Linux內核信號處理機制介紹

本文簡單介紹下Linux信號處理機制，為介紹二進制翻譯下信號處理機制做一個鋪墊。
本文主要參考書目《Linux內核源代碼情景分析》《獨辟蹊徑品內核:Linux內核源代碼導讀》

首先，先說一下什麼是信號。信號本質上是在軟件層次上對中斷機制的一種模擬，其主要有以下幾種來源：

1. 程序錯誤：除零，非法內存訪問…
2. 外部信號：終端Ctrl-C產生SGINT信號，定時器到期產生SIGALRM…
3. 顯式請求：kill函數允許進程發送任何信號給其他進程或進程組。

在Linux下，可以通過以下命令查看系統所有的信號：

kill -l

可以通過類似下面的命令顯式的給一個進程發送一個信號：

kill -2 pid

上面的命令將2號信號發送給進程id為pid的進程。不存在編號為0的信號。

目前Linux支持64種信號。信號分為非實時信號(不可靠信號)和實時信號（可靠信號）兩種類型，對應於 Linux 的信號值為 1-31 和 34-64。信號是異步的，一個進程不必通過任何操作來等待信號的到達，事實上，進程也不知道信號到底什麼時候到達。本文著重於Linux的信號處理機制。

一般情況下一個進程接受到信號後，會有如下的行為：

進程對信號的響應

1. 忽略信號：大部分信號可被忽略，除SIGSTOP和SIGKILL信號外（這是超級用戶殺掉或停掉任意進程的手段）。
2. 捕獲信號：注冊信號處理函數，它對產生的特定信號做處理。
3. 讓信號默認動作起作用：unix內核定義的默認動作，有5種情況：
   • a) 流產abort：終止進程並產生core文件。
   • b) 終止stop：終止進程但不生成core文件。
   • c) 忽略：忽略信號。
   • d) 掛起suspend：掛起進程。
   • e) 繼續continue：若進程是掛起的，則resume進程，否則忽略此信號。

注冊信號處理函數

如果想要進程捕獲某個信號，然後作出相應的處理，就需要注冊信號處理函數。同中斷類似，內核也為每個進程准備了一個信號向量表,信號向量表中記錄著每個信號所對應的處理機制，默認情況下是調用默認處理機制。當進程為某個信號注冊了信號處理程序後，發生該信號時，內核就會調用注冊的函數。

注冊信號處理函數是通過系統調用signal()、sigaction()。其中signal()在可靠信號系統調用的基礎上實現, 是庫函數。它只有兩個參數，不支持信號傳遞信息，主要是用於前32種非實時信號的安裝；而sigaction()是較新的函數（由兩個系統調用實 現：sys_signal以及sys_rt_sigaction），有三個參數，支持信號傳遞信息，主要用來與 sigqueue() 系統調用配合使用，當然，sigaction()同樣支持非實時信號的安裝。sigaction()優於signal()主要體現在支持信號帶有參數。關於這方面的內容，如果想獲取更多，也可參考這裡。

Linux下信號處理機制

進程如何發現和接受信號？

我們知道，信號是異步的，一個進程不可能等待信號的到來，也不知道信號會到來，那麼，進程是如何發現和接受信號呢？實際上，信號的接收不是由用戶進程來完成的，而是由內核代理。當一個進程P2向另一個進程P1發送信號後，內核接受到信號，並將其放在P1的信號隊列當中。當P1再次陷入內核態時，會檢查信號隊列，並根據相應的信號調取相應的信號處理函數。如下圖所示：

其中，動作c：發現和捕捉信號

信號檢測和響應時機

剛才我們說，當P1再次陷入內核時，會檢查信號隊列。那麼，P1什麼時候會再次陷入內核呢？陷入內核後在什麼時機會檢測信號隊列呢？

1. 當前進程由於系統調用、中斷或異常而進入系統空間以後，從系統空間返回到用戶空間的前夕。
2. 當前進程在內核中進入睡眠以後剛被喚醒的時候（必定是在系統調用中），或者由於不可忽略信號的存在而提前返回到用戶空間。

進入信號處理函數

發現信號後，根據信號向量，知道了處理函數，那麼該如何進入信號處理程序，又該如何返回呢？

我們知道，用戶進程提供的信號處理函數是在用戶態裡的，而我們發現信號，找到信號處理函數的時刻處於內核態中，所以我們需要從內核態跑到用戶態去執行信號處理程序，執行完畢後還要返回內核態。這個過程如下圖所示：

如圖中所見，處理信號的整個過程是這樣的：進程由於  系統調用或者中斷  進入內核，完成相應任務返回用戶空間的前夕，檢查信號隊列，如果有信號，則根據信號向量表找到信號處理函數，設置好“frame”後，跳到用戶態執行信號處理函數。信號處理函數執行完畢後，返回內核態，設置“frame”，再返回到用戶態繼續執行程序。

在上面這段話中，我提到“frame”，frame是什麼？那麼為什麼要設置frame？為什麼在執行完信號處理函數後還要返回內核態呢？