信号详细讲解
一、信号定义
信号是进程发送的，用来进行一个时间的异步通知，中断正在做的某个事情。
1.信号处理，进程在信号没有产生的时候就知道这个信号意味着什么
2.信号的处理不是立即处理而是可以在合适的时候进行处理
3.进程是已经被程序员内置了识别和处理信号的方式。
4.信号源很多->给进程产生信号的信号源也非常多。
二、信号的产生
第一种方式-键盘产生
1.用键盘产生信号，ctrl+c就是给目标进程发送信号的。相当一部分进程的处理动作就是让进程终止！但是信号的处理也是分3种情况的：1.默认处理动作 2.更改默认处理，自定义处理方式->自定义捕捉 3.忽略
如何去自定义处理方式。
前台和后台进程
后台可以有多个，前台只能有一个。前台进程就是用来接收和处理标准输入的信号的。
eg:fork创建子进程是，当父进程先退出了之后，子进程就变成孤儿进程。ctrl+c杀不掉，被1号进程领养了，其实也是因为这个子进程变成了后台进程，接收不到键盘输入的信号。
如何将后台进程杀掉？
再打开一个命令行，查找该后台进程的pid,kill -9 pid就能杀掉后台进程。
把后台命令提到前台fg+任务号，ctrl+c杀掉即可
前后台如何移动
如何发信号
当我给一个进程发信号，这个进程是需要在合适的时候去处理这个信号的。那么这个进程是如何记住这个信号的呢？
在进程的task_struct中有一个unsigned int sigs,以32位位图的方式进行记录信号。所以发信号的本质就是向目标进程写信号，修改位图。
但是task_struct是操作系统内的数据结构对象，修改位图本质就是修改内核数据。所以不管产生信号的方式有多少种，发信号的过程必须让OS自己操作。所以kill的底层也是封装了系统调用。
信号产生的第二种方式-系统调用
小结论：9号信号无法被自定义捕捉
自己给自己发信号raise()
通过硬件异常产生信号
cpu拿着这个野指针去MMU中进行转换，转化失败，硬件报错，OS作为软硬件资源管理者，捕捉到这个硬件报错信号，直接发送11号信号，终止进程。
操作系统怎么知道硬件报错类型？term && core
软件条件报错
比如一个进程向另一个进程通过管道发送消息，将读端关闭，写端一直写就会崩溃，发送SIGPIPE信号终止进程。
alarm（）默认经过n秒终止进程，13号信号SIGALM。IO效率低下验证。
每个进程都可以设置闹钟，要对这些闹钟进行管理，先描述在组织。这个闹钟里有时间片（这个闹钟对应的方法要执行的次数，执行一次，时间片--），时间节点，对应的方法。闹钟底层是用堆方法实现的。这就是闹钟的数据结构管理。
模仿OS，在没有时钟信号到来之前，一直都是挂机状态，就是死循环。pause().
等到一个时钟信号进行唤醒，执行对应的动作。
三、信号的保存
信号未决：接受信号，记录下来，等待执行中的状态
信号递达：处理信号的动作
信号阻塞：接受信号，但是永远不会被递达；只有接触阻塞才能被递达；和信号忽略不一样，阻塞是在递达之前的动作，忽略是在递达之后的一种选择状态，只不过不按照默认状态去执行。
三张变表：block（32位图表，表示是否阻塞）,pending（32位图表，表示是否存在未决状态）,header表（函数指针数组）
设置block表的接口：sigprocmask
获取pending表的接口：sigpending
整合demo:
清空block,man 3 sigismember,
9号信号不可被捕捉不可被屏蔽，是管理员信号。
当我们准备递达的时候，就要先清空pending信号集对应的信号位图1->0
core和term的对比
云服务器是生产环境，core dump功能是被禁掉的。因为进程没挂一次，都会dump一次，额外占用磁盘空间。
为什么核心转储？主要是支持debug,当一个大型文件出现bug,但是找不到在哪一行出错，开启core dump,运行崩溃生成core文件，gdb进行调试，gdb core-file core,定位到具体哪一行出现bug。
四、信号的处理
我们之前说要在合适的时候处理信号，这个合适的时候就是进程从内核态转到用户态做的信号检查。处理信号默认和忽略方法比自定义方法更加容易。
内核态和用户态
硬件中断--操作系统是怎么运行的
外设上有数据时候发送高电平到中断控制器上，绕后随之通知cpu,生成一个中断号，cpu知道有外设已就绪，但不知到是哪一个设备所以去中断控制器获取中断信号，cpu拿着中断号访问查询中断向量表，进而执行对应的方法。执行完毕恢复原来的上下文。这个方法是操作系统提供的。
操作系统就是基于外部中断运行的。时间源集成到cpu内部，每隔固定的时间（如1ns）向cpu发送中断信号，这就是主频信号，操作系统拿着这个中断号执行schedule方法，进行已注册好的进程调度算法。所以操作系统就是一个死循环，等着时间中断信号到达，更新时间片，检查该进程时间片，这个时间片一到，切换下一个进程。所以死循环也可能跑不完。
比如除0错误，访问野指针等这些，（软件导致硬件先出错了）cpu自己能触发一个中断信号，然后去访问查询对应的信号中断表，执行对应的方法。这就是为什么操作系统会知道进程在哪里出错了。
软中断
由cpu通过软件触发的中断。向我们之前的系统调用，在内核中会有一个系统调用表，是一个系统调用函数指针表，实质上操作系统不提供任何系统调用接口，只提供系统调用号。像我们之前使用的fopen,close这些接口实际上都是glibc封装的。底层是用汇编实现的，会给cpu发送系统调用号，触发中断，OS拿着系统调用号，执行对应的系统调用。两个汇编指令32位下的int 指令，64位下的syscall，cpu识别到这两个指令就可以执行中断信号。
系统调用的过程都是在进程空间里完成的，所有的函数调用都是地址空间的跳转。系统调用就是基于int 0x80这种软中断来写的。
详谈用户态和内核态
有多少个进程就会有多少个用户页表。系统只有一份内核页表，所有进程共用一份。
cpu内部有cs段寄存器寄存器，标志位（由CS 段寄存器的低2 位决定的）会记录当前状态是用户态还是内核态。如果这个标志位是3就是用户态，只能访问cs段寄存器代码段中的用户区【0-3GB】，标志位是0，就是内核态，以系统调用的方式将系统调用号传进寄存器，切换地址空间映射内核页表，查找对应的系统调用函数，访问【3-4GB】
CPL（Current Privilege Level）:当前权限级别
0：内核
3：用户
捕捉信号的另一种方法：sigaction()捕捉信号时个我们提供了屏蔽其他信号的能力，包括自己。当信号处理完成时，自动解除屏蔽
可重入函数
某一个函数方法被2个及以上执行流同时进入，这个函数方法就被称为重入函数，分为可重入函数和不可重入函数。
不可重入函数：一般函数体里面调用了malloc free的，malloc也是用全局链表来管理堆的。
调用了标准IO库函数，绝大多数IO库的实现都是以不可重入的方式使用全局数据结构。
可重入函数：使用自己的临时变量，不影响全局。
volatile
不管编译器怎么优化，只要带上volatile关键字修饰的变量，都要保证该变量内存空间的可见性。因为在编译器优化级别较高的情况下，有的变量直接register到寄存器中，不在进行访问其物理内存，内存空间不可见。