【Linux系统】信号：信号保存 / 信号处理、内核态 / 用户态、操作系统运行原理（中断）

理解Linux系统内进程信号的整个流程可分为：

• 信号产生

• 信号保存

• 信号处理

上篇文章重点讲解了 信号的产生，本文会讲解信号的保存和信号处理相关的概念和操作：

两种信号默认处理

1、信号处理之忽略

::signal(2, SIG_IGN); // ignore: 忽略

#include <vector>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
#include <signal.h>
#include <sys/wait.h>void handler(int signo)
{std::cout << "get a new signal: " << signo << std::endl;exit(1);
}int main()
{// 信号捕捉:// 1. 默认// 2. 忽略// 3. 自定义捕捉::signal(2, SIG_IGN); // ignore: 忽略while(true){pause();}
}

运行结果如下： 显然对二号信号（ctrl+c） 没有效果了

2、信号处理之默认

::signal(2, SIG_DFL); // default:默认。

#include <vector>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
#include <signal.h>
#include <sys/wait.h>
#include <iostream>
#include <string>void handler(int signo)
{std::cout << "get a new signal: " << signo << std::endl;exit(1);
}int main()
{// 信号捕捉:// 1. 默认// 2. 忽略// 3. 自定义捕捉//::signal(2，SIG IGN);// ignore:忽略:本身就是一种信号捕捉的方法，动作是忽略::signal(2, SIG_DFL); // default:默认。while (true){pause();}
}

这些本质上是宏，而且是被强转后的

信号保存

1、信号保存相关概念

信号递达 / 信号未决 / 阻塞信号

• 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(Pending)，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。

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简单来说：

• 信号递达：信号已经被接收处理了

• 信号未决：信号未被处理之前的状态

• 阻塞信号：可以使某个信号不能被处理，该信号会一直被保存为未处理之前的状态，即信号未决 pending 状态

这里的阻塞呢和进程进行 IO 获取数据的阻塞不一样，他们是完全不同的概念

这个阻塞是翻译 block 的问题

其实，信号未决(Pending) 叫做屏蔽信号会更加好理解

2、信号相关的三张表

block 表 / Pending 表 / handler表

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Pending 表 的作用由图中可以看到，是一种位图结构的表，不过该位图不是只有一个整数，而是有系统自己封装的结构

handler表

• handler_t XXX[N]：函数指针数组
• 信号编号：就是函数指针数组的下标!

其中，该表内的前两项刚好是 0 和 1，也就是两个信号处理的宏定义：忽略和默认

该 handler表函数指针数组中的每个数组元素都是一个函数指针，每个指针都对应指向 该数组下标序号的信号 的默认信号处理方式，如 信号 2 ，即对应数组下标为 2，这个指针指向信号 2 的默认处理函数

我们使用系统调用 signal(2, handler) 就是通过信号 2 的编号索引对应 handler 表的位置（即数组下标为 2 的位置），修改对应的函数指针指向用户自定义的处理函数，这样就完成了自定义信号处理的定义

这就解释了，为什么 系统调用 signal(2, handler) 在整个程序全局中只需定义一次，因为函数指针数组 handler 表修改一次指向的函数即可

Block 表

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Block 表 就是用来决定是否阻塞或屏蔽特定信号的！

这三个表的顺序就像图中所示：只要**Block 表**将某个信号屏蔽了，即使该信号已经在 pending 表 中，它也无法通过查找 handler 表 来执行相应的处理方法！

简单来说，如果你在 Block 表 中屏蔽了一个信号，即便之后进程接收到了这个信号，它也不会生效。

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问题：我们能否提前屏蔽一个信号？这与当前是否已经接收到该信号有关系吗？

答：可以提前进行信号的屏蔽。因为只有当信号屏蔽设置好了，比信号实际到达要早，这样才能有效地阻止该信号生效。

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到这里，这就回答了“你如何识别信号？”这个问题。

信号的识别是内建的功能。进程能够识别信号，是因为程序员在编写程序时内置了这一特性。通过使用这三张表（Block 表、Pending 表和Handler 表），就可以让进程具备识别和处理信号的能力。

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3、三张表的内核源码

// 内核结构 2.6.18
struct task_struct {/* signal handlers */struct sighand_struct *sighand;  // handler表指针sigset_t blocked;				 // block 表: 屏蔽信号表struct sigpending pending;		 // pending 表: 信号未决表
};// handler表结构:包含函数指针数组
struct sighand_struct {atomic_t count;struct k_sigaction action[_NSIG]; // #define _NSIG 64spinlock_t siglock;
};// handler表结构中的函数指针数组的元素的结构类型
struct k_sigaction {struct __new_sigaction sa; void __user *ka_restorer;
};/* Type of a signal handler. */
typedef void (*__sighandler_t)(int);struct __new_sigaction {__sighandler_t sa_handler;unsigned long sa_flags;void (*sa_restorer)(void); /* Not used by Linux/SPARC */__new_sigset_t sa_mask;
};// pending 表 的结构类型
struct sigpending {struct list_head list;sigset_t signal;
};// sigset_t : 是系统封装的位图结构
typedef struct {unsigned long long sig[_NSIG_WORDS];
} sigset_t;

问题：为什么要对位图封装成结构体

答：利于扩展、利于该结构整体使用（定义对象就可以获取该位图）

4、sigset_t 信号集

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从前面的图中可以看出，每个信号只有一个 bit 用于未决标志，非 0 即 1，这意味着它并不记录该信号产生了多少次。阻塞标志也是以同样的方式表示的。因此，未决状态和阻塞状态可以使用相同的数据类型 sigset_t 来存储。可以说 sigset_t 是一种信号集数据类型。

具体来说，在阻塞信号集中，“有效”和“无效”指的是该信号是否被阻塞；而在未决信号集中，“有效”和“无效”则表示该信号是否处于未决状态。

阻塞信号集也被称为当前进程的信号屏蔽字（Signal Mask）。

简而言之，你可以把这想象成一个32位整数的位图。每个位代表一个信号的状态，无论是未决还是阻塞状态，都通过设置相应的位来标记为“有效”或“无效”。

5、信号集操作函数

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sigset_t 类型使用一个 bit 来表示每种信号的“有效”或“无效”状态。至于这个类型内部如何存储这些 bit，则依赖于系统的具体实现。从使用者的角度来看，这其实是不需要关心的细节。使用者应该仅通过调用特定的函数来操作 sigset_t 变量，而不应对它的内部数据进行任何直接解释或修改。例如，直接使用 printf 打印 sigset_t 变量是没有意义的。

简单来说：信号集 sigset_t 是系统封装好的一种类型，不建议用户自行使用位操作等手段对该“位图”进行操作。相反，应当使用系统提供的信号集操作函数来进行处理。

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信号集操作函数就是对该 信号集 sigset_t 类型的增删查改

#include <signal.h>
int sigemptyset(sigset_t *set);   				// 清空:全部置为0
int sigfillset(sigset_t *set);					// 使满:全部置为1
int sigaddset(sigset_t *set, int signo);		// 添加:向指定信号集，添加对应信号
int sigdelset(sigset_t *set, int signo);		// 删除:向指定信号集，删除对应信号
int sigismember(const sigset_t *set, int signo);// 查找:在指定信号集，查找是否有该信号

注意：在使用 sigset_t 类型的变量之前，一定要调用 sigemptyset 或 sigfillset 进行初始化，以确保信号集处于一个确定的状态。初始化 sigset_t 变量之后，就可以通过调用 sigaddset 和 sigdelset 在该信号集中添加或删除某种有效信号。

6、sigprocmask ：修改进程的 block 表

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

上一点讲解的各个信号集操作函数，是用于对一个信号集 sigset_t 类型的增删查改，而此处学习的 sigprocmask 则是修改本进程的 信号屏蔽字

#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，则通过 oset 参数读取并传出进程的当前信号屏蔽字（阻塞信号集）。
• 如果 set 是非空指针，则更改进程的信号屏蔽字，参数 how 指示如何进行更改。具体来说：
• 如果 oset 和 set 都是非空指针，则首先将原来的信号屏蔽字备份到 oset 中，然后根据 set 和 how 参数来更改信号屏蔽字。

假设当前的信号屏蔽字为 mask，how 参数的可选值及其含义如下：

具体来说：

int how ：传递操作选项

• SIG_BLOCK ：将 set 中设置的信号，添加到修改进程的 block 表（相当于添加对应信号）

• SIG_UNBLOCK ：将 set 中设置的信号，解除进程的 block 表对应的信号（相当于删除对应信号）

• SIG_SETMASK ：将 set 中设置的信号，直接设置成为进程的 block 表（相当于覆盖）
  
  

const sigset_t *set ：传递设置期望的信号集

sigset_t *oset ：输出型参数，就是 old set 将旧的信号集保存下来，因为后续可能还需用于恢复

简单来说：我们通过一系列信号集操作函数，设置一个我们期望的信号集，通过系统调用 sigprocmask 修改进程的 block 表

7、sigpending ：读取当前进程的 pending 表

#include <signal.h>
int sigpending(sigset_t *set);

读取当前进程的未决信号集，通过参数 set 传出

调⽤成功则返回 0 ，出错则返回 -1

该函数只是用于获取 pending 表，而系统不提供修改 pending 表 的函数接口，没必要，因为上一章节讲解的 5 种信号产生的方式都在修改 pending 表！

8、做实验：验证 block 表的效果

演示屏蔽 2 号信号

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下面这段代码：

先使用 sigprocmask ，修改进程的 block 表，屏蔽 2 号信号

通过循环打印当前进程的 pending 表，然后通过另一个终端向该进程发送 2 号信号

#include <iostream>
#include <stdlib.h>
#include <signal.h>
#include <unistd.h>
using namespace std;void PrintPending(sigset_t& pending)
{// 打印pending表的前32位信号:后面的信号是实时信号不打印// int sigismember(const sigset_t *set, int signo);// 若包含则返回1,不包含则返回0,出错返回-1cout << "pending: ";for(int i = 0; i < 32; ++i){int ret = sigismember(&pending, i);if(ret != -1) cout << ret << " ";}cout << '\n';
}int main()
{//(1)block表屏蔽2号信号//(2)不断打印pending表//(3)发送2号 ->看到2号信号的pending效果!/*int sigemptyset(sigset_t *set);   				// 清空:全部置为0int sigaddset(sigset_t *set, int signo);		// 添加:向指定信号集，添加对应信号int sigdelset(sigset_t *set, int signo);		// 删除:向指定信号集，删除对应信号*///设置存有2号信号的信号集sigset_t set, oset;sigemptyset(&set);sigaddset(&set, 2);// block表屏蔽2号信号sigprocmask(SIG_BLOCK, &set, &oset);int cnt = 0;while(true){// 不断打印pending表sigset_t pending;sigpending(&pending);PrintPending(pending);cnt++;sleep(1);}
}

运行结果如下：循环打印当前进程的 pending 表

当另一个终端向该进程发送 2 号信号时，当前进程的 pending 表的 第二个位置信号置为 1

证明了 2 号信号被 block 成功屏蔽！

演示去除对 2 号信号的屏蔽

循环中加入：当到达 cnt = 10 时，去除对 2 号信号的屏蔽

#include <iostream>
#include <stdlib.h>
#include <signal.h>
#include <unistd.h>
using namespace std;void handler(int signo)
{std::cout << "get a new signal: " << signo << std::endl;//exit(1);
}void PrintPending(sigset_t& pending)
{// 打印pending表的前32位信号:后面的信号是实时信号不打印// int sigismember(const sigset_t *set, int signo);// 若包含则返回1,不包含则返回0,出错返回-1printf("pending [pid %d] : ", getpid());for(int i = 0; i < 32; ++i){int ret = sigismember(&pending, i);if(ret != -1) cout << ret << " ";}cout << '\n';
}int main()
{//(1)block表屏蔽2号信号//(2)不断打印pending表//(3)发送2号 ->看到2号信号的pending效果!/*int sigemptyset(sigset_t *set);   				// 清空:全部置为0int sigaddset(sigset_t *set, int signo);		// 添加:向指定信号集，添加对应信号int sigdelset(sigset_t *set, int signo);		// 删除:向指定信号集，删除对应信号*///设置存有2号信号的信号集sigset_t set, oset;sigemptyset(&set);sigaddset(&set, 2);// block表屏蔽2号信号sigprocmask(SIG_BLOCK, &set, &oset);// 给2号信号添加自定义处理函数:方便解除对2号信号的屏蔽时，可以查看pending表的变化，不至于因为2号信号杀掉进程导致进程退出signal(2, handler);int cnt = 0;while(true){// 不断打印pending表sigset_t pending;sigpending(&pending);PrintPending(pending);cnt++;sleep(1);if(cnt == 10){std::cout<<"解除对2号信号的屏蔽:"<<std::endl;// 将block表中2号信号的屏蔽消除:即旧的block表覆盖回去sigprocmask(SIG_SETMASK, &oset, NULL);}}
}

运行结果：

9、用户态和内核态（重要）

​

问题：信号来了，并不是立即处理的。什么时候处理？

答：当进程从内核态返回用户态时，会检查当前是否有未决（pending）且未被阻塞的信号。如果有，就会根据 handler 表来处理这些信号。

这些概念后文会详细讲解

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9.1 何为用户态和内核态（浅显理解）

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9.2 信号有自定义处理的情况

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注意，上面这种情况会发生 4 次 用户态和内核态 的转变

这个无穷符号的中间交点在内核态里面

在执行主控制流程的某条指令时因为中断、异常或系统调用进入内核

进入内核后会回到用户态，回去之前会自动检测一下 pending 表和 block 表，查询是否有信号需要处理

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类似于下面的流程：

对于信号的自定义处理或信号的默认处理，可以理解为独立于进程运行的程序之外

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9.3 何为用户态和内核态（深度理解）

穿插话题 - 操作系统是怎么运行的

硬件中断：

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这个操作系统的中断向量表可以看作一个函数指针数组：IDT[N]，通过数组下标索引对应的中断处理服务”函数“，这个数组下标就是 中断号

执行中断例程：

1、保存现场

2、通过中断号n，查表

3、调用对应的中断方法

例如外设磁盘需要将部分数据写到内存，当磁盘准备好了，通过一个硬件中断，中断控制器通知 CPU，CPU得知并获取对应的中断号，通过该中断号索引中断向量表的对应中断处理服务，

操作系统通过该中断服务将磁盘的就绪的数据读入内存

• 中断向量表就是操作系统的⼀部分，启动就加载到内存中了，操作系统主函数中含有一个“硬件中断向量表初始化逻辑，如下源码展示：tap_init(void)”
• 通过外部硬件中断，操作系统就不需要对外设进行任何周期性的检测或者轮询
• 由外部设备触发的，中断系统运行流程，叫做硬件中断

//Linux内核0.11源码
void trap_init(void)
{int i;set_trap_gate(0,&divide_error);// 设置除操作出错的中断向量值。以下雷同。set_trap_gate(1,&debug);set_trap_gate(2,&nmi);set_system_gate(3,&int3); /* int3-5 can be called from all */set_system_gate(4,&overflow);set_system_gate(5,&bounds);set_trap_gate(6,&invalid_op);set_trap_gate(7,&device_not_available);set_trap_gate(8,&double_fault);set_trap_gate(9,&coprocessor_segment_overrun);set_trap_gate(10,&invalid_TSS);set_trap_gate(11,&segment_not_present);set_trap_gate(12,&stack_segment);set_trap_gate(13,&general_protection);set_trap_gate(14,&page_fault);set_trap_gate(15,&reserved);set_trap_gate(16,&coprocessor_error);// 下⾯将int17-48 的陷阱⻔先均设置为reserved，以后每个硬件初始化时会重新设置⾃⼰的陷阱⻔。for (i=17;i<48;i++)set_trap_gate(i,&reserved);set_trap_gate(45,&irq13);// 设置协处理器的陷阱⻔。outb_p(inb_p(0x21)&0xfb,0x21);// 允许主8259A 芯⽚的IRQ2 中断请求。outb(inb_p(0xA1)&0xdf,0xA1);// 允许从8259A 芯⽚的IRQ13 中断请求。set_trap_gate(39,&parallel_interrupt);// 设置并⾏⼝的陷阱⻔。
}void rs_init (void)
{set_intr_gate (0x24, rs1_interrupt); // 设置串⾏⼝1 的中断⻔向量(硬件IRQ4 信号)。set_intr_gate (0x23, rs2_interrupt); // 设置串⾏⼝2 的中断⻔向量(硬件IRQ3 信号)。init (tty_table[1].read_q.data); // 初始化串⾏⼝1(.data 是端⼝号)。init (tty_table[2].read_q.data); // 初始化串⾏⼝2。outb (inb_p (0x21) & 0xE7, 0x21); // 允许主8259A 芯⽚的IRQ3，IRQ4 中断信号请求。
}

时钟中断

问题：

• 进程可以在操作系统的指挥下，被调度，被执行，那么操作系统自己被谁指挥，被谁推动执⾏呢？？
• 外部设备可以触发硬件中断，但是这个是需要用户或者设备自己触发，有没有自己可以定期触发的设备?

如下图，会有一个硬件：时钟源，向CPU发送时钟中断，CPU根据该中断号执行时钟源对应的 中断服务：进程调度等操作

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只要时钟源发送时钟中断，操作系统就会不断的进行进程调度等操作，这样不就通过

时钟中断，一直在推进操作系统进行调度！

什么是操作系统？操作系统就是基于中断向量表，进行工作的!!!

操作系统在时钟中断的推动下，不断的进行进程调度

因为时间源这个硬件需要不断按一定时间的发送时钟中断，现代机器的设计干脆直接将时间源集成到 CPU 内部，这就叫做主频！！！

主频的速度越快，发送的时钟中断的频率越高，操作系统内部处理进程调度进程的速度越快，一定程度上影响电脑性能，因此主频越高电脑一般越贵

时钟中断对应的中断处理服务不直接是进程调度，而是一个函数，该函数内部含有进程调度的相关处理逻辑：

我们看下源码

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其中 schedule() 就是用于进程调度的函数，

这样，操作系统不就在硬件的推动下，自动调度了么

// Linux 内核0.11// main.c
sched_init(); // 调度程序初始化(加载了任务0 的tr, ldtr) （kernel/sched.c）
// 调度程序的初始化⼦程序。void sched_init(void)
{//...set_intr_gate(0x20, &timer_interrupt);// 修改中断控制器屏蔽码，允许时钟中断。outb(inb_p(0x21) & ~0x01, 0x21);// 设置系统调⽤中断⻔。set_system_gate(0x80, &system_call);//...
}// system_call.s
_timer_interrupt:
//...;// do_timer(CPL)执⾏任务切换、计时等⼯作，在kernel/shched.c,305 ⾏实现。
call _do_timer ;// 'do_timer(long CPL)' does everything from// 调度⼊⼝
void do_timer(long cpl)
{//...schedule();
}void schedule(void)
{//...switch_to(next); // 切换到任务号为next 的任务，并运⾏之。
}

死循环

如果是这样，操作系统不就可以躺平了吗？对，操作系统⾃⼰不做任何事情，需要什么功能，就向中断向量表⾥⾯添加⽅法即可

操作系统的本质：就是⼀个死循环！循环进行 pause()

需要进程调度就通过时钟中断来告诉操作系统要干活了，否则就死循环的呆着！

void main(void) /* 这⾥确实是void，并没错。 */
{ /* 在startup 程序(head.s)中就是这样假设的。 *///.../** 注意!! 对于任何其它的任务，'pause()'将意味着我们必须等待收到⼀个信号才会返* 回就绪运⾏态，但任务0（task0）是唯⼀的意外情况（参⻅'schedule()'），因为任* 务0 在任何空闲时间⾥都会被激活（当没有其它任务在运⾏时），* 因此对于任务0'pause()'仅意味着我们返回来查看是否有其它任务可以运⾏，如果没* 有的话我们就回到这⾥，⼀直循环执⾏'pause()'。*/for (;;)pause();
} 
// end main

因此 我们之前写的通过信号模拟实现操作系统的代码中，void Handler(int signum) 这个自定义信号处理函数，不就可以类似传入中断号，索引查询中断向量表，执行对应的中断处理函数吗？？

这样操作系统只需要死循环等待着硬件发来中断，再干活，

因此操作系统也可以称为通过中断推动运行的进程

#include<iostream>
#include<functional>
#include<vector>
#include<unistd.h>
#include <signal.h>
using namespace std;// 定义一个函数指针类型，用于处理信号
typedef void (*sighandler_t)(int);
// 定义一个函数对象类型，用于存储要执行的函数
using func = function<void()>;
// 定义一个函数对象向量，用于存储多个要执行的函数
vector<func>funcV;
// 定义一个计数器变量
int count = 0;// 信号处理函数，当接收到信号时，执行向量中的所有函数
void Handler(int signum)
{// 遍历函数对象向量for(auto& f : funcV){// 执行每个函数f();}// 输出计数器的值和分割线cout << "—————————— count = " << count << "——————————" << '\n';// 设置一个新的闹钟，1 秒后触发alarm(1);
}int main()
{// 设置一个 1 秒后触发的闹钟alarm(1);// 注册信号处理函数，当接收到 SIGALRM 信号时，调用 Handler 函数signal(SIGALRM, Handler); // signal用于整个程序，只会捕获单个信号// 向函数对象向量中添加一些函数funcV.push_back([](){cout << "我是一个内核刷新操作" << '\n';});funcV.push_back([](){cout << "我是一个检测进程时间片的操作，如果时间片到了，我会切换进程" << '\n';});funcV.push_back([](){cout << "我是一个内存管理操作，定期清理操作系统内部的内存碎片" << '\n';});// 进入一个无限循环，程序不会退出while(1){pause();cout << "我醒来了~" << '\n';count++;}; //  死循环，不退出return 0;
}

时间片

进程调度时，每个被调度的进程都会被分配一个时间片，时间片实际上就是存储到进程PCB中的一个整型变量：int count

每次CPU内部的主频，即时钟源，发出一个时钟中断，操作系统处理时钟中断时，就会给当前调度的进程的时间片 ：count--

当时间片减为零时，表示本轮该进程调度结束，此时就准备进程切换了

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给当前调度的进程的时间片 ：count--的逻辑就是在时钟中断对应的中断处理函数中的 do_timer()

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进程相关切换逻辑好像就是放到 schedule() 函数中：

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软中断

• 外部硬件中断：需要由硬件设备触发。
• 软件触发的中断（软中断）：是的，可以通过软件原因触发类似的逻辑。为了让操作系统支持系统调用，CPU设计了相应的汇编指令（如 int 或 syscall），使得在没有外部硬件中断的情况下，通过这些指令也能触发中断逻辑。

这样通过软件实现上述逻辑的机制被称为软中断。软中断有固定的中断号，用来索引特定的中断处理程序，常见的形式包括 syscall: XXX 或 int: 0x80。

操作系统会在中断向量表中为软中断配置处理方法，并将系统调用的入口函数放置于此。当触发软中断时，会通过这个入口函数找到对应的系统调用函数指针数组，进而匹配并调用具体的系统调用。系统调用表使用系统调用号作为数组下标来查找对应的系统调用。

系统调用过程

系统调用的过程本质上是通过触发软中断（例如 int 0x80 或 syscall），使CPU执行该软中断对于的中断处理例程，该中断处理函数通常是系统调用操作函数的入口，通过该函数可以找到系统调用数组。接着，以系统调用号作为下标查询该系统调用数组，找到并执行对应的系统调用程序操作。

问题：如何让操作系统知道系统调用号？

操作系统通过CPU的一个寄存器（比如 EAX）获取系统调用号。不需要传递系统调用号作为参数，在系统调用处理方法 void sys_function() 中有一些汇编代码（如 move XXX eax），用于从寄存器中取出预先存储的系统调用号。

系统调用所需的相关参数也通过寄存器传递给操作系统。

问题：操作系统如何返回结果给用户？

操作系统通过寄存器或用户传入的缓冲区地址返回结果。例如，在汇编层面，callq func 调用某个函数之后，通常跟着一个 move 指令，用于将某个寄存器中的返回值写入指定变量。

因此，在底层操作系统的通信过程中，信息的传递一般通过寄存器完成。

我们看一下系统调用处理函数的源码：：是使用汇编实现的

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其中：这句指令就能说明操作系统如何查找系统调用表的

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• _sys_call_table_ 是系统调用表的开始指针地址
• eax 寄存器中存储着系统调用号，即系统调用表数组下标
• eax*4：表示通过系统调用号*4 == 对应系统调用的地址（4 为当前系统的指针大小）

定位到 _sys_call_table_ 系统调用表：可以看到该表存储着大部分系统调用函数

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因此，系统调用的调用流程是：

通过触发软中断进入内核，根据中断号找到系统调用入口函数。在寄存器中存放系统调用号，并通过一句汇编代码计算出该系统调用在系统调用表中的位置，从而找到并执行相应的系统调用。

实际上，我们上层使用的系统调用是经过封装的，系统调用的本质是 中断号（用于陷入内核）+汇编代码（临时存放传递进来的参数和接收返回值）+系统调用号（用于查询系统调用数组中的系统调用程序）

问题：用户自己可以设计用户层的系统调用吗？

我们是否可以认为，用户想调用操作系统中的系统调用，可以写一段这样的汇编代码，同时通过系统调用号计算出系统调用表中该系统调用的位置，然后找到并使用该系统调用？也就是说用户自己是否可以设计一个用户层的系统调用，用于调用系统内部的系统调用程序？

答：其实是可以的！

问题：但是为什么没见过有人这样用？

因为这样做过于麻烦。所以设计者将系统调用都封装成了函数，并集成到了 GNU glibc 库中。

在封装的系统调用内部：

• 拿到我们传递进来的参数。
• 使用设定好的固定系统调用号，通过汇编指令查表找到并执行对应的系统调用。
• 将返回值等信息存储在其他寄存器中，便于上层应用获取。

GNU glibc 库的作用

GNU glibc 库封装了各种平台的系统调用，使得用户可以更方便地使用这些功能，而不需要直接编写底层汇编代码。实际上，几乎所有的软件都或多或少与C语言有关联。

如何理解内核态和用户态

每个进程都有自己的虚拟地址空间，这个地址空间分为几个部分：

1. 用户区：这部分地址空间是进程私有的，每个进程都有自己独立的一份用户区。用户区包含了进程的代码、数据、堆栈等。
2. 内核区：这部分地址空间是所有进程共享的，包含了内核代码和数据结构。
   
   

用户页表和内核页表

1. 用户页表：

   • 每个进程都有自己独立的用户页表，用于映射用户区的虚拟地址到物理地址。
   • 用户页表确保了每个进程的用户区是独立的，互不影响。

2. 内核页表：

   • 内核页表在整个操作系统中只有一份，所有进程共享这份内核页表，这样所有进程都能看到同一个操作系统（OS）。
   • 内核页表用于映射内核区的虚拟地址到物理地址，确保所有进程都能访问相同的内核数据和代码。
     
     

内核页表的作用

1. 共享内核数据：

   • 内核页表使得所有进程都能看到同一个操作系统内核数据和代码，确保了内核功能的一致性和可靠性。
   • 例如，内核数据结构如文件系统、网络协议栈等都是共享的。

2. 增强进程独立性：

   • 尽管内核页表是共享的，但每个进程的虚拟地址空间中都包含了一份内核页表的映射。
   • 这样，进程在进行系统调用或其他内核操作时，可以直接在自己的虚拟地址空间中访问内核数据，而不需要切换到其他地址空间。
   • 这种设计增强了进程的独立性，减少了上下文切换的开销。

简单总结

进程的虚拟地址空间分为两部分：用户区和内核区。用户区包括我们熟知的栈区、堆区、共享区、代码区、数据区等，是每个进程独有的。内核区则是独立的一个区域，用于存放操作系统内核的代码和数据。值得注意的是，内核区资源通常是只读不可修改的，整个操作系统只有一份内核页表，所有进程共享这份内核页表，从而所有进程都能看到同一个操作系统。当进程需要执行程序访问操作系统内核时，可以直接在自己的虚拟地址空间中的内核区访问，这使得操作更为便捷。

以设计者将系统调用都封装成了函数，并集成到了 GNU glibc 库中。