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
1.信号的产生
硬件异常产生信号
a/=0问题
创建mysignal.cc文件
代码语言：javascript复制#include<iostream>
using 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
代码语言：javascript复制#include <signal.h>
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
