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 <signal.h>
 
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 <unistd.h>
 
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 <unistd.h>
#include <signal.h>
#include <stdio.h>
 
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 passed\n");
    }
    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 <signal.h>
 
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 <main+0xe>

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 <main+0x15>

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 <signal.h>
 
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 isn't 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。