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Linux信号_信号的保存

article 2024/12/25 14:10:00

我们知道向进程发送信号，进程并不是立即处理，而是等合适的时机进行处理。那么就需要保存信号。在信号的产生中说过信号保存在进程PCB里面的信号位图里，那信号位图到底是什么？

一.信号保存

我们先补充一些概念

1.阻塞忽略概念

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)。(只把信号保存，但还没有进行处理)
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(保存信号，但不让处理),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(处理信号，但行为就是忽略)是在递达之后可选的一种处理动作。

2.block pending信号集 handler信号处理器表

我们之前说的信号位图就是下面三个表中的pending表，那这三个表有什么用呢？

1.pending位图，当前进程收到的信号列表。bit位的位置表示信号编号，1/0表示是否收到信号。

2.block位图，表示哪些信号正在被阻塞。bit位的位置表示信号编号，1/0表示该信号是否被阻塞(如果被阻塞，在pending表中对应信号即使为1，也不会对信号进行处理，等到阻塞消失，才会完成消息递达)。

3.handler信号处理表（函数指针数组），表示对应信号要进行的行为（可以是系统默认的，也可以是signal()函数自定义行为）。信号编号-1就是要执行动作函数指针的下标

sigset_t 信号集

我们知道block pending表是位图，但他们的类型是什么？是int吗？

其实它们的类型是一个结构体sigset_t
#include <signal.h>

typedef struct {
    unsigned long __val[2];  // 通常是一个长度为 2 的 unsigned long 数组
} sigset_t;
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.

阻塞信号集(block)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。

3.信号集操作函数

我们知道block pending表是位图,但不建议直接用位操作来更改bit位。而是用信号集操作函数来实现。

增删查改

#include <signal.h>
int sigemptyset(sigset_t *set); //将set位图bit位全置为0
int sigfillset(sigset_t *set);  //将set位图bit位全置为1
int sigaddset (sigset_t *set, int signo); //向信号集中添加一个信号,下标signo-1置1
int sigdelset(sigset_t *set, int signo);  //从信号集中删除一个信号,下标signo-1置0
//这四个函数都是成功返回0,出错返回-1。
int sigismember（const sigset_t *set, int signo); //查找signo信号是否属于给定的信号集。
//如果信号在集合中，返回 1；如果不在集合中，返回 0；如果出错，返回 -1。

sigprocmask 更改block

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)。

#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

1.int how 如何更改

2.set 指向需要操作的信号集。

3.oset 用于存储原来的信号屏蔽字（可选）。

成功时返回 0，失败时返回 -1。

eg.

sigset_t set, oldset;
sigemptyset(&set);//初始化信号集 bit位全置0
sigaddset(&set, SIGINT);

// 在内核PCB中block中 阻塞 SIGINT 信号
sigprocmask(SIG_BLOCK, &set, &oldset);

// 恢复屏蔽字
sigprocmask(SIG_SETMASK, &oldset, NULL);

sigpending 读取未决信号集(pending)

#include <signal.h>

int sigpending(sigset_t *set);

set: 指向 sigset_t 类型的变量，用于存储当前进程的未决信号集。调用成功后，该变量将包含当前进程未决信号的集合。

如果调用成功，返回 0。出错，返回 -1，并将 errno 设置为具体的错误值。

补充：操作系统是如何运行的

1.硬件中断

当我们用键盘输入信息，操作系统怎么知道键盘要输入信息的？又是怎么知道其它外设有资源要处理呢？

1.中断触发。当外设准备好时，就会发起中断，每一个外设都对应一个中断号。(eg.键盘输入时会触发中断号1)

2.保存上下文。收到中断请求时，CPU会保护现场，暂停当前的程序执行，保存当前的执行状态（即程序计数器、寄存器等）。

3.查找中断向量。根据中断号，操作系统查找中断向量表，获取对应的中断处理程序地址，并执行对应方法。

4.恢复现场：中断处理完成后，恢复先前的执行状态（程序计数器、寄存器等），并继续执行被中断的程序。

2.时钟中断

现在我们知道了每当外设有资源要处理时，会通过中断的方式让CPU进行处理。但这和操作系统运行有什么关系呢？

其实有一个硬件时钟源，它会每隔很短的时间向操作系统发送中断，所以操作系统就会根据它的中断号来查找中断向量表，执行它对应的方法。但时钟源对应的中断服务就是进程调度。这样操作系统，就可以在硬件时钟的推动下，自动调度了。

因为时钟源会频繁向系统发送中断，这样会占用大量中断控制器资源，降低响应速度。所以一般把时钟源集成到CPU内部，减少中断传播延迟。

时钟源发送中断，引起的中断服务:进程调度并不意味着要进行进程切换。

比如说执行一个进程的时间片1s int count=1000，时钟源每隔1微秒中断一次，count--。当count==0时就意味着时间片耗尽，要切换下一个进程。

3.软件中断

上面都是因为硬件触发的中断，有没有因为软件来触发中断的？

eg.1.系统调用为了让操作系统支持系统调用，CPU也设计了对应的汇编指令(int 或者 syscall)，让CPU在内部触发中断逻辑。

2.缺页中断 /0 野指针操作

1.系统调用

int 0x80 是一种在 x86 架构（尤其是 32 位系统）中触发软件中断的指令，常用于执行系统调用（system call）。

int 触发一个中断，后面加中断号

0x80 作为中断号，在 32 位 x86 系统中约定为触发系统调用的入口。

1.int 0x80，触发软件中断。系统根据后面0x80中断号，在中断向量表中找到对应的处理程序。

2.再根据系统调用号作为下标查找系统调用表中的对应函数指针。

3.返回函数执行结果。

系统调用号哪来的？寄存器EAX中

在系统调用的过程中，把要调用的系统调用号写入寄存器EAX中

（系统调用参数一般也是通过寄存器传的返回值通常存放在寄存器中，如 EAX（32位架构）或 RAX（64位架构））

所以系统调用也是通过中断完成的