一、信号的基本概念
为了理解信号，举例说明下：
1.用户输入命令，在Shell下启动一个前台进程。
2.用户按下Ctrl-c，这个键盘输入产生一个硬中断。
3.如果CPU当前正在执行这个进程的代码，则该进程的用户控件代码暂停执行，cpu从用户态切换到内核处理硬件中断。
4.终端驱动程序将Ctrl-c解释成一个SIGINT信号，记在该进程的PCB中（也可以说发送一个SIGINT信号给该进程）。
5.当某个时刻要从内核返回到该进程的用户空间代码继续执行之前，首先处理PCB中记录的信号，发现有一个SIGINT信号待处理，而这个信号的默认处理动作的终止进程，所以直接终止而不再返回它的用户空间代码执行。
注意，Ctrl-c产生的信号只能发给前台进程，启动进程中“wait和waitpid函数”中我们看到一个命令后面加一个&符号 可以放在后台运行，这样Shell不必要等待进程介绍就可以接收新的命令，启动新的进程。Shell可以同时运行一个前台进程和任意多个后台进程，只有前台进程才能接到像Ctrl-c这种控制键产生的信号。前台进程在运行过程中用户随时可能按下ctrl-c而产生信号，也就是说该进程的用户空间代码执行到任何地方都有可能收到SIGINT信号而终止，所以信号相当于进程的控制流程来说使异步的。
可以使用Kill -l查看信号列表
每个信号都有一个编号和一个宏定义名称，这些宏定义可以在signal.h中找到，例如其中有定义#define SIGINT 2.
产生信号的条件主要有：
用户在终端按下某些键时，终端驱动程序会发生信号给前台进程，如：ctrl-c产生的SIGINT信号，ctrl-产生SIGQUIT信号，Ctrl-Z产生SIGTSTP信号（可以使前后台停止，这些主要在终端、作业和守护进程中解释）。
硬件异常产生信号，这些条件由硬件检测到并通知内核，然后内核向当前进程发送适当的信号。例如当前进程执行了除以0的指令，CPU的运算单元会产生异常，内核将这个异常解释为SIGFPE信号发送给进程。再比如当前进程访问了非法内存地址，，MMU会产生异常，内核将这个异常解释为SIGSEGV信号发送给进程。
一个进程调用kill(2)函数可以发送信号给另一个进程。
可以用kill(1)命令发送信号给某个进程，kill(1)命令也是调用kill(2)函数实现的，如果不明确指定信号则发送SIGTERM信号，该信号的默认处理动作是终止进程。
当内核检测到某种软件条件发生时也可以通过信号通知进程，例如闹钟超时产生SIGALRM信号，向读端已关闭的管道写数据时产生SIGPIPE信号。
如果不想按默认动作处理信号，用户程序可以调用aigaction(2)函数告诉内核如何处理某种信号(sigaction函数稍后详细介绍)，可选择的处理动作有三种：
1.忽略此信号。
2.执行信号的默认处理动作。
3.提供一个信号处理函数，要求内核在处理信号时切换到用户态执行这个函数，这种方式称为捕获一个信号。
二、产生信号
1、通过终端按键产生信号
SIGINT的默认处理动作是终止进程，SIGQUIT的默认处理动作是终止进程并且Core Dump，现在我们来验证一下。
首先解释什么是Core Dump。当一个进程要异常终止时，可以选择把进程的用户空间内存数据全部保存到磁盘上，文件名通常是core，这叫做Core Dump。进程异常终止通常是因为有Bug，比如非法内存访问导致段错误，事后可以用调试器检查core文件以查清错误原因，这叫做Post-mortem Debug。一个进程允许产生多大的core文件取决于进程的Resource Limit（这个信息保存在PCB中）。默认是不允许产生core文件的，因为core文件中可能包含用户密码等敏感信息，不安全。在开发调试阶段可以用ulimit命令改变这个限制，允许产生core文件。
首先用ulimit命令改变Shell进程的Resource Limit，允许core文件最大为1024K：
$ ulimit -c 1024
然后写一个死循环程序：
#include <unistd.h>
int main(void)
{
while(1);
return 0;
}
前台运行这个程序，然后在终端键入Ctrl-C或Ctrl-：
$ ./a.out （按Ctrl-C） $ ./a.out （按Ctrl-）Quit (core dumped) $ ls -l core* -rw------- 1 akaedu akaedu 147456 2008-11-05 23:40 core
ulimit命令改变了Shell进程的Resource Limit，a.out进程的PCB由Shell进程复制而来，所以也具有和Shell进程相同的Resource Limit值，这样就可以产生Core Dump了。
2、调用系统函数向进程发送信号
仍以上一节的死循环程序为例，首先在后台执行这个程序，然后用kill命令给它发SIGSEGV信号。
$ ./a.out & [1] 7940 $ kill -SIGSEGV 7940 $（再次回车） [1]+ Segmentation fault (core dumped) ./a.out
7940是a.out进程的id。之所以要再次回车才显示Segmentation fault，是因为在7940进程终止掉之前已经回到了Shell提示符等待用户输入下一条命令，Shell不希望Segmentation fault信息和用户的输入交错在一起，所以等用户输入命令之后才显示。指定某种信号的kill命令可以有多种写法，上面的命令还可以写成kill -SEGV 7940或kill -11 7940，11是信号SIGSEGV的编号。以往遇到的段错误都是由非法内存访问产生的，而这个程序本身没错，给它发SIGSEGV也能产生段错误。
kill命令是调用kill函数实现的。kill函数可以给一个指定的进程发送指定的信号。raise函数可以给当前进程发送指定的信号（自己给自己发信号）。
#include <signal.h> int kill(pid_t pid, int signo); int raise(int signo);
这两个函数都是成功返回0，错误返回-1。
abort函数使当前进程接收到SIGABRT信号而异常终止。
#include <stdlib.h> void abort(void);
就像exit函数一样，abort函数总是会成功的，所以没有返回值。
3、由软件条件产生信号
SIGPIPE是一种由软件条件产生的信号，在 管道中有相关讲解。本节主要介绍alarm函数和SIGALRM信号。
#include <unistd.h> unsigned int alarm(unsigned int seconds);
调用alarm函数可以设定一个闹钟，也就是告诉内核在seconds秒之后给当前进程发SIGALRM信号，该信号的默认处理动作是终止当前进程。这个函数的返回值是0或者是以前设定的闹钟时间还余下的秒数。打个比方，某人要小睡一觉，设定闹钟为30分钟之后响，20分钟后被人吵醒了，还想多睡一会儿，于是重新设定闹钟为15分钟之后响，“以前设定的闹钟时间还余下的时间”就是10分钟。如果seconds值为0，表示取消以前设定的闹钟，函数的返回值仍然是以前设定的闹钟时间还余下的秒数。
例 33.1. alarm
#include <unistd.h>
#include <stdio.h>
int main(void)
{
int counter;
alarm(1);
for(counter=0; 1; counter++)
printf("counter=%d ", counter);
return 0;
}
这个程序的作用是1秒钟之内不停地数数，1秒钟到了就被SIGALRM信号终止。
三、阻塞信号
以上我们讨论了信号产生（Generation）的各种原因，而实际执行信号的处理动作称为信号递达（Delivery），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。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。信号在内核中的表示可以看作是这样的：
每个信号都有两个标志位分别表示阻塞和未决，还有一个函数指针表示处理动作。信号产生时，内核在进程控制块中设置该信号的未决标志，直到信号递达才清除该标志。在上图的例子中，
-
SIGHUP信号未阻塞也未产生过，当它递达时执行默认处理动作。 -
SIGINT信号产生过，但正在被阻塞，所以暂时不能递达。虽然它的处理动作是忽略，但在没有解除阻塞之前不能忽略这个信号，因为进程仍有机会改变处理动作之后再解除阻塞。 -
SIGQUIT信号未产生过，一旦产生SIGQUIT信号将被阻塞，它的处理动作是用户自定义函数sighandler。
如果在进程解除对某信号的阻塞之前这种信号产生过多次，将如何处理？POSIX.1允许系统递送该信号一次或多次。Linux是这样实现的：常规信号在递达之前产生多次只计一次，而实时信号在递达之前产生多次可以依次放在一个队列里。本章不讨论实时信号。从上图来看，每个信号只有一个bit的未决标志，非0即1，不记录该信号产生了多少次，阻塞标志也是这样表示的。因此，未决和阻塞标志可以用相同的数据类型sigset_t来存储，sigset_t称为信号集，这个类型可以表示每个信号的“有效”或“无效”状态，在阻塞信号集中“有效”和“无效”的含义是该信号是否被阻塞，而在未决信号集中“有效”和“无效”的含义是该信号是否处于未决状态。下一节将详细介绍信号集的各种操作。阻塞信号集也叫做当前进程的信号屏蔽字（Signal Mask），这里的“屏蔽”应该理解为阻塞而不是忽略。
sigset_t类型对于每种信号用一个bit表示“有效”或“无效”状态，至于这个类型内部如何存储这些bit则依赖于系统实现，从使用者的角度是不必关心的，使用者只能调用以下函数来操作sigset_t变量，而不应该对它的内部数据做任何解释，比如用printf直接打印sigset_t变量是没有意义的。
#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。这四个函数都是成功返回0，出错返回-1。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。
调用函数sigprocmask可以读取或更改进程的信号屏蔽字。
#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
如果oset是非空指针，则读取进程的当前信号屏蔽字通过oset参数传出。如果set是非空指针，则更改进程的信号屏蔽字，参数how指示如何更改。如果oset和set都是非空指针，则先将原来的信号屏蔽字备份到oset里，然后根据set和how参数更改信号屏蔽字。假设当前的信号屏蔽字为mask，下表说明了how参数的可选值。
表 33.1. how参数的含义
SIG_BLOCK |
set包含了我们希望添加到当前信号屏蔽字的信号，相当于mask=mask|set |
SIG_UNBLOCK |
set包含了我们希望从当前信号屏蔽字中解除阻塞的信号，相当于mask=mask&~set |
SIG_SETMASK |
设置当前信号屏蔽字为set所指向的值，相当于mask=set |
如果调用sigprocmask解除了对当前若干个未决信号的阻塞，则在sigprocmask返回前，至少将其中一个信号递达。
#include <signal.h> int sigpending(sigset_t *set);
sigpending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。
下面用刚学的几个函数做个实验。程序如下：
#include <signal.h>
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
void printsigset(const sigset_t *set)
{
int i;
for (i = 1; i < 32; i++)
if (sigismember(set, i) == 1)
putchar('1');
else
putchar('0');
puts("");
}
int main(void)
{
sigset_t s, p;
sigemptyset(&s);
sigaddset(&s, SIGINT);
sigprocmask(SIG_BLOCK, &s, NULL);
while (1) {
sigpending(&p);
printsigset(&p);
sleep(1);
}
return 0;
}
程序运行时，每秒钟把各信号的未决状态打印一遍，由于我们阻塞了SIGINT信号，按Ctrl-C将会使SIGINT信号处于未决状态，按Ctrl-仍然可以终止程序，因为SIGQUIT信号没有阻塞。
$ ./a.out 0000000000000000000000000000000 0000000000000000000000000000000（这时按Ctrl-C） 0100000000000000000000000000000 0100000000000000000000000000000（这时按Ctrl-） Quit (core dumped)
四、扑捉信号
1. 内核如何实现信号的捕捉
如果信号的处理动作是用户自定义函数，在信号递达时就调用这个函数，这称为捕捉信号。由于信号处理函数的代码是在用户空间的，处理过程比较复杂，举例如下：
-
用户程序注册了
SIGQUIT信号的处理函数sighandler。 -
当前正在执行
main函数，这时发生中断或异常切换到内核态。 -
在中断处理完毕后要返回用户态的
main函数之前检查到有信号SIGQUIT递达。 -
内核决定返回用户态后不是恢复
main函数的上下文继续执行，而是执行sighandler函数，sighandler和main函数使用不同的堆栈空间，它们之间不存在调用和被调用的关系，是两个独立的控制流程。 -
sighandler函数返回后自动执行特殊的系统调用sigreturn再次进入内核态。 -
如果没有新的信号要递达，这次再返回用户态就是恢复
main函数的上下文继续执行了。
上图出自[ULK]。
#include <signal.h> int sigaction(int signo, const struct sigaction *act, struct sigaction *oact);
sigaction函数可以读取和修改与指定信号相关联的处理动作。调用成功则返回0，出错则返回-1。signo是指定信号的编号。若act指针非空，则根据act修改该信号的处理动作。若oact指针非空，则通过oact传出该信号原来的处理动作。act和oact指向sigaction结构体：
struct sigaction {
void (*sa_handler)(int); /* addr of signal handler, */
/* or SIG_IGN, or SIG_DFL */
sigset_t sa_mask; /* additional signals to block */
int sa_flags; /* signal options, Figure 10.16 */
/* alternate handler */
void (*sa_sigaction)(int, siginfo_t *, void *);
};
将sa_handler赋值为常数SIG_IGN传给sigaction表示忽略信号，赋值为常数SIG_DFL表示执行系统默认动作，赋值为一个函数指针表示用自定义函数捕捉信号，或者说向内核注册了一个信号处理函数，该函数返回值为void，可以带一个int参数，通过参数可以得知当前信号的编号，这样就可以用同一个函数处理多种信号。显然，这也是一个回调函数，不是被main函数调用，而是被系统所调用。
当某个信号的处理函数被调用时，内核自动将当前信号加入进程的信号屏蔽字，当信号处理函数返回时自动恢复原来的信号屏蔽字，这样就保证了在处理某个信号时，如果这种信号再次产生，那么它会被阻塞到当前处理结束为止。如果在调用信号处理函数时，除了当前信号被自动屏蔽之外，还希望自动屏蔽另外一些信号，则用sa_mask字段说明这些需要额外屏蔽的信号，当信号处理函数返回时自动恢复原来的信号屏蔽字。
sa_flags字段包含一些选项，本章的代码都把sa_flags设为0，sa_sigaction是实时信号的处理函数，本章不详细解释这两个字段，有兴趣的读者参考[APUE2e]。
#include <unistd.h> int pause(void);
pause函数使调用进程挂起直到有信号递达。如果信号的处理动作是终止进程，则进程终止，pause函数没有机会返回；如果信号的处理动作是忽略，则进程继续处于挂起状态，pause不返回；如果信号的处理动作是捕捉，则调用了信号处理函数之后pause返回-1，errno设置为EINTR，所以pause只有出错的返回值（想想以前还学过什么函数只有出错返回值？）。错误码EINTR表示“被信号中断”。
下面我们用alarm和pause实现sleep(3)函数，称为mysleep。
例 33.2. mysleep
#include <unistd.h>
#include <signal.h>
#include <stdio.h>
void sig_alrm(int signo)
{
/* nothing to do */
}
unsigned int mysleep(unsigned int nsecs)
{
struct sigaction newact, oldact;
unsigned int unslept;
newact.sa_handler = sig_alrm;
sigemptyset(&newact.sa_mask);
newact.sa_flags = 0;
sigaction(SIGALRM, &newact, &oldact);
alarm(nsecs);
pause();
unslept = alarm(0);
sigaction(SIGALRM, &oldact, NULL);
return unslept;
}
int main(void)
{
while(1){
mysleep(2);
printf("Two seconds passed
");
}
return 0;
}
-
main函数调用mysleep函数，后者调用sigaction注册了SIGALRM信号的处理函数sig_alrm。 -
调用
alarm(nsecs)设定闹钟。 -
调用
pause等待，内核切换到别的进程运行。 -
nsecs秒之后，闹钟超时，内核发SIGALRM给这个进程。 -
从内核态返回这个进程的用户态之前处理未决信号，发现有
SIGALRM信号，其处理函数是sig_alrm。 -
切换到用户态执行
sig_alrm函数，进入sig_alrm函数时SIGALRM信号被自动屏蔽，从sig_alrm函数返回时SIGALRM信号自动解除屏蔽。然后自动执行系统调用sigreturn再次进入内核，再返回用户态继续执行进程的主控制流程（main函数调用的mysleep函数）。 -
pause函数返回-1，然后调用alarm(0)取消闹钟，调用sigaction恢复SIGALRM信号以前的处理动作。
以下问题留给读者思考：
1、信号处理函数sig_alrm什么都没干，为什么还要注册它作为SIGALRM的处理函数？不注册信号处理函数可以吗？
2、为什么在mysleep函数返回前要恢复SIGALRM信号原来的sigaction？
3、mysleep函数的返回值表示什么含义？什么情况下返回非0值？。
当捕捉到信号时，不论进程的主控制流程当前执行到哪儿，都会先跳到信号处理函数中执行，从信号处理函数返回后再继续执行主控制流程。信号处理函数是一个单独的控制流程，因为它和主控制流程是异步的，二者不存在调用和被调用的关系，并且使用不同的堆栈空间。引入了信号处理函数使得一个进程具有多个控制流程，如果这些控制流程访问相同的全局资源（全局变量、硬件资源等），就有可能出现冲突，如下面的例子所示。
main函数调用insert函数向一个链表head中插入节点node1，插入操作分为两步，刚做完第一步的时候，因为硬件中断使进程切换到内核，再次回用户态之前检查到有信号待处理，于是切换到sighandler函数，sighandler也调用insert函数向同一个链表head中插入节点node2，插入操作的两步都做完之后从sighandler返回内核态，再次回到用户态就从main函数调用的insert函数中继续往下执行，先前做第一步之后被打断，现在继续做完第二步。结果是，main函数和sighandler先后向链表中插入两个节点，而最后只有一个节点真正插入链表中了。
像上例这样，insert函数被不同的控制流程调用，有可能在第一次调用还没返回时就再次进入该函数，这称为重入，insert函数访问一个全局链表，有可能因为重入而造成错乱，像这样的函数称为不可重入函数，反之，如果一个函数只访问自己的局部变量或参数，则称为可重入（Reentrant）函数。想一下，为什么两个不同的控制流程调用同一个函数，访问它的同一个局部变量或参数就不会造成错乱？
如果一个函数符合以下条件之一则是不可重入的：
-
调用了
malloc或free，因为malloc也是用全局链表来管理堆的。 -
调用了标准I/O库函数。标准I/O库的很多实现都以不可重入的方式使用全局数据结构。
SUS规定有些系统函数必须以线程安全的方式实现，这里就不列了，请参考[APUE2e]。
在上面的例子中，main和sighandler都调用insert函数则有可能出现链表的错乱，其根本原因在于，对全局链表的插入操作要分两步完成，不是一个原子操作，假如这两步操作必定会一起做完，中间不可能被打断，就不会出现错乱了。下一节线程会讲到如何保证一个代码段以原子操作完成。
现在想一下，如果对全局数据的访问只有一行代码，是不是原子操作呢？比如，main和sighandler都对一个全局变量赋值，会不会出现错乱呢？比如下面的程序：
long long a;
int main(void)
{
a=5;
return 0;
}
带调试信息编译，然后带源代码反汇编：
$ gcc main.c -g $ objdump -dS a.out
其中main函数的指令中有：
a=5; 8048352: c7 05 50 95 04 08 05 movl $0x5,0x8049550 8048359: 00 00 00 804835c: c7 05 54 95 04 08 00 movl $0x0,0x8049554 8048363: 00 00 00
虽然C代码只有一行，但是在32位机上对一个64位的long long变量赋值需要两条指令完成，因此不是原子操作。同样地，读取这个变量到寄存器需要两个32位寄存器才放得下，也需要两条指令，不是原子操作。请读者设想一种时序，main和sighandler都对这个变量a赋值，最后变量a的值发生错乱。
如果上述程序在64位机上编译执行，则有可能用一条指令完成赋值，因而是原子操作。如果a是32位的int变量，在32位机上赋值是原子操作，在16位机上就不是。如果在程序中需要使用一个变量，要保证对它的读写都是原子操作，应该采用什么类型呢？为了解决这些平台相关的问题，C标准定义了一个类型sig_atomic_t，在不同平台的C语言库中取不同的类型，例如在32位机上定义sig_atomic_t为int类型。
在使用sig_atomic_t类型的变量时，还需要注意另一个问题。看如下的例子：
#include <signal.h>
sig_atomic_t a=0;
int main(void)
{
/* register a sighandler */
while(!a); /* wait until a changes in sighandler */
/* do something after signal arrives */
return 0;
}
为了简洁，这里只写了一个代码框架来说明问题。在main函数中首先要注册某个信号的处理函数sighandler，然后在一个while死循环中等待信号发生，如果有信号递达则执行sighandler，在sighandler中将a改为1，这样再次回到main函数时就可以退出while循环，执行后续处理。用上面的方法编译和反汇编这个程序，在main函数的指令中有：
/* register a sighandler */ while(!a); /* wait until a changes in sighandler */ 8048352: a1 3c 95 04 08 mov 0x804953c,%eax 8048357: 85 c0 test %eax,%eax 8048359: 74 f7 je 8048352 <main+0xe>
将全局变量a从内存读到eax寄存器，对eax和eax做AND运算，若结果为0则跳回循环开头，再次从内存读变量a的值，可见这三条指令等价于C代码的while(!a);循环。如果在编译时加了优化选项，例如：
$ gcc main.c -O1 -g $ objdump -dS a.out
则main函数的指令中有：
8048352: 83 3d 3c 95 04 08 00 cmpl $0x0,0x804953c /* register a sighandler */ while(!a); /* wait until a changes in sighandler */ 8048359: 74 fe je 8048359 <main+0x15>
第一条指令将全局变量a的内存单元直接和0比较，如果相等，则第二条指令成了一个死循环，注意，这是一个真正的死循环：即使sighandler将a改为1，只要没有影响Zero标志位，回到main函数后仍然死在第二条指令上，因为不会再次从内存读取变量a的值。
是编译器优化得有错误吗？不是的。设想一下，如果程序只有单一的执行流程，只要当前执行流程没有改变a的值，a的值就没有理由会变，不需要反复从内存读取，因此上面的两条指令和while(!a);循环是等价的，并且优化之后省去了每次循环读内存的操作，效率非常高。所以不能说编译器做错了，只能说编译器无法识别程序中存在多个执行流程。之所以程序中存在多个执行流程，是因为调用了特定平台上的特定库函数，比如sigaction、pthread_create，这些不是C语言本身的规范，不归编译器管，程序员应该自己处理这些问题。C语言提供了volatile限定符，如果将上述变量定义为volatile sig_atomic_t a=0;那么即使指定了优化选项，编译器也不会优化掉对变量a内存单元的读写。
对于程序中存在多个执行流程访问同一全局变量的情况，volatile限定符是必要的，此外，虽然程序只有单一的执行流程，但是变量属于以下情况之一的，也需要volatile限定：
-
变量的内存单元中的数据不需要写操作就可以自己发生变化，每次读上来的值都可能不一样
-
即使多次向变量的内存单元中写数据，只写不读，也并不是在做无用功，而是有特殊意义的
什么样的内存单元会具有这样的特性呢？肯定不是普通的内存，而是映射到内存地址空间的硬件寄存器，例如串口的接收寄存器属于上述第一种情况，而发送寄存器属于上述第二种情况。
sig_atomic_t类型的变量应该总是加上volatile限定符，因为要使用sig_atomic_t类型的理由也正是要加volatile限定符的理由。
现在重新审视例 33.2 “mysleep”，设想这样的时序：
-
注册
SIGALRM信号的处理函数。 -
调用
alarm(nsecs)设定闹钟。 -
内核调度优先级更高的进程取代当前进程执行，并且优先级更高的进程有很多个，每个都要执行很长时间
-
nsecs秒钟之后闹钟超时了，内核发送SIGALRM信号给这个进程，处于未决状态。 -
优先级更高的进程执行完了，内核要调度回这个进程执行。
SIGALRM信号递达，执行处理函数sig_alrm之后再次进入内核。 -
返回这个进程的主控制流程，
alarm(nsecs)返回，调用pause()挂起等待。 -
可是
SIGALRM信号已经处理完了，还等待什么呢？
出现这个问题的根本原因是系统运行的时序（Timing）并不像我们写程序时所设想的那样。虽然alarm(nsecs)紧接着的下一行就是pause()，但是无法保证pause()一定会在调用alarm(nsecs)之后的nsecs秒之内被调用。由于异步事件在任何时候都有可能发生（这里的异步事件指出现更高优先级的进程），如果我们写程序时考虑不周密，就可能由于时序问题而导致错误，这叫做竞态条件（Race Condition）。
如何解决上述问题呢？读者可能会想到，在调用pause之前屏蔽SIGALRM信号使它不能提前递达就可以了。看看以下方法可行吗？
-
屏蔽
SIGALRM信号; -
alarm(nsecs); -
解除对
SIGALRM信号的屏蔽; -
pause();
从解除信号屏蔽到调用pause之间存在间隙，SIGALRM仍有可能在这个间隙递达。要消除这个间隙，我们把解除屏蔽移到pause后面可以吗？
-
屏蔽
SIGALRM信号; -
alarm(nsecs); -
pause(); -
解除对
SIGALRM信号的屏蔽;
这样更不行了，还没有解除屏蔽就调用pause，pause根本不可能等到SIGALRM信号。要是“解除信号屏蔽”和“挂起等待信号”这两步能合并成一个原子操作就好了，这正是sigsuspend函数的功能。sigsuspend包含了pause的挂起等待功能，同时解决了竞态条件的问题，在对时序要求严格的场合下都应该调用sigsuspend而不是pause。
#include <signal.h> int sigsuspend(const sigset_t *sigmask);
和pause一样，sigsuspend没有成功返回值，只有执行了一个信号处理函数之后sigsuspend才返回，返回值为-1，errno设置为EINTR。
调用sigsuspend时，进程的信号屏蔽字由sigmask参数指定，可以通过指定sigmask来临时解除对某个信号的屏蔽，然后挂起等待，当sigsuspend返回时，进程的信号屏蔽字恢复为原来的值，如果原来对该信号是屏蔽的，从sigsuspend返回后仍然是屏蔽的。
以下用sigsuspend重新实现mysleep函数：
unsigned int mysleep(unsigned int nsecs)
{
struct sigaction newact, oldact;
sigset_t newmask, oldmask, suspmask;
unsigned int unslept;
/* set our handler, save previous information */
newact.sa_handler = sig_alrm;
sigemptyset(&newact.sa_mask);
newact.sa_flags = 0;
sigaction(SIGALRM, &newact, &oldact);
/* block SIGALRM and save current signal mask */
sigemptyset(&newmask);
sigaddset(&newmask, SIGALRM);
sigprocmask(SIG_BLOCK, &newmask, &oldmask);
alarm(nsecs);
suspmask = oldmask;
sigdelset(&suspmask, SIGALRM); /* make sure SIGALRM isn't blocked */
sigsuspend(&suspmask); /* wait for any signal to be caught */
/* some signal has been caught, SIGALRM is now blocked */
unslept = alarm(0);
sigaction(SIGALRM, &oldact, NULL); /* reset previous action */
/* reset signal mask, which unblocks SIGALRM */
sigprocmask(SIG_SETMASK, &oldmask, NULL);
return(unslept);
}
如果在调用mysleep函数时SIGALRM信号没有屏蔽：
-
调用
sigprocmask(SIG_BLOCK, &newmask, &oldmask);时屏蔽SIGALRM。 -
调用
sigsuspend(&suspmask);时解除对SIGALRM的屏蔽，然后挂起等待待。 -
SIGALRM递达后suspend返回，自动恢复原来的屏蔽字，也就是再次屏蔽SIGALRM。 -
调用
sigprocmask(SIG_SETMASK, &oldmask, NULL);时再次解除对SIGALRM的屏蔽。
进程一章讲过用wait和waitpid函数清理僵尸进程，父进程可以阻塞等待子进程结束，也可以非阻塞地查询是否有子进程结束等待清理（也就是轮询的方式）。采用第一种方式，父进程阻塞了就不能处理自己的工作了；采用第二种方式，父进程在处理自己的工作的同时还要记得时不时地轮询一下，程序实现复杂。
其实，子进程在终止时会给父进程发SIGCHLD信号，该信号的默认处理动作是忽略，父进程可以自定义SIGCHLD信号的处理函数，这样父进程只需专心处理自己的工作，不必关心子进程了，子进程终止时会通知父进程，父进程在信号处理函数中调用wait清理子进程即可。
请编写一个程序完成以下功能：父进程fork出子进程，子进程调用exit(2)终止，父进程自定义SIGCHLD信号的处理函数，在其中调用wait获得子进程的退出状态并打印。
事实上，由于UNIX的历史原因，要想不产生僵尸进程还有另外一种办法：父进程调用sigaction将SIGCHLD的处理动作置为SIG_IGN，这样fork出来的子进程在终止时会自动清理掉，不会产生僵尸进程，也不会通知父进程。系统默认的忽略动作和用户用sigaction函数自定义的忽略通常是没有区别的，但这是一个特例。此方法对于Linux可用，但不保证在其它UNIX系统上都可用。请编写程序验证这样做不会产生僵尸进程。