进程信号~信号的产生

💬之前学习的进程间通信的管道、共享内存等机制，它们主要用于进程间的数据传输。但有没有一种更轻量级的通信方式，可以让一个进程"通知"另一个进程发生了某个事件呢？答案是信号！信号是Linux中最古老、最经典的进程间通信方式，也是理解操作系统运行机制的重要窗口。

信号的概念

首先，我们要明确：信号和信号量毫无关系。

接下来的顺序：信号的产生(4个方式)、保存(3张表)、处理

信号产生的方式：

1. 键盘产生信号

信号编号确实是用宏定义的，比如#define SIGINT 2

• 进程收到信号之后，在合适的时候会处理，有3种处理方式：
  1.默认的处理动作；
  2.自定义信号处理动作；又叫做信号捕捉
  3.忽略处理

• 大部分进程收到信号都会默认终止自身（即相当一部分进程都会采用默认处理的动作：让自己终止，执行信号），只有少数信号默认动作是忽略、暂停、继续、转储核心等。

• 可以使用该函数，更改默认处理动作

这一个过程又叫做：自定义捕捉

• 前台进程&后台进程

• 查看所有的后台进程：jobs（可以看到后台进程的编号）

• 把（后台特定进程）提到（前台）：fg 任务号

• 一个进程一旦被ctrl + z，就被暂停了，提到后台

• 让暂停的后台进程恢复运行：bg 任务号

• 1~31信号产生之后，并不是立即处理，所以进程需要把信号记录下来。但是记录到哪里？如何记录？发送信号的本质又是什么？

• 该信号是发给进程的，所以会记录到PCB描述结构体(struct task_struct{})中，用整数unsigned int sigs的位图结构来记录信号，毕竟信号不止一个
  

struct task_struct{}是操作系统内的数据结构对象，只能由操作系统来修改位图（本质是修改内核的数据），所以发送信号(修改位图)，只能由OS发送！！

为了能够支撑我们向目标进程发送信号，OS需要提供发送信号的系统调用（kill就是C语言写的程序，底层调用了系统调用的接口，来完成发送信号的任务）

发送信号 = 内核修改目标进程的信号位图（发送信号的本质：其实是让OS修改位图）

流程：
1.内核找到目标进程
2.把进程信号位图里对应比特位 置为1
3.进程下次从内核态切回用户态时，扫描位图、执行信号处理函数

• 信号 vs 通信IPC
  通信是进程间的通信，传递数据:在进程和进程之间，通知信息:从一个用户到另一个用户
  信号机制本质是OS和进程之间的关系，真正的写数据交互是OS给目标进程写的，写数据交给写到数据结构里(不是缓冲区)

信号是人通过OS给进程发信号。IPC是进程和进程之间。

广义来说，信号也可以理解为通信范畴，信号也是某种事件的通知机制（不是以传递数据为目的）

• 有一个信号，禁止被自定义捕捉:signal kill，9号和19号信号，无法被自定义捕捉
• 如果除了kill，剩下都被自定义捕捉，杀掉进程，首先知道进程的id（ps ajx | grep 可执行程序名字），然后再kill -9 pid

2. 系统调用（也可以向目标进程发送信号）

用户进程通过系统调用请求内核代为发送信号

1. 给任意进程发送任意信号：kill)
   接口：int kill(pid_t pid, int sig);给指定 PID 的进程发送信号

2. 系统调用(自己给自己发信号：raise
   接口：int raise(int sig);
raise(sig);等价于kill(getpid(), sig);
   调用内核接口，修改当前进程自身的信号位图，对应信号位直接置 1。

3. abort()是强制终止当前进程的函数，它会发送 6 号信号：SIGABRT给当前进程。执行时会先撤销该信号所有自定义捕捉函数、恢复为默认处理方式，要求进程必须处理这个信号，SIGABRT 不能被忽略！不能被阻塞！必须处理！

3. 通过异常产生信号(硬件异常)

1. 异常 ->崩掉的常见情况：除零，野指针
2. 一旦程序(运行就是进程)产生异常，发生错误，进程就会收到信号，进而崩掉
3. 一个进程收到信号的本质:是OS修改进程PCB中的位图结构，所以发信号永远是OS（代码犯错，OS发）

信号，都是由操作系统发送的。（程序出错误了—>OS发现进程出错了—>出错的类型—>根据类型发送信号）

4. 还有一个问题，OS如何发现进程出错？
   以除零为例，除零操作在CPU上进行，CPU上有各种寄存器，有一种状态寄存器(标志寄存器EFLAGS)，是32/64个比特位，其有一个比特位是用来记录，CPU在当前计算时，数据是否溢出

5. 那OS怎么知道计算出问题了?
   CPU是硬件，OS是软硬件资源的管理者，它能识别到硬件出错，然后发现计算是溢出的。而寄存器保存的是进程上下文以及struct_task，然后识别到哪一个进程出错，然后发现你是数据溢出，转而给进程发送8号信号

6. 那OS如何发现野指针这个错误的呢？
   拿着野指针访问0号地址，但是在页表中并没有对它的映射关系，无法映射到内存当中，CPU拿到的都是虚拟地址，CPU中存在一个CR3寄存器，保存当前进程对应的页表的物理地址，在CPU中集成了一种硬件单元MMU。

寻址：将虚拟地址交给MMU，讲CR3里的内容也交给MMU，接着做地址转换。如果转化失败，MMU硬件报错，OS作为软硬件资源的管理者，给当前进程发送11号信号

4. 软件条件

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（默认处理动作是终止当前进程，如果显式设置了处理函数，内核才会转而执行你写的回调函数；不设置就直接忽略）

unsignedintalarm(unsignedintseconds);

1. 有一种软件条件是alarm系统调用（闹钟超时之后，向目标进程发送信号的方式，成为软件条件）

闹钟alarm()设定秒数，时间到内核主动发送SIGALRM信号，这种靠软件计时触发发信号的形式，就叫做软件条件产生信号。

2. 返回值：是0或者是以前设定的闹钟时间还余下的秒数
3. 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

两个进程基于管道进行通信，写端在写，但读端关闭，再写进程就被OS终止了。管道是文件，是缓冲区，它们是软件概念，当软件条件不具备，OS会发送SIGPIPE信号

简单快速理解系统闹钟

1. 进程是被OS调度的，那谁调度OS呢？

外部刺激让OS不断去运行，拿掉外部刺激OS就会一直pause暂停

进程由操作系统调度运行，操作系统本身是陷入暂停停滞状态（pause），依靠硬件时钟中断这个外部刺激持续运转，触发时钟中断才会去执行任务。没有任务，则pause暂停

系统中每个进程都能调用alarm设置专属闹钟，操作系统遵循先描述、后组织的内核管理思想，用专属内核数据结构来描述闹钟信息，再统一排队组织管理，创建闹钟本质就是在内核中新建对应的闹钟结构体对象。

2. 时钟带来的中断刺激节奏固定，进程闹钟设定的时长、进程调度使用的时间片，底层本质都是内核维护的软件计数器，依靠数值递减完成计时。（刺激固定，时间固定，时间片本质是一个计数器）

系统闹钟从计时管理到超时判定，全程都由内核软件逻辑实现，属于纯软件层面的计时条件；当计时计数器归零、闹钟达到设定时长触发超时条件后，操作系统主动向对应进程发送SIGALRM闹钟信号。

这种依靠软件计时条件满足而产生、触发发送的信号，就定义为软件条件产生信号。