上节我们了解到了预备（信号是什么，信号的基础知识）再到信号的产生（四种方式）。今天我们了解信号的保存。信号产生，进程不一定立马就去处理，而是等合适的时间去处理，那么在这段时间内，进程就需要保存信号，到了合适时间再去执行！
一、递达，阻塞，未决
我们知道，信号是发送给进程的，而进程又是被操作系统创建pcb（信号的相关信息被保存到进程pcb中）而进行管理的，所以修改或者访问进程pcb都需要操作系统来进行，那么信号发送的本质就是：操作系统在向进程发送信号。
信号产生，进程不一定立马就去处理，而是等合适的时间去处理，那么在这段时间内，进程就需要保存信号，到了合适时间再去执行！那么实际执行信号的处理动作称为信号递达；信号从产生到递达之间的状态,称为信号未决(Pending)。进程可以选择阻塞 (Block )某个信号。
被阻塞的信号产生时将保持在未决状态,直到进程解除对此信号的阻塞,才执行递达的动作。我们之前知道，进程递达之后的动作有三种：默认动作、自定义动作、忽略动作（执行动作，只不过这个动作就是什么都不做）。注意：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可选的一种处理动作。
二、信号的保存
我们知道信号是保存到进程pcb中的，信号产生、信号递达、信号阻塞、信号未决这些到底怎么实现的呢？我们来看：
2.1 信号在内核中的数据结构构成
上图就是信号在内核中的数据结构构成，我们来慢慢了解。首先信号的相关信息都在进程pcb中存储，判断信号发送给进程后的状态都是位图来实现的。
unsigned int pending = 0；这是信号未决的位图结构，一共有32个比特位，分别代表32个进程信号的编号，当然比特位的内容（0/1）也代表进程是否收到了对应的信号，收到信号但未递达，对应编号的比特位就会由0改为1。
unsign int block =0 ；这是信号阻塞的位图结构，一共有32个比特位，分别代表32个进程信号的编号，当然比特位的内容（0/1）也代表进程是否阻塞了对应的信号，收到信号被阻塞，对应编号的比特位就会由0改为1。
如果某个信号被阻塞，那么阻塞位图结构中对应的比特位（信号编号）就会置为1，那么在此信号阻塞未被解除之前，会一直处于信号未决（信号产生但未被处理）非阻塞被解除。
handler_t handler[32] ：信号递达后要处理动作，那么handler这个数组中一定存放着信号编号所对应的处理动作。handler_t 其实是函数指针类型，typedef void(*handler)(int signo); 参数是信号编号，返回值是void的函数指针。数组的下标就是对应的信号编号，数组下标中的内容就是对应信号的处理方法（函数指针）。
当调用signal(signo，handler); ，就会把信号对应的处理方法设置为自定义方法，内核中就是将数组下标（信号编号）中的内容（处理方法）设置为自定义方法的函数指针。从而在递达后执行处理方法。
所以我们知道，为什么进程可以识别信号呢？原来是因为程序员在设计进程的时候，已经为进程设计好了这三种结构，从而去识别信号！
2.3 用户态和内核态
信号产生时，进程可能不会立马去处理，而是等待合适的时机，那么这个合适的时机是什么时候呢？是从内核态返回到用户态！哦吼，那什么是用户态和内核态呢？我们来看：
我们编写的代码一般都是用户层级的代码，那当我们去调用接口去访问os自身的资源（getpid等等），去printf（访问硬件资源）的时候，这就需要我们切换身份为内核态去执行这些操作！访问不同的资源始终是进程，但是当他的身份不同的时候，那么可以访问的资源就是不同的！
用户为了访问内核或者硬件资源，必须通过系统接口完成访问。那么系统调用肯定是比进程互相调用用户态层级的代码慢得多，因为他需要身份的切换等等，所以我们尽量避免频繁的调用系统接口。（这就是为什么vector中的扩容他需要一次性去扩充1.5/2倍的空间，因为这样就可以避免频繁的扩容，导致频繁的去调用系统接口，导致速度和效率大大下降）
那么我们就会想，那到底是怎么操作这个身份的呢？如何就知道它是内核态或者用户态的呢？我们都知道进程在执行时，会将此进程的上下文投递到cpu的寄存器中，那么此时cpu中还有很多寄存器存放着不同的信息：
cpu内部的寄存器分为：1.可见寄存器 2.不可见寄存器。其中，有存放着进程pcb的起始地址的寄存器（这样就可以访问进程的所有信息），有存放页表起始地址的寄存器，也有存放着当前进程的运行级别的寄存器（利用位图结构，来表示不同的级别），所以当进程去访问内核的资源的时候，os就会到cpu的CR3去看进程的运行级别，如果处于内核态，那可以访问，反之。
我们了解了访问的条件，但是他到底是如何到os中访问资源呢？来看：
每一个进程都有[3,4]G的内核空间，[1,3]G的用户空间，且都享有同一个内核级页表。
之前我们知道，当动态库加载到物理内存时，是可以通过页表映射到进程空间的共享区，之后在执行代码若执行到共享区的代码时，就会在当前地址空间（起始地址 偏移量的方式）去跳转到共享区去执行代码，执行完毕后，再回到对应执行的代码。每一个进程他都有自己的一套内核结构（进程的独立性），且都有不同的用户级页表。
但若去访问操作系统的资源，因为操作系统只有一个，当开机时，操作系统的资源会被加载到物理内存，进程访问时，通过同一个内核级页表。所以无论进程怎么切换，都不会更改3-4G的内核空间。
那什么时候从用户态切换到内核态呢？系统调用的最开始。（根据 Int 80（汇编代码），会把寄存器中的进程运行级别状态修改。（系统调用最开始就设计了这样））
2.3 信号的捕捉流程
我么们了解了内核态和用户态以后，就可以了解到，原来信号产生，不会立即被进程所处理动作，而是等到合适的时机去处理，这个合适的时机就是内核态切到用户态的时候。那我们一定之前就进入了内核态，我们来看：
当进程需要访问内核资源的时，就会通过系统调用来切换身份，由用户态切换到内核态，之后进行系统调用（cpu中改变身份，通过内核级页表去访问内核资源），到这里本应该就是切换到用户态返回的，但是来都来了，而且切换到内核态确实不容易。所以就会通过进程中的pending，block，headler进行信号的检测过程（先在pending中查看信号是否存在，再到block中查看是否被阻塞，如果阻塞则该信号处于未决，继续查看pending中的下一个信号，如果没有被阻塞，那就信号递达，通过handler去处理动作（默认、自定义、忽略）。当然在信号递达前，会将pending中该信号对应的比特位由1变为0，再去执行。
忽略其实最容易执行，只需要将pending中1改为0以后，啥都不做；而自定义就需要再将身份切换为用户态，然后去执行handler中的方法。那为什么不直接在内核态中去执行用户态中的方法呢？是因为操作系统不信任任何人，如果用户态的代码是问题代码，那么就会导致操作系统出现严重问题，所以会先切换用户态，再去执行handler中对应的方法（用户态执行一些代码会受到限制）。递达后为什么不直接回到进程中呢？是因为我们没办法直接回到当前进程执行的位置，这个过程需要操作系统的操作。所以只能再回到内核态，再由内核态切到用户态回到进程执行的位置。
我们直接抽象看本质：
四个交点（四次身份切换）
在用户态中因为一些原因陷入内核，执行系统调用后，在内核态中再进行信号的检测过程，再由内核态切换到用户态执行方法，完毕后再切换身份回到内核态，通过信号检测结束后，再身份切换，回到进程执行流中上次中断的地方。
三、sigset_t 信号集
我们知道信号是在进程的pcb中，即内核中。所以用户级操作难免会困难一些。所以sigset_t 信号集就是为了更好的在用户级操作信号所产生的类型。sigset_t 信号集包括 pending信号集、信号屏蔽字（block信号集）。sigset_t 底层就是一个大数组实现的位图结构。
信号集操作函数： #include <signal.h> int sigemptyset(sigset_t *set); //初始化set信号集 int sigfillset(sigset_t *set); //将信号集set全部设置为1 int sigaddset (sigset_t *set, int signo); //往set信号集添加信号 int sigdelset(sigset_t *set, int signo); //删除set信号集中的信号 这四个函数都是成功返回0,出错返回-1 。 int sigismember（const sigset_t *set, int signo); //判断信号是否在set中 sigismember 是一个布尔函数 , 用于判断一个信号集的有效信号中是否包含某种信号, 若包含则返回 1, 不包含则返回 0, 出错返回 -1 。
sigprocmask 调用函数 sigprocmask 可以读取或更改进程的信号屏蔽字 ( 阻塞信号集） #include <signal.h> int sigprocmask(int how, const sigset_t *set, sigset_t *oset); how就是下面的几种方式：
返回值 : 若成功则为 0, 若出错则为 -1
sigpending #include <signal.h> int sigprocmask(int how, const sigset_t *set, sigset_t *oset); 返回值 : 若成功则为 0, 若出错则为 -1 读取当前进程的未决信号集 , 通过 set 参数传出。调用成功则返回 0, 出错则返回 -1。
下面我们利用上面所学，来实现一个观察pending信号集，通过信号屏蔽子来观察pending信号集的变化：
代码语言：javascript复制#include <iostream>
#include <vector>
#include <signal.h>
#include <unistd.h>
// #define BLOCK_SIGNAL 2
#define MAX_SIGNUM 31
using namespace std;
static vector<int> sigarr = {2};
//输出pending信号集
static void show_pending(const sigset_t &pending)
{
for(int signo = MAX_SIGNUM; signo >= 1; signo--)
{
if(sigismember(&pending, signo))
{
cout << "1";
}
else cout << "0";
}
cout << "n";
}
//递达自定义动作
static void myhandler(int signo)
{
cout << signo << " 号信号已经被递达!!" << endl;
}
int main()
{
for(const auto &sig : sigarr) signal(sig, myhandler);
// 1. 先尝试屏蔽指定的信号
sigset_t block, oblock, pending;
// 1.1 初始化
sigemptyset(&block);
sigemptyset(&oblock);
sigemptyset(&pending);
// 1.2 添加要屏蔽的信号
for(const auto &sig : sigarr) sigaddset(&block, sig); //批量化屏蔽
// 1.3 开始屏蔽,设置进内核(进程)
sigprocmask(SIG_SETMASK, &block, &oblock);
// 2. 遍历打印pengding信号集
int cnt = 10;
while(true)
{
// 2.1 初始化
sigemptyset(&pending);
// 2.2 获取它
sigpending(&pending);
// 2.3 打印它
show_pending(pending);
// 3. 慢一点
sleep(1);
if(cnt-- == 0)
{
sigprocmask(SIG_SETMASK, &oblock, &block); // 一旦对特定信号进行解除屏蔽，一般OS要至少立马递达一个信号！
cout << "恢复对信号的屏蔽，不屏蔽任何信号n";
}
}
}四、信号的处理细节
4.1 对于同类型信号的处理
当我们正在递达一个信号期间，同类型的信号无法被递达！（信号的处理细节）
当信号正在被递达中，又来了同类型的信号，此时当前信号会被加入到进程的信号屏蔽字，且会将pending中该信号对应的那一位由0变为1。（因为该信号被递达前，会将pending中对应的那一位由1改为0），若结束递达后，同类型仍发送，则会继续重复上面的动作。但若结束递达后，同类型的信号没有发送了，进程就只会再捕捉一次，将pending中的1改为0。递达后则继续检其他信号进行递达。
进程处理信号的原则是穿行的处理同类型的信号，不允许递归处理！
4.2 可重入函数和不可重入函数
举例说明：
在main执行流中，没有头结点的单链表进行头插，如上图所示：在执行到第一步时，此时被信号中断，结果导致main中还没有执行完又进入insert()中，最后回到main执行流中，再执行完剩下的代码结果导致内存泄漏等问题。
1.一般而言，main执行流和信号捕捉执行流是两个执行流！
2.如果在main中，和在handler中，该函数被反复进入：1出现问题的就是不可重入函数；2.没有出现问题的就是可重入函数。当然可重入和不可重入只是他们的特性，没有好坏之分。
4.3 volatile关键字
我们在读取变量的值时，一般会从内存中读取，但是由于编译器的优化，就会将内存中的值加载到cpu的寄存器中，从而之后访问该变量的值只会从寄存器中读取，如果这个变量的值被修改了，自然而然内存上的值也被修改了，但是寄存器中的值仍然没有变化，还是修改之前的值，所以为了避免这种优化产生的后果，我们就会在变量前加上volatile，意为一直从内存中读取值！
总结：
我们了解了信号的保存原来是通过进程pcb中的pending、block位图，handler函数指针数组来进行保存，从而信号递达。
