【Linux】进程信号(中）

在上一个文章中，关于信号的产生，还有没补充完的，所以在这篇文章补充一下

文章目录

1.信号的产生

硬件异常产生信号

a/=0问题

创建mysignal.cc文件

#include<iostream>usingnamespace std;intmain(){int a=10;
   a/=0;
   
   cout<<"div zero"<<endl;return0;}

在这里插入图片描述
使用make 生成可执行程序时，a/=0会报警

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依旧可以生成可执行程序mysignal，但是运行可执行程序会报错

为什么除0就报错了呢？
当代码除0时，程序运行后就崩溃了，程序运行变为进程，进程运行代码时出现了非法代码，进程退出了

在这里插入图片描述
将内存中的指令数据load到CPU中
状态寄存器中有比特位表示当前计算的状态
CPU中有的寄存器保存未来的计算结果，用状态寄存器来表示其计算结果的正确或错误
状态寄存器中有一个比特位为0/1，表示本次计算是否有溢出问题
假设本来有32/64位，除0时，导致有更高的进位，计算机识别有溢出了，若溢出，状态寄存器的溢出标记位就会置1

操作系统发现状态寄存器的标记位为1，即识别到硬件异常，从而会立马向目标进程发送信号
而该信号为：Floating point exception 浮点数异常

在这里插入图片描述
FPE为结尾的正好为8号信号
除0的本质就是触发硬件(CPU)异常

验证为8号信号

通过设置使进程不退出
把8进程默认方法变为自定义方法

再次运行可执行程序就会一直循环打印，只能通过其他信号终止进程

为什么会一直循环打印？
操作系统发现溢出标志位被置1，硬件发生了异常，传给进程8号信号，但是由于8号信号实现自定义方法，进程并没有退出，而溢出标志位属于进程的上下文，一直作为1存在，操作系统就会一直检测到标志位是1，从而一直给进程发8号信号

野指针问题

p作为指针变量，有4/8个字节空间
1是将100作为地址数据写到p变量中
2是 p作为nullptr，*p取的是内存中的0号地址
*p=100，相当于向0号地址处写入100，但是0号地址并没有申请过，所以就造成了野指针问题

在这里插入图片描述
运行可执行程序后，发生段错误

为什么越界会使程序崩溃呢？
实际上语言上所呈现的地址为虚拟地址

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将虚拟地址通过页表映射到物理内存
页表查询kv关系，查表的动作是由MMU硬件(内存管理单元)完成的
将输入数据导入到MMU中，再通过MMU转出
所以从虚拟地址到物理地址，采用软硬件结合的方式

*p=100，并不是进行写入，而是进行虚拟到物理的转换
若没有映射关系存在，MMU硬件会报错
若有映射关系存在，但是没有权限，MMU直接报错
MMU的报错，会使操作系统识别到，操作系统会找到对应的目标进程中的PCB，发送对应的信号，从而终止进程

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Segmentation fault对应11号信号

验证为11号信号

执行可执行程序后，会一直无线循环打印
由于MMU硬件报错没有被修复，一直存在，所以每一次进程被调度，操作系统都会识别到异常，向进程发送11号信号
导致一直无线循环打印

核心转储

在众多信号中，存在Core和Term类型,都可以终止进程
两者之间有什么区别呢？
容我慢慢来说

Linux在系统级别提供了一种能力，可以将一个进程异常的时候，
操作系统可以将该进程在异常的时候，核心代码部分进行核心转储
(将内存中进程的相关数据，全部dump到磁盘中)
一般会在当前进程的运行目录下，形成core.pid的二进制文件，如core.pid就被叫做核心转储文件

在云服务器上看不到核心转储文件，因为在云服务器上默认关闭这个功能

输入

ulimit -a

指令
查看当前系统中特定资源对应的上限

core file size 代表核心转储，默认大小为0，不允许当前系统在当前目录下形成core文件

设置核心转储大小

通过

ulimit -c +大小

，如 core file size大小变为10240

Core与Term的区别

通过复制SSH渠道，创建终端2

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2号信号对应Term ，终止进程

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在终端1中运行可执行程序，在终端2中发送2号信号干掉进程

当干掉进程后，并没有发现以pid结尾的文件
说明使用Term类型的信号，干掉进程后，不发生核心转储

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8号信号 Core，浮点数异常

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在终端1中运行可执行程序，在终端2中发送8号信号干掉进程，并出现core dump即核心转储

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再次使用

ls -l

指令，发现多出来一个 core.2257的文件即核心转储文件

Term:终止就是终止，没有多余动作
Core:终止，会先进行核心转储，在终止进程

核心转储的作用

方便异常后，进行调试

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为了让代码从release变为debug，所以在makefile中加入

-g

如果不懂请看： gdb调试器的使用

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输入

gdb

可执行程序进入gdb调试器
再次输入

core-file +core

文件
gdb直接定位到当前进程终止是因为8号信号，信号的更详细描述为 Arithmetic exception

core文件的作用:
不用自己定位了，有gdb自动定位，事后调试

核心转储为什么一般都是被关闭的？
云服务器属于生产环境即测试测过以后真正的做服务的

在这里插入图片描述
core.6288文件的大小为232字节，核心转储的文件往往比较大一些
线上部署的某种服务可能会挂掉，不断进行挂掉重启就会不断形成core dump文件，就有可能导致主机挂掉

2.信号保存

1. 概念

1.实际执行信号的处理动作被称为信号递达
2.信号从产生到递达之间的状态，称为信号未决
3.进程可以选择阻塞某个信号

假设你不太喜欢一个老师，所以当一个老师留作业时，你只是把作业是什么记录下来，因为你当前正在上课，没有时间去写作业，只有当下午找个时间去写作业
老师布置作业的行为就是操作系统发信号的过程，你作为一个进程，当前因为做优先级更高的事情正在上课，所以没有时间处理信号，只能把作业记下来，等有时间在写作业，即递达信号

4.被阻塞的信号产生时将保持未决状态，直到进程解除对此信号的阻塞才执行的递达动作

假设有老师ＡＢＣ，每个人都留了作业，由于老师ＡＢ对你很好，所以你打算先写ＡＢ老师留的作业，但是你不太喜欢老师Ｃ，所以就不愿意老师Ｃ的作业，宁愿去打游戏，所以你把老师Ｃ给你留的作业未决了
由于你并不会递达它，所以你把老师Ｃ的作业阻塞了
突然有一天，你喜欢老师Ｃ了，所以开始想写老师Ｃ留的作业，即解除阻塞，写完作业即递达

5.阻塞和忽略是不同的，只要信号被阻塞就不会递达，而忽略是在递达之后的可选的一种处理工作

同样有一个老师，布置作业后，你记录下来了，可是这个老师平时不查作业，所以直接把这个作业划掉，默认写完了，即忽略该信号

忽略是把作业划掉，默认写完了也就完成了递达动作
而阻塞是把作业记录下来了，不想去写作业，即没有完成也就没有递达动作

2. 信号列表

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pending 表：位图结构
比特位的位置表示哪一个信号
比特位的内容表示是否收到该信号
如：00000000…0001000 代表收到4号信号

bolck 表：位图结构
比特位的位置表示哪一个信号
比特位的内容代表是否对应的信号被阻塞
如：0000000…0010 代表2号信号被屏蔽

handler表：函数指针数组

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返回值为void，参数为int的函数指针
该数组的下标表示信号编号
数组的特定下标的内容表示该信号的递达动作

3. 信号处理动作

除了自定义捕捉外，还有SIG_DFL(默认动作)与SIG_IGN(忽略信号)

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把0强制转化成函数指针类型即默认情况终止进程
对2号信号进行SIG_DFL即默认处理

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运行可执行程序后，使用2号信号可终止进程

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把1强制转化成函数指针类型即忽略信号
对2号信号做忽略

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忽略信号，所以对其做什么动作都没有用了

4.sigset_t

siget_t 用来控制block和pending两张位图表的
控制block表称之为信号屏蔽字，控制pending表称之为pending信号集

sigset_t 是一种位图结构，由操作系统提供的

5. 信号集操作函数

对信号集进行操作

#include<signal.h>intsigemptyset(sigset_t *set);intsigfillset(sigset_t *set);intsigaddset(sigset_t *set,int signo);intsigdelset(sigset_t *set,int signo);int sigismember（const sigset_t *set,int signo);

函数sigemptyset初始化set所指向的信号集,
使其中所有信号的对应bit清零,表示该信号集不包含任何有效信号

函数sigfillset初始化set所指向的信号集,
使其中所有信号的对应bit置位,表示该信号集的有效信号包括系统支持的所有信号

注意,在使用sigset_ t类型的变量之前,一定要调用sigemptyset或sigfillset做初始化,使信号集处于确定的状态。初始化sigset_t变量之后就可以在调用sigaddset和sigdelset在该信号集中添加或删除某种有效信号

sigprocmask

读取/更改进程的信号屏蔽字，即可以更改block这张位图

int sigprocmask(int how, const sigset_t *set, sigset_t *oset);
若操作成功返回0 ，否则返回-1
how和set都是输入型参数，oset为输出型参数

oset：当重新设置信号屏蔽字时，一定是对老的block做各种修改，修改之前把老的block通过oset返回，然后才能设置

how表示想怎么改
共有三个选项
SIG_BLOCK ：把第二个参数 set 所指定的信号全部添加到内核的block表中
SIG_UNBLOCK:从内核block表(用于信号屏蔽) 中把指定的若干个信号去掉
SIG_SETMASK:设置当前信号屏蔽字为set指定的值，相当于传什么就设置什么

bolck位图是为了判断信号是否被屏蔽
老的信号屏蔽字为默认动作终止进程，所以block位图全是零