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
@TOC
1.信号的产生
硬件异常产生信号
a/=0问题
创建mysignal.cc文件
#include
using namespace std;
int main()
{
int a=10;
a/=0;
cout
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
#include
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-1how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
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