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,sighandlermain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

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。actoact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 *);
};

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alarmpause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

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mallocfree,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,mainsighandler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,mainsighandler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,mainsighandler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_tint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eaxeax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

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sighandlera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sigactionpthread_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pausepause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);

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waitwaitpid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sigactionSIGCHLD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。