方式，也算递达
信号未决(Pending)：当进程收到一个信号，但是还没有处理这个信号，称为未决
信号阻塞(Block)：当一个信号被阻塞，就会一直保留在未决状态，不会执行任何处理函数

注意：忽略信号Ign与信号阻塞不同，忽略信号是一种递达方式，即进程处理这个信号的方式就是忽略它；而阻塞则是相当于进程根本收不到这个信号，信号被阻挡了。

对应未决，阻塞，递达三个信号的状态，Linux内核中，进程的PCB维护了三张表pending，block，handler：

在这里插入图片描述

pending：该表的本质是一个位图，也称为未决信号集。当进程接收到一个信号，会把对应的比特位修改为1，表示进程已经接收到该信号
block：该表的本质是一个位图，也称为阻塞信号集。当进程收到信号，在pending中把对应的位修改1，此时就要经过block，如果block中对应的位为1，表示该信号被阻塞，不会被递达，penidng上的该位一直保持为1；如果block中对应的位为0，表示该信号未被阻塞，进程挑选合适的时候递达该信号。
handler：该表本质是一个函数指针数组，指向信号的处理函数。如果时机合适，进程会检测pending表和block表，然后检测出已经接收到的信号，若该信号未被阻塞，执行对应信号的处理函数，并把pending中的该位变回0，表示该信号已经处理完了。

以上表还有以下特性：

当用户通过signal修改信号的默认处理方式，其实就是在修改这个handler内部的函数指针。
如果连续收到多个相同的非实时信号，此时pending位图只会记录一次，如果是实时信号，则会把收到的所有信号放进队列中，每个信号都会被处理。

操作信号集

简单了解了这三张表后，我们又要如何操纵这三种表呢？

对于handler表来说，其实就是通过signal函数来修改内部的处理函数，而对于block和pending表，有另外一套系统调用来处理。

block和pending表它们都叫做信号集，本质都是一张位图，要做的无非就是修改某一个位是0还是1，因此这两个表的操作是一样的。

操作这两个信号集，都依赖一个类型sigset_t，其包含在<signal.h>中，Linux中该类型的源码如下：

typedef struct
{unsigned long int __val[_SIGSET_NWORDS];
} __sigset_t;//注意这前面有两个下划线typedef __sigset_t sigset_t;//这次typedef后，前面没有下划线了

也就是说，sigset_t本质是一个结构体，结构体内部只有一个成员，且该成员是一个数组。这个数组就是用于存储位图的工具。从宏观上看，你可以理解为sigset_t就是一个位图，不过这不太严谨。

想要操作这张信号集，需要通过以下五个函数，这些函数也需要头文件<signal.h>，函数原型如下：

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);

sigemptyset：使信号集set中的所有比特位变为0
sigfillset：使信号集set中的所有比特位变为1
sigaddset：使信号集set的第signum位变为1
sigdelset：使信号集set的第signum位变为0
sigismember：检测信号集set的第signum位是0还是1

前四个函数的返回值都是：如果成功返回0，失败返回-1。

也就是说，我们可以通过以上函数，来操作信号集这个位图，但要注意，我们通过这个函数操作的信号集，既不是block也不是pending，它目前只是一个进程中的变量而已。

那么我们接下来要做的，就是把我们自己创建并设置的信号集，与block和pending交互。

sigporcmask

sigprocmask函数用于读取或者更改进程的block，需要头文件<signal.h>，函数原型如下：

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

参数：

how：以何种方式调用该函数，有以下选项
- SIG_BLOCK：将set中为1的比特位添加到block中，相当于block = block | set
- SIG_UNBLOCK：将set中为1的比特位，从block中删除，相当于block = block & ~set
- SIG_SETMASK：直接将block设置成当前set的样子，相当于block = set
set：指向自己维护的信号集sigse_t的指针
oldset：输出型参数，用于接收修改前的block

sigpending

sigpending函数用于读取进程的pending，需要头文件<signal.h>，函数原型如下：

int sigpending(sigset_t *set);

参数：

set：输出型参数，将pending传入到set中

接下来我们综合以上的所有接口，进行几个实验：

证明block确实可以阻塞信号，信号确实保存在pending中

int main()
{sigset_t set;sigemptyset(&set);sigaddset(&set, 2);sigprocmask(SIG_BLOCK, &set, nullptr);while (true){sigset_t pending_set;sigpending(&pending_set);for (int i = 31; i > 0; i--){if (sigismember(&pending_set, i))cout << "1";elsecout << "0";}cout << endl;sleep(1);}return 0;
}

首先定义了一个sigset_t类型的变量set，由于不清楚这个变量会被初始化为什么样子所以要用sigemptyset将其全部初始化为0；

此处我们用(2) SIGINT做检测，先通过sigaddset(&set, 2)把set中的第二位变为1，随后通过sigprocmask(SIG_BLOCK, &set, nullptr)将set添加到block中，由于我们并不想知道旧的block是什么样，所以第三个参数设为nullptr。

接着进程陷入一个死循环，循环体内通过sigpending获取当前进程的pending，随后通过一个for循环将这个pending输出，此处要注意：不能直接通过循环输出结构体内部的数组，必须通过sigismember检测一个位是0还是1。

这个pending是用于保存进程中的未决信号的，我们已经把(2) SIGINT阻塞了，如果预测没有错误的话，那么输入ctrl + C时，pending的第二位会变成1，这就说明我们已经接收到该信号了。但是block把(2) SIGNAL给阻塞了，导致其一直处于pending中，无法被递达，所以pending的第二位会一直是1。

输出结果：

在这里插入图片描述

可以看到，输入ctrl + C之后，第二位从0变成了1，并且持续为1，即信号被阻塞了。

检测是否所有信号可以被阻塞

void showSet(sigset_t *pset)
{for (int i = 31; i > 0; i--){if (sigismember(pset, i))cout << "1";elsecout << "0";}cout << endl;
}int main()
{sigset_t set, old_set;sigemptyset(&old_set);sigfillset(&set);sigprocmask(SIG_BLOCK, &set, &old_set);cout << "old_set: ";showSet(&old_set);sigprocmask(SIG_BLOCK, &set, &old_set);cout << "new_set: ";showSet(&old_set);return 0;
}

以上代码中，我将输出信号集的各个比特位的功能，封装为了一个函数showSet，然后定义了两个信号集set和old_set。我们的目的是：将set的所有位变成1，然后添加到block中，在将block提取到old_block中。最后观察old_block，就可以知道是否block被成功设置为了全1。

首先通过sigemptyset把old_set设为全0，通过sigfillset把set设为全1。接着通过sigprocmask(SIG_BLOCK, &set, &old_set);把set添加到block中，把初始的block添加到old_block中，随后通过showSet输出old_set。

此处要注意，第一次old_set提取到的，不是设置后的block而是设置前的block，也就是说现在old_set拿到的是block的默认值。

现在我们要拿到block被添加了全1后的值，所以要再进行一次sigprocmask(SIG_BLOCK, &set, &old_set);，这次拿到的是上一次的block的值，也就是添加了全1后的值，再通过showSet输出。

以上代码我们输出了两次old_set，此处再强调一遍：第一次输出的是block的默认值，第二次输出的是全1设置后的block。

输出结果：

在这里插入图片描述

第一次输出为全0，说明block的默认值是全0，不阻塞任何信号

为什么第二次输出时，我们明明把全1的set添加到block中，却不是全1呢？

不妨设想：如果一个进程将所有信号都阻塞了，那么我们就无法通过任何信号杀死它，出现一个不死的进程，如果这个进程是一个病毒，那么就会带来大麻烦。因此操作系统设计的时候，就应该避免这个情况，所以有一些信号不允许被阻塞！

通过实验现象可以看出来：信号(9) SIGKIILL和(19) SIGSTOP不允许被阻塞。

信号被递达时，block表和pending表是什么状态

void showSet(sigset_t *pset)
{for (int i = 31; i > 0; i--){if (sigismember(pset, i))cout << "1";elsecout << "0";}cout << endl;
}void handler(int sig)
{cout << "get sig:" << sig << endl;sigset_t pending_set;sigemptyset(&pending_set);sigpending(&pending_set);cout << "pending: ";showSet(&pending_set);sigset_t tmp;sigemptyset(&tmp);sigset_t block_set;sigemptyset(&block_set);sigprocmask(SIG_BLOCK, &tmp, &block_set);cout << "block:   ";showSet(&block_set);exit(0);
}int main()
{signal(2, handler);while (true);return 0;
}

以上代码，先通过signal(2, handler);设置信号(2) SIGINT的处理函数，随后进程陷入while的死循环。

在handler中，会先通过sigpending(&pending_set);获取当前的pending，随后输出这个pending。再通过sigprocmask(SIG_BLOCK, &tmp, &block_set);，获取当前的block，存到block_set中。

输出结果：

在这里插入图片描述

我们通过ctrl + C给进程发送(2) SIGINT，毫无疑问pending的第二位会被设置为1。

进入handler后，发现pending的第二位为0，我们明明发送信号把第二位设置为1，为什么输出的时候发现是0呢？

这说明在处理handler前就已经把pending变回0了！也就是先清除信号，后递达。

另外的，我们发现block的第二位变成了1，我们明明没有阻塞(2) SIGINT，为什么显示block的第二位是1呢？

这是为了防止信号在handler中自己触发自己，导致信号的嵌套调用，比如这样：

void handler(int sig)
{kill(getpid(), 2);
}

上面这个handler中，再次触发了信号，这样会造成无限递归，因此操作系统在处理信号的时候，把对应的位阻塞，防止无限递归。

通过以上三个实验，我们熟悉了信号相关的接口，并证明了一些知识点：

信号确实是被保存在pending中的，block确实可以阻塞信号递达
block的默认值为全0，不阻塞任何信号，信号(9) SIGKIILL和(19) SIGSTOP不允许被阻塞
信号是先清除，后递达的
操作系统在处理信号的时候，把对应的位阻塞，防止无限递归

sigaction

了解前面的接口后，我们来讲解本博客的最后一个接口sigaction。

刚刚我们说：操作系统在处理信号的时候，把对应的位阻塞，防止无限递归。

操作系统提供了sigaction接口，可以让我们在处理信号的时候，自定义要阻塞哪些信号=！

sigaction用于设置信号处理的自定义函数和block，需要头文件<signal.h>，函数原型如下：

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

参数：

第一个参数signum用于指定该处理函数作用于哪一个信号。第二个参数和第三个参数的类型都是struct sigaction，接下来我简单讲解以下这个结构体：

该结构体用于描述信号的处理方式，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);
};

sa_handler：一个函数指针，指向自定义信号处理函数handler。
sa_sigaction：不管，使用的时设为空指针即可
sa_mask：被设置的block信号集
sa_flags：不管，使用时设为0即可
sa_restorer：不管，使用的时设为空指针即可

第二个参数act用于传入信号处理方式，oldact用于接收老的信号处理方式。

示例：

void showSet(sigset_t *pset)
{for (int i = 31; i > 0; i--){if (sigismember(pset, i))cout << "1";elsecout << "0";}cout << endl;
}void handler(int sig)
{cout << "get sig:" << sig << endl;sigset_t block_set;sigset_t tmp;sigemptyset(&block_set);sigprocmask(SIG_BLOCK, &tmp, &block_set);cout << "block:   ";showSet(&block_set);exit(0);
}int main()
{struct sigaction act;act.sa_handler = handler;act.sa_flags = 0;sigemptyset(&act.sa_mask);for (int i = 1; i <= 5; i++)sigaddset(&act.sa_mask, i);sigaction(2, &act, nullptr);while (true);return 0;
}

以上示例中，先定义了struct sigaction act，用于传入信号处理方式。其sa_handler 用于传入处理函数handler，sa_flags 设为0即可。然后通过sigemptyset把sa_mask全部位变成0，再通过一个for循环把前五位变成1。

最后通过sigaction(2, &act, nullptr)，设置2号信号的处理方式。在handler内部，获取并输出当前的block信号集。

按照预期，在处理handler的时候，block的前5位会被设置成1。

输出结果：

在这里插入图片描述

可以看到，此时前五位信号就被block了。

sigaction的功能与signal的功能有重合的部分，那就是自定义信号处理函数，但是sigaction可以额外设置处理信号时的block信号集。

信号捕捉

之前讲解信号的递达时，我一直说：在合适的时候，操作系统会处理信号，那么问题来了，到底什么时候才是合适的时候？也就是说，到底什么时候操作系统会去处理pending中的信号呢？

为了解决这个问题，我们要先了解操作系统的用户态与内核态。

用户态与内核态

Linux 操作系统是一个多用户、多任务的操作系统，为了安全性和资源管理，它将系统划分为 用户态 和 内核态 两种运行模式。

每个进程都有自己独立的进程地址空间：

在这里插入图片描述

进程地址空间被分为两部分：用户空间与内核空间，每个空间都有自己的页表去映射内存，内核空间使用的页表叫做内核级页表，用户空间使用的页表叫做用户级页表。内核级页表在整个内存中指保留一份。

内核空间中的虚拟地址，指向了内存中的操作系统的代码和数据，操作系统本身也是一个软件，也要有自己的代码和数据，任何用户访问操作系统的本质，其实都是去执行操作系统的代码。用户访问操作系统，其实就是通过地址空间的内核空间区域来访问的！当一个进程想要访问操作系统，就可以通过自己的地址空间的内核部分来访问。

每个进程都有自己的独立的地址空间，那么每个进程都有自己独立的内核空间，因此每个进程都可以访问到操作系统！也就是说，内核空间存在的意义在于，不论当前哪一个进程在调度，都可以随时通过该进程的内核空间来找到操作系统！

可以简单理解为：当进程执行用户空间的代码，此时就处于用户态，当进程执行内核空间的代码，此时就处于内核态。当然，其实此处并不是进程自己去执行内核空间的代码，而是唤醒操作系统去执行。

最简单的例子就是系统调用，当进程调用系统调用的时候，此时需要更高级别的权限来访问内核的底层数据。毫无疑问普通的进程是没有这个权限的，当进程进行系统调用，此时就会唤醒操作系统去执行内核空间的代码，此时就完成了用户态到内核态的切换。

进程从用户态切换到内核态主要有以下几种情况：

1. 系统调用（System Call）

用户态程序需要执行一些需要内核权限的操作，比如读写文件、创建进程、访问网络等，就需要通过系统调用进入内核态。

2. 硬件中断（Hardware Interrupt）

当硬件设备（例如磁盘、网络接口、键盘等）发生中断时，会触发硬件中断，将控制权从用户态转移到内核态。
内核会根据中断类型进行处理，并可能需要调用相应的驱动程序来处理硬件事件。

3. 时钟中断（Clock Interrupt）

内核会设置定时器，定期触发时钟中断，用于执行一些周期性任务，例如进程调度、内存管理等。

简单来说，进程不仅仅是系统调用的时候会进入内核态，只要是进程需要操作系统提供的服务时，都会进入内核态，比如收到硬件中断，发送时钟中断，需要进行进程调度。

从用户态切换到内核态的过程叫做陷入内核态，而从内核态切换到用户态的过程叫做返回用户态。

陷入内核是一个非常频繁的操作，操作系统会不断地进行用户态和内核态之间的切换，以保证系统的正常运行。

用户态与内核态的区别主要如下：

特性	用户态	内核态
权限	受限	全权
资源访问	有限	所有
代码执行	用户程序	操作系统内核
硬件访问	受限	可直接访问
安全性	较高	较低

更详细的解释：

权限： 用户态程序只能访问有限的系统资源，例如用户空间内存、文件系统等，而内核态程序可以访问所有系统资源，包括硬件设备和内核数据结构。
资源访问： 用户态程序只能访问用户空间的内存，而内核态程序可以访问所有内存空间，包括用户空间和内核空间。
代码执行： 用户态程序是指用户编写的程序，例如浏览器、文本编辑器等，而内核态程序是指操作系统内核代码，负责管理系统资源和处理系统核心功能。
硬件访问： 用户态程序无法直接访问硬件设备，需要通过系统调用向内核请求访问，而内核态程序可以直接访问硬件设备。
安全性： 用户态程序的权限有限，因此安全性相对较高，而内核态程序拥有完全的系统权限，安全性相对较低。

简而言之，用户态其实就是给出更低的权限，执行用户自己写的代码，保证操作系统的安全；而内核态则持有极高的权限，几乎可以做到任何事情，因此这部分不能直接给用户使用，而是在内核态中执行操作系统自己的代码，保证安全。

信号捕捉的时机

讲了这么多用户态与内核态，那么这和信号有什么关系？

在从内核态返回用户态之前，操作系统会处理信号

执行过程大致如下图：

在这里插入图片描述

当操作系统因为某些原因陷入内核后，会先处理用户的需求，当处理完需求后，就会检测当前是否有需要处理的信号。也就是上图的C部分，该过程就是检测是否有信号要处理。

检测的结果有三种：

没有要处理的信号，直接返回用户态
有要处理的信号，且该信号的处理方式是默认处理函数，那么直接在内核态处理该信号，处理完毕后返回（C->D->A）
有要处理的信号，且该信号的处理方式是用户自定义函数，那么要先切换回用户态执行自定义函数（E），执行完函数后再到内核态（F），最后再切换回用户态（A）

如果信号的处理方式是默认处理方式，此时直接在内核态执行代码，主要有两个原因：

信号的默认处理方式，是操作系统自己提供的，因此不会有安全性问题，可以直接以内核态的高级权限执行
大部分信号的默认处理方式，是直接杀掉当前进程，杀掉进程的行为，需要内核态的权限，因此直接在内核态就可以杀掉这个进程

当信号的处理方式是用户自定义函数，那么要先切换回用户态执行，这是因为用户自定义的handler函数，其安全性是不确定的，如果贸然给这个函数一个内核态的权限，用户有可能会拿高级权限去做不安全的事情，所以不能给用户自定义的函数内核态权限，而是回到用户态执行这个函数。

那么下一个问题就是，执行完handler函数后，E已经在用户态了，为什么还要回到内核态，在回到用户态？

比如说某个时刻，进行了A -> B的陷入内核过程，那么当B执行完毕后，就要回到A。所以在内核态B中一定会存储一条信息（准确来说叫做上下文），指明之前A执行到那一行代码，从而在B -> A的时候，可以知道跳转回哪里。

当用户态进程陷入内核态时，内核会保存用户态进程的上下文信息，包括：
- 寄存器值：例如程序计数器（PC）、堆栈指针（SP）、通用寄存器等。
- 内存状态：例如内存页表、虚拟地址空间等。
- 其他状态：例如进程状态、信号掩码等。
内核通过保存这些上下文信息，可以记录用户态进程执行到哪个位置，以及该进程的运行状态。
当内核处理完用户态进程的请求后，会恢复用户态进程的上下文信息，并将控制权返回给用户态进程。
用户态进程恢复执行后，会从之前中断的位置继续执行，而不会意识到自己曾经陷入内核态。

也就是说，陷入内核态之后，只有内核态知道之前的用户态执行到哪里，所以E状态下不能直接跳转回原来执行的地方，必须先回到内核态，去找到原先执行的位置，在返回用户态。