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Linux：进程信号

在讲信号之前，我们先来从生活中的事情来确定信号的一些特性。

我在网上买了商品，我在等快递。但是在快递没来之前我知道快递来的时候我应该怎么处理。我能识别快递。
快递来了，快递小哥给我打电话让我下楼取快递，而我在打游戏，等会再下去拿。在等会的这段时间里，我知道快递来了，但是我并没有立即去处理它，没有立即执行，也就是在合适的时候去取。
在这个等一会的时间窗口，我知道有一个快递在等我去取，那么我是记住了这件事的。
我拿到快递后有三种动作

执行默认动作（拆开快递）

自定义动作（送别人）

忽略（继续打游戏）

在整个来快递的过程中对我来说是异步的，我并不知道快递员什么时候给我打电话。

基本结论：

我为什么能识别信号，信号是内置的，进程识别信号是内核程序员写的内置特性。
信号产生后，我知道怎么处理。信号没有产生，我也知道怎么处理。所以信号的处理方法在信号产生之前，就已经准备好了。
我们不一定立即处理信号，可能有优先级更高的事。那什么时候？合适的时候。
三个步骤：信号到来 | 信号保存 | 信号处理
怎么进行信号处理：默认、忽略、自定义，后续都叫做信号捕捉。

我们平时，Ctrl + C其实就是在给前台进程发信号。键盘输入一个硬件中断，被OS获取，解释成信号，发送给目标前台进程。进程收到信号，引起进程退出。

系统函数

NAME
	signal - ANSI C signal handing
SYNOPISIS
	#include <signal.h>
	typedef void (*sighandler_t)(int);
	sighandler_t signal(int signum, sighandler_t handler);
参数说明：
signum：信号编号
handler：函数指针，表示更改信号的处理动作，当收到对应的信号，就回调执行handler方法

ctrl + C其实就是在给前台进程发送SIGINT即2号信号。

要注意的是，signal函数仅仅是设置了特定信号的捕捉行为处理方式，并不是直接调用处理动作。如果后续特定信号没有产生，设置的捕捉函数永远也不会被调用！

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收到像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Asynchronous的

补充同步异步概念

一、同步（Synchronous）

定义
同步操作要求任务按顺序执行，前一个任务完成后才能启动下一个任务。主线程会阻塞等待当前任务返回结果，后续代码无法继续执行。
类比：类似排队办理银行业务，必须等待前一个人完成才能轮到下一个人。

特点

顺序性：代码执行顺序与编写顺序一致，逻辑简单。

阻塞性：主线程在等待结果时会被挂起，可能导致界面卡顿或性能下降。

应用场景

简单且非耗时操作（如变量赋值、数学计算）。

需要严格顺序执行的流程（如先登录后加载用户数据）。

要求数据强一致性的场景（如银行转账操作）。

二、异步（Asynchronous）

定义
异步操作将耗时任务放入后台执行，主线程不等待结果而继续执行后续代码。任务完成后通过回调函数、事件通知等方式返回结果。
类比：在餐厅点餐后领取号码牌，期间可自由活动，餐好后凭通知取餐。

特点

非阻塞性：主线程资源高效利用，避免卡顿。

复杂性：需通过回调、Promise、async/await等机制处理结果。

应用场景

耗时操作（如网络请求、文件读写）。

用户交互事件（如点击、滚动监听）。

高并发场景（如消息队列处理数据库批量写入）。

基础进程切换命令

&符号
- 用途：直接在命令末尾添加&，使程序立即在后台运行
- 示例：
```
python script.py  &  # 脚本在后台运行  
```
Ctrl+Z组合键
- 用途：暂停前台进程并将其转入后台（状态为Stopped）
- 示例：运行top时按下Ctrl+Z，进程暂停并显示[1]()+ Stopped
jobs命令
- 用途：查看当前Shell会话中的后台任务列表，显示任务编号和状态
- 常用参数
```
jobs -l  # 显示任务PID  
```
fg命令
- 用途：将后台任务切换至前台继续运行
- 语法：
```
fg %n  # n为jobs显示的任务编号  
```
- 示例：fg %1将编号1的任务调回前台
  5 8
bg命令
- 用途：恢复暂停的后台任务，使其继续在后台运行
- 语法：
```
bg %n  # 启动编号为n的暂停任务  
```
- 示例：暂停的top任务执行bg %1后转为后台运行

二、高级管理命令

nohup命令
- 用途：脱离终端运行程序，即使关闭SSH连接进程仍持续
- 示例：
```
nohup python server.py  &  # 输出日志到nohup.out   
```
- 查看日志：tail -f nohup.out

kill命令

用途：终止后台任务

语法：

kill %n       # 通过任务编号终止  
kill <PID>    # 通过进程ID终止

示例：kill %2终止编号为2的任务

四、注意事项

任务编号与PID：fg/bg操作依赖jobs显示的任务编号，而非系统PID
终端依赖：普通后台任务（未用nohup）会随终端关闭终止
并发控制：多个后台任务时，建议用jobs定期检查状态

信号概念

信号是进程之间事件异步通知的一种方式，属于软中断。

查看信号

ubuntu@VM-4-4-ubuntu:~/Code$ kill -l
 1) SIGHUP       2) SIGINT       3) SIGQUIT      4) SIGILL       5) SIGTRAP
 6) SIGABRT      7) SIGBUS       8) SIGFPE       9) SIGKILL     10) SIGUSR1
11) SIGSEGV     12) SIGUSR2     13) SIGPIPE     14) SIGALRM     15) SIGTERM
16) SIGSTKFLT   17) SIGCHLD     18) SIGCONT     19) SIGSTOP     20) SIGTSTP
21) SIGTTIN     22) SIGTTOU     23) SIGURG      24) SIGXCPU     25) SIGXFSZ
26) SIGVTALRM   27) SIGPROF     28) SIGWINCH    29) SIGIO       30) SIGPWR
31) SIGSYS      34) SIGRTMIN    35) SIGRTMIN+1  36) SIGRTMIN+2  37) SIGRTMIN+3
38) SIGRTMIN+4  39) SIGRTMIN+5  40) SIGRTMIN+6  41) SIGRTMIN+7  42) SIGRTMIN+8
43) SIGRTMIN+9  44) SIGRTMIN+10 45) SIGRTMIN+11 46) SIGRTMIN+12 47) SIGRTMIN+13
48) SIGRTMIN+14 49) SIGRTMIN+15 50) SIGRTMAX-14 51) SIGRTMAX-13 52) SIGRTMAX-12
53) SIGRTMAX-11 54) SIGRTMAX-10 55) SIGRTMAX-9  56) SIGRTMAX-8  57) SIGRTMAX-7
58) SIGRTMAX-6  59) SIGRTMAX-5  60) SIGRTMAX-4  61) SIGRTMAX-3  62) SIGRTMAX-2
63) SIGRTMAX-1  64) SIGRTMAX

每个进程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。

#define SIGHUP		 1	/* Hangup (POSIX).  */
#define SIGINT		 2	/* Interrupt (ANSI).  */
#define SIGQUIT		 3	/* Quit (POSIX).  */
#define SIGILL		 4	/* Illegal instruction (ANSI).  */
#define SIGTRAP		 5	/* Trace trap (POSIX).  */
#define SIGIOT		 6	/* IOT trap (4.2 BSD).  */
#define SIGABRT		 SIGIOT	/* Abort (ANSI).  */
#define SIGEMT		 7
#define SIGFPE		 8	/* Floating-point exception (ANSI).  */
#define SIGKILL		 9	/* Kill, unblockable (POSIX).  */
#define SIGBUS		10	/* BUS error (4.2 BSD).  */
#define SIGSEGV		11	/* Segmentation violation (ANSI).  */
#define SIGSYS		12
#define SIGPIPE		13	/* Broken pipe (POSIX).  */
#define SIGALRM		14	/* Alarm clock (POSIX).  */
#define SIGTERM		15	/* Termination (ANSI).  */
#define SIGUSR1		16	/* User-defined signal 1 (POSIX).  */
#define SIGUSR2		17	/* User-defined signal 2 (POSIX).  */
#define SIGCHLD		18	/* Child status has changed (POSIX).  */
#define SIGCLD		SIGCHLD	/* Same as SIGCHLD (System V).  */
#define SIGPWR		19	/* Power failure restart (System V).  */
#define SIGWINCH	20	/* Window size change (4.3 BSD, Sun).  */
#define SIGURG		21	/* Urgent condition on socket (4.2 BSD).  */
#define SIGIO		22	/* I/O now possible (4.2 BSD).  */
#define SIGPOLL		SIGIO	/* Pollable event occurred (System V).  */
#define SIGSTOP		23	/* Stop, unblockable (POSIX).  */
#define SIGTSTP		24	/* Keyboard stop (POSIX).  */
#define SIGCONT		25	/* Continue (POSIX).  */
#define SIGTTIN		26	/* Background read from tty (POSIX).  */
#define SIGTTOU		27	/* Background write to tty (POSIX).  */
#define SIGVTALRM	28	/* Virtual alarm clock (4.2 BSD).  */
#define SIGPROF		29	/* Profiling alarm clock (4.2 BSD).  */
#define SIGXCPU		30	/* CPU limit exceeded (4.2 BSD).  */
#define SIGXFSZ		31	/* File size limit exceeded (4.2 BSD).  */

信号编号没有32、33所以只有62种信号，编号34以上的是实时信号，不讨论实时信号。这些信号各自在什么条件下产生，默认的处理动作是什么，在signal(7)中有详细说明：man 7 signal

Standard signals
       Linux  supports  the  standard  signals listed below.  The second column of the table indicates which standard (if any) specified the signal: "P1990" indicates that the signal is described in the original
       POSIX.1-1990 standard; "P2001" indicates that the signal was added in SUSv2 and POSIX.1-2001.
       Signal      Standard   Action   Comment
       ────────────────────────────────────────────────────────────────────────
       SIGABRT      P1990      Core    Abort signal from abort(3)
       SIGALRM      P1990      Term    Timer signal from alarm(2)
       SIGBUS       P2001      Core    Bus error (bad memory access)
       SIGCHLD      P1990      Ign     Child stopped or terminated
       SIGCLD         -        Ign     A synonym for SIGCHLD
       SIGCONT      P1990      Cont    Continue if stopped
       SIGEMT         -        Term    Emulator trap
       SIGFPE       P1990      Core    Floating-point exception
       SIGHUP       P1990      Term    Hangup detected on controlling terminal
                                       or death of controlling process
       SIGILL       P1990      Core    Illegal Instruction
       SIGINFO        -                A synonym for SIGPWR
       SIGINT       P1990      Term    Interrupt from keyboard
       SIGIO          -        Term    I/O now possible (4.2BSD)
       SIGIOT         -        Core    IOT trap. A synonym for SIGABRT
       SIGKILL      P1990      Term    Kill signal
       SIGLOST        -        Term    File lock lost (unused)
       SIGPIPE      P1990      Term    Broken pipe: write to pipe with no
                                       readers; see pipe(7)
       SIGPOLL      P2001      Term    Pollable event (Sys V);
                                       synonym for SIGIO
       SIGPROF      P2001      Term    Profiling timer expired
       SIGPWR         -        Term    Power failure (System V)
       SIGQUIT      P1990      Core    Quit from keyboard
       SIGSEGV      P1990      Core    Invalid memory reference
       SIGSTKFLT      -        Term    Stack fault on coprocessor (unused)
       SIGSTOP      P1990      Stop    Stop process
       SIGTSTP      P1990      Stop    Stop typed at terminal
       SIGSYS       P2001      Core    Bad system call (SVr4);
                                       see also seccomp(2)
       SIGTERM      P1990      Term    Termination signal
       SIGTRAP      P2001      Core    Trace/breakpoint trap
       SIGTTIN      P1990      Stop    Terminal input for background process
       SIGTTOU      P1990      Stop    Terminal output for background process
       SIGUNUSED      -        Core    Synonymous with SIGSYS
       SIGURG       P2001      Ign     Urgent condition on socket (4.2BSD)
       SIGUSR1      P1990      Term    User-defined signal 1
       SIGUSR2      P1990      Term    User-defined signal 2
       SIGVTALRM    P2001      Term    Virtual alarm clock (4.2BSD)
       SIGXCPU      P2001      Core    CPU time limit exceeded (4.2BSD);
                                       see setrlimit(2)
       SIGXFSZ      P2001      Core    File size limit exceeded (4.2BSD);
                                       see setrlimit(2)
       SIGWINCH       -        Ign     Window resize signal (4.3BSD, Sun)

       The signals SIGKILL and SIGSTOP cannot be caught, blocked, or ignored.

信号处理

忽略此信号

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

void handler(int num)
{
    std::cout << "我是: " << getpid() << ", 我获得了⼀个信号: " << signumber << std::endl;
}

int main()
{
    std::cout << "我是进程: " << getpid() << std::endl;
    signal(SIGINT /*2*/, SIG_IGN); // 设置忽略信号的宏
    while (true)
    {
        std::cout << "I am a process, I am waiting signal!" << std::endl;
        sleep(1);
    }
    return 0;
}
ubuntu@VM-4-4-ubuntu:~/Code/25/3_15$ ./sig 
我是进程: 544272
I am a process, I am waiting signal!
I am a process, I am waiting signal!
I am a process, I am waiting signal!
I am a process, I am waiting signal!
I am a process, I am waiting signal!
^CI am a process, I am waiting signal! // 输入 ctrl + C 毫无反应

执行该信号的默认处理动作

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

void handler(int signumber)
{
    std::cout << "我是: " << getpid() << ", 我获得了⼀个信号: " << signumber << std::endl;
}

int main()
{
    std::cout << "我是进程: " << getpid() << std::endl;
    signal(SIGINT /*2*/, SIG_DFL); // 设置默认处理
    while (true)
    {
        std::cout << "I am a process, I am waiting signal!" << std::endl;
        sleep(1);
    }
    return 0;
}

ubuntu@VM-4-4-ubuntu:~/Code/25/3_15$ ./sig 
我是进程: 544934
I am a process, I am waiting signal!
I am a process, I am waiting signal!
I am a process, I am waiting signal!
^C
ubuntu@VM-4-4-ubuntu:~/Code/25/3_15$

提供一个信号处理函数，要求内核在处理该信号是切换到用户态执行这个处理函数，这种方式称为自定义捕捉catch信号

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

void handler(int signumber)
{
    std::cout << "我是: " << getpid() << ", 我获得了⼀个信号: " << signumber << std::endl;
}

int main()
{
    std::cout << "我是进程: " << getpid() << std::endl;
    signal(SIGINT /*2*/, handler); // 设置自定义函数处理
    while (true)
    {
        std::cout << "I am a process, I am waiting signal!" << std::endl;
        sleep(1);
    }
    return 0;
}

ubuntu@VM-4-4-ubuntu:~/Code/25/3_15$ ./sig 
我是进程: 545560
I am a process, I am waiting signal!
I am a process, I am waiting signal!
I am a process, I am waiting signal!
^C我是: 545560, 我获得了⼀个信号: 2
I am a process, I am waiting signal!

接下来我们将从产生信号，保存信号，捕捉信号三个方面来具体总结。

产生信号

通过终端按键产生信号

基本操作：

Ctrl + C向前台进程发送SIGINT信号
Ctrl + \发送终止信号SIGQUIT并生成core dump文件，用于事后调试。
Ctrl + Z发送停止信号SIGTSTP将当前前台进程挂起到后台等待。

ok这里就有一个问题了。键盘按下对应组合键是如何使进程进行对应操作的呢？键盘等硬件是直接或间接的与CPU上的针脚连接的，当按键按下，硬件发送一个中断给CPU，CPU识别到中断信息（高电平）然后就去执行处理硬件数据的代码。从操作系统来看就是OS停下当前工作将数据从硬件读取到内存。

那么，信号就是从纯软件的角度来模拟硬件中断。硬件中断是发给CPU软中断是发给进程。两者在思想上是完全一致的。

使用函数产生信号

kill

我们在终端使用的kill命令本质也是进程，也是用C语言写的。底层也是调用的这个kill函数。kill函数会给一个指定的进程发送指定的信号

NAME
	kill - send signal to a process
SYNOPSIS
	#include <sys/type.h>
	#include <signal.h>
	int kill(pid_t pid, int sig);
RETURN VALUE
	On success (at least one signal was sent) zero is returned. On erroe, -1 is returned, and errno is set 
	appropriately.

mykill

#include <iostream>
#include <unistd.h>
#include <signal.h>
#include <sys/types.h>

// 实现自己的kill命令
// mykill -signumber pid
int main(int argc, char *argv[])
{
    if (argc != 3)
    {
        std::cerr << "Usage: " << argv[0] << " -signumber pid" << std::endl;
        return 1;
    }
    int number = std::stoi(argv[1] + 1); // 去掉- 获取信号编号
    pid_t pid = std::stoi(argv[2]);
    int n = kill(pid, number);
    return n;
}

raise

raise函数可以给当前进程发送指定的信号，也就是给自己发信号。

NAME 
	raise - send a signal to the caller
SYNOPSIS
    #include <signal.h>
    int raise(int sig);
RETURN VALUE
       raise() returns 0 on success, and nonzero for failure.

abort

abort函数使当前进程收到信号而异常终止，它总会成功的就像exit一样

NAME 
	abort - cause abnormal process termination
SYNOPSIS
	#include <stdlib.h>
	void abort(void);
RETURN VALUE
	The abort() function never returns.

由软件产生信号

SIGPIPE和SIGALRM信号是一种由软件产生的信号，管道我们已经学过了。现在来学习时钟信号alarm函数

NAME
	alarm - set an alarm clock for delivery of a signal
SYNOPSIS
	#include <unistd.h>
    unsigned int alarm(unsigned int seconds);
DESCRIPTION
    alarm() arranges for a SIGALRM signal to be delivered to the calling process in seconds seconds.
    If seconds is zero, any pending alarm is canceled.
    In any event any previously set alarm() is canceled.
RETURN VALUE
    alarm() returns the number of seconds remaining until any previously
    scheduled alarm was due to be delivered, or zero if there was no previ‐
    ously scheduled alarm.

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。如果seconds的值为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。

IO效率问题

这里延申出一个IO效率的问题，分别有两个程序，一个程序在一秒的时间内不断向显示屏打印信息并使计数器加加，另一个在一秒钟之内不断只对一个计数器加加。最后看它们的计数器大小。

#include <iostream>
#include <unistd.h>
#include <signal.h>
#include <sys/types.h>
int cnt = 0;

void Exit(int signo)
{
    std::cout << cnt << std::endl;
    exit(1);
}

int main()
{
    signal(SIGALRM, Exit);
    alarm(1);

    while (true)
    {
        cnt++;
    }
    return 0;
}

ubuntu@VM-4-4-ubuntu:~/Code/25/3_15$ make 
g++ -o sig sig.cc -std=c++11
ubuntu@VM-4-4-ubuntu:~/Code/25/3_15$ ./sig 
560154357

#include <iostream>
#include <unistd.h>
#include <signal.h>
#include <sys/types.h>
int cnt = 0;

void Exit(int signo)
{
    std::cout << cnt << std::endl;
    exit(1);
}

int main()
{
    signal(SIGALRM, Exit);
    alarm(1);

    while (true)
    {
        std::cout << "cnt:" << cnt << std::endl;
        cnt++;
    }
    return 0;
}

ubuntu@VM-4-4-ubuntu:~/Code/25/3_15$ make 
g++ -o sig sig.cc -std=c++11
ubuntu@VM-4-4-ubuntu:~/Code/25/3_15$ ./sig 
cnt:0
cnt:1
cnt:2
......
cnt:53558
cnt:53559
cnt:53559

事实证明，相比于这种算术运算，IO处理的是非常慢的。两者之间不止差了一个数量级。

设置重复闹钟

#include <iostream>
#include <vector>
#include <functional>
#include <unistd.h>
#include <signal.h>
#include <sys/types.h>

using func_t = std::function<void()>;
std::vector<func_t> task;

void handler(int signo)
{
    for (auto f : task)
    {
        f();
    }
    int n = alarm(1);
    std::cout << "n: " << n << std::endl;
}

int main()
{
    task.push_back([]()
                   { std::cout << "刷新内核" << std::endl; });
    task.push_back([]()
                   { std::cout << "检测进程时间片" << std::endl; });
    task.push_back([]()
                   { std::cout << "管理内存" << std::endl; });

    signal(SIGALRM, handler);

    alarm(1);

    while (true)
    {
        pause();
        std::cout << "wake up" << std::endl;
    }
    return 0;
}
/***************************************************************************************************************************************/
NAME
       pause - wait for signal
           
SYNOPSIS
       #include <unistd.h>
       int pause(void);

DESCRIPTION
       pause() causes the calling process (or thread) to sleep until a signal is delivered that either terminates the process or causes the invocation of a signal-catching function.
    
RETURN VALUE
       pause() returns only when a signal was caught and the signal-catching function returned.  In this case, pause() returns -1, and errno is set to EINTR.

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，然后内核发送适当的信号给当前进程。例如当前进程进行了除0的指令，CPU的运算单位会产生异常，内核将这个异常解释成SIGFPE信号发给进程。如果当前进程访问非法内存地址，MMU会产生异常，内核将在这个异常解释为SIGSEGV信号发送给进程。

core dump

在一些信号的默认action中（上翻查看信号）有 ign、core等。它们是什么意思？

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，当一个进程要异常终止时，可以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（在PCB中），默认不允许产生core文件，因为可能包含用户密码等敏感信息。
在开发测试阶段可以用ulimit命令改变这个限制，允许产生core文件。先用这个命令改变Shell进程的Resource Limit，如改到1024K：$ ulimit -c 1024

ubuntu@VM-4-4-ubuntu:~/Code/25/3_15$ ulimit -c 1024
ubuntu@VM-4-4-ubuntu:~/Code/25/3_15$ ulimit -a
real-time non-blocking time  (microseconds, -R) unlimited
core file size              (blocks, -c) 1024
data seg size               (kbytes, -d) unlimited
scheduling priority                 (-e) 0
file size                   (blocks, -f) unlimited
pending signals                     (-i) 6563
max locked memory           (kbytes, -l) 219108
max memory size             (kbytes, -m) unlimited
open files                          (-n) 1048576
pipe size                (512 bytes, -p) 8
POSIX message queues         (bytes, -q) 819200
real-time priority                  (-r) 0
stack size                  (kbytes, -s) 8192
cpu time                   (seconds, -t) unlimited
max user processes                  (-u) 6563
virtual memory              (kbytes, -v) unlimited
file locks                          (-x) unlimited

保存信号

上面我们说了信号产生后都需要OS来执行，因为OS是进程的管理者。但信号不是被立即处理的，是在合适的时候处理。那既然不是立即处理，总该保存吧，那保存在哪里呢？

概念说明：

实际执行信号处理动作称为信号递达Delivery
信号从产生到递达之间的状态成为信号未决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，忽略是在信号递达后可选的一种处理方式，但信号被阻塞了就无法递达

在内核中进程PCB维护了这三张表：

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，所以暂时不能被递达，虽然它的处理动作为忽略，但在没有解除阻塞之前不能忽略这个信号，因为进程仍有机会修改handler并解除忽略。
SIGQUIT信号未产生过，一旦产生SIGQUIT信号将被阻塞，它的处理动作时用户自定义函数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。我们暂时不讨论实时信号。

// 内核结构
struct task_struct
{
    ...
    /* signal handlers */
    struct sighand_struct *sighand;
    sigset_t blocked struct sigpending pending;
    ...

}

struct sighand_struct
{
    atomic_t count;
    struct k_sigaction action[_NSIG]; // #define _NSIG 64
    spinlock_t siglock;
};

struct __new_sigaction
{
    __sighandler_t sa_handler;
    unsigned long sa_flags;
    void (*sa_restorer)(void); /* Not used by Linux/SPARC */
    __new_sigset_t sa_mask;
};

struct k_sigaction
{
    struct __new_sigaction sa;
    void __user *ka_restorer;
};

/* Type of a signal handler. */
typedef void (*__sighandler_t)(int);
struct sigpending
{
    struct list_head list;
    sigset_t signal;
};

sigset_t

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。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置一，表示该信号集包含所有可能的有效信号，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。

sigprocmask

函数sigprocmask可以读取或更改进程的信号屏蔽字block

#include <signal.h>
int sigprocmask(int how, const sigset_t *set, sigset_t *oset);
// 返回值：成功返回0，出错返回-1

如果oset指针非空，则读取进程的当前信号屏蔽字通过oset传出。如果set非空，则更改进程的信号屏蔽字，参数how指示如何修改。如果oset和set均非空，则将进程的原来的信号屏蔽字备份到oset并根据set和how修改信号屏蔽字。假设当前信号屏蔽字为mask下标说明了how参数的可选值

| 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种解除阻塞的信号，相当于mask = mask & ~set |
| SIG_SETMASK | 设置当前信号屏蔽字为set指向的值，相当于mask = set |

POSIX 标准规定，在 sigprocmask 返回前，内核必须确保至少有一个未决信号被递达。换句话说，解除阻塞后，内核会立即检查未决信号，并处理至少一个。

及时性：确保信号不会被无限期延迟。如果解除阻塞后不立即递达，未决信号可能被后续的信号掩码操作重新阻塞。
原子性：sigprocmask 的调用是原子的，即解除阻塞和递达信号的过程不可被中断。

sigpending

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

读取当前进程的未决信号集，通过set传出
调用成功返回0，出错返回-1

捕捉信号

信号捕捉的流程

如果信号的处理动作是用户的自定义函数在信号递达时就调用这个函数，这个叫做捕捉信号。

处理信号的代码在用户空间，而信号的保存是在内核里面，所以这里就涉及到内核与用户的转换了

用户程序注册了SIG_INT信号的处理函数sighandler。
当前执行main函数，在程序收到信号时，发生中断，陷入内核，中断处理完后发现pending表里面有信号SIG_INT递达。
内核返回用户态，但不是恢复main函数的上下文继续执行，而是执行sighandler函数，sighandler和main函数在不同的堆栈空间，不存在调用或被调用关系，是两个独立的控制流。
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函数的上下文执行了。

我们把这个过程图抽象一下，就是数学里的无穷符号
$\infty$

sigaction

#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的处理动作。调用成功则返回0，出错则返回-1。signo指信号编号。若act非空，则根据act修改该信号的编号，若oact非空则通过oact传出该信号原来的处理动作。act和oact都指向sigaction结构体：
```
// linux kernel 2.6.18
struct sigaction {
	__sighandler_t sa_handler;
	unsigned long sa_flags;
	__sigrestore_t sa_restorer;
	sigset_t sa_mask;		/* mask last for extensibility */
};
```
将sa_handler赋值为常数SIG_IGN传给sigaction表示忽略信号，赋值为SIG_DFL表示为执行系统默认动作，赋值为一个函数指针表明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，一个int参数表示信号编号。显然这也是回调，不是被main回调，而是操作系统。

当某个信号的处理函数被调用时，进程会自动将当前信号加入当前进程的信号屏蔽字里，当前信号处理函数返回时自动恢复到原来的信号屏蔽字。确保在处理某个信号时，如果这种信号再次产生，那么它就会被阻塞到这个信号处理完为止。如果在调用信号处理函数时。除了当前信号被自动屏蔽外，还希望系统屏蔽另外一些信号，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_flag字段包含一些选项，其作用是通过不同的标志位来指定信号处理的一些特殊行为。

SA_NOCLDWAIT：

若信号为 SIGCHLD，同时设置了 SA_NOCLDWAIT 标志，在子进程终止时，系统不会将其转变为僵尸进程。这意味着父进程无需调用 wait() 或者 waitpid() 来回收子进程的资源。

SA_NODEFER：

此标志表明在信号处理函数执行期间，不会自动阻塞当前正在处理的信号。一般而言，当进程正在处理某个信号时，内核会自动阻塞该信号，防止信号的嵌套处理。若设置了 SA_NODEFER 标志，那么在信号处理函数执行期间，相同的信号仍能被接收和处理。

操作系统是怎么运行的

硬件中断

中断向量表是操作系统的一部分，启动后自动加载到内存。

通过外部中断，操作系统就不需要对外设进行任何周期性的检测轮询。外部设备准备好了就发送中断，CPU收到中断号，对应去执行中断向量表里面的方法。等等，这一幕似曾相识，外设发送的中断好像信号啊，中断向量表也有点类似于handler表。这里面的思想都是一样的

由外部系统触发的，中断系统运行流程，叫做硬件中断。

// linux kernel 1.0
void trap_init(void)
{
	int i;

	set_trap_gate(0,&divide_error);// 设置除操作出错的中断向量值。以下雷同。
	set_trap_gate(1,&debug);
	set_trap_gate(2,&nmi);
	set_system_gate(3,&int3);	/* int3-5 can be called from all */
	set_system_gate(4,&overflow);
	set_system_gate(5,&bounds);
	set_trap_gate(6,&invalid_op);
	set_trap_gate(7,&device_not_available);
	set_trap_gate(8,&double_fault);
	set_trap_gate(9,&coprocessor_segment_overrun);
	set_trap_gate(10,&invalid_TSS);
	set_trap_gate(11,&segment_not_present);
	set_trap_gate(12,&stack_segment);
	set_trap_gate(13,&general_protection);
	set_trap_gate(14,&page_fault);
	set_trap_gate(15,&reserved);
	set_trap_gate(16,&coprocessor_error);// 下⾯将int17-48 的陷阱⻔先均设置为reserved，以后每个硬件初始化时会重新设置⾃⼰的陷阱⻔。
	set_trap_gate(17,&alignment_check);
	for (i=18;i<48;i++)
		set_trap_gate(i,&reserved);
}

时钟中断

进程可以在操作系统的指挥下被调度被执行，那操作系统自己被谁推动执行？外设虽然可以自己或通过用户发送中断，那有没有可以自己定时发送中断的设备呢？有的兄弟有的！！！

时钟源现在已经被集成在了CPU内部，我们通常说，CPU的主频是多少，在某种程度上就是CPU内部的时钟源的频率。在架构和核心数量相同的情况下，主频越高，CPU 每秒钟能调度的进程就越多。（时钟源频率和主频并不相等，中间有转换公式主频 = 时钟源频率 × 倍频系数）

现在操作系统什么都不需要做，在时钟中断的推动下，自动调度进程。

// Linux 内核0.11
// main.c
sched_init(); // 调度程序初始化(加载了任务0 的tr, ldtr) （kernel/sched.c）

// 调度程序的初始化⼦程序。
void sched_init(void)
{
    ... 
    set_intr_gate(0x20, &timer_interrupt);
    // 修改中断控制器屏蔽码，允许时钟中断。
    outb(inb_p(0x21) & ~0x01, 0x21);
    // 设置系统调⽤中断⻔。
    set_system_gate(0x80, &system_call);
    ...
}

// system_call.s
_timer_interrupt : 
    ...
; // do_timer(CPL)执⾏任务切换、计时等⼯作，在kernel/shched.c,305 ⾏实现。
    call _do_timer;         // 'do_timer(long CPL)' does everything from

// 调度⼊⼝
void do_timer(long cpl)
{
    ... 
    schedule();
}
void schedule(void)
{
    ... 
    switch_to(next); // 切换到任务号为next 的任务，并运⾏之。
}

死循环

如果有了时钟中断，操作系统不就可以什么都不做了吗，需要什么功能就向中断向量表里加方法。操作系统的本质就是死循环。

// linux kernel 0.11
void main(void) /* 这⾥确实是void，并没错。 */
{               /* 在startup 程序(head.s)中就是这样假设的。 */
    ...
        /*
         * 注意!! 对于任何其它的任务，'pause()'将意味着我们必须等待收到⼀个信号才会返
         * 回就绪运⾏态，但任务0（task0）是唯⼀的意外情况（参⻅'schedule()'），因为任
         * 务0 在任何空闲时间⾥都会被激活（当没有其它任务在运⾏时），
         * 因此对于任务0'pause()'仅意味着我们返回来查看是否有其它任务可以运⾏，如果没
         * 有的话我们就回到这⾥，⼀直循环执⾏'pause()'。
         */
        for (;;)
            pause();
} // end main

// linux kernel 1.0 
asmlinkage void start_kernel(void)
{
    ...
	trap_init();
	init_IRQ();
	sched_init();
	buffer_init();
	time_init();
	floppy_init();
	sock_init();
    ...
/*
 * task[0] is meant to be used as an "idle" task: it may not sleep, but
 * it might do some general things like count free pages or it could be
 * used to implement a reasonable LRU algorithm for the paging routines:
 * anything that can be useful, but shouldn't take time from the real
 * processes.
 *
 * Right now task[0] just does a infinite idle loop.
 */
	for(;;)
		idle();
}

所以，CPU每隔一段时间（时钟中断频率）对当前进程的时间片减减，减到零，将当前进程放入等待队列，从执行队列里拿一个进程过来执行。这不就是进程调度吗~。所以为什么主频越快，CPU越快，也是因为这个。

软中断

上述的中断都是由硬件触发，那么有没有由软件触发的中断呢？有的兄弟有的！！！

为了让操作系统支持进行系统调用，CPU也设计了对应的汇编指令（int 或者 syscall）可以让CPU内部触发中断逻辑，只需要再在中断向量表中加方法就行啦。

用户通过寄存器将系统调用号传给操作系统，操作系统也通过寄存器或用户提供的缓冲区地址返回值。

系统调用的过程就是，操作系统先int 0x80或者syscall陷入内核，本质就是触发软中断，CPU自动执行系统调用的处理方法。而这个方法会根据系统调用号，自动查表，执行方法。系统调用号的本质就是数组下标。

// linux kernel 1.0
// sys.h
extern int sys_setup();         /* 0 */
extern int sys_exit();
extern int sys_fork();
extern int sys_read();
extern int sys_write();
extern int sys_open();          /* 5 */
extern int sys_close();
extern int sys_waitpid();
extern int sys_creat();
extern int sys_link();
extern int sys_unlink();        /* 10 */
extern int sys_execve();
extern int sys_chdir();
extern int sys_time();
extern int sys_mknod();
extern int sys_chmod();         /* 15 */
extern int sys_chown();
extern int sys_break();
extern int sys_stat();
extern int sys_lseek();
extern int sys_getpid();        /* 20 */
extern int sys_mount();
extern int sys_umount();
extern int sys_setuid();
extern int sys_getuid();
extern int sys_stime();         /* 25 */
extern int sys_ptrace();
extern int sys_alarm();
extern int sys_fstat();
extern int sys_pause();
extern int sys_utime();         /* 30 */
extern int sys_stty();
extern int sys_gtty();
extern int sys_access();
extern int sys_nice();
extern int sys_ftime();         /* 35 */
extern int sys_sync();
extern int sys_kill();
extern int sys_rename();
extern int sys_mkdir();
extern int sys_rmdir();         /* 40 */
extern int sys_dup();
extern int sys_pipe();
extern int sys_times();
extern int sys_prof();
extern int sys_brk();           /* 45 */
extern int sys_setgid();
extern int sys_getgid();
extern int sys_signal();
extern int sys_geteuid();
extern int sys_getegid();       /* 50 */
extern int sys_acct();
extern int sys_phys();
extern int sys_lock();
extern int sys_ioctl();
extern int sys_fcntl();         /* 55 */
extern int sys_mpx();
extern int sys_setpgid();
extern int sys_ulimit();
extern int sys_uname();
extern int sys_umask();         /* 60 */
extern int sys_chroot();
extern int sys_ustat();
extern int sys_dup2();
extern int sys_getppid();
extern int sys_getpgrp();       /* 65 */
extern int sys_setsid();
extern int sys_sigaction();
extern int sys_sgetmask();
extern int sys_ssetmask();
extern int sys_setreuid();      /* 70 */
extern int sys_setregid();
extern int sys_sigpending();
extern int sys_sigsuspend();
extern int sys_sethostname();
extern int sys_setrlimit();     /* 75 */
extern int sys_getrlimit();
extern int sys_getrusage();
extern int sys_gettimeofday();
extern int sys_settimeofday();
extern int sys_getgroups();     /* 80 */
extern int sys_setgroups();
extern int sys_select();
extern int sys_symlink();
extern int sys_lstat();
extern int sys_readlink();      /* 85 */
extern int sys_uselib();
extern int sys_swapon();
extern int sys_reboot();
extern int sys_readdir();
extern int sys_mmap();          /* 90 */
extern int sys_munmap();
extern int sys_truncate();
extern int sys_ftruncate();
extern int sys_fchmod();
extern int sys_fchown();        /* 95 */
extern int sys_getpriority();
extern int sys_setpriority();
extern int sys_profil();
extern int sys_statfs();
extern int sys_fstatfs();       /* 100 */
extern int sys_ioperm();
extern int sys_socketcall();
extern int sys_syslog();
extern int sys_getitimer();
extern int sys_setitimer();     /* 105 */
extern int sys_newstat();
extern int sys_newlstat();
extern int sys_newfstat();
extern int sys_newuname();
extern int sys_iopl();          /* 110 */
extern int sys_vhangup();
extern int sys_idle();
extern int sys_vm86();
extern int sys_wait4();
extern int sys_swapoff();       /* 115 */
extern int sys_sysinfo();
extern int sys_ipc();
extern int sys_fsync();
extern int sys_sigreturn();
extern int sys_setdomainname(); /* 120 */
extern int sys_olduname();
extern int sys_old_syscall();
extern int sys_modify_ldt();
extern int sys_adjtimex();
extern int sys_mprotect();      /* 125 */
extern int sys_sigprocmask();
extern int sys_create_module();
extern int sys_init_module();
extern int sys_delete_module();
extern int sys_get_kernel_syms(); /* 130 */
extern int sys_quotactl();
extern int sys_getpgid();
extern int sys_fchdir();
extern int sys_bdflush();

/*
 * These are system calls that will be removed at some time
 * due to newer versions existing..
 */

// 系统调⽤函数指针表。⽤于系统调⽤中断处理程序(int 0x80)，作为跳转表。
fn_ptr sys_call_table[] = { sys_setup, sys_exit, sys_fork, sys_read,
    sys_write, sys_open, sys_close, sys_waitpid, sys_creat, sys_link,
    sys_unlink, sys_execve, sys_chdir, sys_time, sys_mknod, sys_chmod,
    sys_chown, sys_break, sys_stat, sys_lseek, sys_getpid, sys_mount,
    sys_umount, sys_setuid, sys_getuid, sys_stime, sys_ptrace, sys_alarm,
    sys_fstat, sys_pause, sys_utime, sys_stty, sys_gtty, sys_access,
    sys_nice, sys_ftime, sys_sync, sys_kill, sys_rename, sys_mkdir,
    sys_rmdir, sys_dup, sys_pipe, sys_times, sys_prof, sys_brk, sys_setgid,
    sys_getgid, sys_signal, sys_geteuid, sys_getegid, sys_acct, sys_phys,
    sys_lock, sys_ioctl, sys_fcntl, sys_mpx, sys_setpgid, sys_ulimit,
    sys_uname, sys_umask, sys_chroot, sys_ustat, sys_dup2, sys_getppid,
    sys_getpgrp, sys_setsid, sys_sigaction, sys_sgetmask, sys_ssetmask,
    sys_setreuid, sys_setregid
};

我们使用的系统调用本质是由c标准库对下层的封装，所以我们没有见过int 0x80、syscall。
当操作系统发生缺页中断，处理内存碎片，除零野指针错误都会转化为CPU内部软中断，走中断处理流程，在系统调用函数指针表中都有对应的处理方法。
操作系统就是躺在中断处理例程上的代码块。操作系统就是基于各种中断运行的！！！
CPU内部的软中断，int 0x80、syscall，我们叫做陷阱。CPU内部的软中断，除零、野指针，我们叫做异常

再谈用户态内核态

每一个进程的虚拟地址空间，有一个GB的内存是映射到操作系统上的，另外0-3GB是进程自己的地址空间。这意味着CPU在运行任意一个进程的时候，都可以找到同一个操作系统。操作系统的系统调用的执行，也是在进程的地址空间中进行的。

所谓内核态，就是进程在执行[3，4]GB时所处的状态，用户态就是执行[0，3]GB时处的状态。

那么当前进程是如何区分CPU执行的是内核态还是用户态呢？用户态和内核态之间是如何切换的呢？

CPU指令集：是CPU实现指挥硬件的媒介，每一条汇编指令都对应了一个指令，很多的汇编代码一起构成指令集。指令集直接涉及到硬件，是不可能让你直接接触到的，所以操作系统内核直接屏蔽掉了开发人员对硬件的直接操作。所以CPU的指令集也是有权限分级的哪些操作在当前权限可以做，哪些不能做。以intel CPU为例。将权限化为4个级别：

ring0：权限最高，可以使用所有CPU指令集
ring1：
ring2：
ring3：权限最低，仅能使用常规CPU指令集

**CPU内部有一个字段，表示当前特权级别，那么用户态对应的就是3，内核态就是0。**所以从用户态转变到内核态的本质其实就是将这个字段从3改为0即可。

当我们进行系统调用时，操作系统提供了中断int 0x80或者syscall主动进入内核，这是用户程序发起的调用访问内核代码的唯一方式。内核收到中断指令后查询中断向量表，随后进入内核态。

缺页异常和错误也是同理，CPU收到中断号后暂停当前执行进程，保存上下文，转而进入内核态处理缺页异常，处理错误。

在上面的过程中CPU从用户态转到内核态不但要进行提权，而且要切换对应的栈空间，[0-3GB]—>[3-4GB]，这个过程也会消耗一定的资源。

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,再次回⽤⼾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,插⼊操作两步都做完之后从sighandler返回内核态,再次回到⽤⼾态就从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。

volatile

volatile 作⽤：保持内存的可⻅性，告知编译器，被该关键字修饰的变量，不允许被优化，对该变量的任何操作，都必须在真实的内存中进⾏操作

volatile 是编程中的一个关键字，主要用于告知编译器或运行时环境，某个变量可能会被意外修改，从而避免对其进行优化或假设其值不变。它在多线程、硬件寄存器访问等场景中尤为重要。以下是其主要用途和示例：

1. 防止编译器优化

编译器在优化代码时，可能会将频繁访问的变量缓存到寄存器中以提高效率。但若该变量被其他线程或外部硬件修改，这种缓存会导致程序读取到过时的值。volatile 强制每次访问变量时都从内存中读取最新值。

示例：

volatile bool flag = false;

// 线程1
void wait_for_flag() {
    while (!flag) { // 如果不加 volatile，编译器可能优化为只读取一次 flag
        // 等待
    }
}

// 线程2
void set_flag() {
    flag = true; // 外部修改 flag
}

2. 保证可见性（多线程环境）

在支持多线程的语言（如 C++）中，volatile 确保一个线程对变量的修改能立即被其他线程看到（即内存可见性）。但需注意：

不保证原子性：例如 volatile int i = 0; i++ 在多线程下仍可能出错（i++ 是非原子操作）。
替代方案：对于复合操作，需用 synchronized、Lock 或原子类（如 AtomicInteger）。

3. 访问硬件寄存器

在嵌入式或系统编程中，硬件寄存器（如状态寄存器、内存映射 I/O）的值可能被硬件自动改变。使用 volatile 可确保程序每次访问寄存器时都读取实际值。

示例（C/C++）：

volatile uint32_t *hardware_reg = (volatile uint32_t *)0x1234;

void read_register() {
    uint32_t value = *hardware_reg; // 每次读取真实的硬件寄存器值
}

注意事项

不适用于复杂操作：volatile 无法保证复合操作（如 i++）的原子性。
与锁的区别：锁（如 synchronized）既保证原子性又保证可见性，而 volatile 仅保证可见性。
语言差异：C/C++ 的 volatile 仅防止编译器优化，Java 的 volatile 还包含内存屏障语义。

总结

使用 volatile 的场景：

变量被多个线程共享且无需原子性保证。
变量可能被异步修改（如中断服务程序、硬件寄存器）。
需要快速、轻量级的可见性控制（如状态标志位）。

在更复杂的并发场景中，需结合锁、原子类或并发容器来确保线程安全。

Linux：进程信号