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！聲明： 按照Linux的習(xí)慣， 我的這篇文件也遵循GPL 協(xié)議： 你能隨意應(yīng)用并修改本文件,必須發(fā)布你的修改,使其他人能獲得一份Copy，尤其是給我一份Copy！ 我的mail ：
bob_zhang2004@163.com | zhanglinbao@gmail.com 均可。歡迎論壇轉(zhuǎn)載！ 目前有些內(nèi)容已在 www. 中進(jìn)行過討論，能前往： http://www./forum/showflat.php?Cat=&Board=linuxK&Number=607800&page=0&view=&sb=&o=&fpart=&vc=1 和 http://www./forum/showflat.php?Cat=&Board=linuxK&Number=607228&page=1&view=collapsed&sb=5&o=7&fpart = 歡迎大家繼續(xù)討論，以便文件更加完善！ 多謝！周末愉快！ --bob 讀這份文件之前，建議先瀏覽一下 《Unix Advanced Programming》里面的signal一章和下面這份出自IBM論壇的文章：進(jìn)程間通信 信號(hào)（上） http://www-128.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-ipc/part2/index1.html ，和 進(jìn)程間通信 信號(hào)（下） http://www-128.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-ipc/part2/index2.html 該作者寫了一個(gè)系列的進(jìn)程間通信的文章， 我只是希望對(duì)該篇作個(gè)補(bǔ)充！ 因?yàn)樗麄兌紱]有從原始碼的角度分析，所以我嘗試了一下把上層應(yīng)用和kernel實(shí)現(xiàn)代碼分析結(jié)合起來，這樣使用者才可能真正的理解signal的用法和原理！ 目前介紹signal理論和用法書不少，缺點(diǎn)是只介紹其用法，非常深?yuàn)W拗口，不容易理解； 而介紹kernel原始碼的書，側(cè)重于代碼分析，不講實(shí)際應(yīng)用！ 我就想到如果把兩者結(jié)合起來，對(duì)上層使用signal函數(shù)的用戶必然能知起所以然了，而且只要順著我的代碼注釋大概粗讀一下源碼就能理解 signal的特性和用法及你碰到的種種疑惑和不解了。 如果你對(duì)signal的特性和用法有什么疑惑的話， 如果對(duì)kernel也感興趣的話， 就能繼續(xù)讀源碼 ， 把這篇文章加以補(bǔ)充和完善！ 前提是遵守上面的聲明！ 因?yàn)楣ぷ鞯男枰昧?天的時(shí)間周詳?shù)淖x了一下 linux kernel 2.4.24 版本的signal方面的原始碼，收獲不小， 因?yàn)橐郧鞍l(fā)現(xiàn)看>的時(shí)候 ，不知道是大師的話太深?yuàn)W，還是中文版太爛，有的東西就是理解不了，象吃滿頭囁住了，非常是不爽，總覺得心里不踏實(shí)?？纯丛创a才真正明白什么是信號(hào)，及他的kernel流程，所以建議大家對(duì)某個(gè)系統(tǒng)調(diào)用，函數(shù)什么的，如果存在疑惑和不理解的，強(qiáng)烈建議讀讀源碼，粗讀也非常不錯(cuò)，關(guān)鍵要由參考書領(lǐng)著讀，比如> 就非常不錯(cuò)。 有的時(shí)候看著一個(gè)系統(tǒng)調(diào)用成堆的手冊(cè)頁，還真不如看看他的實(shí)現(xiàn)來得更快， 當(dāng)然兩下對(duì)照著看就快了。 另外提醒大家 > 可不是 《Linux Advanced Programming》?。”M信書不如無書 ...... 在此通過閱讀源碼，弄清晰了5個(gè)問題，每個(gè)問題我都給出了結(jié)論，當(dāng)然這些結(jié)論肯定是正確的，至少《Unix Advanced Programming》是這樣認(rèn)為的， 我只是從kernel的角度是驗(yàn)證他的正確性(簡(jiǎn)單的寫了幾個(gè)測(cè)試程式，以驗(yàn)證kernel的做法)，而且也歸納了 一些結(jié)論，比如怎么避免 Zobie進(jìn)程 等。 相信對(duì)大家會(huì)有價(jià)值，也能mail討論！或上相應(yīng)的論壇！ 首先總結(jié)一下：在PC linux（RHT 9.0 + kernel-2.4.24) 鍵盤產(chǎn)生的信號(hào)： Ctrl + c SIGINT(2) terminate ，以前我總想當(dāng)然以為是 SIGTERM(15)！ Ctrl + ＼ SIGQUIT(3) terminate Ctrl + z SIGTSTP(20) 掛起進(jìn)程 對(duì)于一般應(yīng)用： 掛起一個(gè)進(jìn)程： kill(pid, SIGSTOP) 或 kill(pid,SIGTSTP) , 或 SIGTTIN , SIGTTOU 信號(hào) 恢復(fù)一個(gè)進(jìn)程 kill(pid,SIGCONT); 殺死所有的符合某個(gè)名字的進(jìn)程 ：比如killall curl ，發(fā)送的是SIGTERM 信號(hào) 強(qiáng)制殺死某個(gè)進(jìn)程 kill ?9 curl ,發(fā)送的是SIGKILL 信號(hào)， 在kernel中，SIGKILL和SIGSTOP是不能被忽略的 .... 剩下的大家都清晰了，這里就不羅嗦了。 子進(jìn)程結(jié)束時(shí)候發(fā)給父進(jìn)程的信號(hào)： SIGCHLD ，這個(gè)比較特別 ， 且看下面3>的論述 Agenda ： 1>不可靠的信號(hào) 2>Zombie進(jìn)程（僵尸進(jìn)程）和signal 3>特別的SIGCHLD 信號(hào) 4>信號(hào)和進(jìn)程的關(guān)系 ，進(jìn)程的需求 5>pause() 和 signal 6>關(guān)于信號(hào)的技巧 1> 不可靠的信號(hào)（linux繼承Unix的結(jié)果，考慮兼容性） ， 和可靠的信號(hào)（主要就是信號(hào)能排隊(duì)處理，信號(hào)不丟失，linux自己的，但大家似乎用的不多） 什么是不可靠的信號(hào)：簡(jiǎn)單的說，就是當(dāng)你向一個(gè)進(jìn)程發(fā)送 singal( 1～31，注意這里討論是 1～31 )的時(shí)候 ， 當(dāng)進(jìn)程還沒有處理該信號(hào)（這時(shí)候叫pending，未決信號(hào))或是正在調(diào)用信號(hào)處理函數(shù)的時(shí)候， 進(jìn)程又收到了一個(gè)同樣的信號(hào) ， kernel會(huì)把第二個(gè)信號(hào)丟棄，或叫和一個(gè)信號(hào)合并,這樣的信號(hào)就是 不可靠的信號(hào) ，具體正方面的比較權(quán)威的解釋請(qǐng)參考 http://www-128.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-ipc/part2/index1.html ,這篇文章對(duì)于信號(hào)理論介紹的非常周詳清晰明白， 個(gè)人認(rèn)為比《Unix advanced Programming》要更好！ 系統(tǒng)實(shí)現(xiàn)是這樣的： ==> kernel/signal.c int send_sig_info(int sig, struct siginfo *info, struct task_struct *t) { ............................................. /* 如果當(dāng)前進(jìn)程的未決信號(hào)集中已包括了這個(gè)信號(hào)，就不重新注冊(cè)后來目前的同樣的信號(hào)了， 據(jù)個(gè)例子： 給進(jìn)程發(fā)了 SIGTERM 信號(hào) ， 不過kernel還沒有來得及處理（進(jìn)程只有在kernel空間即將返回道用戶空間的時(shí)候， kernel才會(huì)檢測(cè)pending信號(hào) ,然后才會(huì)調(diào)用do_signal()函數(shù)去處理） 這個(gè)時(shí)候又發(fā)了一個(gè)SIGTERM，那么第二個(gè)SIGTERM 肯定要被cut掉了。 */ if (sig pending.signal, sig)) //SIGRTMIN 是分水嶺 ， 小于他的都是不可靠的信號(hào)，否則就是實(shí)時(shí)信號(hào) goto out; //跳出了正常執(zhí)行的范圍 .................................................... } ！正確的： 1～31都是不可靠的信號(hào)！ SIGRTMIN ～SIGRTMAX都是可靠的信號(hào)！ 以前大家有個(gè)誤區(qū)： ！誤區(qū)1> 以為不可靠的信號(hào)，是指 給進(jìn)程發(fā)了一個(gè)信號(hào)（之前沒有發(fā)過），那么這個(gè)信號(hào)可能丟失，也就是進(jìn)程收不到 這樣的理解是錯(cuò)誤的， 根據(jù)上面的定義 ， 應(yīng)該是”一個(gè)信號(hào)發(fā)了多遍，后來的信號(hào)丟失了， 而不是第一個(gè)丟了“。 具體的原因能參照上面的代碼分析，就一目了然，還能看 《unix advanced programming 》，不過我覺得他講的都是老的Unix ，對(duì)Linux只能是參考而已！ ！誤區(qū)2> signal() 發(fā)送的是不可靠的信號(hào) ，而 sigaction()發(fā)送的是可靠的信號(hào) 只要是1－31的信號(hào)，他就是不可靠的信號(hào)。 無論在注冊(cè)信號(hào)處理函數(shù)的時(shí)候用的是sigaction() ，還是signal() ，只要你發(fā)送的信號(hào) 是 1-31，那么就是不可靠的信號(hào)。中國有句俗語叫”爛泥扶不上墻“，我看放在這里挺合適！ signal（）和 sigaction()的差別到底在哪里呢？ 通過對(duì)比一看便知： 對(duì)于signal() ，他的kernel實(shí)現(xiàn)函數(shù)，也叫系統(tǒng)調(diào)用服務(wù)歷程sys_signal() ==>kernel/signal.c asmlinkage unsigned long sys_signal(int sig, __sighandler_t handler) { struct k_sigaction new_sa, old_sa; int ret; new_sa.sa.sa_handler = handler; new_sa.sa.sa_flags = SA_ONESHOT | SA_NOMASK; //SA_ONESHOT：當(dāng)執(zhí)行一次信號(hào)處理程式后， 馬上恢復(fù)為SIG_DFL ， //SA_NOMASK : 表示在信號(hào)處理函數(shù)執(zhí)行期間，不屏蔽的當(dāng)前正在處理的那個(gè)信號(hào) ret = do_sigaction(sig, &new_sa, &old_sa); //sys_sigaction 也調(diào)用這個(gè)函數(shù) return ret ? ret : (unsigned long)old_sa.sa.sa_handler; } 而sigaction（）函數(shù)的kernel實(shí)現(xiàn)是： sys_sigaction() ==>arch/i386/kernel/signal.c asmlinkage int sys_sigaction(int sig, const struct old_sigaction *act,struct old_sigaction *oact) { struct k_sigaction new_ka, old_ka; int ret; if (act) { old_sigset_t mask; if (verify_area(VERIFY_READ, act, sizeof(*act)) || __get_user(new_ka.sa.sa_handler, &act->sa_handler) || __get_user(new_ka.sa.sa_restorer, &act->sa_restorer)) return -EFAULT; __get_user(new_ka.sa.sa_flags, &act->sa_flags); __get_user(mask, &act->sa_mask); siginitset(&new_ka.sa.sa_mask, mask); } ret = do_sigaction(sig, act ? &new_ka : NULL, oact ? &old_ka : NULL);//都調(diào)的這個(gè)函數(shù) if (!ret && oact) { if (verify_area(VERIFY_WRITE, oact, sizeof(*oact)) || __put_user(old_ka.sa.sa_handler, &oact->sa_handler) || __put_user(old_ka.sa.sa_restorer, &oact->sa_restorer)) return -EFAULT; __put_user(old_ka.sa.sa_flags, &oact->sa_flags); __put_user(old_ka.sa.sa_mask.sig[0], &oact->sa_mask); } return ret; } signal()和sigaction() 都是用do_signaction()來包裝的， 都是用 struct sigaction()這個(gè)結(jié)構(gòu)體的，差別在下面標(biāo)出來了 struct sigaction { __sighandler_t sa_handler; //2// typedef void (*__sighandler_t)(int); signal()和sigaction()函數(shù)都需求要戶提供信號(hào)處理函數(shù) unsigned long sa_flags; //signal()函數(shù)默認(rèn)就用 SA_ONESHOT | SA_NOMASK; //sigaction()要由用戶自己指定！ void (*sa_restorer)(void); //沒用了 sigset_t sa_mask; //執(zhí)行信號(hào)處理函數(shù)的時(shí)候要阻塞的信號(hào)，signal()使用默認(rèn)的，就屏蔽正處理的信號(hào)，其他的不屏蔽，sigaction() 需求用戶自己指定! }; 討論時(shí)間： 讀到這里我有個(gè)疑問：sys_signal()函數(shù)明明把 sa_flags = SA_ONESHOT | SA_NOMASK; 而且在kernel執(zhí)行信號(hào)處理函數(shù)之前，他會(huì)檢查SA_ONESHOT標(biāo)志 ，如果有這個(gè)標(biāo)志， 就把sa_handler = SIG_DFL ,如果是這樣的話， 我們需要反復(fù)注冊(cè)某個(gè)信號(hào)的處理函數(shù)才行啊， 不過事實(shí)上，我們并沒有這樣作，而且程式運(yùn)行的非常好！ Kernel的signal()函數(shù)實(shí)現(xiàn)代碼如下： ==>arch/i386/kernel/signal.c static void handle_signal(unsigned long sig, struct k_sigaction *ka, siginfo_t *info, sigset_t *oldset, struct pt_regs * regs) { ........................................................... /* Set up the stack frame */ if (ka->sa.sa_flags & SA_SIGINFO) setup_rt_frame(sig, ka, info, oldset, regs); else setup_frame(sig, ka, oldset, regs); //here ， 我加了debug信息， 確實(shí)執(zhí)行到這里了， if (ka->sa.sa_flags & SA_ONESHOT){ //sys_signal()函數(shù)明明設(shè)置了這個(gè)標(biāo)志 //通過debug ，知道居然沒有到這里，就說明， sa_flags 根本就沒有SA_ONESHOT標(biāo)志了 ，可是sys_signal() 卻又明明設(shè)置了這個(gè)標(biāo)志， 而且我搜索過， 根本沒有地方，取消了 SA_ONESHOT 標(biāo)志 printk(" the signal (%d) handler will reset to SIG_DFL＼n",sig); ka->sa.sa_handler = SIG_DFL; //這難道還不明確嗎？ if (!(ka->sa.sa_flags & SA_NODEFER)) { spin_lock_irq(¤t->sigmask_lock); sigorsets(¤t->blocked,¤t->blocked,&ka->sa.sa_mask); sigaddset(¤t->blocked,sig); recalc_sigpending(current); spin_unlock_irq(¤t->sigmask_lock); } } 既然這樣的話 ，如果我們調(diào)用signal（）就應(yīng)該在信號(hào)處理函數(shù)中反復(fù)注冊(cè)自己的信號(hào)處理函數(shù)才對(duì) ， 否則無法處理下一個(gè)同樣的信號(hào)了。 比如 void signal_catch(int signo) { //信號(hào)處理函數(shù)細(xì)節(jié) //最后一行 signal(signo, signal_catch); //再注冊(cè)一遍， 否則就變成 SIG_DFL 了 。 } 對(duì)于這個(gè)問題 《Unix Advanced Programming》 也提到過，說早期的Unix 也存在這個(gè)問題， 是信號(hào)不可靠的一個(gè)原因 （見 P206） 不過實(shí)際上我們?cè)谟胹ignal()函數(shù)的時(shí)候 ， 我們似乎并不必這么作 ，比如一個(gè)簡(jiǎn)單的測(cè)試程式。 為了測(cè)試， 我寫了一個(gè)最簡(jiǎn)單的例子： void sigterm_handler(int signo) { printf("Have caught sig N.O. %d＼n",signo); //按照kernel代碼，應(yīng)該還要有signal(signo,sigterm_handler); 才對(duì)呀 ，但事實(shí)上，我們大家都知道沒有必要這樣用 ，為什么呢？ 請(qǐng)前往論壇討論： http://www./forum/showflat.php?Cat=&Board=linuxK&Number=607961&page=0&view=collapsed&sb=5&o=7&fpart=&vc=1&PHPSESSID = } int main(void) { printf("-------------111111111111111-------------＼n"); signal（SIGTERM,sigterm_handler); pause(); printf("----------222222222222222----------------＼n"); pause();//如果按照kernel代碼里面寫的， 當(dāng)再發(fā)一個(gè)SIGTERM信號(hào)的時(shí)候 ， sa_handler 就編程SIG_DFL 了，那默認(rèn)就是 //terminate ，所以不會(huì)打出來 333333333333333333 了， printf("-------------3333333333333333----------＼n"); return 0; } 不過執(zhí)行結(jié)果確實(shí)： 333333333333333333333333 也打出來了， 這就又說明signal函數(shù) ，不必反復(fù)注冊(cè)信號(hào)處理函數(shù) ， 這不就矛盾嗎？ 所以目前問題就是 if (ka->sa.sa_flags & SA_ONESHOT){ ka->sa.sa_handler = SIG_DFL; 是在什么情況下 改動(dòng)了 sigaction->sa_flags (去掉了 SA_ONESHOT 標(biāo)志呢？)我在代碼里面搜索不到??！ 如果感興趣的朋友能前往論壇討論： http://www./forum/showflat.php?Cat=&Board=linuxK&Number=607949&page=0&view=collapsed&sb=5&o=7&fpart=&vc=1 2> 僵尸進(jìn)程：也叫Zombie進(jìn)程： 僵尸進(jìn)程定義：進(jìn)程結(jié)束后，該進(jìn)程的父進(jìn)程沒有調(diào)用wait或waitpid（）對(duì)子進(jìn)程進(jìn)行回收 ， 子進(jìn)程一直是Zombie狀態(tài)。 關(guān)于kernel怎么殺死Zombie 請(qǐng)看 kernel/exit.c ==>sys_wait4() 函數(shù) ， waitpid 就是sys_wait4()實(shí)現(xiàn)的。 首先看看正確的編程方法： 當(dāng)一個(gè)進(jìn)程fork（）出一個(gè)子進(jìn)程的時(shí)候 ，正確的情況下，父進(jìn)程應(yīng)該回收進(jìn)程的資源：通過下面兩個(gè)辦法中的一個(gè)即可避免Zombie（僵尸進(jìn)程）： 父進(jìn)程顯式的忽略SIGCHLD 信號(hào) 只要在fork一個(gè)子進(jìn)程之前加上這么 一行： signal(SIGCHLD, SIG_IGN); //這樣肯定不會(huì)出現(xiàn)僵尸進(jìn)程， 為什么呢？ 看kernel的代碼吧： ==>asm/i386/signal.c ==>do_signal() ka = ¤t->sig->action[signr-1];//¤t->sig : signal_struct if (ka->sa.sa_handler == SIG_IGN) { if (signr != SIGCHLD) continue; //對(duì)于信號(hào)處理方式是 SIG_IGN ， 非SIGCHLD的信號(hào) ,kernel什么也不作！ SIGCHLD 比較特別啊！ /* Check for SIGCHLD: it’s special. 類似調(diào)用waitpid（）來回收child process的進(jìn)程表項(xiàng) */ //SIG_CHLD 信號(hào)的行為設(shè)置為SIG_IGN , 由內(nèi)核來處理僵死進(jìn)程。 //如果你的程式中沒有特別的需求需要處理SIGCHLD , 為了避免僵尸進(jìn)程（Zombie進(jìn)程），你能顯式的忽略他，kernel會(huì)調(diào)用sys_wait4（）來處理僵尸進(jìn)程的），他執(zhí)行一個(gè)while() loop , 來處理系統(tǒng)中所有的僵尸進(jìn)程，老黃牛精神??！ while (sys_wait4(-1, NULL, WNOHANG, NULL) > 0) // 看看是不是和waitpid的用法相同??！ /* nothing */; continue; } 如果 SIGCHLD 是默認(rèn)的 SIG_DFL 的話：kernel就不管了，所以肯定會(huì)有僵尸進(jìn)程的！ ==>asm/i386/signal.c ==>do_signal() if (ka->sa.sa_handler == SIG_DFL) { int exit_code = signr; /* Init gets no signals it doesn’t want. */ if (current->pid == 1) //誰都不能給init(1) 進(jìn)程發(fā)信號(hào)， 這樣說比較準(zhǔn)確： 發(fā)了也白發(fā)，kernel不認(rèn)可 continue; switch (signr) { case SIGCONT: case SIGCHLD: case SIGWINCH: case SIGURG: continue; //對(duì)于SIGCHLD 信號(hào)，kernel對(duì)他默認(rèn)是忽略的， （請(qǐng)不要和SIG_IGN 混淆了） //所以非常明顯， kernel并沒有調(diào)用sys_wait4() 來處理僵尸進(jìn)程 ，你要自己處理了，^_^ .............. } 父進(jìn)程給SIGCHLD信號(hào)注冊(cè)handler（里面調(diào)用waitpid（）回收child Zombie process) 比如：這樣寫： while(waitpid(-1,NULL,WNOHANG) > 0) { //自動(dòng)處理所有的僵尸進(jìn)程，當(dāng)然你能不用while，只調(diào)用一次，看需要 ： 比如父進(jìn)程是個(gè)http server，就會(huì)fork（）出非常多子進(jìn)程 ， 所以while()是有必要的。 //WNOHANG 非常關(guān)鍵，如果沒有僵死進(jìn)程，就馬上返回 ，這樣while（）才能結(jié)束啊 ， 可是wait（）就沒有這個(gè)參數(shù)， 所以wait就阻塞了。 所以一般情況下，我們用waitpid還是最佳的了！ ;//什么也不必作了， 能打印看看到底回收了哪些進(jìn)程pid } ！如果你沒有用上面所有一個(gè)辦法,就會(huì)出現(xiàn)僵尸進(jìn)程。 ps ax 命令可能會(huì)顯示： 22149 tty8 S 0：00 test_pro 22150 ? Z 0:00 [test_pro ] //這就是僵尸進(jìn)程 Z 就是Zombie的意思 ， 你用kill -9 也無法殺掉他 。 怎么殺掉Zombie進(jìn)程呢？ 你能kill他的父進(jìn)程就能殺掉Zombie進(jìn)程。 kill -SIGTERM 22149 , 你在ps ax 看看 ，兩個(gè)進(jìn)程都沒有了。 避免僵尸進(jìn)程的第三種辦法 個(gè)人不推薦！ 因?yàn)樯厦鎯煞N方法已夠用了， 除非你更有其他的需求，比如 使子進(jìn)程無法獲得控制終端，這種情況下， 就必須fork()兩次了 。 否則一般情況下，我們需要父子進(jìn)程同步和通信的， 父親和兒子交流尚且比較方便（用pipe最佳，配合使用select（）） ， 你讓爺爺和孫子通信不是比較困難嗎？ 兩代人的代溝呢。。。。 當(dāng) 你也能fork()兩次， 父親(比如http server，循環(huán)處理） -> 兒子進(jìn)程（exit） -> 孫子進(jìn)程 （處理每次的任務(wù)，正常結(jié)束，就不會(huì)成為Zombie） 下面是事例代碼： pid_t pid = 0; pid = fork(); if(pid 0) //這里可能是個(gè)Server一類的， 父親進(jìn)程永遠(yuǎn)不會(huì)結(jié)束的，是while（） 循環(huán) else { //目前兒子 process 了， if(pid = fork() 0) //兒進(jìn)程也結(jié)束了 exit(0);//即時(shí)殺死兒子進(jìn)程 ，這樣孫子就成孤兒了，孫子進(jìn)程會(huì)被init（1）領(lǐng)養(yǎng)的。 else { //到孫子進(jìn)程了。 /* some code ………….. */ exit(0); } } 對(duì)于 原理其實(shí)非常簡(jiǎn)單： 兒子死了， 只有孫子了， 孫子是孤兒了， 那么init(1)進(jìn)程就會(huì)領(lǐng)養(yǎng)這個(gè) 孤兒， 同時(shí)孤兒就認(rèn)為init(1)就是他的父進(jìn)程，由init進(jìn)程負(fù)責(zé)收尸！ 3> 特別的 SIGCHLD 信號(hào) SIGCHLD 特別在哪里呢？？ 一般情況下， 子進(jìn)程結(jié)束后 ，都會(huì)給父進(jìn)程發(fā)送 SIGCHLD 信號(hào) ，不過這不是絕對(duì)的 。 • 當(dāng)一個(gè)父進(jìn)程fork（）一個(gè)子進(jìn)程后， 當(dāng)父進(jìn)程沒有為SIGCHLD 注冊(cè)新的處理函數(shù)，處理方式為SIG_DFL ,那么當(dāng)子進(jìn)程結(jié)束的時(shí)候， 就不會(huì)給父進(jìn)程發(fā)送SIGCHLD 信號(hào) 。 從代碼的角度： 執(zhí)行到send_sig_info()，會(huì)在isgnore_signal() 函數(shù)里面做是否要發(fā)信號(hào)的判斷，結(jié)果 SIGCHLD被忽略了！ • 就是普通的進(jìn)程，在某個(gè)地方pause()，也不是隨便發(fā)一個(gè)信號(hào)就能喚醒他， 比如 發(fā) SIGCONT 信號(hào)(在kernel中當(dāng)SIGCONT 的處理方式為SIG_DFL的時(shí)候， 他要被ignore的) ，就不能！ 例子： int main(void) { pause(); printf(“I am waken up＼n”); return 0; } 如果你在外部隨便發(fā)下列信號(hào)：SIGCONT , SIGWINCH , SIGCHLD SIGURG ，肯定是要被進(jìn)程忽略的，并不能喚醒該進(jìn)程！ 如果你發(fā)SIGTERM,SIGQUIT,SIGINT等信號(hào)，沒有注冊(cè)handler ， 那么默認(rèn)是中止他；如果注冊(cè)了handler ， 則能喚醒該進(jìn)程。 且看下面的代碼分析： /* * Determine whether a signal should be posted or not. * * Signals with SIG_IGN can be ignored, except for the * special case of a SIGCHLD. * * Some signals with SIG_DFL default to a non-action. */ //定義了那些信號(hào)要被忽略! static int ignored_signal(int sig, struct task_struct *t) { /* Don’t ignore traced or blocked signals */ if ((t->ptrace & PT_PTRACED) || sigismember(&t->blocked, sig)) return 0; return signal_type(sig, t->sig) == 0; } /* * Signal type: * 0 : wake up. */ // #define SIG_DFL ((__sighandler_t)0) /* default signal handling */ #define SIG_IGN ((__sighandler_t)1) /* ignore signal */ #define SIG_ERR ((__sighandler_t)-1) /* error return from signal */ // static signal_type(int sig, struct signal_struct *signals) { unsigned long handler; //-----------------------------空信號(hào) ignore ----------------------------- if (!signals) return 0; // handler = (unsigned long) signals->action[sig-1].sa.sa_handler; if (handler > 1) //該信號(hào)有特定的信號(hào)處理函數(shù)不能ignore ，必須wake_up () return 1; //can’t ignore // -----父進(jìn)程設(shè)置SIGCHLD 的處理方式為 SIG_IGN : 子進(jìn)程結(jié)束的時(shí)候不會(huì)給父進(jìn)程發(fā)信號(hào)，也就無法喚醒了。 /* "Ignore" handler.. Illogical, but that has an implicit handler for SIGCHLD */ if (handler == 1) return sig == SIGCHLD;//當(dāng)信號(hào)是 SIGCHLD的時(shí)候，信號(hào)不能被忽略，其他的要被活略 // --------------------------當(dāng)把信號(hào)設(shè)置為SIG_DFL 時(shí)的情況--------------------- /* Default handler. Normally lethal, but.. */ switch (sig) { /* Ignored */ case SIGCONT: case SIGWINCH: case SIGCHLD: case SIGURG: return 0; //這些信號(hào)忽略干脆就忽略了 ，那你可能奇怪了？那SIGCONT 信號(hào)怎么喚醒 TASK_STOPPED狀態(tài)的進(jìn)程呢？ 如果你有這個(gè)疑問 ，請(qǐng)看 5>的討論！ /* Implicit behaviour */ //can’t ignore case SIGTSTP: case SIGTTIN: case SIGTTOU: //這些信號(hào)就時(shí)要暫停進(jìn)程的 return 1; //這些信號(hào)會(huì)喚醒該進(jìn)程的， 程式會(huì)接著望下跑的， 最后 把進(jìn)程的狀態(tài)置為 TASK_STOPPED 的。 /* Implicit actions (kill or do special stuff) */ default: //對(duì)于象SIGKILL , SIGTERM ,SIGQUIT 這樣的信號(hào)直接就默認(rèn)操作， 一般就是terminate 該進(jìn)程 return -1; } ？怎么在應(yīng)用程式驗(yàn)證上述kernel的代碼呢？ 既然提到了”喚醒“ ，肯定要用上 pause(2)函數(shù)了， 且看pause（2）的manunal ： DESCRIPTION The pause library function causes the invoking process (or thread) to sleep until a signal is received that either terminates it or causes it to call a signal-catching function. （也就是發(fā)的信號(hào)有對(duì)應(yīng)的信號(hào)處理函數(shù)，或是強(qiáng)行中止的哪些信號(hào)） RETURN VALUE The pause function only returns when a signal was caught and the sig- nal-catching function returned. In this case pause returns -1, and errno is set to EINTR. 上面的手冊(cè)說得非常清晰了， 對(duì)于pause過的進(jìn)程， 只有發(fā)送類似 SIGKILL , SIGQUIT, SIGTERM 的信號(hào)或是 注冊(cè)了新的處理函數(shù)，才能喚醒他！ 另外再看一下：pause()的系統(tǒng)實(shí)現(xiàn)： asmlinkage int sys_pause(void) { current->state = TASK_INTERRUPTIBLE; //設(shè)置成INTERRUPTABLE 狀態(tài)，就不在CPU調(diào)度的隊(duì)列里面了 schedule();//重新調(diào)度，使當(dāng)前進(jìn)程即時(shí)讓出CPU， kernel從TASK_RUNNING隊(duì)列中選擇合適的進(jìn)程重新運(yùn)行 return -ERESTARTNOHAND; } 下面是測(cè)試的例子： #include #include #include #include #include #include #include void sig_handler(int signo) { printf("signo = %d＼n",signo); if(signo == SIGCHLD) { pid_t child_pid = 0; int status = 0; printf("into singal handler＼n"); //wait() fault : it will blocked if no defunced process ,so I will use waitpid(.. WNOHANG) ,it will return immidietly while( (child_pid = waitpid(-1,&status,WNOHANG))> 0) //循環(huán)回收所有的Zombie進(jìn)程 printf("child_pid = %d , status = %d＼n",child_pid,status); } } int main(void) { pid_t pid = 0; /* 感興趣的讀者能試試！你能試著注釋掉下面的兩個(gè)signal()函數(shù)， 用這個(gè)，試著回答下面的兩個(gè)問題 struct sigaction sa,old_sa; sigaction(SIGCHLD,&sa,&old_sa); sa = old_sa; sa.sa_flags |= SA_NOCLDSTOP; //當(dāng)子進(jìn)程結(jié)束的時(shí)候，阻止子進(jìn)程向其父進(jìn)程發(fā)SIGCHLD sa.sa_handler = SIG_IGN; sigaction(SIGCHLD,&sa,NULL); */ signal(SIGCHLD,sig_handler); //避免僵尸進(jìn)程 //signal(SIGCHLD,SIG_IGN); //注釋上面那行，用這行 ， 再試著重新回答下面的兩個(gè)問題 pid = fork(); if(pid printf("child ................... ＼n"); exit(0); } else { printf("parent pause() ..............＼n"); pause(); //父進(jìn)程會(huì)被喚醒嗎？？？？？？？？？？？？？？？？？？？ fflush(stdout); printf("parent process has been waken up ＼n"); return 0; } } 大家能思考一下？ （1） 子進(jìn)程會(huì)成為孤兒進(jìn)程嗎？ （2） 父進(jìn)程會(huì)被喚醒嗎？ 如果你看明白了上面的kernel代碼 ，你就非?？烀靼琢舜鸢噶耍海ㄉ厦鏇]有被注釋的代碼的運(yùn)行結(jié)果 ，注釋的部分，讀者自己能驗(yàn)證試著讀原始碼解釋程式行為！ （1）答：不會(huì)，正常結(jié)束 ，因?yàn)橛新暶?：signal(SIGCHLD,SIG_IGN); //避免僵尸進(jìn)程 （2）答：（至少在linux-2.4.24上會(huì)，我在linux-2.4.20-8上試了一下，就不會(huì)喚醒,代碼肯定不同了）， 因?yàn)樽舆M(jìn)程結(jié)束后， 會(huì)給parent進(jìn)程發(fā)送一個(gè)SIGCHLD 信號(hào)， 此信號(hào)會(huì)喚醒 parent 進(jìn)程！ 有關(guān)這方面的討論能訪問論壇頁： http://www./forum/showflat.php?Cat=&Board=linuxK&Number=607949&page=0&view=collapsed&sb=5&o=7&fpart=&vc=1 4> 在給一個(gè)進(jìn)程發(fā)送信號(hào)的過程中， 只要目標(biāo)進(jìn)程（遲早要成為當(dāng)前running的進(jìn)程）沒有block該信號(hào)， kernel都會(huì)調(diào)用 wake_up_process（） 函數(shù)來喚醒他 ， 為什么呢？ 因?yàn)?只有當(dāng)前活動(dòng)進(jìn)程才會(huì)handle signal ，過程是這樣的： 當(dāng)一個(gè)進(jìn)程被喚醒后， 他肯定處于kernel空間 ， 在他即將返回道用戶空間的時(shí)候， 開始檢測(cè) task_struct->sigpending ,如果為1 就說明該進(jìn)程收到了信號(hào)（目前這個(gè)信號(hào)叫pending信號(hào)，只要有pending 信號(hào)， sigpending 就是等于1 ） ，開始調(diào)用do_signal() 函數(shù)來處理 ， 也就是重要的一點(diǎn) ， 只有當(dāng)前活動(dòng)進(jìn)程才能處理信號(hào)（類似中斷 ， 當(dāng)一個(gè)進(jìn)程收到一個(gè)信號(hào)后， 就active了， 至于該信號(hào)怎么處理，是 "kernel處理信號(hào)的任務(wù)“ 。 具體說明如下： 關(guān)于這個(gè)函數(shù)我覺得也也值得注意！ 1> 當(dāng)向一個(gè)進(jìn)程發(fā)送 SIGCONT信號(hào)時(shí)候， 如果進(jìn)程本身更有一些類似SIGSTOP,SIGTSTP,SIGTTIN,SIGTTOU等會(huì)使進(jìn)程停止的信號(hào)， 就要把他們刪掉 2>如果想要停止某個(gè)進(jìn)程的話， 就一定要?jiǎng)h除SIGCONT信號(hào)（這個(gè)肯定，否則kernel在處理的時(shí)候， 進(jìn)程優(yōu)先處理SIGCONT信號(hào)，然后再處理這4個(gè) ，那就多余了，沒有必要。既然要停止， 就直接停止，忽略之前的SIGCONT操作） static void handle_stop_signal(int sig, struct task_struct *t) { switch (sig) { case SIGKILL: case SIGCONT: /* Wake up the process if stopped. */ if (t->state == TASK_STOPPED) wake_up_process(t); t->exit_code = 0; rm_sig_from_queue(SIGSTOP, t); //刪除這些未決信號(hào) rm_sig_from_queue(SIGTSTP, t); rm_sig_from_queue(SIGTTOU, t); rm_sig_from_queue(SIGTTIN, t); break; case SIGSTOP: case SIGTSTP://因?yàn)檫@些信號(hào)排在SIGCONT信號(hào)的后面，如果不刪除隊(duì)列中的SIGCONT信號(hào)， 在do_singal()會(huì)先執(zhí)行SIGCONT的操作的，這樣就多次一舉了。Note：我看代碼里面是 kernel在檢測(cè)信號(hào)的時(shí)候， 先處理sigset_t類型值中前面的bit對(duì)應(yīng)的信號(hào) case SIGTTIN: case SIGTTOU: /* If we’re stopping again, cancel SIGCONT */ rm_sig_from_queue(SIGCONT, t); break; } } 5> ？ 對(duì)于3>提到的特別的SIGCHLD 信號(hào)， 我們提到了到底哪些信號(hào)要被忽略。那么對(duì)于善于思考你， 不知道你是否有此疑問： （1）對(duì)于一個(gè)普通的進(jìn)程發(fā)SIGCONT 信號(hào)肯定是要被kernel忽略的； （2）不過一般的上層熟悉signal用法的R&D都知道 SIGCONT信號(hào)是SIGSTOP/SIGTSTP/SIGTTIN/SIGTTOU的后繼信號(hào)， 是專門用來把掛起的進(jìn)程恢復(fù)running的，根據(jù)上面的結(jié)論SIGCONT不是也要被忽略的嗎？？？？ 那進(jìn)程又怎么可能恢復(fù)執(zhí)行呢？ 答案：要回答這個(gè)問題就要弄清晰kernel在發(fā)一個(gè)signal的流程： 1. 判斷信號(hào)是否是bad的， 參考 kernel/signal.c ==>bad_signal() 2. 處理狀態(tài)是TASK_STOPPED的進(jìn)程， 如果是 ， 就調(diào)用wake_up_process() , 參考 kernel/signal.c==>handle_stop_signal() 函數(shù) 3. 判斷哪些信號(hào)該忽略，參考 kernel/signal.c==>ignore_signal() 4. 最后 調(diào)用 deliver_signal（） 正是發(fā)送信號(hào)（其實(shí)發(fā)送信號(hào)，說白了，就是修改task_struct 相應(yīng)的數(shù)據(jù)成員），發(fā)送完信號(hào)成功后，如果進(jìn)程是處于TASK_INTERRUPTABLE 狀態(tài)的（且信號(hào)沒有被阻塞）， 就喚醒他。 到此為止，信號(hào)就算正式發(fā)送完畢了。 所以，你目前你就知道答案了： 雖然SIGCONT 信號(hào)要在 3.被忽略，可是2. 卻能被執(zhí)行， 進(jìn)程被變?yōu)門ASK_RUNNING 狀態(tài)了（！TASK_RUNNING狀態(tài)的進(jìn)程有非常多，不過同一個(gè)時(shí)間，占用CPU的就只有一個(gè)） 那為什么要必須把 TASK_STOPPED 狀態(tài)的進(jìn)程 變?yōu)?TASK_RUNNING 呢？ 也許你能從 4>中得到答案！ 6> ！關(guān)于阻塞信號(hào)注意事項(xiàng) 1. 阻塞信號(hào)非常有用， 比如你運(yùn)行某個(gè)程式， 比如upgrade 程式， 再比如更新BIOS ， 都是不允許忽然斷電和忽然停止的，否則會(huì)發(fā)生災(zāi)難性的后果！至少在代碼某個(gè)部分，是不能停止的，這個(gè)時(shí)候 必須阻塞一些信號(hào)（比如SIGTERM,SIGQUIT,SIGINT等等）。阻塞信號(hào)后， 在適當(dāng)?shù)臅r(shí)機(jī)要對(duì)該信號(hào)解除阻塞！以處理被阻塞信號(hào)！ 利用信號(hào)阻塞能實(shí)現(xiàn)上面的功能，你能在關(guān)鍵的不可停止的代碼上面加 sigprocmask（&block_set）函數(shù)阻塞一個(gè)信號(hào)集，這樣當(dāng)這部分關(guān)鍵代碼執(zhí)行的時(shí)候，阻塞block_set集合里面的信號(hào)， 這些信號(hào)只有被解除阻塞的時(shí)候，才能被處理！ 當(dāng)關(guān)鍵代碼執(zhí)行完畢后， 你再 調(diào)用suspend(&zero_set) 來允許所有的信號(hào)， 為的就是處理剛才被阻塞的信號(hào)，比如如果剛才發(fā)了SIGQUIT信號(hào)，目前就能處理SIGQUIT信號(hào)了，最后（如果你的程式還沒有中止，要繼續(xù)執(zhí)行其他操作的話）調(diào)用sigprocmask(SIG_SETMASK,&old_set,NULL); 來恢復(fù)原來的信號(hào)掩碼集合，使你的程式繼續(xù)running下去！ 下面是例子程式：例子程式我寫了周詳?shù)牟僮髡f明，讀者能清晰了解sigsuspend()的用法 程式說明： 在執(zhí)行critical code的過程中，不允許SIGQUIT信號(hào)，你能隨意copy使用！ #include #include #include void sig_int(int signo) { printf("int:signo %d＼n",signo); } void sig_quit(int signo) { printf("quit:signo %d＼n",signo); } int main(void) { sigset_t newmask,oldmask,zeromask; signal(SIGINT,sig_int); //only test signal(SIGQUIT,sig_quit);//only test sigemptyset(&zeromask); sigemptyset(&newmask); sigaddset(&newmask,SIGQUIT); printf("just sigprocmask , blocked newmask ＼n"); sigprocmask(SIG_BLOCK,&newmask,&oldmask ); /*critical code begin */ printf("only testing ,please send SIGQUIT signal to test,it will be blocked ＼n"); pause();//在這里停住僅僅用于測(cè)試， 否則程式馬上掠過這里， 你將沒有機(jī)會(huì)測(cè)試 SIGQUIT信號(hào)了！ //實(shí)際使用的時(shí)候，你不能用pause() /*critical code over */ //deal these blocked signal printf("allow all signals, and deal all blocked signals ＼n"); sigsuspend(&zeromask); printf("haha , SIGQUIT has been deal ＼n"); printf("will restore the signal mask ＼n"); sigprocmask(SIG_SETMASK,&oldmask,NULL); printf("has restored ,please testing with SIGQUIT ＼n");//這個(gè)時(shí)候，沒有阻塞SIGQUIT信號(hào)！ pause(); //這里也僅僅用于測(cè)試 ，你能發(fā)SIGQUIT信號(hào)試試！ printf("haha , testing over ,this is suspend () usage ＼n"); exit(0); } 上面演示了sigsuspend（）和sigprocmask的用法， 通常情況下，這兩個(gè)函數(shù)都是配合使用的，其他的例子能參考《Unix Advanced Programming 》P229 2．？如果我阻塞了一個(gè)信號(hào)， 不過當(dāng)我恢復(fù)信號(hào)阻塞掩碼的時(shí)候， 我并不想處理該信號(hào)我該怎么辦呢？比如SIGQUIT信號(hào)，如果我不另加處理， 他會(huì)中止程式的，天哪？那怎么行？ 這個(gè)時(shí)候需要用到sigpending()這個(gè)函數(shù)了， 當(dāng)你的關(guān)鍵的code 段，結(jié)束后， 你能利用sigpending()來檢查某個(gè)信號(hào)是否在pending中，然后設(shè)置這個(gè)信號(hào)的處理方式， 比如，如果你想刪除這個(gè)信號(hào)， 直接忽略他 。 等恢復(fù)了原來的信號(hào)阻塞掩碼后，再恢復(fù)該信號(hào)的處理方式！ 還是據(jù)個(gè)例子吧： #include #include #include int main(void) { sigset_t block_set,save_set; sigset_t pending_set; sigemptyset(&pending_set); sigemptyset(&block_set); sigaddset(&block_set,SIGQUIT); sigprocmask(SIG_BLOCK,&block_set,&save_set); /* your key code segment ,can’t be interrupt by SIGQUIT code */ printf("Please send SIGQUIT signal , by Ctrl+ ＼＼ ＼n"); sleep(6); //僅僅是為了測(cè)試，這個(gè)時(shí)候 ，你能發(fā)SIGQUIT信號(hào),實(shí)際應(yīng)用中，這個(gè)肯定不要的！ printf("key code has been end !＼n"); printf("you can unblock those signals＼n"); //如果你發(fā)了SIGQUIT 信號(hào)， 這時(shí)候， 肯定在pending里面了 sigpending(&pending_set); if(sigismember(&pending_set,SIGQUIT)) //測(cè)試SIGQUIT是否在pending隊(duì)列中 { printf("yes , SIGQUIT is pending signal＼n"); signal(SIGQUIT,SIG_IGN); //暫時(shí)改動(dòng)一下SIGQUIT的行為，稍后再改回去！ } // sigsuspend(&zero_set); //來處理其他的剛才被阻塞的信號(hào)，不過不處理SIGQUIT信號(hào) sigprocmask(SIG_SETMASK,&save_set,NULL); signal(SIGQUIT,SIG_DFL); //復(fù)原SIGQUIT的信號(hào)部署方式 printf("yet pause() , please ctrl+＼＼ to test SIGQUIT’s handler ＼n"); pause(); //僅僅測(cè)試，SIGQUIT 是否還被阻塞 return 0; } 3．另外兩個(gè)比較有用的函數(shù)：sigwaitinfo(), sigtimedwait(), 專門等待某種信號(hào)的到來，sigtimedwait()能在有限的時(shí)間內(nèi)等待某個(gè)信號(hào)集！而且sigwaitinfo() | sigtimedwait()也是經(jīng)常和sigprocmask配合使用， 當(dāng)然只用sigwaitinfo()系列也能！而且功能也相同！為什么這樣？請(qǐng)man 2 sigwaitinfo，你一定能找到答案！，不過如果配合sigprocmask功能會(huì)更多一些！比如你想要哪些信號(hào)到來（sigwaitinfo（）），但又不想要哪些信號(hào)（sigpromask） 具體的復(fù)雜的可應(yīng)用的例子能參考8>中的父子進(jìn)程通信的例子。 使用注意事項(xiàng)： sigwaitinfo(wait_set)等待set信號(hào)集中的信號(hào)的到來， 如果在沒有等到信號(hào)集中的信號(hào)，或收到了一個(gè)不在set集合中的信號(hào)，該函數(shù)就會(huì)返回-1,在返回-1之前會(huì)處理這個(gè)不速之客（或默認(rèn)處理，或調(diào)用信號(hào)處理函數(shù)）。 這里舉個(gè)簡(jiǎn)單的例子；也加進(jìn)了sigsuspend（）函數(shù)，來處理增經(jīng)阻塞過的信號(hào) 請(qǐng)注意block_set和wait_set的差別 #include #include #include /* * 該程式主要是說明并演示 sigwaitinfo（）和sigsuspend（）和sigprocmask（）的用法 * 用法和說明 sigwaitinfo僅僅等待set里面的信號(hào)， 當(dāng)收到這個(gè)信號(hào)后， 僅僅返回signal值和信號(hào)的信息siginfo_t, 不執(zhí)行信號(hào)處理函數(shù)（如果注冊(cè)了信號(hào)處理函數(shù)的話） sigsuspend()相當(dāng)于 先sigprocmask() ,然后再pause() , 不過sigsupend（）是個(gè)原子操作 • 程式功能： 程式運(yùn)行過程中wait SIGINT信號(hào)， 在調(diào)用sigwaitinfo之前阻塞了 SIGINT 和SIGQUIT信號(hào)， 如果sigwaitinfo（）阻塞的時(shí)候， 發(fā)SIGQUIT信號(hào)，必然要被阻塞， 程式依舊睡眠， 當(dāng)發(fā)送SIGINT信號(hào)的時(shí)候， 也要被阻塞， 不過sigwaitinfo一旦檢測(cè)到pending 信號(hào)中有SIGINT，就即時(shí)返回 。 程式繼續(xù)執(zhí)行， 不過我們要處理剛才發(fā)送的被阻塞的SIGQUIT信號(hào)， 所以調(diào)用suspend（&zero_set）來處理所有被阻塞的信號(hào) ， 所以調(diào)用SIGQUIT的信號(hào)處理函數(shù)， 然后從suspend（）返回， 程式繼續(xù)執(zhí)行！調(diào)用sigprocmask（）來恢復(fù)原來的信號(hào)掩碼集。 --bob */ void sig_quit(int signo) { printf("======================SIGQUIT=======================＼n"); } int main(void) { sigset_t wait_set,block_set,old_set,zero_set; siginfo_t info; int recv_signo = 0; signal(SIGQUIT,sig_quit); //你能捕捉SIGQUIT信號(hào)，隨你的便，如果你不想被SIGQUIT退出的話。 sigemptyset(&zero_set); sigemptyset(&wait_set); sigaddset(&wait_set,SIGINT); block_set = wait_set; sigaddset(&block_set,SIGQUIT); //阻塞了block_set集合里面的信號(hào)， 比wait_set多阻塞了一個(gè)SIGQUIT信號(hào)！，讀者能在這里加上你想阻塞的信號(hào)，這些信號(hào)可能會(huì)對(duì)正常的流程不利！ sigprocmask(SIG_BLOCK,&block_set,&old_set); recv_signo = sigwaitinfo(&wait_set,&info); printf("--debug recv signo = %d＼n",info.si_signo); printf(“recv signo = %d＼n”,recv_signo); //確實(shí)收到了想要的信號(hào)時(shí)，結(jié)果和上面相同， 收到了 wait_set意外的信號(hào)時(shí)， 就返回 －1 ，所以用這個(gè)判斷是否出錯(cuò)，比較好！ /*----this is error ,為什么錯(cuò)，please see 《unix advanced programming》P229－230 */ //sigprocmask(SIG_SETMASK,&old_set,NULL);//restore the signal mask //pause(); /* ----------------------------------------------------------------------------*/ sigsuspend(&zero_set);//臨時(shí)允許所有的信號(hào)，為的處理剛才有可能被阻塞的信號(hào)！ /* ---------------目前信號(hào)掩碼集合已被恢復(fù)設(shè)置了， 你能再試試 SIGQUIT 信號(hào)了。這個(gè)時(shí)候就能處理 SIGQUIT信號(hào)了。 * ---------------雖然下面兩行看起來和上面注釋的認(rèn)為的錯(cuò)誤行相同，可是他的用途確實(shí)孑然不同 ，你看出來了嗎？ */ sigprocmask(SIG_SETMASK,&old_set,NULL);//restore the signal mask pause(); return 0; } ？對(duì)于上面的程式讀者不知道發(fā)現(xiàn)一個(gè)bug沒有？ 就是如果這個(gè)時(shí)候在等SIGINT的時(shí)候， 發(fā)生了別的信號(hào)比如SIGQUIT,SIGTERM什么的，程式該怎么運(yùn)行呢？ 答案： 不妙， 本來時(shí)要等待SIGINT 信號(hào)的，不過沒有等到，由于收到其他的信號(hào)可能會(huì)異常退出， 這怎么能行呢？ 所以當(dāng)收到了其他的信號(hào)的時(shí)候， 一定要判斷errno == EINTR 改進(jìn)如下： …………………………………………………………….. again: sigprocmask(SIG_BLOCK,&block_set,&old_set); recv_signo = sigwaitinfo(&wait_set,&info); If(recv_signo == -1) { //那就出錯(cuò)了，不過 -1 ，包含了兩種情況 EINTR 和 EAGAIN If(errno == EINTR) //表示被別的信號(hào)給中斷了 { goto again; //重新調(diào)用sigwaitinfo() 繼續(xù)等待 else if(errno == EAGAIN); //如果你用的時(shí)sigtimedwait()函數(shù)，這個(gè)也許有用，表示在規(guī)定的timeout時(shí)間無法獲得資源， errno== EAGAIN ; //do nothing ，直接退出即可（當(dāng)你用sigtimedwait()的時(shí)候） } else { //收到我們想要的信號(hào) printf("--debug recv signo = %d＼n",info.si_signo); printf(“recv signo = %d＼n”,recv_signo); //確實(shí)收到了想要的信號(hào)時(shí)，結(jié)果和上面相同， 收到了 wait_set意外的信號(hào)時(shí)， 就返回 －1 ，所以用這個(gè)判斷是否出錯(cuò)，比較好！ } ！我們通過一個(gè)循環(huán)來判斷該sigwaitinfo（）系統(tǒng)調(diào)用是否是被信號(hào)中斷的， 如果是就繼續(xù)循環(huán)重新調(diào)用sigwaitinfo（）來阻塞并等待期待的信號(hào)的到來！ 7>！不可再入函數(shù) 比如malloc（）， printf（）， 這些都是不可再入的函數(shù)！，使用不可再入的函數(shù)使危險(xiǎn)的，不要用他們， 具體哪些是不可再入的，哪些使可再入的， 要查看《unix advanced programming》P209 這里指出最常見的錯(cuò)誤： 在信號(hào)處理函數(shù)中： • 不能調(diào)用malloc（）函數(shù)來動(dòng)態(tài)分配內(nèi)存，因?yàn)橹鞒淌皆诒恍盘?hào)中斷的時(shí)候， 有可能正在調(diào)用malloc（）函數(shù)，也就是主程式調(diào)用malloc的時(shí)候被中斷了。 • 不能調(diào)用printf（）來打印信息！當(dāng)然偶爾調(diào)試也問題不大， 不過調(diào)試成功后， 要去掉printf()函數(shù)！ 8> 關(guān)于信號(hào)的技巧： Q ：怎么判斷一個(gè)進(jìn)程是否還活著 ？ A： 發(fā)一個(gè)空信號(hào)就好了， 什么？什么是空信號(hào)？ 就是 0 Q：怎么暫時(shí)掛起某個(gè)進(jìn)程？ A: 如果你想暫時(shí)掛起某個(gè)進(jìn)程的運(yùn)行，以后要恢復(fù)，請(qǐng)用SIGSTOP信號(hào) ， 想重新執(zhí)行該進(jìn)程的時(shí)候，就發(fā)SIGCONT信號(hào)。 記住當(dāng)你對(duì)一個(gè)進(jìn)程發(fā)SIGSTOP信號(hào)的時(shí)候， 子進(jìn)程會(huì)給父進(jìn)程發(fā)SIGCHLD 信號(hào)，這樣父進(jìn)程會(huì)被喚醒。具體為什么請(qǐng)看 3> ，kernel 代碼里面已非常清晰了。 Q：我想父子進(jìn)程間通信而且同步，比如： 父進(jìn)程需要等待子進(jìn)程執(zhí)行的結(jié)果，然后最會(huì)退出， 當(dāng)然不能無限期等待，比如等 5秒鐘 ， 用信號(hào)行嗎？ A：你以為信號(hào)是萬能的？ 不過這個(gè)功能用信號(hào)確實(shí)能實(shí)現(xiàn)，而且還非常簡(jiǎn)單。 具體的我們來分析一下： 1. 同步：這是信號(hào)的最基本的功能了， 無論你用signal()/kill() 系列還是 sigaction()/sigqueue() 系列肯定能滿足你的需求 。 2. 通信：如果你用kill(2)函數(shù)發(fā)信號(hào)， 通信肯定不可能了， 傳遞不了信息啊，接收進(jìn)程只知道收到收到這個(gè)信號(hào)，不過到底發(fā)生了什么事情一概不知！這也是kill(2)的局限了！ 你能用sigqueue（）函數(shù) ，里面有項(xiàng)參數(shù)就是用來傳遞數(shù)據(jù)的 ，內(nèi)核里面有個(gè)結(jié)構(gòu)叫 siginfo_t ，就是干這個(gè)用的。具體請(qǐng)看 http://www-128.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-ipc/part2/index2.html （進(jìn)程間通信 信號(hào)（下），里面舉了個(gè)例子） 3. 父進(jìn)程有限時(shí)間等待子進(jìn)程，用sigtimedwait（const sigset_t, siginfo_t *info, const struct timespec timeout） ，不過僅限于等信號(hào)，可不是等別的什么！ 舉個(gè)非常有實(shí)用價(jià)值的例子：比如有個(gè)downloader （libcurl），我想在主程式中調(diào)用curl執(zhí)行下載， 然后主程式等待curl的下載結(jié)果，能只等5秒鐘， 如果5秒鐘還是沒有收到信號(hào)， 說明curl一直在執(zhí)行！ 主進(jìn)程fork（）出一個(gè)子進(jìn)程 ，子進(jìn)程去作真正的事情。 為了方便理解，用子進(jìn)程運(yùn)行curl下載文件 ，根據(jù)文件的大小和網(wǎng)速，下載時(shí)間會(huì)有非常大不同。 下面分三種情況： file比較小， 子進(jìn)程（curl進(jìn)程）非?？旆祷?，下載完畢 file比較大， 子進(jìn)程（curl進(jìn)程）過20分鐘返回，下載才完畢。父進(jìn)程剛開始timeout時(shí)間就結(jié)束了。 URL出錯(cuò)， 子進(jìn)程馬上返回一個(gè)出錯(cuò)碼！ 父進(jìn)程能根據(jù)這三種情況update某個(gè) database，來記錄這次的下載狀態(tài)！并及時(shí)的反饋給前端的UI 下面是我寫的程式， 非常高興被你隨意copy！ 思路1： 用signal來實(shí)現(xiàn)， 非常簡(jiǎn)單和直觀?。▽?duì)比下面的pipe做法） 父進(jìn)程需要在有限的時(shí)間內(nèi)等待子進(jìn)程發(fā)送SIGUSR2信號(hào)， 而子進(jìn)程結(jié)束時(shí)候，也要報(bào)告自己的exit code ，不過這個(gè)時(shí)候父進(jìn)程已結(jié)束了，子進(jìn)程被init（1）領(lǐng)養(yǎng) ，所以就不用報(bào)告狀態(tài)了，直接被init(1)回收！ 下面是代碼： #include #include #include void sig_usr2(int signo,siginfo_t *info,void *myact) { printf("signo = %d＼n",signo); } int main(void) { sigset_t wait_set; int sig_no; const struct timespec tv = {5,0}; //timeout siginfo_t sig_info ;//傳遞的信息結(jié)構(gòu) pid_t pid = 0; sigemptyset(&wait_set); sigaddset(&wait_set,SIGUSR2); signal(SIGCHLD,SIG_IGN); //父進(jìn)程顯式的忽略子進(jìn)程發(fā)來的SIGCHLD信號(hào) ，防止出現(xiàn)Zombie 進(jìn)程，如果忘記了，復(fù)習(xí)一下上面！ pid = fork(); if(pid http://www./pub/linux/kernel/v2.4/linux-2.4.24.tar.gz &>/dev/null"); printf("rc = %d＼n",rc); rc_val.sival_int = rc/255; //傳遞整型值 if(getppid() > 1) { //因?yàn)槿绻^了timeout ， 父進(jìn)程就退出了， 該子進(jìn)程被init(1)領(lǐng)養(yǎng)， 所以千萬不要向init(1)發(fā)信號(hào)！否則整個(gè)系統(tǒng)都要reboot 了！ sigqueue(getppid(),SIGUSR2,rc_val);//給父進(jìn)程發(fā)信號(hào)！，getppid()能獲得父進(jìn)程的pid } exit(0); } //parent process sigprocmask(&wait_set); sig_no = sigtimedwait(&wait_set,&sig_info,&tv); //父進(jìn)程會(huì)一直阻塞tv時(shí)間，然后就返回 if(sig_no == -1) { //說明超時(shí) printf("child process timeout ＼n"); printf(“curl 一直沒有返回，這樣下載看起來沒有問題， 正在下載＼n”); } else { printf("child process return value = %d＼n",sig_info.si_int); if(sig_info.si_int == 0) //信號(hào)傳遞的信息！ 我們?cè)谶@里傳遞integer值！ printf(“下載完畢＼n”); else printf(“下載出錯(cuò)，錯(cuò)誤代碼 %d＼n”, sig_info.si_int); } return 0; } 為了比較， 我原來寫過一個(gè)用 無名管道/select 來實(shí)現(xiàn) 上述功能的， 不過你需要了解pipe和select的用法，需要的知識(shí)點(diǎn)比較多。 你能隨意copy我的代碼， 思路2：用pipe實(shí)現(xiàn)父子進(jìn)程通信，再配合select()在timeout時(shí)間內(nèi)監(jiān)視管道讀管道） 父進(jìn)程創(chuàng)建了一個(gè)無名管道， 子進(jìn)程在管道寫端寫入value ， 父進(jìn)程通過select（）函數(shù)檢測(cè)管道的讀端，如果5秒鐘內(nèi)讀端無反應(yīng)，說明超時(shí)，否則就能讀value！ 這樣就是簡(jiǎn)單的實(shí)現(xiàn)父子進(jìn)程同步，通信，且有限時(shí)間等待的需求！ pid_t pid = 0; int fd[2]; //pipe operation : unsigned char share_buffer[3]; //share info between parent process and child process fd_set read_fds; int fd_max ; /* for select */ struct timeval tv; int select_rc = 0; if(pipe(fd) setsid(); /* generate a daemon process * setsid()是創(chuàng)建daemon的關(guān)鍵函數(shù)，（1）成為session的leader process ， *（2）成為進(jìn)程組的leader process ，（3）沒有終端 */ umask(0); /* 當(dāng)創(chuàng)建文件的時(shí)候和目錄的時(shí)候 默認(rèn)是 umask(022) ， * umask（）函數(shù)能改便創(chuàng)建文件時(shí)候的默認(rèn)許可權(quán)位 ， 據(jù)個(gè)例子，當(dāng)你用root權(quán)限 * 創(chuàng)建一個(gè)文件 ， > bob.txt ,你會(huì)發(fā)現(xiàn)： ll bob.txt , 顯示 -rw-r--r-- ， * 這就是umask(022)的作用 ， 022 對(duì)應(yīng)的二進(jìn)制： 000 010 010 ，表示 對(duì)于 * 組內(nèi)用戶和其他的用戶 不可有w的權(quán)限。 w位置1 就表示不能w ！以此類推！ close(0); //關(guān)閉標(biāo)準(zhǔn)輸入 close(1); //關(guān)閉標(biāo)準(zhǔn)輸出 close(2); //關(guān)閉標(biāo)準(zhǔn)錯(cuò)誤輸出 chdir(“/”); close(fd[0]); //把管道的讀 一端 關(guān)閉 ，只留寫 一端 即可 //執(zhí)行你的程式 ，你的code 。。。 //在exit（0）之前，通知你的父進(jìn)程你的執(zhí)行結(jié)果， rc就是執(zhí)行結(jié)果 buffer[0] = rc; buffer[1] = ’＼0’; buffer[2] = ’＼0’; write(fd[1],buffer,sizeof(buffer)); close(fd[1]); //end of write to the "write pipe" ,must close it exit(0); } //子進(jìn)程結(jié)束！ //父進(jìn)程內(nèi) close(fd[1]); //關(guān)閉寫端 ，只要留著讀端即可！ FD_ZERO(&read_fds); //clear the read_fds FD_SET(fd[0], &read_fds); tv.tv_sec = 5 //假設(shè)父進(jìn)程就等待5s fd_max = fd[0]+1; //select 不熟悉select()的朋友能到google搜索他的用法，一定要掌控！ select_rc = select(fd_max,&read_fds,NULL,NULL,&tv); if(!select_rc) //wait超時(shí) ， //你的處理code ， 也許這正是你期待的呢！ else { read(fd[0],share_buffer,sizeof(share_buffer)); jprintf("read successfully＼n"); jprintf("in father :buffer[0] = %d＼n",share_buffer[0]); jprintf("in father :buffer[1] = %d＼n",share_buffer[1]); jprintf("in father :buffer[2] = %d＼n",share_buffer[2]); close(fd[0]); //close read pipe , 讀完畢后記著關(guān)閉他！ //你能根據(jù)buffer讀出的內(nèi)容作進(jìn)一步的處理 //你的code } ……………………………….. 附錄： 參考資料： 1. 《linux內(nèi)核原始碼情景分析》上冊(cè) ，對(duì)kernel代碼分析的周詳完全，不回避難點(diǎn)，非常多kernel代碼分析的書沒有講到的知識(shí)，他基本上都講到了，而且周詳透徹，值得一讀！ 2. 《深入理解linux 內(nèi)核》，雖然沒有《情景分析》那么詳盡細(xì)節(jié)， 不過總是有畫龍點(diǎn)睛之筆，讓人驚嘆作者的功力之深看問題的銳利！建議先看他，看代碼的時(shí)候，再看情景分析！ 3. 《Unix環(huán)境高級(jí)編程》，是每個(gè)linux編程者必備的手冊(cè)。 4. 進(jìn)程間通信 信號(hào)（上） http://www-128.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-ipc/part2/index1.html 絕對(duì)的好文章 5. 進(jìn)程間通信 信號(hào)（下） http://www-128.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-ipc/part2/index2.html 同一個(gè)人寫的 6. signal(),signaction(),sigwaitinfo(),sigtimedwait()等其他函數(shù)的manual 文件完 作者：英文名bob ，職業(yè)：Embeded Linux程式員，研發(fā)方向NAS和linux 客人呢了 ， birth ： 1980/3/28 mail : bob_zhang2004@163.com 或 zhanglinbao@gmail.com 均可 |
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