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
- 验证为8号信号
- 野指针问题
- 验证为11号信号
- 核心转储
- 设置核心转储大小
- Core与Term的区别
- 核心转储的作用
- 2.信号保存
- 1. 概念
- 2. 信号列表
- 3. 信号处理动作
- 4.sigset_t
- 5. 信号集操作函数
- 对信号集进行操作
- sigprocmask
- sigpending
1.信号的产生
硬件异常产生信号
a/=0问题
创建mysignal.cc文件
#includeusing namespace std;int main(){ int a=10; a/=0;cout<<"div zero"<<endl;return 0;}
使用make 生成可执行程序时,a/=0会报警
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
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
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
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
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
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
2号信号对应Term ,终止进程
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
8号信号 Core,浮点数异常
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
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
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
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
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
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
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)
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
运行可执行程序后,使用2号信号可终止进程
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
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 int sigemptyset(sigset_t *set);int sigfillset(sigset_t *set);int sigaddset (sigset_t *set, int signo);int sigdelset(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
输入ctrl c没有反应,因为使用sigprocmask将set集合中的信号屏蔽了,
而set信号集中就包括2号信号
sigpending
输入 man sigpending
用该系统调用,获取调用进程的pending位图
调用成功返回0,出错返回-1
pending位图表示是否收到信号
运行可执行程序后,刚开始因为没有信号,所以pending表都是0,
在使用2号信号想要干掉进程时,由于2号信号被阻塞, 无法终止进程 并且pending表中对应的2号信号的比特位出现1
若解除对于2号信号的屏蔽,则输入2号信号,会立即进入递达动作
刚开始执行可执行程序时,由于没有信号输入,所以pending表全部为0,
先打印,直到循环10次才解除对信号的屏蔽,最后显示打印的这句话后,执行2号进程默认动作即终止进程