当前位置：首页 > news >正文

Linux信号处理

news 2025/11/11 14:40:42

Linux信号处理

什么是linux信号

本质是一种通知机制，用户 or 操作系统通过发送一定的信号，通知进程，某些事情已经发生，你可以在后续进行处理。

信号产生是随机的，进程可能正在忙自己的事情，所以，信号的后续处理，可能不是立即处理的!信号会临时的记录下对应的信号,方便后续进行处理。

信号是进程之间事件异步通知的一种方式，属于软中断。

信号处理的常见方式：

默认（进程自带的，程序员写好的逻辑）
忽略（也是信号的一种处理方式）
自定义（捕捉信号）

信号如何被进程保存呢：

进程具有保存信号的相关数据结构（位图，unisgned int）。也就是PCB内部保存了信号位图字段。

如何理解信号发送的本质：

OS向目标进程写信号：OS直接修改pcb中的指定位图结构，完成“发送”信号的过程。

常见信号：

用kill -l命令可以察看系统定义的信号列表

在这里插入图片描述

每个信号都有一个编号和一个宏定义名称,这些宏定义可以在signal.h中找到,例如其中有定义 #define SIGINT 2

1 – 31为普通信号（非可靠信号）

34 – 64为实时信号（可靠信号）

本文只讨论普通信号

产生信号

通过终端按键产生信号

SIGINT的默认处理动作是终止进程,SIGQUIT的默认处理动作是终止进程并且Core Dump。

Core Dump（核心转储）

首先解释什么是Core Dump。当一个进程要异常终止时,可以选择把进程的用户空间内存数据全部保存到磁盘上,文件名通常是core,这叫做Core Dump。进程异常终止通常是因为有Bug,比如非法内存访问导致段错误,事后可以用调试器检查core文件以查清错误原因,这叫做Post-mortem Debug（事后调试）。一个进程允许产生多大的core文件取决于进程的Resource Limit(这个信息保存在PCB中)。默认是不允许产生core文件的,因为core文件中可能包含用户密码等敏感信息,不安全。在开发调试阶段可以用ulimit命令改变这个限制,允许产生core文件。首先用ulimit命令改变Shell进程的Resource Limit,允许core文件最大为1024K: $ ulimit -c 1024

然后写一个死循环程序:

前台运行这个程序,然后在终端键入Ctrl-C 或 Ctrl-\

ulimit命令改变了Shell进程的Resource Limit,test进程的PCB由Shell进程复制而来,所以也具有和Shell进程相同的Resource Limit值,这样就可以产生Core Dump了。使用core文件：

core dump标志就表示是否发生了核心转储

一般而言，云服务器（生产环境）的核心转储功能是被关闭的

调用系统函数向进程发信号

kill命令是调用kill函数实现的。kill函数可以给一个指定的进程发送指定的信号。raise函数可以给当前进程发送指定的信号(自己给自己发信号)

[hmy@VM-8-15-centos homework]$ kill -2 3145
#-2是发送2号命令，3145是给指定进程(pid)发送信号

#include <signal.h>
int kill(pid_t pid, int signo); //kill函数可以给一个指定的进程发送指定的信号
int raise(int signo); //raise函数可以给当前进程发送指定的信号(自己给自己发信号)
//这两个函数都是成功返回0,错误返回-1。

abort函数使当前进程接收到信号而异常终止。

#include <stdlib.h>
void abort(void);
//就像exit函数一样,abort函数总是会成功的,所以没有返回值。

由软件条件产生信号

SIGPIPE : 默认情况下，如果进程向一个已经关闭写入端的管道写入数据，操作系统会发送 SIGPIPE 信号给该进程

alarm函数和 SIGALRM信号:
```
#include <unistd.h>
unsigned int alarm(unsigned int seconds);
调用alarm函数可以设定一个闹钟,也就是告诉内核在seconds秒之后给当前进程发SIGALRM信号, 该信号的默认处理动作是终止当前进程。
```
这个函数的返回值是0或者是以前设定的闹钟时间还余下的秒数。打个比方,某人要小睡一觉,设定闹钟为30分钟之后响,20分钟后被人吵醒了,还想多睡一会儿,于是重新设定闹钟为15分钟之后响,“以前设定的闹钟时间还余下的时间”就是10分钟。如果seconds值为0,表示取消以前设定的闹钟,函数的返回值仍然是以前设定的闹钟时间还余下的秒数
```
#include<iostream>
#include<unistd.h>
int main()
{int count = 0;alarm(1);while(true){cout << count++ << endl;}return 0;
}
```
这个程序的作用是1秒钟之内不停地数数,1秒钟到了就被SIGALRM信号终止。
硬件异常产生信号

硬件异常被硬件以某种方式被硬件检测到并通知内核,然后内核向当前进程发送适当的信号。例如当前进程执行了除以0的指令，CPU的运算单元会产生异常,内核将这个异常解释为SIGFPE信号发送给进程。再比如当前进程访问了非法内存地址，MMU会产生异常，内核将这个异常解释为SIGSEGV信号发送给进程。

由此可以确认，我们在C/C++当中除零，内存越界等异常，在系统层面上，是被当成信号处理的。

总结一下

上面所说的所有信号产生，最终都要有OS来进行执行，为什么？OS是进程的管理者
信号的处理是否是立即处理的？在合适的时候
信号如果不是被立即处理，那么信号是否需要暂时被进程记录下来？记录在哪里最合适呢？
一个进程在没有收到信号的时候，能否能知道，自己应该对合法信号作何处理呢？
如何理解OS向进程发送信号？能否描述一下完整的发送处理过程？

阻塞信号

信号其他相关常见概念：

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.
注意,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可选的一种处理动作。

在内核中的表示：

信号在内核中的表示示意图

在这里插入图片描述

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。本章不讨论实时信号

sigset_t

从上图来看,每个信号只有一个bit的未决标志,非0即1,不记录该信号产生了多少次,阻塞标志也是这样表示的。因此,未决和阻塞标志可以用相同的数据类型sigset_t来存储,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,而在未决信号集中“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。

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”状态,至于这个类型内部如何存储这些bit则依赖于系统实现,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); //位图全部置0
int sigfillset(sigset_t *set); //该函数用于初始化一个信号集，使其包含所有已知的信号
int sigaddset (sigset_t *set, int signo); //将信号signo所在位图位置置1
int sigdelset(sigset_t *set, int signo); //将信号signo所在位图位置置0
//以上四个函数都是成功返回0,出错返回-1
int sigismember（const sigset_t *set, int signo); //判断信号signo在不在位图中

sigprocmask

调用函数sigprocmask可以读取或更改进程的信号屏蔽字(阻塞信号集)(block位图)

#include <signal.h>
int sigprocmask(int how, const sigset_t *set, sigset_t *oset); 
返回值:若成功则为0,若出错则为-1

如果oset是非空指针,则读取进程的当前信号屏蔽字通过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。

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

如果调用sigprocmask解除了对当前若干个未决信号的阻塞,则在sigprocmask返回前,至少将其中一个信号递达。

sigpending

#include <signal.h>
int sigpending(sigset_t *set);
读取当前进程的未决信号集,通过set参数传出。调用成功则返回0,出错则返回-1。

捕捉信号

信号的捕捉

在这里插入图片描述

内核如何实现信号的捕捉

如果信号的处理动作是用户自定义函数,在信号递达时就调用这个函数,这称为捕捉信号。由于信号处理函数的代=码是在用户空间的,处理过程比较复杂,举例如下: 用户程序注册了SIGQUIT信号的处理函数sighandler。当前正在执行main函数,这时发生中断或异常切换到内核态。在中断处理完毕后要返回用户态的main函数之前检查到有信号SIGQUIT递达。内核决定返回用户态后不是恢复main函数的上下文继续执行,而是执行sighandler函数,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。 sighandler函返回后自动执行特殊的系统调用sigreturn再次进入内核态。如果没有新的信号要递达,这次再返回用户态就是恢复main函数的上下文继续执行了

sigaction

#include <signal.h>
int sigaction(int signo, const struct sigaction *act, struct sigaction *oact);

sigaction函数可以读取和修改与指定信号相关联的处理动作。调用成功则返回0,出错则返回- 1。signo是指定信号的编号。若act指针非空,则根据act修改该信号的处理动作。若oact指针非空,则通过oact传出该信号原来的处理动作。act和oact指向sigaction结构体:
将sa_handler赋值为常数SIG_IGN传给sigaction表示忽略信号,赋值为常数SIG_DFL表示执行系统默认动作,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,该函数返回值为void,可以带一个int参数,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,这也是一个回调函数,不是被main函数调用,而是被系统所调用。

struct sigaction结构体

struct sigaction {void     (*sa_handler)(int); //指向信号处理函数，当信号发生时系统会调用这个函数void     (*sa_sigaction)(int, siginfo_t *, void *); //实时信号的处理函数sigset_t   sa_mask; //block屏蔽字，指定要阻塞的信号集合int        sa_flags; //一个标志集合，用于指定信号处理的选项void     (*sa_restorer)(void);//已经过时，不使用
};

当某个信号的处理函数被调用时,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。如果在调用信号处理函数时,除了当前信号被自动屏蔽之外,还希望自动屏蔽另外一些信号,则用sa_mask字段说明这些需要额外屏蔽的信号,当信号处理函数返回时自动恢复原来的信号屏蔽字。 sa_flags字段包含一些选项,本章的代码都把sa_flags设为0,sa_sigaction是实时信号的处理函数,本章不详细解释这两个字段。

可重入函数

在这里插入图片描述

main函数调用insert函数向一个链表head中插入节点node1,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,再次回用户态之前检查到有信号待处理,于是切换到sighandler函数,sighandler也调用insert函数向同一个链表head中插入节点node2,插入操作的两步都做完之后从sighandler返回内核态,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,先前做第一步之后被打断,现在继续做完第二步。结果是,main函数和sighandler先后向链表中插入两个节点,而最后只有一个节点真正插入链表中了

像上例这样,insert函数被不同的控制流程调用,有可能在第一次调用还没返回时就再次进入该函数,这称为重入,insert函数访问一个全局链表,有可能因为重入而造成错乱,像这样的函数称为不可重入函数,反之,如果一个函数只访问自己的局部变量或参数,则称为可重入(Reentrant) 函数。想一下,为什么两个不同的控制流程调用同一个函数,访问它的同一个局部变量或参数就不会造成错乱?

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。
调用了标准I/O库函数。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。

拓展：SIGCHLD信号

进程一章讲过用wait和waitpid函数清理僵尸进程,父进程可以阻塞等待子进程结束,也可以非阻塞地查询是否有子进程结束等待清理(也就是轮询的方式)。采用第一种方式,父进程阻塞了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信号的处理函数,这样父进程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清理子进程即可。

请编写一个程序完成以下功能:父进程fork出子进程,子进程调用exit(2)终止,父进程自定义SIGCHLD信号的处理函数,在其中调用wait获得子进程的退出状态并打印。

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sigaction将SIGCHLD的处理动作置为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sigaction函数自定义的忽略通常是没有区别的,但这是一个特例。此方法对于Linux可用,但不保证在其它UNIX系统上都可用。

程序验证这样做不会产生僵尸进程

#include<iostream>
#include<stdlib.h>
#include<signal.h>
#include<sys/wait.h>
#include<stdio.h>
#include<unistd.h>
using namespace std;
void sigcb(int signum)
{pid_t id;int statue;while((id = waitpid(-1,&statue,WNOHANG)) > 0){cout<<"父进程收到子进程:"<<id<<" 是否正常退出:"<<WIFEXITED(statue)\<<" 退出码:"<<WEXITSTATUS(statue)<<endl;}
}
int main()
{signal(SIGCHLD,sigcb);for(int i=0;i<3;++i){pid_t id = fork();if(id == 0){sleep(5);exit(2);}}while(true) {cout<<"parent is working!"<<endl;sleep(1);}return 0;
}

[hmy@VM-8-15-centos homework]$ cat s.shell 
#!/bin/bash
while true
dops -axj | head -1 && ps -axj | grep homework | grep -v grepecho "-------------------------------"sleep 1
done

{cout<<"parent is working!"<<endl;sleep(1);
}
return 0;

}


```bash
[hmy@VM-8-15-centos homework]$ cat s.shell 
#!/bin/bash
while true
dops -axj | head -1 && ps -axj | grep homework | grep -v grepecho "-------------------------------"sleep 1
done

在这里插入图片描述

Linux信号处理