目录
1.预备
1.进程必须能够识别+处理信号，也要具备处理信号的能力，这是属于进程内置功能的一部分。
（也就能说明进程即便没有收到信号，也知道哪些信号是如何被处理的！）
2.当进程真的收到这个信号，进程可能并不会立即处理这个信号。
3.当一个信号产生到信号开始被处理，就一定会有时间窗口，进程具有临时保存信号以及哪些信号被处理的能力
2.信号如何产生
1.引入
ctrl+c为什么能够杀死我们的进程？本质是接受到了我们的2号信号：
我们一般只用到前31的信号，称为普通信号（有时间窗口，不一定收到信号后要立即处理，可存储一定时间）。后面的信号是实时信号，就是收到就要理科处理的信号。
但是如果我们./process &
linux中，一次登陆中，一个终端一般会配上一个bash，每一个登陆，只允许一个进程是前台进程，可以允许多个进程是后台进程----相当于只有前台进程可以获取键盘的输入。
2.原理
键盘是如何输入给内核的？ctrl+c又是如何变成信号的？
键盘被摁下，肯定是OS先知道的，那OS怎么知道键盘上有数据了？cpu不可能不停的就去检测键盘，有没有去写东西给文件，这样太浪费。而是键盘写入文件时，直接给cpu发送中断，（根据冯诺依曼结构说，cpu不可以直接访问键盘文件，但是键盘可以给cpu发送数据，因为cput上面有很多引脚，是直接连接这cpu的）然后cpu通过接送到的数据到内存的中断向量表中寻找读取键盘的方法，然后将键盘上的数据读取到键盘（文件）的缓冲区中，然后就是read等函数的事情了！
3.总结
信号产生的方式：无论信号如何产生最终一定是谁发送给进程的？OS！为什么？OS是进程的管理者！
3.接口
1.singal函数
第二个handler就是函数指针，实现接受到该信号的时候，进程该做什么。（但是并不是所有的信号都可以被修改）
这样我就可以通过这个函数中的ctrl是不是产生2好信号！
就有人好奇了？在signal函数的第一个参数就知道是几号信号了！为什么函数指针要加这个参数，因为这个函数指针不一样只代表一个信号的函数指针，里面可能有其他信号的处理方式switch函数方式！
前31个信号只有9号和19号信号是不能通过signal改变，因为一个是杀死进程和暂停进程，如果可以修改的话，那病毒一些东西不就可以执行了吗？
2.kill函数
3.raise函数（给自己发信号）
ctrl + \相当于3号信号
4.abort函数（给自己发送6号信号）
可以看出abort()函数里面不仅有6号的信号！
4.异常
1.现象
但是如果我们通过signal函数修改改信号：
2.原理
而每次调度改进程，该溢出标志位都是1，OS就会发送给pcb中断信号，但是我们自己设计的信号处理方式没有退出，然后就调用其他进程，再次调用该进程时，还是会这样，所以只能死循环！
其实野指针也是一样的：
但是OS是如何识别是溢出还是访问越界呢？其实就是寄存器的不同给OS识别的！
上面这两个都是cpu硬件产生异常，给OS识别到的，有没有软件条件？---管道
但不是所有的异常都会将进程给杀掉：
5.core和term区别
man 7 signal :
还记得父进程要等待子进程结束的waitpid函数吗？
进程等待-wait和waitpid-CSDN博客
而这上面的core dump就和这个有关！
可是core dump都是0啊，其实和下面有关：
可以将其修改（你如果再改回去，再改的话就不可以，应该是OS不允许这么随意修改吧。）
打开系统的core dump功能，一旦进程出异常，OS会将进程在内存中的运行信息，给我dump(转储)到进程的当前目录（磁盘）形成core.pid文件：核心转储(core dump)
而该core.pid文件可以存储哪一行代码出问题了：
可为什么系统要将这个core给删除掉呢？其实你看到到core.pid文件的大小便会明白了，很大。就想异常一开始的现象，如果一直像那样死循环，那整个系统岂不是可能会崩掉？得不偿失！
6.由软件条件产生信号
SIGPIPE是一种，SIGALRM也是一种：
也可以让他一直发送：
返回值：当一个alarm函数没有到时间，但收到了该信号，返回的就是上一个alarm还剩下多少秒。
3.信号如何保存
1.原理
基础概念：
在进程task_struct结构中存在两个整数，一个数组，block和pending自然是整形，用位图来表示每个信号的。block就是是否屏蔽某个信号，pending则表示是否收到该信号，handler就是收到该信号的处理方法！其中SIG_DFL（default）就是默认处理方法，SIG_IGN(ignore)就是忽略的处理方法，User Space就是自定义了。
一样和上面myhandler一样是函数指针：
2.接口
上面得知这些信号存储在位图中，操作系统肯定不会让我们直接去改变位图的，因为操作系统不相信我们，这肯定的！所以，就提供给我们一个结构体，然后通过函数来初始化他们！
当运用玩这些函数，至此对操作系统的信号位图是一点都没有触碰到呢！
相当于修改上面的block的位图：
int how:SIG_BLOCK（增加该信号屏蔽他，mask = set | mask）SIG_UNBLOCK(删除，mask = mask & ~set, SIG_SETMASK，直接覆盖)
oldset则是修改前set拷贝给oldset。
获取当前pending中的位图，再运用的上面的sigismember函数就能得知该进程是否接受到了该信号了！
改变信号的处理方法，上面已经说过了：signal
3.代码运用
一样，如果全屏蔽掉，那岂不是不能收到信号？和上面一样9和19好信号不可以收到！
4.信号的处理
1.信号是什么时候被处理的？
当我们的进程从内核态返回到用户态的时候，进行信号的检测和处理。（比如：调用系统调用--操作系统是自动会做“身份”切换的，用户身份变成内核身份，或者反着来；int 80 从用户态陷入内核态（下面会说））
1.重新谈地址空间：
用户页表：有几个进程，就有几个用户级页表---进程具有独立性
内核级页表：只有1份
每个进程看到的3-4GB（内核空间）是一样的，整个系统中，进程再怎么切换，3，4GB空间的内容是不变的！！！
进程视角：我们调用系统中的方法，就是在自己的地址空间中执行的。
操作系统视角：任何一个时刻，都有进程执行。我们想执行操作系统的代码，可以随时执行。
2.操作系统的本质
基于时钟中断的一个死循环。
其实我们应该想过，我们修改这些位图的信号，那进程怎么知道的？OS告诉它的，那OS又怎么知道的？
计算机硬件中，有一个时钟芯片，每个很短的时间，向计算机发送时钟中断！
3.用户态和内核态的切换
但是有人回想，那我们正常程序，就打印点东西，循环，不用系统调用函数，也进入不了内核态啊。cpu在运行进程时是一个一个进程单独运行的，不可能同时运行两个进程，所以进程都是先跑一会，给其他进程跑一会。当这个进程第二次被调度时，从就绪队列转换成运行队列，操作系统把该进程的PCB，寄存器，页表等等放到cpu上，则肯定时内核态，但是运行你普通代码时，肯定是用户态----这不是转换了嘛！
