Linux Signal 一網(wǎng)打盡
前言
Linux Signal想畢很多人都用過步做，比如在命令行下想要結(jié)束某個進(jìn)程法焰，我們會使用kill pid或者kill -9 pid缰雇，其實(shí)就是通過給對應(yīng)的進(jìn)程發(fā)送信號來完成。
Linux signal 實(shí)際上可以看作是一種進(jìn)程間通訊的異步方式荆姆，進(jìn)程通過對接收到的信號作相應(yīng)的系統(tǒng)默認(rèn)處理或者用戶自定義處理來實(shí)現(xiàn)某種功能蔼囊，這聽起來焚志，信號處理在行為上與中斷有幾分相似。
下面我們就來進(jìn)入到Linux Signal的世界吧~~~
信號的使用
我們先通過一段代碼實(shí)例來看一下信號量的使用吧畏鼓。
void IntHandler(int signum) {
std::cout << time(NULL) << " Got a int signal" << signum << std::endl;
std::this_thread::sleep_for(5s);
std::cout << time(NULL) << " Fininsh int signal" << signum << std::endl;
}
int main(int argc, char* argv[]) {
signal(SIGINT, IntHandler);
while(true) {
std::this_thread::sleep_for(10s);
std::cout << "." << std::endl;
}
std::cout << std::endl;
return 0;
}
上面這段代碼酱酬，我們通過signal(SIGINT, IntHandler);自定義了SIGINT信號量的處理。程序運(yùn)行起來后云矫，當(dāng)按下ctrl + c時膳沽，IntHandler信號處理函數(shù)被觸發(fā)。
我們再來看一個例子：
void AlarmHandler(int signum) {
std::cout << "Got a alarm signal" << std::endl;
}
void TestAlarm() {
struct sigaction sig;
sig.sa_handler = AlarmHandler;
sig.sa_flags = 0;
sigemptyset(&sig.sa_mask);
struct sigaction old;
sigaction(SIGALRM, &sig, &old);
std::cout << "A SIGALRM handler has registered" << std::endl;
alarm(3);
pause();
std::cout << "Raise another alarm signal, in 2 second later" << std::endl;
alarm(2);
std::cout << "Star sleep 10s ..." << std::endl;
sleep(10);
std::cout << "Exit sleep 10s ..." << std::endl;
std::cout << "Exit..." << std::endl;
sigaction(SIGALRM, &old, NULL);
}
int main(int argc, char* argv[]) {
TestAlarm();
return 0;
}
上面的代碼我們首先使用sigaction(SIGALRM, &sig, &old);安裝了SIGALRM的用戶自定義處理函數(shù)AlarmHandler, 然后我們調(diào)用alarm(3)让禀，設(shè)置了一個3s后的鬧鐘挑社，再調(diào)用pause()讓主程序暫停，2s后鬧鐘到時巡揍，AlarmHandler函數(shù)被觸發(fā)痛阻，pause()調(diào)用被中斷，主程序繼續(xù)往下運(yùn)行腮敌。
接下來又設(shè)置了一個2s的鬧鐘后阱当，進(jìn)入sleep（10）的10s睡眠，2s后鬧鐘到時糜工，AlarmHandler函數(shù)被觸發(fā)弊添，sleep()調(diào)用被中斷，主程序繼續(xù)往下運(yùn)行捌木。
這里給讀者留個小問題油坝，如果把上面代碼里的sleep換成std::this_thread::sleep_for(10s);，會是什么樣的結(jié)果呢？
信號的發(fā)送
信號的發(fā)送免钻，有人說那還不簡單，只要知道一個進(jìn)程的pid, 那就發(fā)唄~~~
之前寫過一篇文章Linux PID 一網(wǎng)打盡, 里面介紹了在Linux系統(tǒng)里面崔拥，有進(jìn)程极舔，線程，線程組链瓦，進(jìn)程組這幾個概念拆魏。相應(yīng)地，信號的發(fā)送對象也是多種多樣慈俯。
- raise: 發(fā)送signal到當(dāng)前的調(diào)用進(jìn)程或線程渤刃。如果是單線程程序，就是發(fā)送給這個進(jìn)程贴膘，也就是發(fā)送到主線程卖子；對于多線程程序，發(fā)送給當(dāng)前調(diào)用raise的這個線程刑峡；
-
kill : 發(fā)送signal到任意的進(jìn)程組或進(jìn)程洋闽，它需要一個pid參數(shù)。
- 如果pid是大于0的突梦，這個signal發(fā)送到這個pid相應(yīng)的進(jìn)程诫舅，一個進(jìn)程里可能有多個線程，這個signal可以被其中任意一個線程接收并處理（前提是這個線程沒有屏蔽掉這個信號）宫患；
- 如果pid等于0刊懈，這個signal發(fā)送到當(dāng)前調(diào)用這個kill的進(jìn)程所在的進(jìn)程組里的每一個進(jìn)程；
- 如果pid等于-1娃闲，這個signal發(fā)送到系統(tǒng)中除了pid=1的進(jìn)程以外的其他所有當(dāng)前進(jìn)程有權(quán)發(fā)送signal的所有進(jìn)程虚汛；
- 如果pid小于-1龙巨， 這個signal發(fā)送到進(jìn)程組ID為
-pid的進(jìn)程組中的每一個進(jìn)程每强。
- tgkill ： 可以直接將signal發(fā)送到一個線程組里的某一個線程奶赠。
信號的同步異步處理
對信號的處理可以分為同步和異步兩種方式
- 異步方式圃郊，是大家最熟悉也是最常用的宗收，就像我們上面的例子一樣港庄，使用
signal或sigaction設(shè)置處理信號的handler欢搜； - 同步方式牛曹，大家用得少捌年，顧名思義就是在代碼里阻塞住瓢娜，直接有signal到來，然后在這一點(diǎn)kernel將到來的signal的相關(guān)信息返回給程序礼预，一般有兩種方法：
- 調(diào)用
sigwaitinfo,sigtimedwait和sigwait: 阻塞住代碼運(yùn)行眠砾，直接有signal到來; -
signalfd: 這完全貫徹了Linux下一切皆文件的方針，通過這個接口你可以將對signal的接收抽象成通過的對這個fd的讀取操作托酸，因?yàn)橐呀?jīng)是fd了褒颈，它就是變通的文件的fd沒什么異同了柒巫，你可以通過read阻塞到來，也可以使用select,epoll等來多路復(fù)用谷丸。
- 調(diào)用
信號的狀態(tài)
- pending狀態(tài)：從信號產(chǎn)生到信號到達(dá)進(jìn)程這段時間是處于pending狀態(tài)堡掏，所有的信號都在是系統(tǒng)調(diào)用完成返回用戶空間前被處理掉，如果當(dāng)前的進(jìn)程沒有觸發(fā)任可的系統(tǒng)調(diào)用刨疼，那到達(dá)它的所有信號都不會被處理泉唁；
- blocked狀態(tài)：可以理解成信號被阻塞，它不能到達(dá)當(dāng)前進(jìn)程揩慕，直到當(dāng)前進(jìn)程解除了對此signal的阻塞亭畜，那之前已經(jīng)被阻塞的signal又會到來被處理。進(jìn)程中的每一個線程都有自己獨(dú)立的signal mask, 這個signal mask可以被用于設(shè)置當(dāng)前線程要阻塞哪些signal迎卤。
信號的分類
Linux支持POSIX的標(biāo)準(zhǔn)信號和POSIX的real-time實(shí)時信號拴鸵。
標(biāo)準(zhǔn)信號
標(biāo)誰信號基本上是從Unix繼承而來，包含下列表格中的這批信號：
有以下幾點(diǎn)需要注意：
-
SIGKILL和SIGSTOP這兩個信號不能被捕獲蜗搔，不能阻塞宝踪，也不能被忽略，完全由Linux系統(tǒng)自身來處理碍扔； - 不支持排隊(duì)瘩燥，如果在某個signal被阻塞時，產(chǎn)生了多個這個signal, 那當(dāng)這個signal變成非阻塞時不同，只有最先產(chǎn)生的那一個signal會到達(dá)并被處理厉膀；
- 發(fā)送到進(jìn)程的多個signal, 它們到達(dá)進(jìn)程并被處理的順序是不確定的。
實(shí)時信號
從Linux2.2版本開始二拐，支持了real-time信號服鹅，這些real-time信號量被定義在宏SIGRTMIN 和 SIGRTMAX之間，Linux系統(tǒng)沒有給它們預(yù)先定義含義百新，它們可以被應(yīng)用程序自由定義企软。
我們先看個例子：
void MinPlus2Handler(int signum) {
std::cout << time(NULL) << " Got a SIGRTMIN + 2 signal" << signum << std::endl;
}
int main(int argc, char* argv[]) {
signal(SIGRTMIN+2, MinPlus2Handler);
while(true) {
std::this_thread::sleep_for(10s);
std::cout << "." << std::endl;
}
std::cout << std::endl;
return 0;
}
上面代碼我們通過signal(SIGRTMIN+2, MinPlus2Handler);為實(shí)時信號SIGRTMIN+2設(shè)置了handler。
在我的Linux系統(tǒng)上SIGRTMIN+2是36, 運(yùn)行上面的程序饭望，然后kill -36 pid仗哨，則MinPlus2Handler會被觸發(fā)。
實(shí)時信號有以下這幾個特點(diǎn)：
- 如果某一個實(shí)時信號當(dāng)前是被阻塞的铅辞，那么如果產(chǎn)生了多個這個實(shí)時信號厌漂，它們會被排隊(duì)，等阻塞被取消后斟珊，所有實(shí)例均可到達(dá)進(jìn)程并被處理苇倡；
- 可以使用
sigqueue來發(fā)送，同時攜帶用戶自定義數(shù)據(jù)，這樣在用戶自定義的handler被回調(diào)時旨椒，可以獲取到這個用戶自定義數(shù)據(jù)晓褪。另外，這個sigqueue也可以用于發(fā)送上面講過的標(biāo)準(zhǔn)信號综慎，但是此時針對同一個標(biāo)準(zhǔn)信號涣仿，依然不支持排隊(duì)操作； - 實(shí)時信號與標(biāo)誰信號不同寥粹，多個實(shí)時信號到達(dá)的順序和它們被發(fā)送的順序是一樣的变过。
信號的內(nèi)核實(shí)現(xiàn)
信號的發(fā)送
我們最常用的向一個進(jìn)程發(fā)送信號的方法就是kill, 它其實(shí)對應(yīng)著一個系統(tǒng)調(diào)用也是kill,定義在kernel/signal.c中：
/**
* sys_kill - send a signal to a process
* @pid: the PID of the process
* @sig: signal to be sent
*/
SYSCALL_DEFINE2(kill, pid_t, pid, int, sig)
{
struct kernel_siginfo info;
prepare_kill_siginfo(sig, &info);
return kill_something_info(sig, &info, pid);
}
此系統(tǒng)調(diào)用需要兩個參數(shù)埃元，在用戶容間看到的進(jìn)程pid（pid_t在內(nèi)核代碼被定義為int）涝涤，另一個參數(shù)就是要發(fā)送的signal mumber。
我們接著看一下kill_something_info函數(shù)的實(shí)現(xiàn)岛杀，主要的邏輯都在這里：
- 先來看
pid > 0里的處理, 前面我們講過如果pid是大于0的阔拳，這個signal發(fā)送到這個pid相應(yīng)的進(jìn)程：
if (pid > 0) {
? rcu_read_lock();
? ret = kill_pid_info(sig, info, find_vpid(pid));
? rcu_read_unlock();
? return ret;
}
我們來講下find_vpid，在用戶態(tài)調(diào)用kill時只需要知道進(jìn)程的pid, 這個pid就是整數(shù)型值类嗤。kernel則需要根據(jù)這個pid
查找到其對應(yīng)的struct pid, 這就是find_vpid所作的事：
find_pid_ns(nr, task_active_pid_ns(current));
| |
| |
| V
| ns_of_pid(task_pid(current))
| | |
| | |
| | V
| | current->thread_pid (獲取到current task的struct pid)
| |
| |
| V
| pid->numbers[pid->level].ns （從current task的pid中獲取到 pid namespace） |
V
idr_find(&ns->idr, nr) (pid_t在分配時是通過這個pid對應(yīng)的pid namespace的idr來統(tǒng)一分配糊肠，反之查找時也是通過相應(yīng)pid namespace 的idr)
我們再來看一下kill_pid_info的實(shí)現(xiàn)：
int kill_pid_info(int sig, struct kernel_siginfo *info, struct pid *pid) {
...
rcu_read_lock();
//先根據(jù)pid獲取到對應(yīng)的task_struct
p = pid_task(pid, PIDTYPE_PID);
if (p)
? error = group_send_sig_info(sig, info, p, PIDTYPE_TGID);
rcu_read_unlock();
if (likely(!p || error != -ESRCH))
? return error;
}
先根據(jù)pid獲取到對應(yīng)的task_struct, 然后調(diào)用group_send_sig_info -> do_send_sig_info -> send_signal->__send_signal, 我們重點(diǎn)來看一下最后這個函數(shù)，我把重點(diǎn)的流程處理提取出來遗锣，配上相應(yīng)的注釋：
//先放一個比較重要的struct sigpeding
struct sigpending {
? struct list_head list;
? sigset_t signal;
};
static int __send_signal(int sig, struct kernel_siginfo *info, struct task_struct *t,
enum pid_type type, bool force)
{
struct sigpending *pending;
struct sigqueue *q;
int override_rlimit;
int ret = 0, result;
...
//先根據(jù)type的不同獲取到對應(yīng)的sigpending
// 可以是線程組共享隊(duì)列t->signal->shared_pending, 也可以是task私有隊(duì)列t->pending
// 當(dāng)前應(yīng)該是PIDTYPE_TGID货裹，信號是發(fā)送到當(dāng)前進(jìn)程的，也即TGID, 使用task_struct的signal->pending來接收
pending = (type != PIDTYPE_PID) ? &t->signal->shared_pending : &t->pending;
...
result = TRACE_SIGNAL_ALREADY_PENDING;
//使用legacy_queue來判斷如果sig是屬于上面介紹過的標(biāo)誰信號精偿，且已經(jīng)在pending隊(duì)列中弧圆，則不再添加，
//這也就是上面說的標(biāo)準(zhǔn)信號不支持排隊(duì)
if (legacy_queue(pending, sig))
goto ret;
...
//對于SIGKILL信號笔咽，或者是發(fā)送給內(nèi)核線程的信號搔预，不掛載到pending隊(duì)列，
//直接跳轉(zhuǎn)到out_set,優(yōu)先處理
if ((sig == SIGKILL) || (t->flags & PF_KTHREAD))
goto out_set;
...
//分配新的sigqueue結(jié)構(gòu)體
q = __sigqueue_alloc(sig, t, GFP_ATOMIC, override_rlimit）;
if (q) {
//添加到上面獲取到的pending鏈接里
list_add_tail(&q->list, &pending->list);
}
...
// 再把sig原子性地添加到pending->signal中
sigaddset(&pending->signal, sig);
...
//挑選出合適的task來用于具體處理這個signal, 必要時喚醒這個task
complete_signal(sig, t, type);
...
}
我們再來看下 complete_signal的實(shí)現(xiàn)：
static void complete_signal(int sig, struct task_struct *p, enum pid_type t）
{
struct signal_struct *signal = p->signal;
struct task_struct *t;
//先判斷當(dāng)前task（主線程）是不可以處理這個signal
if (wants_signal(sig, p))
t = p;
else if ((type == PIDTYPE_PID) || thread_group_empty(p))
如果signal是發(fā)送給某個線程或者當(dāng)前線程組為空叶组，則直接返回
return;
else {
//遍歷當(dāng)前線程組所有線程拯田，找到合適的線程
t = signal->curr_target;
while (!wants_signal(sig, t)) {
t = next_thread(t);
if (t == signal->curr_target)
return;
}
signal->curr_target = t;
}
...
//喚醒被中的task
signal_wake_up(t, sig == SIGKILL);
return;
}
接下來看一下一個比較重要的函數(shù)signal_wake_up：
void signal_wake_up_state(struct task_struct *t, unsigned int state)
{
// 設(shè)置TIF_SIGPENDING的task的flag,
// 我們上面說過signal的處理時機(jī)是在系統(tǒng)調(diào)用完成后從內(nèi)核態(tài)返回用戶態(tài)時，
// 此時要檢查這個TIF_SIGPENDING是否被設(shè)置
set_tsk_thread_flag(t, TIF_SIGPENDING);
/*
* TASK_WAKEKILL also means wake it up in the stopped/traced/killable
* case. We don't check t->state here because there is a race with it
* executing another processor and just now entering stopped state.
* By using wake_up_state, we ensure the process will wake up and
* handle its death signal.
*/
// 喚醒對應(yīng)的task, 這部分具體實(shí)現(xiàn)我們留到后面講task調(diào)度時再詳細(xì)說明
if (!wake_up_state(t, state | TASK_INTERRUPTIBLE))
kick_process(t);
}
-
我們來看一下
pid = -1時kill_something_info的處理甩十，上面我們講過此時這個signal發(fā)送到系統(tǒng)中除了pid=1的進(jìn)程以外的其他所有當(dāng)前進(jìn)程有權(quán)發(fā)送signal的所有進(jìn)程：int retval = 0, count = 0; struct task_struct * p; //遍歷當(dāng)前所有process for_each_process(p) { if (task_pid_vnr(p) > 1 && !same_thread_group(p, current)) { //發(fā)送signal到每個thread group int err = group_send_sig_info(sig, info, p, PIDTYPE_MAX); ++count; if (err != -EPERM) ? retval = err; } } ret = count ? retval : -ESRCH;直此船庇，信號的發(fā)送流程就介紹完了。
信號的處理
在Linux中侣监， signal被處理的時機(jī)是在系統(tǒng)調(diào)用完成返回到用戶態(tài)前作統(tǒng)一處理溢十。
-
我們先來簡單回顧下系統(tǒng)調(diào)用相關(guān)的知識點(diǎn)
簡單來說，傳統(tǒng)系統(tǒng)調(diào)用使用
int 0x80中斷陷入內(nèi)核达吞，走的是中斷處理的流程张弛，需要作權(quán)限驗(yàn)證，內(nèi)核棧切換，segment的加載等等吞鸭，速度慢寺董。進(jìn)入到64位后，CPU提供了新的syscall指令使用MSR寄存器來加載code segment和系統(tǒng)調(diào)用處理入口刻剥，這被稱名快速系統(tǒng)調(diào)用遮咖，在kernel啟動時被初始化（arch/x86/kernel/cpu/common.c）：void syscall_init(void) { ? wrmsr(MSR_STAR, 0, (__USER32_CS << 16) | __KERNEL_CS); ? wrmsrl(MSR_LSTAR, (unsigned long)entry_SYSCALL_64); /* Flags to clear on syscall */ wrmsrl(MSR_SYSCALL_MASK, X86_EFLAGS_TF|X86_EFLAGS_DF|X86_EFLAGS_IF| X86_EFLAGS_IOPL|X86_EFLAGS_AC|X86_EFLAGS_NT); }可以看到當(dāng)前的系統(tǒng)調(diào)用處理入口是
entry_SYSCALL_64，這是段匯編造虏，位于arch/x86/entry/entry_64.S中御吞，我們簡單過下這段匯編：ENTRY(entry_SYSCALL_64) //交換用戶態(tài)和內(nèi)核態(tài)gs寄存器， //交換內(nèi)核棧和用戶態(tài)棧漓藕， //交換CR3,頁表 //這段執(zhí)行完后,%rsp寄存器指向內(nèi)核棧 swapgs /* tss.sp2 is scratch space. */ movq? %rsp, PER_CPU_VAR(cpu_tss_rw + TSS_sp2) SWITCH_TO_KERNEL_CR3 scratch_reg=%rsp movq? PER_CPU_VAR(cpu_current_top_of_stack), %rsp //在內(nèi)核棧上構(gòu)造pt_regs,保存用戶CS陶珠，DS，用戶態(tài)棧到內(nèi)核棧 pushq? $__USER_DS? ? ? ? /* pt_regs->ss */ pushq? PER_CPU_VAR(cpu_tss_rw + TSS_sp2)? /* pt_regs->sp */ pushq? %r11? ? ? ? ? /* pt_regs->flags */ pushq? $__USER_CS? ? ? ? /* pt_regs->cs */ pushq? %rcx? ? ? ? ? /* pt_regs->ip */ ntry_SYSCALL_64_after_hwframe) pushq? %rax? ? ? ? ? /* pt_regs->orig_ax */ // 具體的中斷處理 call? do_syscall_64? .... //后面就是前面操作的逆操作 //從pt_regs里恢復(fù)%rcx,%r11 movq? RCX(%rsp), %rcx movq? RIP(%rsp), %r11 .... USERGS_SYSRET64 END(entry_SYSCALL_64)上面有一句很重要
pushq? %rcx /* pt_regs->ip,%rcx寄存器保存著系統(tǒng)調(diào)用完成后返回到用戶空間的地址享钞，這個地址被保存到了當(dāng)前的內(nèi)核棧上揍诽，即pt_regs->ip。最后的
USERGS_SYSRET64返回用戶空間栗竖，它的實(shí)現(xiàn)是:swapgs; sysretq;sysretq指令從RCX寄存器加載下一條指令地址到RIP寄存器暑脆，CPU繼續(xù)執(zhí)行，這樣就返回了用空間狐肢。上面這段內(nèi)容雖簡單添吗，但很重要，我們后面會用到份名。
往下執(zhí)行的調(diào)用路徑是
do_syscall_64->syscall_return_slowpath->exit_to_usermode_loop, 我們重點(diǎn)來看exit_to_usermode_loop://這里是一個調(diào)度點(diǎn) if (cached_flags & _TIF_NEED_RESCHED) schedule(); ... /* deal with pending signal delivery */ if (cached_flags & _TIF_SIGPENDING) do_signal(regs); -
signal的處理碟联，主要在
do_signal中，我們只保留其主要流程：void do_signal(struct pt_regs *regs) { struct ksignal ksig; ... if (get_signal(&ksig)) { ... handle_signal(&ksig, regs); return; } .... /* If there's no signal to deliver, restore the saved sigmask back */ restore_saved_sigmask(); }通過上面的講解我們知道signal被處理的時機(jī)是在系統(tǒng)調(diào)用處理完后在返回到用戶態(tài)之前同窘，此時還是處于內(nèi)核態(tài)玄帕。如果針對待處理的signal我們在應(yīng)用程序中設(shè)置了用戶自定義的handler，此時需要在內(nèi)核態(tài)調(diào)用這個handler, 但是handler是用戶態(tài)代碼想邦，內(nèi)核態(tài)不能直接調(diào)用裤纹，這里需要在用戶態(tài)創(chuàng)建臨時棧幀來運(yùn)行這個handler, 運(yùn)行完成后再返回到內(nèi)核態(tài)，然后再次返回到用戶態(tài)丧没，完成整個的系統(tǒng)調(diào)用流程鹰椒。
網(wǎng)上有張經(jīng)典圖，我們借用一下呕童，來說明這個過程：
void handle_signal(struct ksignal *ksig, struct pt_regs *regs) {
...
failed = (setup_rt_frame(ksig, regs) < 0);
signal_setup_done(failed, ksig, stepping);
}
setup_rt_frame -> __setup_rt_frame :建立新的用戶空間棧漆际，將相關(guān)參數(shù)從內(nèi)核空間拷貝到用戶空間。我們先看一下如果建新的用戶空間棧：
void get_sigframe(struct k_sigaction *ka, struct pt_regs *regs, size_t frame_size,
void __user **fpstate) {
...
//regs->sp就是在系統(tǒng)調(diào)用之初保存的當(dāng)前用戶態(tài)棧
unsigned long sp = regs->sp;
...
//我們在用sigaction設(shè)置signal處理handler時允許用戶設(shè)置獨(dú)立的用于handler的stack
if (ka->sa.sa_flags & SA_ONSTACK) {
if (sas_ss_flags(sp) == 0)
sp = current->sas_ss_sp + current->sas_ss_size;
}
...
}
直接新的用戶空間棧建立完成夺饲。
此時系統(tǒng)調(diào)用返回用戶空間需要返回到signal設(shè)置的handler里奸汇，因此需要重置pt_regs結(jié)構(gòu)施符，這段代碼在__setup_rt_frame中:
regs->sp = (unsigned long)frame; //上面新建立的用戶棧
regs->ip = (unsigned long)ksig->ka.sa.sa_handler; // ip設(shè)置成handler，這個ip最終會被加載到%RCX擂找，供sysret使用
regs->ax = (unsigned long)sig;
regs->dx = (unsigned long)&frame->info;
regs->cx = (unsigned long)&frame->uc;
直此戳吝，萬事俱備，系統(tǒng)調(diào)用返回到用戶態(tài)的handler, 執(zhí)行贯涎。
用戶態(tài)的handler執(zhí)行完成后听哭，我們還需要返回內(nèi)核態(tài)，這是怎么做到的呢塘雳？
在上面說過的__setup_rt_frame代碼中陆盘，除了設(shè)置regs->sp為新建的用戶態(tài)棧內(nèi)，還會向此棧中壓入調(diào)用需要的參數(shù)败明，和返回地址:
/* Create the ucontext. */
unsafe_put_user(uc_flags, &frame->uc.uc_flags, Efault);
unsafe_put_user(0, &frame->uc.uc_link, Efault);
unsafe_save_altstack(&frame->uc.uc_stack, regs->sp, Efault);
/* Set up to return from userspace. If provided, use a stub
already in userspace. */
unsafe_put_user(ksig->ka.sa.sa_restorer, &frame->pretcode, Efault);
unsafe_put_sigcontext(&frame->uc.uc_mcontext, fp, regs, set, Efault);
unsafe_put_sigmask(set, frame, Efault);
上面最重要的unsafe_put_user(ksig->ka.sa.sa_restorer, &frame->pretcode, Efault);, 執(zhí)行完用戶態(tài)的handler后隘马，ksig->ka.sa.sa_restorer會被pop到%RIP執(zhí)行，這個ka.sa.sa_restorer必須被設(shè)置肩刃，我們在調(diào)用glibc提供的sigaction函數(shù)時祟霍，blibc幫我們作了設(shè)置：
__libc_sigaction (int sig, const struct sigaction *act, struct sigaction *oact)
{
int result;
struct kernel_sigaction kact, koact;
if (act)
{
kact.k_sa_handler = act->sa_handler;
memcpy (&kact.sa_mask, &act->sa_mask, sizeof (sigset_t));
kact.sa_flags = act->sa_flags;
//就是這里了
SET_SA_RESTORER (&kact, act);
}
...
}
glibc中設(shè)置restorer的代碼如下：
extern void restore_rt (void) asm ("__restore_rt") attribute_hidden;
#define SET_SA_RESTORER(kact, act) \
(kact)->sa_flags = (act)->sa_flags | SA_RESTORER; \
(kact)->sa_restorer = &restore_rt
RESTORE (restore_rt, __NR_rt_sigreturn)
到這里我們看到從用戶態(tài)再次進(jìn)入到內(nèi)核態(tài)杏头，其實(shí)是通過__NR_rt_sigreturn系統(tǒng)調(diào)用盈包，其實(shí)現(xiàn)如下：
SYSCALL_DEFINE0(rt_sigreturn)
{
struct pt_regs *regs = current_pt_regs();
? struct rt_sigframe __user *frame;
? sigset_t set;
? unsigned long uc_flags;
? frame = (struct rt_sigframe __user *)(regs->sp - sizeof(long));
? if (!access_ok(frame, sizeof(*frame)))
? ? goto badframe;
? if (__get_user(*(__u64 *)&set, (__u64 __user *)&frame->uc.uc_sigmask))
? ? goto badframe;
? if (__get_user(uc_flags, &frame->uc.uc_flags))
? ? goto badframe;
? set_current_blocked(&set);
? if (restore_sigcontext(regs, &frame->uc.uc_mcontext, uc_flags))
? ? goto badframe;
? if (restore_altstack(&frame->uc.uc_stack))
? ? goto badframe;
? return regs->ax;
}
主要是恢復(fù)最初系統(tǒng)調(diào)用完成，為執(zhí)行用戶態(tài)signal handler切換stack frame之前的stack和上下文醇王，最后返回這次系統(tǒng)調(diào)用的結(jié)果呢燥。
后記
直此，我們的Linux signal之旅暫告段落寓娩，還有很多signal的細(xì)節(jié)我們沒有詳述叛氨，這里給大家展現(xiàn)一下signal的來龍去脈，如有疏漏棘伴，歡迎批評指定寞埠。
