III Linux系统编程 33 信号 4 捕捉信号.docx
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IIILinux系统编程33信号4捕捉信号
第 33 章 信号
4. 捕捉信号
4.1. 内核如何实现信号的捕捉
如果信号的处理动作是用户自定义函数，在信号递达时就调用这个函数，这称为捕捉信号。
由于信号处理函数的代码是在用户空间的，处理过程比较复杂，举例如下：
1.用户程序注册了SIGQUIT信号的处理函数sighandler。
2.当前正在执行main函数，这时发生中断或异常切换到内核态。
3.在中断处理完毕后要返回用户态的main函数之前检查到有信号SIGQUIT递达。
4.内核决定返回用户态后不是恢复main函数的上下文继续执行，而是执行sighandler函数，sighandler和main函数使用不同的堆栈空间，它们之间不存在调用和被调用的关系，是两个独立的控制流程。
5.sighandler函数返回后自动执行特殊的系统调用sigreturn再次进入内核态。
6.如果没有新的信号要递达，这次再返回用户态就是恢复main函数的上下文继续执行了。
图 33.2. 信号的捕捉
上图出自[ULK]。
4.2. sigaction
#include
intsigaction（intsigno,conststructsigaction*act,structsigaction*oact）;
sigaction函数可以读取和修改与指定信号相关联的处理动作。
调用成功则返回0，出错则返回-1。
signo是指定信号的编号。
若act指针非空，则根据act修改该信号的处理动作。
若oact指针非空，则通过oact传出该信号原来的处理动作。
act和oact指向sigaction结构体：
structsigaction{
void（*sa_handler）（int）;/*addrofsignalhandler,*/
/*orSIG_IGN,orSIG_DFL*/
sigset_tsa_mask;/*additionalsignalstoblock*/
intsa_flags;/*signaloptions,Figure10.16*/
/*alternatehandler*/
void（*sa_sigaction）（int,siginfo_t*,void*）;
};
将sa_handler赋值为常数SIG_IGN传给sigaction表示忽略信号，赋值为常数SIG_DFL表示执行系统默认动作，赋值为一个函数指针表示用自定义函数捕捉信号，或者说向内核注册了一个信号处理函数，该函数返回值为void，可以带一个int参数，通过参数可以得知当前信号的编号，这样就可以用同一个函数处理多种信号。
显然，这也是一个回调函数，不是被main函数调用，而是被系统所调用。
当某个信号的处理函数被调用时，内核自动将当前信号加入进程的信号屏蔽字，当信号处理函数返回时自动恢复原来的信号屏蔽字，这样就保证了在处理某个信号时，如果这种信号再次产生，那么它会被阻塞到当前处理结束为止。
如果在调用信号处理函数时，除了当前信号被自动屏蔽之外，还希望自动屏蔽另外一些信号，则用sa_mask字段说明这些需要额外屏蔽的信号，当信号处理函数返回时自动恢复原来的信号屏蔽字。
sa_flags字段包含一些选项，本章的代码都把sa_flags设为0，sa_sigaction是实时信号的处理函数，本章不详细解释这两个字段，有兴趣的读者参考[APUE2e]。
4.3. pause
#include
intpause（void）;
pause函数使调用进程挂起直到有信号递达。
如果信号的处理动作是终止进程，则进程终止，pause函数没有机会返回；如果信号的处理动作是忽略，则进程继续处于挂起状态，pause不返回；如果信号的处理动作是捕捉，则调用了信号处理函数之后pause返回-1，errno设置为EINTR，所以pause只有出错的返回值（想想以前还学过什么函数只有出错返回值？
）。
错误码EINTR表示“被信号中断”。
下面我们用alarm和pause实现sleep（3）函数，称为mysleep。
例 33.2. mysleep
#include
#include
#include
voidsig_alrm（intsigno）
{
/*nothingtodo*/
}
unsignedintmysleep（unsignedintnsecs）
{
structsigactionnewact,oldact;
unsignedintunslept;
newact.sa_handler=sig_alrm;
sigemptyset（&newact.sa_mask）;
newact.sa_flags=0;
sigaction（SIGALRM,&newact,&oldact）;
alarm（nsecs）;
pause（）;
unslept=alarm（0）;
sigaction（SIGALRM,&oldact,NULL）;
returnunslept;
}
intmain（void）
{
while
（1）{
mysleep
（2）;
printf（"Twosecondspassed\n"）;
}
return0;
}
1.main函数调用mysleep函数，后者调用sigaction注册了SIGALRM信号的处理函数sig_alrm。
2.调用alarm（nsecs）设定闹钟。
3.调用pause等待，内核切换到别的进程运行。
4.nsecs秒之后，闹钟超时，内核发SIGALRM给这个进程。
5.从内核态返回这个进程的用户态之前处理未决信号，发现有SIGALRM信号，其处理函数是sig_alrm。
6.切换到用户态执行sig_alrm函数，进入sig_alrm函数时SIGALRM信号被自动屏蔽，从sig_alrm函数返回时SIGALRM信号自动解除屏蔽。
然后自动执行系统调用sigreturn再次进入内核，再返回用户态继续执行进程的主控制流程（main函数调用的mysleep函数）。
7.pause函数返回-1，然后调用alarm（0）取消闹钟，调用sigaction恢复SIGALRM信号以前的处理动作。
以下问题留给读者思考：
1、信号处理函数sig_alrm什么都没干，为什么还要注册它作为SIGALRM的处理函数？
不注册信号处理函数可以吗？
2、为什么在mysleep函数返回前要恢复SIGALRM信号原来的sigaction？
3、mysleep函数的返回值表示什么含义？
什么情况下返回非0值？
。
4.4. 可重入函数
当捕捉到信号时，不论进程的主控制流程当前执行到哪儿，都会先跳到信号处理函数中执行，从信号处理函数返回后再继续执行主控制流程。
信号处理函数是一个单独的控制流程，因为它和主控制流程是异步的，二者不存在调用和被调用的关系，并且使用不同的堆栈空间。
引入了信号处理函数使得一个进程具有多个控制流程，如果这些控制流程访问相同的全局资源（全局变量、硬件资源等），就有可能出现冲突，如下面的例子所示。
图 33.3. 不可重入函数
main函数调用insert函数向一个链表head中插入节点node1，插入操作分为两步，刚做完第一步的时候，因为硬件中断使进程切换到内核，再次回用户态之前检查到有信号待处理，于是切换到sighandler函数，sighandler也调用insert函数向同一个链表head中插入节点node2，插入操作的两步都做完之后从sighandler返回内核态，再次回到用户态就从main函数调用的insert函数中继续往下执行，先前做第一步之后被打断，现在继续做完第二步。
结果是，main函数和sighandler先后向链表中插入两个节点，而最后只有一个节点真正插入链表中了。
像上例这样，insert函数被不同的控制流程调用，有可能在第一次调用还没返回时就再次进入该函数，这称为重入，insert函数访问一个全局链表，有可能因为重入而造成错乱，像这样的函数称为不可重入函数，反之，如果一个函数只访问自己的局部变量或参数，则称为可重入（Reentrant）函数。
想一下，为什么两个不同的控制流程调用同一个函数，访问它的同一个局部变量或参数就不会造成错乱？
如果一个函数符合以下条件之一则是不可重入的：
∙调用了malloc或free，因为malloc也是用全局链表来管理堆的。
∙调用了标准I/O库函数。
标准I/O库的很多实现都以不可重入的方式使用全局数据结构。
SUS规定有些系统函数必须以线程安全的方式实现，这里就不列了，请参考[APUE2e]。
4.5. sig_atomic_t类型与volatile限定符
在上面的例子中，main和sighandler都调用insert函数则有可能出现链表的错乱，其根本原因在于，对全局链表的插入操作要分两步完成，不是一个原子操作，假如这两步操作必定会一起做完，中间不可能被打断，就不会出现错乱了。
下一节线程会讲到如何保证一个代码段以原子操作完成。
现在想一下，如果对全局数据的访问只有一行代码，是不是原子操作呢？
比如，main和sighandler都对一个全局变量赋值，会不会出现错乱呢？
比如下面的程序：
longlonga;
intmain（void）
{
a=5;
return0;
}
带调试信息编译，然后带源代码反汇编：
$gccmain.c-g
$objdump-dSa.out
其中main函数的指令中有：
a=5;
8048352:
c7055095040805movl$0x5,0x8049550
8048359:
000000
804835c:
c7055495040800movl$0x0,0x8049554
8048363:
000000
虽然C代码只有一行，但是在32位机上对一个64位的longlong变量赋值需要两条指令完成，因此不是原子操作。
同样地，读取这个变量到寄存器需要两个32位寄存器才放得下，也需要两条指令，不是原子操作。
请读者设想一种时序，main和sighandler都对这个变量a赋值，最后变量a的值发生错乱。
如果上述程序在64位机上编译执行，则有可能用一条指令完成赋值，因而是原子操作。
如果a是32位的int变量，在32位机上赋值是原子操作，在16位机上就不是。
如果在程序中需要使用一个变量，要保证对它的读写都是原子操作，应该采用什么类型呢？
为了解决这些平台相关的问题，C标准定义了一个类型sig_atomic_t，在不同平台的C语言库中取不同的类型，例如在32位机上定义sig_atomic_t为int类型。
在使用sig_atomic_t类型的变量时，还需要注意另一个问题。
看如下的例子：
#include
sig_atomic_ta=0;
intmain（void）
{
/*registerasighandler*/
while（!
a）;/*waituntilachangesinsighandler*/
/*dosomethingaftersignalarrives*/
return0;
}
为了简洁，这里只写了一个代码框架来说明问题。
在main函数中首先要注册某个信号的处理函数sighandler，然后在一个while死循环中等待信号发生，如果有信号递达则执行sighandler，在sighandler中将a改为1，这样再次回到main函数时就可以退出while循环，执行后续处理。
用上面的方法编译和反汇编这个程序，在main函数的指令中有：
/*registerasighandler*/
while（!
a）;/*waituntilachangesinsighandler*/
8048352:
a13c950408mov0x804953c,%eax
8048357:
85c0test%eax,%eax
8048359:
74f7je8048352
将全局变量a从内存读到eax寄存器，对eax和eax做AND运算，若结果为0则跳回循环开头，再次从内存读变量a的值，可见这三条指令等价于C代码的while（!
a）;循环。
如果在编译时加了优化选项，例如：
$gccmain.c-O1-g
$objdump-dSa.out
则main函数的指令中有：
8048352:
833d3c95040800cmpl$0x0,0x804953c
/*registerasighandler*/
while（!
a）;/*waituntilachangesinsighandler*/
8048359:
74feje8048359
第一条指令将全局变量a的内存单元直接和0比较，如果相等，则第二条指令成了一个死循环，注意，这是一个真正的死循环：
即使sighandler将a改为1，只要没有影响Zero标志位，回到main函数后仍然死在第二条指令上，因为不会再次从内存读取变量a的值。
是编译器优化得有错误吗？
不是的。
设想一下，如果程序只有单一的执行流程，只要当前执行流程没有改变a的值，a的值就没有理由会变，不需要反复从内存读取，因此上面的两条指令和while（!
a）;循环是等价的，并且优化之后省去了每次循环读内存的操作，效率非常高。
所以不能说编译器做错了，只能说编译器无法识别程序中存在多个执行流程。
之所以程序中存在多个执行流程，是因为调用了特定平台上的特定库函数，比如sigaction、pthread_create，这些不是C语言本身的规范，不归编译器管，程序员应该自己处理这些问题。
C语言提供了volatile限定符，如果将上述变量定义为volatilesig_atomic_ta=0;那么即使指定了优化选项，编译器也不会优化掉对变量a内存单元的读写。
对于程序中存在多个执行流程访问同一全局变量的情况，volatile限定符是必要的，此外，虽然程序只有单一的执行流程，但是变量属于以下情况之一的，也需要volatile限定：
∙变量的内存单元中的数据不需要写操作就可以自己发生变化，每次读上来的值都可能不一样
∙即使多次向变量的内存单元中写数据，只写不读，也并不是在做无用功，而是有特殊意义的
什么样的内存单元会具有这样的特性呢？
肯定不是普通的内存，而是映射到内存地址空间的硬件寄存器，例如串口的接收寄存器属于上述第一种情况，而发送寄存器属于上述第二种情况。
sig_atomic_t类型的变量应该总是加上volatile限定符，因为要使用sig_atomic_t类型的理由也正是要加volatile限定符的理由。
4.6. 竞态条件与sigsuspend函数
现在重新审视例 33.2“mysleep”，设想这样的时序：
1.注册SIGALRM信号的处理函数。
2.调用alarm（nsecs）设定闹钟。
3.内核调度优先级更高的进程取代当前进程执行，并且优先级更高的进程有很多个，每个都要执行很长时间
4.nsecs秒钟之后闹钟超时了，内核发送SIGALRM信号给这个进程，处于未决状态。
5.优先级更高的进程执行完了，内核要调度回这个进程执行。
SIGALRM信号递达，执行处理函数sig_alrm之后再次进入内核。
6.返回这个进程的主控制流程，alarm（nsecs）返回，调用pause（）挂起等待。
7.可是SIGALRM信号已经处理完了，还等待什么呢？
出现这个问题的根本原因是系统运行的时序（Timing）并不像我们写程序时所设想的那样。
虽然alarm（nsecs）紧接着的下一行就是pause（），但是无法保证pause（）一定会在调用alarm（nsecs）之后的nsecs秒之内被调用。
由于异步事件在任何时候都有可能发生（这里的异步事件指出现更高优先级的进程），如果我们写程序时考虑不周密，就可能由于时序问题而导致错误，这叫做竞态条件（RaceCondition）。
如何解决上述问题呢？
读者可能会想到，在调用pause之前屏蔽SIGALRM信号使它不能提前递达就可以了。
看看以下方法可行吗？
1.屏蔽SIGALRM信号;
2.alarm（nsecs）;
3.解除对SIGALRM信号的屏蔽;
4.pause（）;
从解除信号屏蔽到调用pause之间存在间隙，SIGALRM仍有可能在这个间隙递达。
要消除这个间隙，我们把解除屏蔽移到pause后面可以吗？
1.屏蔽SIGALRM信号;
2.alarm（nsecs）;
3.pause（）;
4.解除对SIGALRM信号的屏蔽;
这样更不行了，还没有解除屏蔽就调用pause，pause根本不可能等到SIGALRM信号。
要是“解除信号屏蔽”和“挂起等待信号”这两步能合并成一个原子操作就好了，这正是sigsuspend函数的功能。
sigsuspend包含了pause的挂起等待功能，同时解决了竞态条件的问题，在对时序要求严格的场合下都应该调用sigsuspend而不是pause。
#include
intsigsuspend（constsigset_t*sigmask）;
和pause一样，sigsuspend没有成功返回值，只有执行了一个信号处理函数之后sigsuspend才返回，返回值为-1，errno设置为EINTR。
调用sigsuspend时，进程的信号屏蔽字由sigmask参数指定，可以通过指定sigmask来临时解除对某个信号的屏蔽，然后挂起等待，当sigsuspend返回时，进程的信号屏蔽字恢复为原来的值，如果原来对该信号是屏蔽的，从sigsuspend返回后仍然是屏蔽的。
以下用sigsuspend重新实现mysleep函数：
unsignedintmysleep（unsignedintnsecs）
{
structsigactionnewact,oldact;
sigset_tnewmask,oldmask,suspmask;
unsignedintunslept;
/*setourhandler,savepreviousinformation*/
newact.sa_handler=sig_alrm;
sigemptyset（&newact.sa_mask）;
newact.sa_flags=0;
sigaction（SIGALRM,&newact,&oldact）;
/*blockSIGALRMandsavecurrentsignalmask*/
sigemptyset（&newmask）;
sigaddset（&newmask,SIGALRM）;
sigprocmask（SIG_BLOCK,&newmask,&oldmask）;
alarm（nsecs）;
suspmask=oldmask;
sigdelset（&suspmask,SIGALRM）;/*makesureSIGALRMisn'tblocked*/
sigsuspend（&suspmask）;/*waitforanysignaltobecaught*/
/*somesignalhasbeencaught,SIGALRMisnowblocked*/
unslept=alarm（0）;
sigaction（SIGALRM,&oldact,NULL）;/*resetpreviousaction*/
/*resetsignalmask,whichunblocksSIGALRM*/
sigprocmask（SIG_SETMASK,&oldmask,NULL）;
return（unslept）;
}
如果在调用mysleep函数时SIGALRM信号没有屏蔽：
1.调用sigprocmask（SIG_BLOCK,&newmask,&oldmask）;时屏蔽SIGALRM。
2.调用sigsuspend（&suspmask）;时解除对SIGALRM的屏蔽，然后挂起等待待。
3.SIGALRM递达后suspend返回，自动恢复原来的屏蔽字，也就是再次屏蔽SIGALRM。
4.调用sigprocmask（SIG_SETMASK,&oldmask,NULL）;时再次解除对SIGALRM的屏蔽。
4.7. 关于SIGCHLD信号
进程一章讲过用wait和waitpid函数清理僵尸进程，父进程可以阻塞等待子进程结束，也可以非阻塞地查询是否有子进程结束等待清理（也就是轮询的方式）。
采用第一种方式，父进程阻塞了就不能处理自己的工作了；采用第二种方式，父进程在处理自己的工作的同时还要记得时不时地轮询一下，程序实现复杂。
其实，子进程在终止时会给父进程发SIGCHLD信号，该信号的默认处理动作是忽略，父进程可以自定义SIGCHLD信号的处理函数，这样父进程只需专心处理自己的工作，不必关心子进程了，子进程终止时会通知父进程，父进程在信号处理函数中调用wait清理子进程即可。
请编写一个程序完成以下功能：
父进程fork出子进程，子进程调用exit
（2）终止，父进程自定义SIGCHLD信号的处理函数，在其中调用wait获得子进程的退出状态并打印。
事实上，由于UNIX的历史原因，要想不产生僵尸进程还有另外一种办法：
父进程调用sigaction将SIGCHLD的处理动作置为SIG_IGN，这样fork出来的子进程在终止时会自动清理掉，不会产生僵尸进程，也不会通知父进程。
系统默认的忽略动作和用户用sigaction函数自定义的忽略通常是没有区别的，但这是一个特例。
此方法对于Linux可用，但不保证在其它UNIX系统上都可用。
请编写程序验证这样做不会产生僵尸进程。
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