III.Linux系统编程33信号4捕捉信号

文档供参考，可复制、编制，期待您的好评与关注！ 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 int sigaction(int signo, const struct sigaction *act, struct sigaction *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：struct sigaction void (*sa_handler)(int); /* addr of signal handler, */ /* or SIG_IGN, or SIG_DFL */ sigset_t sa_mask; /* additional signals to block */ int sa_flags; /* signal options, Figure 10.16 */ /* alternate handler */ 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 int pause(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 void sig_alrm(int signo)/* nothing to do */unsigned int mysleep(unsigned int nsecs)struct sigaction newact, oldact;unsigned int unslept;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);return unslept;int main(void)while(1)mysleep(2);printf(Two seconds passedn);return 0;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：long long a;int main(void)a=5;return 0;带调试信息编译，然后带源代码反汇编：$ gcc main.c -g$ objdump -dS a.out其中main函数的指令中有：a=5; 8048352: c7 05 50 95 04 08 05 movl $0x5,0x8049550 8048359: 00 00 00 804835c: c7 05 54 95 04 08 00 movl $0x0,0x8049554 8048363: 00 00 00虽然C代码只有一行，但是在32位机上对一个64位的long long变量赋值需要两条指令完成，因此不是原子操作。同样地，读取这个变量到寄存器需要两个32位寄存器才放得下，也需要两条指令，不是原子操作。请读者设想一种时序，main和sighandler都对这个变量a赋值，最后变量a的值发生错乱。如果上述程序在64位机上编译执行，则有可能用一条指令完成赋值，因而是原子操作。如果a是32位的int变量，在32位机上赋值是原子操作，在16位机上就不是。如果在程序中需要使用一个变量，要保证对它的读写都是原子操作，应该采用什么类型呢？为了解决这些平台相关的问题，C标准定义了一个类型sig_atomic_t，在不同平台的C语言库中取不同的类型，例如在32位机上定义sig_atomic_t为int类型。在使用sig_atomic_t类型的变量时，还需要注意另一个问题。看如下的例子：#include sig_atomic_t a=0;int main(void)/* register a sighandler */while(!a); /* wait until a changes in sighandler */* do something after signal arrives */return 0;为了简洁，这里只写了一个代码框架来说明问题。在main函数中首先要注册某个信号的处理函数sighandler，然后在一个while死循环中等待信号发生，如果有信号递达则执行sighandler，在sighandler中将a改为1，这样再次回到main函数时就可以退出while循环，执行后续处理。用上面的方法编译和反汇编这个程序，在main函数的指令中有：/* register a sighandler */while(!a); /* wait until a changes in sighandler */ 8048352: a1 3c 95 04 08 mov 0x804953c,%eax 8048357: 85 c0 test %eax,%eax 8048359: 74 f7 je 8048352 将全局变量a从内存读到eax寄存器，对eax和eax做AND运算，若结果为0则跳回循环开头，再次从内存读变量a的值，可见这三条指令等价于C代码的while(!a);循环。如果在编译时加了优化选项，例如：$ gcc main.c -O1 -g$ objdump -dS a.out则main函数的指令中有： 8048352: 83 3d 3c 95 04 08 00 cmpl $0x0,0x804953c/* register a sighandler */while(!a); /* wait until a changes in sighandler */ 8048359: 74 fe je 8048359 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volatile sig_atomic_t a=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（Race Condition）。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 int sigsuspend(const sigset_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：unsigned int mysleep(unsigned int nsecs)struct sigaction newact, oldact;sigset_t newmask, oldmask, suspmask;unsigned int unslept;/* set our handler, save previous information */newact.sa_handler = sig_alrm;sigemptyset(&newact.sa_mask);newact.sa_flags = 0;sigaction(SIGALRM, &newact, &oldact);/* block SIGALRM and save current signal mask */sigemptyset(&newmask);sigaddset(&newmask, SIGALRM);sigprocmask(SIG_BLOCK, &newmask, &oldmask);alarm(nsecs);suspmask = oldmask;sigdelset(&suspmask, SIGALRM); /* make sure SIGALRM isnt blocked */sigsuspend(&suspmask); /* wait for any signal to be caught */* some signal has been caught, SIGALRM is now blocked */unslept = alarm(0);sigaction(SIGALRM, &oldact, NULL); /* reset previous action */* reset signal mask, which unblocks SIGALRM */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。14 / 14