（27）Linux信号的产生核心转储---初步认识信号

一、信号入门

1. 生活角度的信号

你在网上买了很多件商品，再等待不同商品快递的到来。但即便快递没有到来，你也知道快递来临时，你该怎么处理快递。也就是你能“识别快递”
当快递员到了你楼下，你也收到快递到来的通知，但是你正在打游戏，需5min之后才能去取快递。那么在在这5min之内，你并没有下去去取快递，但是你是知道有快递到来了。也就是取快递的行为并不是一定要立即执行，可以理解成“在合适的时候去取”。
在收到通知，再到你拿到快递期间，是有一个时间窗口的，在这段时间，你并没有拿到快递，但是你知道有一个快递已经来了。本质上是你“记住了有一个快递要去取”
当你时间合适，顺利拿到快递之后，就要开始处理快递了。而处理快递一般方式有三种：1. 执行默认动作（幸福的打开快递，使用商品）2. 执行自定义动作（快递是零食，你要送给你你的女朋友）3. 忽略快递（快递拿上来之后，扔掉床头，继续开一把游戏）
快递到来的整个过程，对你来讲是异步的，你不能准确断定快递员什么时候给你打电话

2. 技术应用角度的信号

1. 用户输入命令,在Shell下启动一个前台进程。 . 用户按下Ctrl-C ,这个键盘输入产生一个硬件中断，被OS获取，解释成信号，发送给目标前台进程 . 前台进程因为收到信号，进而引起进程退出

//signal.cc
#include<iostream>
using namespace std;int  main()
{while(1){cout<<"I am a process! I am waiting signal"<<endl;}return 0;
}

请将生活例子和 Ctrl-C 信号处理过程相结合，解释一下信号处理过程
进程就是你，操作系统就是快递员，信号就是快递

3. 注意

1. Ctrl-C 产生的信号只能发给前台进程。一个命令后面加个&可以放到后台运行,这样Shell不必等待进程结束就可以接受新的命令,启动新的进程。
2. Shell可以同时运行一个前台进程和任意多个后台进程,只有前台进程才能接到像 Ctrl-C 这种控制键产生的信号。
3. 前台进程在运行过程中用户随时可能按下 Ctrl-C 而产生一个信号,也就是说该进程的用户空间代码执行到任何地方都有可能收到 SIGINT 信号而终止,所以信号相对于进程的控制流程来说是异步 (Asynchronous)的。

4. 信号概念

信号是进程之间事件异步通知的一种方式，属于软中断。

进程之所以能够识别信号，是因为程序员将对应的信号种类和逻辑已经写好了的。
当信号发给进程后，进程不一定要立刻去处理，可能有更加紧急的任务，会在合适的时候去处理。
进程收到信号到处理信号之前会有一个窗口期，这个期间要将收到的信号进行保存。
处理信号的方式有三种：默认动作，自定义动作，忽略。

我们学习信号是学习它的整个生命周期，按照时间轴，分为信号产生，信号保存，信号处理。但是在这之前先需要学习一些预备知识。

进程能够识别的信号是已经写好的，它有62个：

kill -l

红色框中的是普通信号，编号从1-31。
绿色框中的是实时信号，编号从34-64。

这其中没有32号和33号信号，所以一共有62个信号。而且这里我们只学习普通信号，对实时信号暂不做研究。

在使用这些信号时，可以用信号名，也可以用信号编号，它是一样的，都是宏定义后的结果。

根据我们对Linux的了解，信号存放在哪里呢？既然信号是给进程的，而进程是通过内核数据结构来管理的，所以我们可以推断出，信号放在进程的task_struct结构体中。

既然它是在PCB中，而且数量是31个，task_struct中必定不会设置31个变量来存放信号，数组还有可能，但是信号的状态只分为有和没有两种，所以再次推断，31个信号放在一个32位的整形变量中，每个比特位代表一个信号。

就像在学习基础IO和进程间通信的时候，那些flags标志中的不同的比特位代表着不同的意义，这31个信号量也是这种方式：

具体的保存细节后面本喵再详细讲解。

问题来了，内核数据结构的修改，这个工作是由谁来完成的？毫无疑问是操作系统，因为task_struct就是它维护的，而且是存在于内存中的，只有操作系统才有权力去修改它，用户是无法直接操作的，因为操作系统不相信任何人。

所以说，无论哪个信号，最后的本质都是由操作系统发生给进程的，这里的发送本质就是在修改task_struct中存放信号那个变量的比特位。

5.信号处理方法的注册

所谓的注册，就是告诉操作系统，当某个进程接收到某个信号后的处理方式。

既然是告诉操作系统，那么肯定会用到系统调用，该系统调用的名字是signal()：

int signal：要注册的信号编号
sighandler_t handler：自定义的函数指针

可以将信号的处理方式写成一个函数，然后将函数名传递个signal，此时当进程接收到signum指定的信号编号时，就会执行我们定义的函数。

void handler(int signo)
{cout<<"进程接收到的一个信号，编号："<<signo<<endl;
}

#include<iostream>
#include<unistd.h>
#include<signal.h>
using namespace std;void handler(int signo)
{cout<<"进程接收到的一个信号，编号："<<signo<<endl;
}int  main()
{signal(2,handler);int  count=0;while(1){cout<<"I am a process! I am waiting signal"<<count++<<endl;sleep(1);}return 0;
}

运行起来后发现，按上ctrl+c后，进程不会结束了。

2号信号SIGINT的默认处理方式就是结束进程。
我们自定义的处理方式中并没有结束进程，所以进程在收到2号进程后打印了一句话。

所有信号的默认处理方式都是结束进程，只是不同的信号代表的意义不一样。

二、信号的产生

1. 通过终端按键产生信号

SIGINT的默认处理动作是终止进程,SIGQUIT的默认处理动作是终止进程并且Core Dump,现在我们来验证一下。

#include<iostream>
#include<unistd.h>
#include<signal.h>
using namespace std;int signo_arr[2]={2,3};
void handler(int signo)
{cout<<"进程接收到的一个信号，编号："<<signo<<endl;
}int  main()
{for(auto& signo:signo_arr){signal(signo,handler);}int  count=0;while(1){cout<<"I am a process! I am waiting signal "<<count++<<endl;sleep(1);}return 0;
}

可以看到通过键盘产生了2号和3号信号。

2、调用系统调用向进程发信号

系统调用kill():

pid_t pid：要给发信号的pid
int sig：要发送的信号编号
返回值：发送成功返回0，失败返回-1

该系统调用是一个进程给另一个进程发送指定信号，可以向任意进程发送任意信号。

信号接收端：

//mytest.cc
#include<iostream>
#include<unistd.h>
#include<signal.h>
#include<string.h>
using namespace std;int main()
{while(1){cout<<"我是一个正在运行的进程pid："<<getpid()<<endl;sleep(2);}return 0;
}

信号发送端：

//mysignal.cc
#include<iostream>
#include<unistd.h>
#include<signal.h>
#include<string.h>
using namespace std;int signo_arr[2]={2,3};
void handler(int signo)
{cout<<"进程接收到的一个信号，编号："<<signo<<endl;
}
void Usage(const string& proc)
{//cout<<"Usage: "<<proc<<"signo pid: "<<endl;
}int  main(int argc,char* argv[])
{if(argc!=3){Usage(argv[0]);exit(1);}int signo=atoi(argv[1]);pid_t pid=atoi(argv[2]);int ret=kill(pid,signo);if(ret!=0){cerr<<errno<<":"<<strerror(errno)<<endl;exit(2);}return 0;
}

这是一个带有命令行参数的程序，输入的选项中的pid值和信号编号，在程序中在调用kill系统调用向指定pid的进程发送指定信号。

运行结果：

左边在执行mysginal的时候，输入对应的信号编号和pid，右边正在运行的进程就会接收到指定的信号而停止运行。

系统调用raise():

int sig：要发送的信号
返回值：发送成功返回0，失败返回-1

该系统调用是由进程自己调用，也就是进程自己可以给自己发送任意信号。

通过命令行参数指定信号，在程序执行5秒钟后给自己发送该信号。

无论命令行输入哪个信号的编号，在5秒钟后，该进程都会给自己发送输入的信号，让进程结束。

系统调用abort():

没有参数，没有返回值

该系统调用只能给自己发送指定的信号，该信号是SIGABRT，信号编号是6。

运行结果：

在运行5秒钟后，该进程接收到了6号信号SIGABRT。

虽然有3个系统调用来产生信号，但是归根到底都是在使用kill系统调用。

kill()可以给任意进程发送任意信号。
raise()可以给自己发送任意信号。

//raise本质
kill(getpid(),signo);

abort()可以给自己发送SIGABRT信号。

//abort本质
kill(getpid(),SIGABRT);

3、硬件异常产生信号

除0操作导致的硬件异常：

在这段代码中，有除0操作，我们知道，除0得到的是无穷大的数，所以在编程的时候是不允许出现的。

在运行的时候，直接出错，没有再执行下去，是因为接收到了信号。
接收到的信号是SIGFPE信号，编号为8号。

这其实就是一种硬件异常产生的信号。

CPU中有很多的寄存器，例如eax，ebx，eip等等。

CPU会从内存中将代码中的变量拿到寄存器中进行运算，如果有必要，还会将运算的结果放回到内存中。

还有一个状态寄存器，如果CPU在运算的时候发现了除0操作，就会将状态寄存器的溢出标志位置一。

此时就意味着硬件产生了异常。而操作系统是一个进行软硬件资源管理的软件，CPU的中状态寄存器的溢出标志位置一后，操作系统可以第一时间拿到。

除0导致硬件异常以后，操作系统会给对应的进程发送SIGFPE信号。

当进程接收到SIGFPE信号以后，默认的处理方式就是结束进程。

现在我们对这个SIGFPE信号注册一个自定义处理方式：

只打印接收到的信号编号，进程不退出。

在进程运行起来后，怎么就开始鞭尸了呢？也就是这个信号被操作系统不停的发送给这个进程。

进程收到信号后进程不退出，随着CPU时间片的轮转就会再次被调到。
CPU中只有一份寄存器，但是寄存器中的内容属于当前进程的上下文。
当进程被切换的时候，就有无数次的状态寄存器被保存和恢复的过程。
而除0操作导致的溢出标志位置一的数据还会被恢复到CPU中。
所以每一次恢复的时候，操作系统就会识别到，并且给对应进程发送SIGFPE信号。

所以就会导致上面不停调用自定义处理函数，不停打印接收到的信号编号。

解引用空指针导致的硬件异常：

运行的时候直接出错，没有再运行下去，也是因为接收到了信号。
接收到的信号是SIGSEGV，编号是11。

这同样是一种硬件异常产生的信号。

我们之前一直谈论的页表时间上是页表+MMU，而MMU是在CPU中的，未来简便，我们就只说页表。
进程地址空间和物理内存之间的映射关系实际上是有MMU去完成映射的。
当对空指针解引用的时候，MMU会拒绝这种操作，从而产生异常标志。
操作系统拿到MMU产生的异常以后就会给对应的进程发送SIGSEGV信号。

当进程接收到编号为11的SIGSEGV信号以后，默认的处理动作就是结束进程。

将这个信号注册自定义处理方式，同样打印接收到的信号编号，但是不结束进程，可以看到，和除0操作一样，也是在鞭尸，不停的打印。

硬件异常所产生的信号，如果不结束这个进程，我们是没有能力去处理这个进程的。
随着时间片的轮转，这个导致硬件异常的进程还会不停的调到，所以操作系统会不停的向进程发送信号。

硬件异常产生的信号并不会显示发送，而是由操作系统自动发送的。

4、由软件条件产生信号

读端关闭触发的信号：

比如在学习匿名管道的时候，当读端关闭的时候，写端所在进程就会收到编号为13的SIGPIPE信号结束进程。

#include<iostream>
#include<unistd.h>
#include<signal.h>
#include<string.h>
#include<stdlib.h>
#include<error.h>
using namespace std;int signo_arr[2]={2,3};void handler(int signo)
{sleep(1);cout<<"进程接收到的一个信号，编号："<<signo<<endl;
}int  main(int argc,char* argv[])
{int fds[2];int ret=pipe(fds);if(ret==-1){cerr<<errno<<":"<<strerror(errno)<<endl;exit(1);}pid_t id=fork();int cnt=0;if(id==0){close(fds[1]);while(1){char* msg[1024];ssize_t ret=read(fds[0],msg,sizeof(msg)-1);printf("我是子进程，pid：%d,receive data:%s\n",getpid(),msg);if(++cnt==5){//5s后关闭读端close(fds[0]);cout<<"读端关闭"<<endl;}sleep(1);}}signal(SIGPIPE,handler);//自定义处理方式close(fds[0]);const char* buffer="I am 子进程";while(1){ssize_t ret=write(fds[1],buffer,strlen(buffer));cout<<"我是父进程，我正在运行,pid: "<<getpid()<<endl;sleep(1);}return 0;
}

运行结果：

在读端关闭以后，写端的自定义处理方式中就接收到了系统发给的SIGPIPE信号，编号为13。

读端是否关闭是软件中的条件。
当条件达成以后，产生信号。

闹钟触发的信号：

闹钟就是系统中的定时器，使用的时候同样需要通过系统调用实现：

参数：要定的时长。
返回值：距离定的时间还差多少。

当定时1秒钟时间到了以后，自定义处理方式中打印出接收到的信号编号是14号的SIGALRM信号，并且统计出了1秒钟进行加1操作的次数。

自定义处理方式中没有退出进程，所以在执行完处理方式以后，进程继续运行。
也就是继续进行加1操作，但是不会再收到信号了，因为定时到的条件只达成一次，所以信号也只产生一次。

如果想每隔一秒条件达成一次，产生一次SIGALRM信号，可以在这样处理：

运行结果：

在自定义处理方式中定时1s。
当1秒定时条件达成以后，产生信号，执行处理方法后会开始新一轮的定时。

软件中某个条件达成以后，操作系统就会产生相应的信号，比如上面的SIGPIPE信号和SIGALRM信号。

闹钟的管理：

操作系统中会有很多个进程，我们可以创建一个闹钟，那么其他进程也可以创建闹钟，这样就会存在很多个闹钟，那么这些闹钟是怎么管理的呢？先描述再组织。

首先需要创建一个闹钟的结构体，伪代码：

struct alarm
{unit64_t when;//定时时长int type;//闹钟类型，一次性还是周期性task_struct* p;//所属进程的地址struct_alarm* next;//下一个闹钟的地址//其他属性
}

大概就是这样的一个结构体来描述闹钟，必须由的肯定是定时时长，所属进程。

接下来就是组织了，用某一种数据结构来管理这些闹钟对象，为了方便管理，可以选择优先级队列prority_queuq来管理。

将定时时间最小的闹钟放在前面，时间长的放在后面。
操作系统每次只需要检测队首的定时时间是否达到就可以。
达到了就向对应进程发送SIGALRM信号，并且从队列中取出，以待再次检测。

操作系统会周期性的检测链表中的这些闹钟，伪代码：

curr_timestamp > alarm.when;//超时了
//OS发送SIGALRM信号到alarm.p；

具体的实现细节有兴趣的小伙伴可以看看源码是怎么管理的，这里本喵只是介绍一种思想。

三、核心转储

是否有一个疑问，31个信号的默认处理方式都是结束进程，并且还可以自定义处理方式，那么为什么要这么多信号呢？一个信号不就行了吗？

重要的不是产生信号的结果，而是产生信号的原因。
所有出现异常的进程，必然是收到了某一个信号。

在man的7号手册中介绍了信号的名称，对应的编号，默认处理方式，以及产生该信号的原因。

我们可以根据这个表找到不同信号产生所对应的不同原因。

以信号2和3为例，他两的默认处理方式一个是Term，一个是Core。

Term和Core的结果都是结束进程。

那么这两个方式的区别在哪里呢？

Term方式仅仅是结束进程，结束了以后就什么都不干了。
但是Core不仅结束进程，而且还会保存一些信息。

在数据越界非常严重的时候，该进程会接收到SIGSEGV信号，来结束进程。

11号信号的默认处理方式是Core。

在云服务器上，默认情况下是看不到Core退出的现象的，这是因为云服务器关闭了core file选项：

core file size(红色框)的大小是0，意味着这个选项是关闭的。
从这里还可以看到别的关于这个云服务器的信息，比如能够打开的最多文件个数，管道个数，以及栈的大小等等信息。

为了能够看到Core方式的明显现象，我们需要将core file选项打开：

此时该选项就打开了，表示的意思就是核心转储文件的大小是1024个数据块。

再运行数据越界的程序时，同样会收到SIGSEGV信号停止。
但是在当前目录下会多出一个文件，如上图中的绿色框。

core.1739：被叫做核心转储文件，其中后缀1739是接收到该信号进程的pid值。

对于一个奔溃的程序，我们最关心的是它为什么崩溃，在哪里崩溃？

当进程出现异常的时候，将进程在对应的时刻，在内存中的有效数据转储到磁盘中-------核心转储。

核心转储的文件我们可以拿着它进行调试，快速定位到出现异常而崩溃的位置。

使用gdb调试我们的可执行程序。
调试开始后，输入core-file core.pid值，表明调试核心转储文件。
此时gdb就会直接定位到产生异常的位置。

这就是核心转储的重要意义，它相比Term方式，能够让我们快速定位出现异常的位置。

感谢阅读！！！！！！！！！！