信号入门

生活的角度

技术应用的角度

信号列表

信号处理常见方式概览

信号产生

通过终端按键产生信号

核心转储

调用系统函数向进程发信号

由软件条件产生信号

SIGPIPE信号

SIGALRM信号

硬件异常产生信号

阻塞信号

信号其他相关常见概念

内核中的表示

sigset_t

信号集操作函数

sigprocmask

sigpending

捕捉信号

内核空间与用户空间

用户态与内核态

内核实现信号的捕捉

sigaction

可重入函数

volatile

SIGCHLD信号

想要理解linux进程信号，我们可以用一条时间线来简单表示，对于一个linux的进程信号来说，可以大致分成图上的三个过程，即：信号产生——信号保存——信号处理。下面将详细介绍linux进程信号的这三个过程。

本文涉及到的代码链接：

hrimkn (hrimkn) - Gitee.comhttps://gitee.com/hrimkn

信号入门

生活的角度

在我们想要弄清楚linux信号是如何工作之前，我们不妨先思考一下什么叫做信号，首先我们先从日常生活的角度来理解一下什么是信号。

在生活当中信号无处不在，比如：上课铃、红绿灯、冲锋号、一个人的手势眼神以及语气都可以当作是一个信号。再看下面的这个场景：

你在网上买了很多件商品，再等待不同商品快递的到来。但即便快递没有到来，你也知道快递来临时，你该怎么处理快递。也就是你能“识别快递”
当快递员到了你楼下，你也收到快递到来的通知，但是你正在打游戏，需5min之后才能去取快递。那么在在这5min之内，你并没有下去去取快递，但是你是知道有快递到来了。也就是取快递的行为并不是一定要立即执行，可以理解成“在合适的时候去取”。
在收到通知，再到你拿到快递期间，是有一个时间窗口的，在这段时间，你并没有拿到快递，但是你知道有一个快递已经来了。本质上是你“记住了有一个快递要去取”。
当你时间合适，顺利拿到快递之后，就要开始处理快递了。而处理快递一般方式有三种：1. 执行默认动作（幸福的打开快递，使用商品）2. 执行自定义动作（快递是零食，你要送给你你的女朋友）3. 忽略快递（快递拿上来之后，扔掉床头，继续开一把游戏）
快递到来的整个过程，对你来讲是异步的，你不能准确断定快递员什么时候给你打电话。

对于一个信号来说，无论它是否产生，我们具有识别并处理它的能力，同时信号产生时我们有可能在做优先级更高的事情，也就是说我们同时还具备记录信号的能力。带着这样的结论，我们深入到技术应用的角度。

技术应用的角度

编写下面的程序并运行。

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>

int main()
{
	while (1){
		printf("hello signal!\n");
		sleep(1);
	}
	return 0;
}

用户输入命令,在Shell下启动一个前台进程，，用户按下ctrl+c，这个键盘输入产生了一个硬件中断，被os获取，解释成信号，发送给目标前台进程，前台进程收到信号，进程做出相应的处理动作即结束进程。

代入到上面讲到的生活中的例子，进程就是你，操作系统就是快递员，信号就是快递。

注意

ctrl+c产生的信号只能发给前台进程。一个命令后面加个&可以放到后台运行,这样Shell不必等待进程结束就可以接受新的命令,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而产生一个信号,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，所以信号相对于进程的控制流程来说是异步的。

信号列表

我们可以使用kill-l指令来查看信号。

其中1~31号信号是普通信号，34~64号信号是实时信号，普通信号和实时信号各自都有31个，每个信号都有一个编号和一个宏定义名称。

信号处理常见方式概览

信号可选的处理动作有以下三种:

忽略此信号。
执行该信号的默认处理动作。
提供一个信号处理函数,要求内核在处理该信号时切换到用户态执行这个处理函数,这种方式称为捕捉(Catch)一个信号。

信号产生

在大体上了解了信号的概念之后，下面我们将正式介绍信号的运行过程，我们回想一下开头提到的linux信号时间线，首先就是信号产生的过程。下面将依次介绍信号产生的四种方式：通过终端按键产生信号、调用系统函数向进程发信号、由软件条件产生信号、硬件异常产生信号。

通过终端按键产生信号

上面介绍信号概念的时候，我们已经实现了一个信号产生的过程，即通过ctrl+c的方式产生信号。

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>

int main()
{
	while (1){
		printf("hello signal!\n");
		sleep(1);
	}
	return 0;
}

除了ctrl+c，我们还可以用ctrl+\，来产生一个信号。

核心转储

ctrl+c和ctrl+\都可以终止一个进程，那么它们之间有什么区别呢。

ctrl+c发送的是2号信号SIGINT，ctrl+\发送的是3号信号SIGQUIT。通过man手册可以查看到这两个信号的默认处理动作是不同的，2号信号是Term，3号信号是Core。

Term和Core两个处理动作都会终止一个进程，但是Core比Term会多进行一个动作，那就是核心转储Core Dump。

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（事后调试）。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)。

在linux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。同时如果一个程序不小心写了一个死循环重复发送会引发Core Dump信号的代码，那么系统内会迅速地产生大量的Core文件占据整个磁盘空间，导致系统崩溃。
在开发调试阶段可以用 ulimit -c 字节命令改变这个限制,允许产生core文件。

core文件默认大小修改后即打开了Core Dump功能，此时再次通过ctrl+\按键发送3号信号，就可以生成core文件了。

core dump标志

还记得进程等待当中waitpid函数的第二个参数吗？

pid_t waitpid(pid_t pid, int *status, int options);

waitpid函数的第二个参数status是一个输出型参数，用于获取子进程的退出状态。status是一个整型变量，但status不能简单的当作整型来看待，status的不同比特位所代表的信息不同。

若进程是正常终止的，那么status的次低8位就表示进程的退出状态，即退出码。若进程是被信号所杀，那么status的低7位表示终止信号，而第8位比特位是core dump标志，即进程终止时是否进行了核心转储。

调用系统函数向进程发信号

当我们要使用kill命令向一个进程发送信号时，我们可以用 kill -信号名进程ID 的形式进行发送，或者是 kill -信号编号进程ID 的形式

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

我们可以用kill函数模拟实现一个kill命令，实现逻辑如下：

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <sys/types.h>
#include <signal.h>

void Usage(char* proc)
{
	printf("Usage: %s pid signo\n", proc);
}
int main(int argc, char* argv[])
{
	if (argc != 3){
		Usage(argv[0]);
		return 1;
	}
	pid_t pid = atoi(argv[1]);
	int signo = atoi(argv[2]);
	kill(pid, signo);
	return 0;
}

abort函数使当前进程接收到信号而异常终止

#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

补充说明：abort函数的作用是异常终止进程，exit函数的作用是正常终止进程，而abort本质是通过向当前进程发送SIGABRT信号而终止进程的，因此使用exit函数终止进程可能会失败，但使用abort函数终止进程总是成功的。

由软件条件产生信号

SIGPIPE信号

SIGPIPE信号实际上就是一种由软件条件产生的信号，当进程在使用管道进行通信时，读端进程将读端关闭，而写端进程还在一直向管道写入数据，那么此时写端进程就会收到SIGPIPE信号进而被操作系统终止。

例如，下面代码当中，创建匿名管道进行父子进程之间的通信，其中父进程是读端进程，子进程是写端进程，但是一开始通信父进程就将读端关闭了，那么此时子进程在向管道写入数据时就会收到SIGPIPE信号，进而被终止。

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/wait.h>
int main()
{
	int fd[2] = { 0 };
	if (pipe(fd) < 0){ //使用pipe创建匿名管道
		perror("pipe");
		return 1;
	}
	pid_t id = fork(); //使用fork创建子进程
	if (id == 0){
		//child
		close(fd[0]); //子进程关闭读端
		//子进程向管道写入数据
		const char* msg = "hello father, I am child...";
		int count = 10;
		while (count--){
			write(fd[1], msg, strlen(msg));
			sleep(1);
		}
		close(fd[1]); //子进程写入完毕，关闭文件
		exit(0);
	}
	//father
	close(fd[1]); //父进程关闭写端
	close(fd[0]); //父进程直接关闭读端（导致子进程被操作系统杀掉）
	int status = 0;
	waitpid(id, &status, 0);
	printf("child get signal:%d\n", status & 0x7F); //打印子进程收到的信号
	return 0;
}

运行代码后，即可发现子进程在退出时收到的是13号信号，即SIGPIPE信号。

SIGALRM信号

调用alarm函数可以设定一个闹钟，也就是告诉操作系统在若干时间后发送SIGALRM信号给当前进程，alarm函数的函数原型如下

#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

alarm函数的返回值：

若调用alarm函数前，进程已经设置了闹钟，则返回上一个闹钟时间的剩余时间，并且本次闹钟的设置会覆盖上一次闹钟的设置。
如果调用alarm函数前，进程没有设置闹钟，则返回值为0。

例如，我们可以用下面的代码，测试自己的linux云服务器一秒时间内可以将一个变量累加到多大。

#include <stdio.h>
#include <signal.h>
#include <unistd.h>

int main()
{
	int count = 0;
	alarm(1);
	while (1){
		count++;
		printf("count: %d\n", count);
	}
	return 0;
}

对于CPU来说，1s内持续对一个数据进行++，只加到了4w，这样的速度可以说是很慢了。主要原因有两个，首先，由于我们每进行一次累加就进行了一次打印操作，而与外设之间的IO操作所需的时间要比累加操作的时间更长，其次，由于我当前使用的是云服务器，因此在累加操作后还需要将累加结果通过网络传输将服务器上的数据发送过来，因此最终显示的结果要比实际一秒内可累加的次数小得多。

下面我们不进行IO再测试一次。

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <signal.h>
#include <unistd.h>

int count = 0;
void handler(int signo)
{
	printf("get a signal: %d\n", signo);
	printf("count: %d\n", count);
	exit(1);
}
int main()
{
	signal(SIGALRM, handler);
	alarm(1);
	while (1){
		count++;
	}
	return 0;
}

我们可以发现当不进行IO的时候，CPU在1s内可以将一个变量从0++到5亿多，从这里也可以印证出，与外设进行IO的速度与CPU的运算速度相比还是很慢的。

硬件异常产生信号

硬件异常被硬件以某种方式被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。

CPU当中有一堆的寄存器，当我们需要对两个数进行算术运算时，我们是先将这两个操作数分别放到两个寄存器当中，然后进行算术运算并把结果写回寄存器当中。此外，CPU当中还有一组寄存器叫做状态寄存器，它可以用来标记当前指令执行结果的各种状态信息，如有无进位、有无溢出等等。操作系统是软硬件资源的管理者，在程序运行过程中，若操作系统发现CPU内的某个状态标志位被置位，而这次置位就是因为出现了某种除0错误而导致的，那么此时操作系统就会马上识别到当前是哪个进程导致的该错误，并将所识别到的硬件错误包装成信号发送给目标进程，本质就是操作系统去直接找到这个进程的task_struct，并向该进程的位图中写入8信号，写入8号信号后这个进程就会在合适的时候被终止。

那对于下面的野指针问题，或者越界访问的问题时，操作系统又是如何识别到的呢？

int main()
{
	printf("I am a running process\n");
	sleep(1);
	int *p = NULL;
	*p = 1;
	return 0;
}

首先我们必须知道的是，当我们要访问一个变量时，一定要先经过页表的映射，将虚拟地址转换成物理地址，然后才能进行相应的访问操作。

其中页表属于一种软件映射关系，而实际上在从虚拟地址到物理地址映射的时候还有一个硬件叫做MMU，它是一种负责处理CPU的内存访问请求的计算机硬件，因此映射工作不是由CPU做的，而是由MMU做的，但现在MMU已经集成到CPU当中了。
当需要进行虚拟地址到物理地址的映射时，我们先将页表的左侧的虚拟地址导给MMU，然后MMU会计算出对应的物理地址，我们再通过这个物理地址进行相应的访问。
而MMU既然是硬件单元，那么它当然也有相应的状态信息，当我们要访问不属于我们的虚拟地址时，MMU在进行虚拟地址到物理地址的转换时就会出现错误，然后将对应的错误写入到自己的状态信息当中，这时硬件上面的信息也会立马被操作系统识别到，进而将对应进程发送SIGSEGV信号。

总结一下：
C/C++程序会崩溃，是因为程序当中出现的各种错误最终一定会在硬件层面上有所表现，进而会被操作系统识别到，然后操作系统就会发送相应的信号将当前的进程终止。

阻塞信号

信号其他相关常见概念

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。
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。

内核中的表示

每个信号都有两个标志位分别表示阻塞(block)和未决(pending),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。

sigset_t

根据信号在内核中的表示方法，每个信号的未决标志只有一个比特位，非0即1，如果不记录该信号产生了多少次，那么阻塞标志也只有一个比特位。

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类型的定义如下：

#define _SIGSET_NWORDS (1024 / (8 * sizeof (unsigned long int)))
typedef struct
{
	unsigned long int __val[_SIGSET_NWORDS];
} __sigset_t;

typedef __sigset_t sigset_t;

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。
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。

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。

信号集操作函数

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。
前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。

sigprocmask

sigprocmask函数可以用于读取或更改进程的信号屏蔽字，该函数的函数原型如下：

#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。

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。

sigpending

sigpending函数可以用于读取进程的未决信号集，该函数的函数原型如下：

#include <signal.h>
int sigpending(sigset_t *set);
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。

阻塞信号的使用：

先用上述的函数将2号信号进行屏蔽（阻塞）。然后使用kill命令或组合按键向进程发送2号信号。此时2号信号会一直被阻塞，并一直处于pending（未决）状态。最后使用sigpending函数获取当前进程的pending信号集进行验证。

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <signal.h>

void printPending(sigset_t *pending)
{
	int i = 1;
	for (i = 1; i <= 31; i++){
		if (sigismember(pending, i)){
			printf("1 ");
		}
		else{
			printf("0 ");
		}
	}
	printf("\n");
}
int main()
{
	sigset_t set, oset;
	sigemptyset(&set);
	sigemptyset(&oset);

	sigaddset(&set, 2); //SIGINT
	sigprocmask(SIG_SETMASK, &set, &oset); //阻塞2号信号

	sigset_t pending;
	sigemptyset(&pending);

	while (1){
		sigpending(&pending); //获取pending
		printPending(&pending); //打印pending位图（1表示未决）
		sleep(1);
	}
	return 0;
}

可以看到，程序刚刚运行时，因为没有收到任何信号，所以此时该进程的pending表一直是全0，而当我们使用kill命令向该进程发送2号信号后，由于2号信号是阻塞的，因此2号信号一直处于未决状态，所以我们看到pending表中的第二个数字一直是1。

捕捉信号

内核空间与用户空间

每一个进程都有自己的进程地址空间，该进程地址空间由内核空间和用户空间组成：

用户所写的代码和数据位于用户空间，通过用户级页表与物理内存之间建立映射关系。
内核空间存储的实际上是操作系统代码和数据，通过内核级页表与物理内存之间建立映射关系

内核级页表是一个全局的页表，它用来维护操作系统的代码与进程之间的关系。因此，在每个进程的进程地址空间中，用户空间是属于当前进程的，每个进程看到的代码和数据是完全不同的，但内核空间所存放的都是操作系统的代码和数据，所有进程看到的都是一样的内容。

需要注意的是，虽然每个进程都能够看到操作系统，但并不意味着每个进程都能够随时对其进行访问。当你访问用户空间时你必须处于用户态，当你访问内核空间时你必须处于内核态。这样也就只有OS能访问内核空间，保证了操作系统的稳定与安全。

用户态与内核态

内核态与用户态：

内核态通常用来执行操作系统的代码，是一种权限非常高的状态。
用户态是一种用来执行普通用户代码的状态，是一种受监管的普通状态。

进程收到信号之后，并不是立即处理信号，而是在合适的时候，这里所说的合适的时候实际上就是指，从内核态切换回用户态的时候。

从用户态切换为内核态通常有如下几种情况：

需要进行系统调用时。
当前进程的时间片到了，导致进程切换。
产生异常、中断、陷阱等。

与之相对应，从内核态切换为用户态有如下几种情况：

系统调用返回时。
进程切换完毕。
异常、中断、陷阱等处理完毕。

其中，由用户态切换为内核态我们称之为陷入内核。每当我们需要陷入内核的时，本质上是因为我们需要执行操作系统的代码，比如系统调用函数是由操作系统实现的，我们要进行系统调用就必须先由用户态切换为内核态。

内核实现信号的捕捉

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。

当待处理信号是自定义捕捉时的情况比较复杂，可以简化为下图：

sigaction

捕捉信号除了用前面用过的signal函数之外，我们还可以使用sigaction函数对信号进行捕捉，sigaction函数的函数原型如下：

#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

其中，参数act和oldact都是结构体指针变量，该结构体的定义如下：

struct sigaction {
	void(*sa_handler)(int);
	void(*sa_sigaction)(int, siginfo_t *, void *);
	sigset_t   sa_mask;
	int        sa_flags;
	void(*sa_restorer)(void);
};

对于结构体的第一个成员sa_handler：

将sa_handler赋值为常数SIG_IGN，表示忽略信号将sa_handler赋值为常数。
SIG_DFL传给sigaction函数，表示执行系统默认动作。
将sa_handler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。

可重入函数

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。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。

volatile

volatile是C语言的一个关键字，该关键字的作用是保持内存的可见性。

在下面的代码中，我们对2号信号进行了捕捉，当该进程收到2号信号时会将全局变量flag由0置1。也就是说，在进程收到2号信号之前，该进程会一直处于死循环状态，直到收到2号信号时将flag置1才能够正常退出。

#include <stdio.h>
#include <signal.h>

int flag = 0;

void handler(int signo)
{
	printf("get a signal:%d\n", signo);
	flag = 1;
}
int main()
{
	signal(2, handler);
	while (!flag);
	printf("Proc Normal Quit!\n");
	return 0;
}

然而当我们向进程发送2号信号，循环没有终止。

代码中的main函数和handler函数是两个独立的执行流，而while循环是在main函数当中的，在编译器编译时只能检测到在main函数中对flag变量的使用。此时编译器检测到在main函数中并没有对flag变量做修改操作，在编译器优化级别较高的时候，就有可能将flag设置进寄存器里面。

此时main函数在检测flag时只检测寄存器里面的值，而handler执行流只是将内存中flag的值置为1了，那么此时就算进程收到2号信号也不会跳出死循环。

面对这种情况，我们就可以使用volatile关键字对flag变量进行修饰，告知编译器，对flag变量的任何操作都必须真实的在内存中进行，即保持了内存的可见性。

SIGCHLD信号

为了避免出现僵尸进程，父进程需要使用wait或waitpid函数等待子进程结束，父进程可以阻塞等待子进程结束，也可以非阻塞地查询的是否有子进程结束等待清理，即轮询的方式。采用第一种方式，父进程阻塞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生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信号的处理动作，这样父进程就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或waitpid函数清理子进程即可。

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <signal.h>
#include <stdlib.h>
#include <sys/wait.h>

void handler(int signo)
{
	printf("get a signal: %d\n", signo);
	int ret = 0;
	while ((ret = waitpid(-1, NULL, WNOHANG)) > 0){
		printf("wait child %d success\n", ret);
	}
}
int main()
{
	signal(SIGCHLD, handler);
	if (fork() == 0){
		//child
		printf("child is running, begin dead: %d\n", getpid());
		sleep(3);
		exit(1);
	}
	//father
	while (1);
	return 0;
}

SIGCHLD属于普通信号，记录该信号的pending位只有一个，如果在同一时刻有多个子进程同时退出，那么在handler函数当中实际上只清理了一个子进程，因此在使用waitpid函数清理子进程时需要使用while不断进行清理。
使用waitpid函数时，需要设置WNOHANG选项即非阻塞式等待，否则当所有子进程都已经清理完毕时，由于while循环，会再次调用waitpid函数，此时就会在这里阻塞住。

此时父进程就只需专心处理自己的工作，不必关心子进程了，子进程终止时父进程收到SIGCHLD信号，会自动进行该信号的自定义处理动作，进而对子进程进行清理。