Linux信号处理、中断、与页表映射

信号产生

使用终端按键产生信号

Ctrl-c, Ctrl-z, Ctrl-\都是常用的信号，但是他们只能作用于前台进程

一个bash中，只能有一个前台进程，但是可以有若干个后台进程

使用命令

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kill -n pid_t

使用函数

kill

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int kill(pid_t pid, int sig);

向指定进程发送信号

raise

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int raise(int sig);

用于向进程自己发送信号

软件条件满足时发送信号

alarm函数

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unsigned int alarm(unsigned int seconds);

一个计时器，当时间结束后，会发送SIGALRM信号终止程序

coredump

默认不开启，使用ulimit -c size设置允许的coredump文件大小，当程序出现段错误时，会产生coredump文件，以方便调试
自定义信号捕捉

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typedef void(*sighandler_t)(int);
sighandler_t signal(int signum, sighandler_t handler);

自定义捕捉信号指示定义了如何处理，并不等于处理动作

硬件异常

当硬件运行出现错误时，比如除零错误，会触发SIGFPE信号；访问野指针，会触发SIGSEGV信号

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void handler(int signo)
{
  prinrf("received: %d\n", signo);
}
signal(SIGFPE, handler);
int a = 10;
a /= 0;

使用signal自定义信号捕捉之后，发现一直在循环打印自定义捕捉内容，原因是在cpu中存在控制和状态寄存器，可以理解其起到位图的作用，记录产生的异常信号，

当发生异常信号，执行完我们的处理函数之后，并没有发生cpu上下文的切换，寄存器中仍然保存着出错误的信息，所以会一直打印接收到的信号

信号的保存

信号状态

信号递达，信号实际进行处理的状态
信号未决，信号产生到信号递达这中间的状态叫做信号未决
信号阻塞和信号忽略，信号阻塞是进程可选的，只有进程先解决信号阻塞状态到信号未决状态，才能有机会进入信号递达状态；信号忽略是在信号递达之后，进程可选的一种信号处理方式

信号在内核中的表示

在task_struct中，存放着三个表，分别是handler表、pending表、block表，handler中保存着函数处理方式的函数指针，如果有自定义就指向自定义的处理函数；
pending表是未决信号的记录表，当信号产生时，会从0被置为1；block记录的是是否阻塞这个信号，之后pending表为1并且block相应记录为0时，才能够进入信号递达状态
普通信号，对于多次接受的情况，只记录一次；但是对于实时信号，会通过队列的方式多次记录

信号集

前面提到的pending表和block表，结构一样，都是用1、0表示一个信号是否是当前自己的有效信号。我们用sigset_t来表示当前信号的有效情况，例如pending表的
sigset_t表示是否处于未决状态，而block表的sigset_t表示是否处于阻塞状态。sigset_t的信息、操作都要通过函数进行，直接操作例如使用printf打印是没有意义的
初始化信号集

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int sigemptyset(sigset_t* sig);
int sigfillset(sigset_t* sig);

信号集要先初始化在使用，emptyset将其初始化为空集，而fillset会根据当前进程信号集的有效情况进行初始化

增减有效元素

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int sigaddset(sigset_t* sig, int signum);
int sigdelset(sigset_t* sig, int signum);

通过这两个接口去增加后者删除信号集中的有效信号

获取未决信号集
通过一个输出型参数带出信息

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int sigpending(sigset_t* sig);

获取或者修改当前进程的block或者pending信号集

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int sigprocmask(int how, const sigset_t* set, sigset_t* oset)

当oset不为空时，将当前进程的信号集信息传入到oset中带出；当set不为空时，将当前进程信号集设置为oset的描述；若两者均不为空，则将执行前面两个过程，既拷贝带出，也进行当前进程信号集设置

信号捕捉

执行主控制流程的某条指令时，因为异常、中断、系统调用等原因，从用户态进入内核态
执行完内核态中的处理流程时，检查进程的pending表，如果有能够处理的信号，操作系统会再次进入用户态。不过这次不是进入主控制流程，而是去执行用户自定义
的处理函数（如果没有就直接进行处理，然后返回主控制流程的上下文，继续往下执行），这里并不是返回了主控制流程，而是另外开辟了新的堆栈，去执行用户的自定义信号处理
处理完成后，返回内核态，随后返回用户态，从主控制流程之前的状态往下运行

中断

硬件中断

当硬件设备就绪时（比如移动鼠标、按动键盘），会向中断控制器发送中断。随后，中断控制器会通知cpu，cpu随后向中断器发送信号，获取中断号。随后cpu会将当前进程在寄存器中的上下文

拷贝到进程在内存的相应空间之中，这一过程称作cpu保护现场。之后，操作系统会根据拿到的中断号去查阅中断向量表，中断向量表中记录着对于各种硬件、软中断等等的中断服务

所需进行的处理。完成相应处理函数之后，操作系统返回用户态，恢复cpu现场，继续往下执行被中断的流程

时钟中断

上面理解了操作系统如何既进行用户代码的处理也处理硬件中断，那进程调度呢？现代cpu中继承了一个时钟源，其每个一段时间就会向cpu中发送时钟中断。cpu获得

时钟中断之后，就会到中断向量表中去执行时钟中断进程调度的处理，从而完成进程的切换。

这里明白了，其实所谓进程的时间片，就是一个计时器

软中断

为了让操作系统支持系统调用，cpu设计了syscall和int 0x80这两个汇编指令，当这两条指令被执行时，cpu会触发软中断，去根据中断号查阅系统调用表，完成相应的处理

缺页中断、内存碎片处理、除零野指针错误，这些都会通过软中断，通知操作系统进行处理

陷阱和异常

cpu中的软中断，比如syscall和int 0x80，这些被称作陷阱；除零错误、野指针，这些被称作异常

内核态和用户态

在进程的地址空间当中[0，3]GB是用户的代码（代码段、数据段、堆、栈、共享区等），[3, 4]GB是内核的代码。运行用户的代码时，就是用户态；运行内核的代码时，就是内核态

页表

如同国家、省、市、区、街道、小区、家这样从大到小，一层一层检索出具体地址的过程，从虚拟地址到物理地址的映射也是类似进行的。

对于64位机器，高16位不用来查询页表，低48位被分成五部分使用。

前三个高九位，分别用来查询三级页目录，接下来根据再低9位查询叶子页表。这就是高36位

虚拟地址和物理地址都以4kb为单位进行划分，虚拟内存的叫做分页，物理内存的叫做粉叶框，一个字节在页和叶框中的偏移量是相同的。

接着上面剩下的最后低12位虚拟地址，这里正好和4kb的分页一个字节一个字节的对应，就通过这些位去查询叶子页表，获得虚拟地址到物理地址的具体映射

如果没有找到页表中想要查询的字节，就说明相应内容还没有被加载到物理内存当中，这时就会出发缺页中断，cpu由用户态转入内核态，完成从硬盘加载相应内容的操作

cpu中，mmu负责完成这一过程，其中有一块高速缓存------块表(tlb)，里面存放着最近用过的映射