Linux进程信号保存/操作系统运行原理
知识补充：
系统调用：pause(); 该函数可以等待发出信号
signal：可以进行信号捕捉
其中，信号捕捉分为三点：
1，默认
2，忽略
3，自定义
默认和忽略系统中给我们提供了具体调用方法：
默认：SIG_DFL
自定义：SIG_IGN
信号相关的其他概念
1，实际执行信号的处理动作称为信号递达
2，信号从产生到递达之间的状态叫做信号未决
3，进程可以选择阻塞某个信号
（信号产生之后会对阻塞的目标信号进行pending，永远不递达，除非我们解除阻塞）
4，被阻塞的信号产生时会一直处于未决状态，直到解除阻塞状态，信号才能执行递达的动作。
5，注意，忽略和阻塞是不同的，只要信号被阻塞就不会被递达，而忽略是递达之后可选的一种处理动作。
进程如何完成进程保存的
在task_struct中维护着三张表，分别叫block，pending，handler
pending
pending表本质就是位图（1-31）
含义：
1，比特位位置代表信号编号。
2，比特位内容 0/1 代表是否收到对应的信号。
pending位图就是当前进程收到的信号列表
handler
handler表本质其实是一个函数指针列表，信号编号-1就是函数指针数组的下标
所以，signal(2,handler)中2就是去找下标，handler就是去修改数组内的内容
这也就是为什么signal改一次之后，后面的内容都会变成自定义内容。
block
block表其实本质也是一张位图，也是维护1-31的内容
含义：
1，比特位位置代表信号编号
2，比特位内容0/1代表是否阻塞，屏蔽特定信号，决定了pending是否可以访问handler表。
我们可以提前屏蔽，屏蔽课收到信号两者毫无关系。
所以，要看某个信号是否要被处理，我们可以横着看：
如果block里值为1，pending值为1，就不递达
如果block里值为零，pending值为0，也不做处理
如果block里值为0，pending值为1，就会对信号进行处理：
信号集操作函数
sigset_t
这是系统封装的pending/block的数据类型，可对其内容进行改变，但是修改内容涉及位图的操作，容易产生失误，所以系统也提供了余其他函数来对sigset_t进行操作：
sigemptyset:可以将位图初始化为全0
sigfillset：可以将位初始化为全1
sigaddset：可以将signum信号添加到set中
sigdelset：可以将特定信号删除
sigismember：可以判断signum信号是否在set里
sigprocmask
该函数可以读或者该进程信号的屏蔽字：
其中，how代表用什么方式进行修改，系统提供了三种函数来供我们使用：
其中第三个参数是可以拷贝一份老的数据出来做备份的。
sigpending
sigpending的参数属于输出型参数，可以获取pending信号集
代码演示
接下来将用代码的方式来混用上面的函数，以便大家理解：
1，对2号信号进行屏蔽
2，如何获取pending表
3，如何解除屏蔽？
可以使用之前备份的oblock来进行备份：
代码如下：
可以看到，当我们解除了二号信号屏蔽，系统就会执行二号信号，二号信号默认行为是退出，如何我们没对信号进行捕捉，所以进程就会退出。
信号捕捉
在主函数因为中断，异常或系统调用将进入内核处理，处理完后可以递送的信号，字给到信号处理，如果信号处理为忽略或者默认就回到主流程，如果是自定义就会调用用户自定义函数，如何在进到内核流程中被中断的地方继续执行。
os运行状态
1，用户态---我自己写的代码
2，内核态---执行os代码
所以信号捕捉流程：
os是怎么运行的
1，硬件中断
在图中左侧有各种各样的外设，当他们的内容准备就绪时，就会通知中断控制器，通知cpu，cpu知道中断之后会回来获取中断号，如何去os根据中断号在中断向量表中找对应的方法并执行，当执行完毕之后会恢复现场并持续刚刚的工作。
2，时钟中断
此中断会一直推进os的调度，在当代设备中，有一个时钟源会一直给os发送时钟中断，而这个时钟源现在在cpu中，如果在外设的话就太慢了，而时钟源发送的频率称为主频，主频越高代表cpu利用效率越高，调用os的次数就越多，cpu也越贵。
此时我们知道，os是基于中断向量表工作的，cpu中时钟源会不断地推进os的运行
os这样就可以之间躺平，要什么就去向量表拿。
3，软件中断
除了上面说的硬件中断，还有软件中断，cpu用和汇编可以让cpu内部促发中断逻辑
4，什么是时间片？
就是时钟中断时固定的发过来：1纳秒
task_struct
{
int count = 1000;
count--;
if(count == 0);---
}
时间片本质就是一个计数器，当count==0时，就进行进程切换。
内核页表
一个进程中除了有用户页表，也有一个内核页表：
在每一个进程中，用户页表每个进程互不影响，相互独立，但是在所有进程中，内核页表整个系统就只有一个，所以无论进程怎么调用调度，都能找到同一个os。