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Linux信号机制

发布时间:2019-06-04 02:44 来源:未知 编辑:admin

  【摘要】本文分析了Linux内核对于信号的实现机制和应用层的相关处理。首先介绍了软中断信号的本质及信号的两种不同分类方法尤其是不可靠信号的原理。接着分析了内核对于信号的处理流程包括信号的触发/注册/执行及注销等。最后介绍了应用层的相关处理,主要包括信号处理函数的安装、信号的发送、屏蔽阻塞等,最后给了几个简单的应用实例。

  软中断信号(signal,又简称为信号)用来通知进程发生了异步事件。在软件层次上是对中断机制的一种模拟,在原理上,一个进程收到一个信号与处理器收到一个中断请求可以说是一样的。信号是进程间通信机制中唯一的异步通信机制,一个进程不必通过任何操作来等待信号的到达,事实上,进程也不知道信号到底什么时候到达。进程之间可以互相通过系统调用kill发送软中断信号。内核也可以因为内部事件而给进程发送信号,通知进程发生了某个事件。信号机制除了基本通知功能外,还可以传递附加信息。

  第一种是类似中断的处理程序,对于需要处理的信号,进程可以指定处理函数,由该函数来处理。

  第三种方法是,对该信号的处理保留系统的默认值,这种缺省操作,对大部分的信号的缺省操作是使得进程终止。进程通过系统调用signal来指定进程对某个信号的处理行为。

  Linux信号机制基本上是从Unix系统中继承过来的。早期Unix系统中的信号机制比较简单和原始,信号值小于SIGRTMIN的信号都是不可靠信号。这就是不可靠信号的来源。它的主要问题是信号可能丢失。

  随着时间的发展,实践证明了有必要对信号的原始机制加以改进和扩充。由于原来定义的信号已有许多应用,不好再做改动,最终只好又新增加了一些信号,并在一开始就把它们定义为可靠信号,这些信号支持排队,不会丢失。

  信号值位于SIGRTMIN和SIGRTMAX之间的信号都是可靠信号,可靠信号克服了信号可能丢失的问题。Linux在支持新版本的信号安装函数sigation()以及信号发送函数sigqueue()的同时,仍然支持早期的signal()信号安装函数,支持信号发送函数kill()。

  信号的可靠与不可靠只与信号值有关,与信号的发送及安装函数无关。目前linux中的signal()是通过sigation()函数实现的,因此,即使通过signal()安装的信号,在信号处理函数的结尾也不必再调用一次信号安装函数。同时,由signal()安装的实时信号支持排队,同样不会丢失。

  对于目前linux的两个信号安装函数:signal()及sigaction()来说,它们都不能把SIGRTMIN以前的信号变成可靠信号(都不支持排队,仍有可能丢失,仍然是不可靠信号),而且对SIGRTMIN以后的信号都支持排队。这两个函数的最大区别在于,经过sigaction安装的信号都能传递信息给信号处理函数,而经过signal安装的信号不能向信号处理函数传递信息。对于信号发送函数来说也是一样的。

  早期Unix系统只定义了32种信号,前32种信号已经有了预定义值,每个信号有了确定的用途及含义,并且每种信号都有各自的缺省动作。如按键盘的CTRL ^C时,会产生SIGINT信号,对该信号的默认反应就是进程终止。后32个信号表示实时信号,等同于前面阐述的可靠信号。这保证了发送的多个实时信号都被接收。

  非实时信号都不支持排队,都是不可靠信号;实时信号都支持排队,都是可靠信号。

  对于一个完整的信号生命周期(从信号发送到相应的处理函数执行完毕)来说,可以分为三个阶段:

  信号事件的发生有两个来源:硬件来源(比如我们按下了键盘或者其它硬件故障);软件来源,最常用发送信号的系统函数是kill, raise, alarm和setitimer以及sigqueue函数,软件来源还包括一些非法运算等操作。

  (1) 与进程终止相关的信号。当进程退出,或者子进程终止时,发出这类信号。

  (2)与进程例外事件相关的信号。如进程越界,或企图写一个只读的内存区域(如程序正文区),或执行一个特权指令及其他各种硬件错误。

  (3) 与在系统调用期间遇到不可恢复条件相关的信号。如执行系统调用exec时,原有资源已经释放,而目前系统资源又已经耗尽。

  (4) 与执行系统调用时遇到非预测错误条件相关的信号。如执行一个并不存在的系统调用。

  (5)在用户态下的进程发出的信号。如进程调用系统调用kill向其他进程发送信号。

  (6)与终端交互相关的信号。如用户关闭一个终端,或按下break键等情况。

  C 缺省的动作是终止进程并进行内核映像转储(dump core),内核映像转储是指将进程数据在内存的映像和进程在内核结构中的部分内容以一定格式转储到文件系统,并且进程退出执行,这样做的好处是为程序员提供了方便,使得他们可以得到进程当时执行时的数据值,允许他们确定转储的原因,并且可以调试他们的程序。

  D 缺省的动作是停止进程,进入停止状况以后还能重新进行下去,一般是在调试的过程中(例如ptrace系统调用)

  在进程表的表项中有一个软中断信号域,该域中每一位对应一个信号。内核给一个进程发送软中断信号的方法,是在进程所在的进程表项的信号域设置对应于该信号的位。如果信号发送给一个正在睡眠的进程,如果进程睡眠在可被中断的优先级上,则唤醒进程;否则仅设置进程表中信号域相应的位,而不唤醒进程。如果发送给一个处于可运行状态的进程,则只置相应的域即可。

  第三个成员是进程中所有未决信号集,第一、第二个成员分别指向一个sigqueue类型的结构链(称之为未决信号信息链)的首尾,信息链中的每个sigqueue结构刻画一个特定信号所携带的信息,并指向下一个sigqueue结构:

  信号在进程中注册指的就是信号值加入到进程的未决信号集sigset_t signal(每个信号占用一位)中,并且信号所携带的信息被保留到未决信号信息链的某个sigqueue结构中。只要信号在进程的未决信号集中,表明进程已经知道这些信号的存在,但还没来得及处理,或者该信号被进程阻塞。

  当一个实时信号发送给一个进程时,不管该信号是否已经在进程中注册,都会被再注册一次,因此,信号不会丢失,因此,实时信号又叫做可靠信号。这意味着同一个实时信号可以在同一个进程的未决信号信息链中占有多个sigqueue结构(进程每收到一个实时信号,都会为它分配一个结构来登记该信号信息,并把该结构添加在未决信号链尾,即所有诞生的实时信号都会在目标进程中注册)。

  当一个非实时信号发送给一个进程时,如果该信号已经在进程中注册(通过sigset_t signal指示),则该信号将被丢弃,造成信号丢失。因此,非实时信号又叫做不可靠信号。这意味着同一个非实时信号在进程的未决信号信息链中,至多占有一个sigqueue结构。

  总之信号注册与否,与发送信号的函数(如kill()或sigqueue()等)以及信号安装函数(signal()及sigaction())无关,只与信号值有关(信号值小于SIGRTMIN的信号最多只注册一次,信号值在SIGRTMIN及SIGRTMAX之间的信号,只要被进程接收到就被注册)

  内核处理一个进程收到的软中断信号是在该进程的上下文中,因此,进程必须处于运行状态。当其由于被信号唤醒或者正常调度重新获得CPU时,在其从内核空间返回到用户空间时会检测是否有信号等待处理。如果存在未决信号等待处理且该信号没有被进程阻塞,则在运行相应的信号处理函数前,进程会把信号在未决信号链中占有的结构卸掉。

  对于非实时信号来说,由于在未决信号信息链中最多只占用一个sigqueue结构,因此该结构被释放后,应该把信号在进程未决信号集中删除(信号注销完毕);而对于实时信号来说,可能在未决信号信息链中占用多个sigqueue结构,因此应该针对占用sigqueue结构的数目区别对待:如果只占用一个sigqueue结构(进程只收到该信号一次),则执行完相应的处理函数后应该把信号在进程的未决信号集中删除(信号注销完毕)。否则待该信号的所有sigqueue处理完毕后再在进程的未决信号集中删除该信号。

  当所有未被屏蔽的信号都处理完毕后,即可返回用户空间。对于被屏蔽的信号,当取消屏蔽后,在返回到用户空间时会再次执行上述检查处理的一套流程。

  内核处理一个进程收到的信号的时机是在一个进程从内核态返回用户态时。所以,当一个进程在内核态下运行时,软中断信号并不立即起作用,要等到将返回用户态时才处理。进程只有处理完信号才会返回用户态,进程在用户态下不会有未处理完的信号。

  处理信号有三种类型:进程接收到信号后退出;进程忽略该信号;进程收到信号后执行用户设定用系统调用signal的函数。当进程接收到一个它忽略的信号时,进程丢弃该信号,就象没有收到该信号似的继续运行。如果进程收到一个要捕捉的信号,那么进程从内核态返回用户态时执行用户定义的函数。而且执行用户定义的函数的方法很巧妙,内核是在用户栈上创建一个新的层,该层中将返回地址的值设置成用户定义的处理函数的地址,这样进程从内核返回弹出栈顶时就返回到用户定义的函数处,从函数返回再弹出栈顶时,才返回原先进入内核的地方。这样做的原因是用户定义的处理函数不能且不允许在内核态下执行(如果用户定义的函数在内核态下运行的话,用户就可以获得任何权限)。

  如果进程要处理某一信号,那么就要在进程中安装该信号。安装信号主要用来确定信号值及进程针对该信号值的动作之间的映射关系,即进程将要处理哪个信号;该信号被传递给进程时,将执行何种操作。

  linux主要有两个函数实现信号的安装:signal()、sigaction()。其中signal()只有两个参数,不支持信号传递信息,主要是用于前32种非实时信号的安装;而sigaction()是较新的函数(由两个系统调用实现:sys_signal以及sys_rt_sigaction),有三个参数,支持信号传递信息,主要用来与 sigqueue() 系统调用配合使用,当然,sigaction()同样支持非实时信号的安装。sigaction()优于signal()主要体现在支持信号带有参数。

  第一个参数指定信号的值,第二个参数指定针对前面信号值的处理,可以忽略该信号(参数设为SIG_IGN);可以采用系统默认方式处理信号(参数设为SIG_DFL);也可以自己实现处理方式(参数指定一个函数地址)。

  传递给信号处理例程的整数参数是信号值,这样可以使得一个信号处理例程处理多个信号。

  其中信号SIGINT由按下Ctrl-C发出,信号SIGQUIT由按下Ctrl-发出。该程序执行的结果如下:

  sigaction函数用于改变进程接收到特定信号后的行为。该函数的第一个参数为信号的值,可以为除SIGKILL及SIGSTOP外的任何一个特定有效的信号(为这两个信号定义自己的处理函数,将导致信号安装错误)。第二个参数是指向结构sigaction的一个实例的指针,在结构sigaction的实例中,指定了对特定信号的处理,可以为空,进程会以缺省方式对信号处理;第三个参数oldact指向的对象用来保存返回的原来对相应信号的处理,可指定oldact为NULL。如果把第二、第三个参数都设为NULL,那么该函数可用于检查信号的有效性。

  第二个参数最为重要,其中包含了对指定信号的处理、信号所传递的信息、信号处理函数执行过程中应屏蔽掉哪些信号等等。

  1、联合数据结构中的两个元素_sa_handler以及*_sa_sigaction指定信号关联函数,即用户指定的信号处理函数。除了可以是用户自定义的处理函数外,还可以为SIG_DFL(采用缺省的处理方式),也可以为SIG_IGN(忽略信号)。

  2、由_sa_sigaction是指定的信号处理函数带有三个参数,是为实时信号而设的(当然同样支持非实时信号),它指定一个3参数信号处理函数。第一个参数为信号值,第三个参数没有使用,第二个参数是指向siginfo_t结构的指针,结构中包含信号携带的数据值,参数所指向的结构如下:

  前面在讨论系统调用sigqueue发送信号时,sigqueue的第三个参数就是sigval联合数据结构,当调用sigqueue时,该数据结构中的数据就将拷贝到信号处理函数的第二个参数中。这样,在发送信号同时,就可以让信号传递一些附加信息。信号可以传递信息对程序开发是非常有意义的。

  3、sa_mask指定在信号处理程序执行过程中,哪些信号应当被阻塞。缺省情况下当前信号本身被阻塞,防止信号的嵌套发送,除非指定SA_NODEFER或者SA_NOMASK标志位。

  注:请注意sa_mask指定的信号阻塞的前提条件,是在由sigaction()安装信号的处理函数执行过程中由sa_mask指定的信号才被阻塞。

  4、sa_flags中包含了许多标志位,包括刚刚提到的SA_NODEFER及SA_NOMASK标志位。另一个比较重要的标志位是SA_SIGINFO,当设定了该标志位时,表示信号附带的参数可以被传递到信号处理函数中,因此,应该为sigaction结构中的sa_sigaction指定处理函数,而不应该为sa_handler指定信号处理函数,否则,设置该标志变得毫无意义。即使为sa_sigaction指定了信号处理函数,如果不设置SA_SIGINFO,信号处理函数同样不能得到信号传递过来的数据,在信号处理函数中对这些信息的访问都将导致段错误(Segmentation fault)。

  该系统调用可以用来向任何进程或进程组发送任何信号。参数pid的值为信号的接收进程

  Sinno是信号值,当为0时(即空信号),实际不发送任何信号,但照常进行错误检查,因此,可用于检查目标进程是否存在,以及当前进程是否具有向目标发送信号的权限(root权限的进程可以向任何进程发送信号,非root权限的进程只能向属于同一个session或者同一个用户的进程发送信号)。

  Kill()最常用于pid0时的信号发送。该调用执行成功时,返回值为0;错误时,返回-1,并设置相应的错误代码errno。下面是一些可能返回的错误代码:

  ESRCH:参数pid指定的进程或进程组不存在。注意,在进程表项中存在的进程,可能是一个还没有被wait收回,但已经终止执行的僵死进程。

  EPERM:进程没有权力将这个信号发送到指定接收信号的进程。因为,一个进程被允许将信号发送到进程pid时,必须拥有root权力,或者是发出调用的进程的UID 或EUID与指定接收的进程的UID或保存用户ID(savedset-user-ID)相同。如果参数pid小于-1,即该信号发送给一个组,则该错误表示组中有成员进程不能接收该信号。

  sigqueue()是比较新的发送信号系统调用,主要是针对实时信号提出的(当然也支持前32种),支持信号带有参数,与函数sigaction()配合使用。

  sigqueue的第一个参数是指定接收信号的进程ID,第二个参数确定即将发送的信号,第三个参数是一个联合数据结构union sigval,指定了信号传递的参数,即通常所说的4字节值。

  sigqueue()比kill()传递了更多的附加信息,但sigqueue()只能向一个进程发送信号,而不能发送信号给一个进程组。如果signo=0,将会执行错误检查,但实际上不发送任何信号,0值信号可用于检查pid的有效性以及当前进程是否有权限向目标进程发送信号。

  在调用sigqueue时,sigval_t指定的信息会拷贝到对应sig 注册的3参数信号处理函数的siginfo_t结构中,这样信号处理函数就可以处理这些信息了。由于sigqueue系统调用支持发送带参数信号,所以比kill()系统调用的功能要灵活和强大得多。

  系统调用alarm安排内核为调用进程在指定的seconds秒后发出一个SIGALRM的信号。如果指定的参数seconds为0,则不再发送 SIGALRM信号。后一次设定将取消前一次的设定。该调用返回值为上次定时调用到发送之间剩余的时间,或者因为没有前一次定时调用而返回0。

  注意,在使用时,alarm只设定为发送一次信号,如果要多次发送,就要多次使用alarm调用。

  现在的系统中很多程序不再使用alarm调用,而是使用setitimer调用来设置定时器,用getitimer来得到定时器的状态,这两个调用的声明格式如下:

  该系统调用给进程提供了三个定时器,它们各自有其独有的计时域,当其中任何一个到达,就发送一个相应的信号给进程,并使得计时器重新开始。三个计时器由参数which指定,如下所示:

  TIMER_REAL:按实际时间计时,计时到达将给进程发送SIGALRM信号。

  ITIMER_VIRTUAL:仅当进程执行时才进行计时。计时到达将发送SIGVTALRM信号给进程。

  ITIMER_PROF:当进程执行时和系统为该进程执行动作时都计时。与ITIMER_VIR-TUAL是一对,该定时器经常用来统计进程在用户态和内核态花费的时间。计时到达将发送SIGPROF信号给进程。

  在setitimer 调用中,参数ovalue如果不为空,则其中保留的是上次调用设定的值。定时器将it_value递减到0时,产生一个信号,并将it_value的值设定为it_interval的值,然后重新开始计时,如此往复。当it_value设定为0时,计时器停止,或者当它计时到期,而it_interval 为0时停止。调用成功时,返回0;错误时,返回-1,并设置相应的错误代码errno:

  下面是关于setitimer调用的一个简单示范,在该例子中,每隔一秒发出一个SIGALRM,每隔0.5秒发出一个SIGVTALRM信号:

  向进程发送SIGABORT信号,默认情况下进程会异常退出,当然可定义自己的信号处理函数。即使SIGABORT被进程设置为阻塞信号,调用abort()后,SIGABORT仍然能被进程接收。该函数无返回值。

  向进程本身发送信号,参数为即将发送的信号值。调用成功返回 0;否则,返回 -1。

  信号集用来描述信号的集合,每个信号占用一位。Linux所支持的所有信号可以全部或部分的出现在信号集中,主要与信号阻塞相关函数配合使用。下面是为信号集操作定义的相关函数:

  每个进程都有一个用来描述哪些信号递送到进程时将被阻塞的信号集,该信号集中的所有信号在递送到进程后都将被阻塞。下面是与信号阻塞相关的几个函数:

  sigprocmask()函数能够根据参数how来实现对信号集的操作,操作主要有三种:

  SIG_UNBLOCK 如果进程阻塞信号集中包含set指向信号集中的信号,则解除对该信号的阻塞

  sigpending(sigset_t *set))获得当前已递送到进程,却被阻塞的所有信号,在set指向的信号集中返回结果。

  sigsuspend(const sigset_t *mask))用于在接收到某个信号之前, 临时用mask替换进程的信号掩码, 并暂停进程执行,直到收到信号为止。sigsuspend 返回后将恢复调用之前的信号掩码。信号处理函数完成后,进程将继续执行。该系统调用始终返回-1,并将errno设置为EINTR。

  linux下的信号应用并没有想象的那么恐怖,程序员所要做的最多只有三件事情:

  实际上,对有些信号来说,只要安装信号就足够了(信号处理方式采用缺省或忽略)。其他可能要做的无非是与信号集相关的几种操作。

  实现一个信号接收程序sigreceive(其中信号安装由sigaction())。

  说明,命令行参数为信号值,后台运行sigreceive signo &,可获得该进程的ID,假设为pid,然后再另一终端上运行kill -s signo pid验证信号的发送接收及处理。同时,可验证信号的排队问题。

  这个例子中,信号实现了附加信息的传递,信号究竟如何对这些信息进行处理则取决于具体的应用。

  注:实例2的两个例子侧重点在于用信号来传递信息,目前关于在linux下通过信号传递信息的实例非常少,倒是Unix下有一些,但传递的基本上都是关于传递一个整数

  编译该程序,并以后台方式运行。在另一终端向该进程发送信号(运行kill -s 42 pid,SIGRTMIN+10为42),查看结果可以看出几个关键函数的运行机制,信号集相关操作比较简单。

  在Linux中,信号是进程间通讯的一种方式,它采用的是异步机制。当信号发送到某个进程中时,操作系统会中断该进程的正常流程,并进入相应的信号处理函数执行操作,完成后再回到中断的地方继续执行。

  需要说明的是,信号只是用于通知进程发生了某个事件,除了信号本身的信息之外,并不具备传递用户数据的功能。

  每个信号都有自己的响应动作,当接收到信号时,进程会根据信号的响应动作执行相应的操作,信号的响应动作有以下几种:

  用户可以通过signal或sigaction函数修改信号的响应动作(也就是常说的“注册信号”,在文章的后面会举例说明)。另外,在多线程中,各线程的信号响应动作都是相同的,不能对某个线程设置独立的响应动作。

  注意:列表中有的信号有三个值,这是因为部分信号的值和CPU架构有关,这些信号的值在不同架构的CPU中是不同的,三个值的排列顺序为:1,Alpha/Sparc;2,x86/ARM/Others;3,MIPS。

  例如SIGSTOP这个信号,它有三种可能的值,分别是17、19、23,其中第一个值(17)是用在Alpha和Sparc架构中,第二个值(19)用在x86、ARM等其它架构中,第三个值(23)则是用在MIPS架构中的。

  我们知道,函数运行在用户态,当遇到系统调用、中断或是异常的情况时,程序会进入内核态。信号涉及到了这两种状态之间的转换,过程可以先看一下下面的示意图:

  接下来围绕示意图,将信号分成接收、检测和处理三个部分,逐一讲解每一步的处理流程。

  接收信号的任务是由内核代理的,当内核接收到信号后,会将其放到对应进程的信号队列中,同时向进程发送一个中断,使其陷入内核态。

  信号处理函数是运行在用户态的,调用处理函数前,内核会将当前内核栈的内容备份拷贝到用户栈上,并且修改指令寄存器(eip)将其指向信号处理函数。

  信号处理函数执行完成后,还需要返回内核态,检查是否还有其它信号未处理。如果所有信号都处理完成,就会将内核栈恢复(从用户栈的备份拷贝回来),同时恢复指令寄存器(eip)将其指向中断前的运行位置,最后回到用户态继续执行进程。

  至此,一个完整的信号处理流程便结束了,如果同时有多个信号到达,上面的处理流程会在第2步和第3步骤间重复进行。

  函数功能是向特定的进程发送信号,其中参数pid为进程号,sig为信号值。

  另外,当sig值为零时,实际不发送任何信号,但函数返回值依然有效,可以用于检查进程是否存在。

  等待信号的过程,其实就是将当前进程(线程)暂停,直到有信号发到当前进程(线程)上并被捕获,函数有pause和sigsuspend。

  该函数调用后,调用者(进程或线程)会进入睡眠(Sleep)状态,直到捕获到(任意)信号为止。该函数的返回值始终为-1,并且调用结束后,错误代码(errno)会被置为EINTR。

  sigsuspend函数:将进程(或线程)转入睡眠状态,直到接收到特定信号

  该函数调用后,会将进程的信号掩码临时修改(参数mask),然后暂停进程,直到收到符合条件的信号为止,函数返回前会将调用前的信号掩码恢复。该函数的返回值始终为-1,并且调用结束后,错误代码(errno)会被置为EINTR。

  用户可以自己重新定义某个信号的处理方式,即前面提到的修改信号的默认响应动作,也可以理解为对信号的注册,可以通过signal或sigaction函数进行,这里以signal函数举例说明。

  第一个参数signum是信号值,可以从前面的信号列表中查到,第二个参数handler为处理函数,通过回调方式在信号触发时调用。

  例子中,将SIGINT信号(Ctrl+C触发)的动作接管(打印提示信息),程序运行后,按下Ctrl+C,命令行输出如下:

  进程收到SIGINT信号后,触发响应动作,将提示信息打印出来,然后从暂停的地方继续运行。这里需要注意的是,因为我们修改了SIGINT信号的响应动作(只打印信息,不做进程退出处理),所以我们按下Ctrl+C后,程序并没有直接退出,而是继续运行并将Process Continue.打印出来,直至程序正常结束。

  什么是异步通知:很简单,一旦设备准备好,就主动通知应用程序,这种情况下应用程序就不需要查询设备状态, 特像硬件上常提的“中断的概念”。 比较准确的说法其实应该叫做“信号驱动的异步I/O”,信号是在软件层次上对中断机制的一种模拟。阻塞I/O意味着一直等待设备可访问再访问,非阻塞I/O意味着使用poll()来查询是否可访问,而异步通知则意味着设备通知应用程序自身可访问。(希望用这么一句话能表达我的意思)

  我认为异步机制是一种理念,并不是某一种具体实现,同步/异步的核心理解应该是如何获取消息的问题,你自身(在计算机中当然是进程本身了)亲自去获取消息,那么就是同步机制,但是如果别人使用某种方式通知你某一个消息,那么你采用的就是异步机制。内核中使用到异步机制的大概有:信号,这是一种进程间通信的异步机制;epoll,这是一种高效处理IO的异步通信机制。也就是从通信和IO两个方面通过不同的方式使用了异步机制。(可能还有别的,暂时不知道)

  软中断信号(signal,又简称为信号)用来通知进程发生了异步事件。在软件层次上是对中断机制的一种模拟,在原理上,一个进程收到一个信号与处理器收到一个中断请求可以说是一样的。信号是进程间通信机制中唯一的异步通信机制,一个进程不必通过任何操作来等待信号的到达,事实上,进程也不知道信号到底什么时候到达。进程之间可以互相通过系统调用kill发送软中断信号。内核也可以因为内部事件而给进程发送信号,通知进程发生了某个事件。信号机制除了基本通知功能外,还可以传递附加信息。

  第一种是类似中断的处理程序,对于需要处理的信号,进程可以指定处理函数,由该函数来处理。

  第三种方法是,对该信号的处理保留系统的默认值,这种缺省操作,对大部分的信号的缺省操作是使得进程终止。进程通过系统调用signal来指定进程对某个信号的处理行为。

  在进程表的表项中有一个软中断信号域,该域中每一位对应一个信号,当有信号发送给进程时,对应位置位。由此可以看出,进程对不同的信号可以同时保留,但对于同一个信号,进程并不知道在处理之前来过多少个。

  Linux信号机制基本上是从Unix系统中继承过来的。早期Unix系统中的信号机制比较简单和原始,信号值小于SIGRTMIN的信号都是不可靠信号。这就是不可靠信号的来源。它的主要问题是信号可能丢失。

  随着时间的发展,实践证明了有必要对信号的原始机制加以改进和扩充。由于原来定义的信号已有许多应用,不好再做改动,最终只好又新增加了一些信号,并在一开始就把它们定义为可靠信号,这些信号支持排队,不会丢失。

  信号值位于SIGRTMIN和SIGRTMAX之间的信号都是可靠信号,可靠信号克服了信号可能丢失的问题。Linux在支持新版本的信号安装函数sigation()以及信号发送函数sigqueue()的同时,仍然支持早期的signal()信号安装函数,支持信号发送函数kill()。

  信号的可靠与不可靠只与信号值有关,与信号的发送及安装函数无关。目前linux中的signal()是通过sigation()函数实现的,因此,即使通过signal()安装的信号,在信号处理函数的结尾也不必再调用一次信号安装函数。同时,由signal()安装的实时信号支持排队,同样不会丢失。

  对于目前linux的两个信号安装函数:signal()及sigaction()来说,它们都不能把SIGRTMIN以前的信号变成可靠信号(都不支持排队,仍有可能丢失,仍然是不可靠信号),而且对SIGRTMIN以后的信号都支持排队。这两个函数的最大区别在于,经过sigaction安装的信号都能传递信息给信号处理函数,而经过signal安装的信号不能向信号处理函数传递信息。对于信号发送函数来说也是一样的。

  早期Unix系统只定义了32种信号,前32种信号已经有了预定义值,每个信号有了确定的用途及含义,并且每种信号都有各自的缺省动作。如按键盘的CTRL ^C时,会产生SIGINT信号,对该信号的默认反应就是进程终止。后32个信号表示实时信号,等同于前面阐述的可靠信号。这保证了发送的多个实时信号都被接收。

  非实时信号都不支持排队,都是不可靠信号;实时信号都支持排队,都是可靠信号。

  在目的进程中安装该信号。即是设置捕获该信号时进程进程该执行的操作码。采用signal();sigaction()系统调用来实现。

  信号被某个进程产生,同时设置该信号的目的进程(使用pid),之后交给操作系统进行管理。采用kill()、arise()、alarm()等系统调用来实现。

  信号在目的进程被注册。信号被添加进进程的PCB(task_struct)中相关的数据结构里未决信号的数据成员。信号在进程中注册就是把信号值加入到进程的未决信号集里。并且,信号携带的其他信息被保留到未决信的队列的某个sigqueue结构中。

  信号在进程中注销。在执行信号处理函数前,要把信号在进程中注销。对于非实时信号(不可靠信号),其在信号未决信号信息链中最多只有一个sigqueue结构,因此该结构被释放后,相应的信号要在未决信号集删除。而实时信号(可靠信号),如果有多个sigqueue,则不会把信号从进程的未决信号集中删除。

  信号生命的终结。进程终止当前的工作,保护上下文,执行信号处理函数,之后回复。如果内核是可抢占的,那么还需要调度。

  上 一节中介绍了信号的基本概念,在这一节中,我们将介绍内核如何实现信号机制。即内核如何向一个进程发送信号、进程如何接收一个信号、进程怎样控制自己对信 号的反应、内核在什么时机处理和怎样处理进程收到的信号。还要介绍一下setjmp和longjmp在信号中起到的作用。

  内核给一个进程发送软中断信号的方法,是在进程所在的进程表项的信号域设置对应于该信号的位。这里要补充的是,如果信号发送给一个正在睡眠的进程,那么要看 该进程进入睡眠的优先级,如果进程睡眠在可被中断的优先级上,则唤醒进程;否则仅设置进程表中信号域相应的位,而不唤醒进程。这一点比较重要,因为进程检 查是否收到信号的时机是:一个进程在即将从内核态返回到用户态时;或者,在一个进程要进入或离开一个适当的低调度优先级睡眠状态时。

  第三个成员是进程中所有未决信号集,第一、第二个成员分别指向一个sigqueue类型的结构链(称之为未决信号信息链)的首尾,信息链中的每个sigqueue结构刻画一个特定信号所携带的信息,并指向下一个sigqueue结构:

  信号在进程中注册指的就是信号值加入到进程的未决信号集sigset_t signal(每个信号占用一位)中,并且信号所携带的信息被保留到未决信号信息链的某个sigqueue结构中。只要信号在进程的未决信号集中,表明进程已经知道这些信号的存在,但还没来得及处理,或者该信号被进程阻塞。

  当一个实时信号发送给一个进程时,不管该信号是否已经在进程中注册,都会被再注册一次,因此,信号不会丢失,因此,实时信号又叫做可靠信号。这意味着同一个实时信号可以在同一个进程的未决信号信息链中占有多个sigqueue结构(进程每收到一个实时信号,都会为它分配一个结构来登记该信号信息,并把该结构添加在未决信号链尾,即所有诞生的实时信号都会在目标进程中注册)。

  当一个非实时信号发送给一个进程时,如果该信号已经在进程中注册(通过sigset_t signal指示),则该信号将被丢弃,造成信号丢失。因此,非实时信号又叫做不可靠信号。这意味着同一个非实时信号在进程的未决信号信息链中,至多占有一个sigqueue结构。

  总之信号注册与否,与发送信号的函数(如kill()或sigqueue()等)以及信号安装函数(signal()及sigaction())无关,只与信号值有关(信号值小于SIGRTMIN的信号最多只注册一次,信号值在SIGRTMIN及SIGRTMAX之间的信号,只要被进程接收到就被注册)

  内核处理一个进程收到的信号的时机是在一个进程从内核态返回用户态时。所以,当一个进程在内核态下运行时,软中断信号并不立即起作用,要等到将返回用户态时才处理。进程只有处理完信号才会返回用户态,进程在用户态下不会有未处理完的信号。

  内核处理一个进程收到的软中断信号是在该进程的上下文中,因此,进程必须处于运行状态。前面介绍概念的时候讲过,处理信号有三种类型:进程接收到信号后退 出;进程忽略该信号;进程收到信号后执行用户设定用系统调用signal的函数。当进程接收到一个它忽略的信号时,进程丢弃该信号,就象没有收到该信号似 的继续运行。如果进程收到一个要捕捉的信号,那么进程从内核态返回用户态时执行用户定义的函数。而且执行用户定义的函数的方法很巧妙,内核是在用户栈上创 建一个新的层,该层中将返回地址的值设置成用户定义的处理函数的地址,这样进程从内核返回弹出栈顶时就返回到用户定义的函数处,从函数返回再弹出栈顶时, 才返回原先进入内核的地方。这样做的原因是用户定义的处理函数不能且不允许在内核态下执行(如果用户定义的函数在内核态下运行的话,用户就可以获得任何权 限)。

  对于非实时信号来说,由于在未决信号信息链中最多只占用一个sigqueue结构,因此该结构被释放后,应该把信号在进程未决信号集中删除(信号注销完毕);而对于实时信号来说,可能在未决信号信息链中占用多个sigqueue结构,因此应该针对占用sigqueue结构的数目区别对待:如果只占用一个sigqueue结构(进程只收到该信号一次),则执行完相应的处理函数后应该把信号在进程的未决信号集中删除(信号注销完毕)。否则待该信号的所有sigqueue处理完毕后再在进程的未决信号集中删除该信号。

  当所有未被屏蔽的信号都处理完毕后,即可返回用户空间。对于被屏蔽的信号,当取消屏蔽后,在返回到用户空间时会再次执行上述检查处理的一套流程。

  第一,在一些系统中,当一个进程处理完中断信号返回用户态之前,内核清除用户区中设 定的对该信号的处理例程的地址,即下一次进程对该信号的处理方法又改为默认值,除非在下一次信号到来之前再次使用signal系统调用。这可能会使得进程 在调用signal之前又得到该信号而导致退出。在BSD中,内核不再清除该地址。但不清除该地址可能使得进程因为过多过快的得到某个信号而导致堆栈溢 出。为了避免出现上述情况。在BSD系统中,内核模拟了对硬件中断的处理方法,即在处理某个中断时,阻止接收新的该类中断。

  第二个要 引起注意的是,如果要捕捉的信号发生于进程正在一个系统调用中时,并且该进程睡眠在可中断的优先级上,这时该信号引起进程作一次longjmp,跳出睡眠 状态,返回用户态并执行信号处理例程。当从信号处理例程返回时,进程就象从系统调用返回一样,但返回了一个错误代码,指出该次系统调用曾经被中断。这要注 意的是,BSD系统中内核可以自动地重新开始系统调用。

  第三个要注意的地方:若进程睡眠在可中断的优先级上,则当它收到一个要忽略的信号时,该进程被唤醒,但不做longjmp,一般是继续睡眠。但用户感觉不到进程曾经被唤醒,而是象没有发生过该信号一样。

  第四个要注意的地方:内核对子进程终止(SIGCLD)信号的处理方法与其他信号有所区别。当进程检查出收到了一个子进程终止的信号时,缺省情况下,该进程 就象没有收到该信号似的,如果父进程执行了系统调用wait,进程将从系统调用wait中醒来并返回wait调用,执行一系列wait调用的后续操作(找 出僵死的子进程,释放子进程的进程表项),然后从wait中返回。SIGCLD信号的作用是唤醒一个睡眠在可被中断优先级上的进程。如果该进程捕捉了这个 信号,就象普通信号处理一样转到处理例程。如果进程忽略该信号,那么系统调用wait的动作就有所不同,因为SIGCLD的作用仅仅是唤醒一个睡眠在可被 中断优先级上的进程,那么执行wait调用的父进程被唤醒继续执行wait调用的后续操作,然后等待其他的子进程。

  如果一个进程调用signal系统调用,并设置了SIGCLD的处理方法,并且该进程有子进程处于僵死状态,则内核将向该进程发一个SIGCLD信号。

  前面在介绍信号处理机制时,多次提到了setjmp和longjmp,但没有仔细说明它们的作用和实现方法。这里就此作一个简单的介绍。

  在 介绍信号的时候,我们看到多个地方要求进程在检查收到信号后,从原来的系统调用中直接返回,而不是等到该调用完成。这种进程突然改变其上下文的情况,就是 使用setjmp和longjmp的结果。setjmp将保存的上下文存入用户区,并继续在旧的上下文中执行。这就是说,进程执行一个系统调用,当因为资 源或其他原因要去睡眠时,内核为进程作了一次setjmp,如果在睡眠中被信号唤醒,进程不能再进入睡眠时,内核为进程调用longjmp,该操作是内核 为进程将原先setjmp调用保存在进程用户区的上下文恢复成现在的上下文,这样就使得进程可以恢复等待资源前的状态,而且内核为setjmp返回1,使 得进程知道该次系统调用失败。这就是它们的作用。

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