linux內核信號

Ⅰ linux內核同步問題

Linux內核設計與實現 十、內核同步方法

手把手教Linux驅動5-自旋鎖、信號量、互斥體概述

== 基礎概念： ==

並發 ：多個執行單元同時進行或多個執行單元微觀串列執行，宏觀並行執行

競態 ：並發的執行單元對共享資源（硬體資源和軟體上的全局變數）的訪問而導致的竟態狀態。

臨界資源 ：多個進程訪問的資源

臨界區 ：多個進程訪問的代碼段

== 並發場合： ==

1、單CPU之間進程間的並發 :時間片輪轉，調度進程。 A進程訪問列印機，時間片用完，OS調度B進程訪問列印機。

2、單cpu上進程和中斷之間並發 ：CPU必須停止當前進程的執行中斷;

3、多cpu之間

4、單CPU上中斷之間的並發

== 使用偏向： ==

==信號量用於進程之間的同步，進程在信號量保護的臨界區代碼裡面是可以睡眠的（需要進行進程調度），這是與自旋鎖最大的區別。==

信號量又稱為信號燈，它是用來協調不同進程間的數據對象的，而最主要的應用是共享內存方式的進程間通信。本質上，信號量是一個計數器，它用來記錄對某個資源（如共享內存）的存取狀況。它負責協調各個進程，以保證他們能夠正確、合理的使用公共資源。它和spin lock最大的不同之處就是：無法獲取信號量的進程可以睡眠，因此會導致系統調度。

1、==用於進程與進程之間的同步==

2、==允許多個進程進入臨界區代碼執行，臨界區代碼允許睡眠；==

3、信號量本質是==基於調度器的==，在UP和SMP下沒有區別；進程獲取不到信號量將陷入休眠，並讓出CPU；

4、不支持進程和中斷之間的同步

5、==進程調度也是會消耗系統資源的，如果一個int型共享變數就需要使用信號量，將極大的浪費系統資源==

6、信號量可以用於多個線程，用於資源的計數（有多種狀態）

==信號量加鎖以及解鎖過程：==

sema_init(&sp->dead_sem, 0); / 初始化 /

down(&sema);

臨界區代碼

up(&sema);

==信號量定義：==

==信號量初始化：==

==dowm函數實現：==

==up函數實現：==

信號量一般可以用來標記可用資源的個數。

舉2個生活中的例子：

==dowm函數實現原理解析：==

（1）down

判斷sem->count是否 > 0，大於0則說明系統資源夠用，分配一個給該進程，否則進入__down(sem);

（2）__down

調用__down_common(sem, TASK_UNINTERRUPTIBLE, MAX_SCHEDULE_TIMEOUT);其中TASK_UNINTERRUPTIBLE=2代表進入睡眠，且不可以打斷；MAX_SCHEDULE_TIMEOUT休眠最長LONG_MAX時間；

（3）list_add_tail(&waiter.list, &sem->wait_list);

把當前進程加入到sem->wait_list中；

（3）先解鎖後加鎖;

進入__down_common前已經加鎖了，先把解鎖，調用schele_timeout(timeout)，當waiter.up=1後跳出for循環；退出函數之前再加鎖；

Linux內核ARM構架中原子變數的底層實現研究

rk3288 原子操作和原子位操作

原子變數適用於只共享一個int型變數；

1、原子操作是指不被打斷的操作，即它是最小的執行單位。

2、最簡單的原子操作就是一條條的匯編指令(不包括一些偽指令，偽指令會被匯編器解釋成多條匯編指令)

==常見函數：==

==以atomic_inc為例介紹實現過程==

在Linux內核文件archarmincludeasmatomic.h中。 執行atomic_read、atomic_set這些操作都只需要一條匯編指令，所以它們本身就是不可打斷的。 需要特別研究的是atomic_inc、atomic_dec這類讀出、修改、寫回的函數。

所以atomic_add的原型是下面這個宏：

atomic_add等效於：

result（%0） tmp（%1） (v->counter)（%2） (&v->counter)（%3） i（%4）

注意：根據內聯匯編的語法，result、tmp、&v->counter對應的數據都放在了寄存器中操作。如果出現上下文切換，切換機制會做寄存器上下文保護。

（1）ldrex %0, [%3]

意思是將&v->counter指向的數據放入result中，並且（分別在Local monitor和Global monitor中）設置獨占標志。

（2）add %0, %0, %4

result = result + i

（3）strex %1, %0, [%3]

意思是將result保存到&v->counter指向的內存中， 此時 Exclusive monitors會發揮作用，將保存是否成功的標志放入tmp中。

（4） teq %1, #0

測試strex是否成功（tmp == 0 ？？）

（5）bne 1b

如果發現strex失敗，從（1）再次執行。

Spinlock 是內核中提供的一種比較常見的鎖機制，==自旋鎖是「原地等待」的方式解決資源沖突的==，即，一個線程獲取了一個自旋鎖後，另外一個線程期望獲取該自旋鎖，獲取不到，只能夠原地「打轉」（忙等待）。由於自旋鎖的這個忙等待的特性，註定了它使用場景上的限制 —— 自旋鎖不應該被長時間的持有（消耗 CPU 資源），一般應用在==中斷上下文==。

1、spinlock是一種死等機制

2、信號量可以允許多個執行單元進入，spinlock不行，一次只能允許一個執行單元獲取鎖，並且進入臨界區，其他執行單元都是在門口不斷的死等

3、由於不休眠，因此spinlock可以應用在中斷上下文中；

4、由於spinlock死等的特性，因此臨界區執行代碼盡可能的短；

==spinlock加鎖以及解鎖過程：==

spin_lock(&devices_lock);

臨界區代碼

spin_unlock(&devices_lock);

==spinlock初始化==

==進程和進程之間同步==

==本地軟中斷之間同步==

==本地硬中斷之間同步==

==本地硬中斷之間同步並且保存本地中斷狀態==

==嘗試獲取鎖==

== arch_spinlock_t結構體定義如下： ==

== arch_spin_lock的實現如下： ==

lockval（%0） newval（%1） tmp（%2） &lock->slock（%3） 1 << TICKET_SHIFT（%4）

（1）ldrex %0, [%3]

把lock->slock的值賦值給lockval；並且（分別在Local monitor和Global monitor中）設置獨占標志。

（2）add %1, %0, %4

newval =lockval +（1<<16）; 相當於next+1；

（3）strex %2, %1, [%3]

newval =lockval +（1<<16）; 相當於next+1；

意思是將newval保存到 &lock->slock指向的內存中， 此時 Exclusive monitors會發揮作用，將保存是否成功的標志放入tmp中。

（4） teq %2, #0

測試strex是否成功

（5）bne 1b

如果發現strex失敗，從（1）再次執行。

通過上面的分析，可知關鍵在於strex的操作是否成功的判斷上。而這個就歸功於ARM的Exclusive monitors和ldrex/strex指令的機制。

（6）while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner)

如何lockval.tickets的next和owner是否相等。相同則跳出while循環，否則在循環內等待判斷；

* （7）wfe()和smp_mb() 最終調用#define barrier() asm volatile ("": : :"memory") *

阻止編譯器重排，保證編譯程序時在優化屏障之前的指令不會在優化屏障之後執行。

== arch_spin_unlock的實現如下： ==

退出鎖時：tickets.owner++

== 出現死鎖的情況： ==

1、擁有自旋鎖的進程A在內核態阻塞了，內核調度B進程，碰巧B進程也要獲得自旋鎖，此時B只能自旋轉。 而此時搶占已經關閉，（單核）不會調度A進程了，B永遠自旋，產生死鎖。

2、進程A擁有自旋鎖，中斷到來，CPU執行中斷函數，中斷處理函數，中斷處理函數需要獲得自旋鎖，訪問共享資源，此時無法獲得鎖，只能自旋，產生死鎖。

== 如何避免死鎖： ==

1、如果中斷處理函數中也要獲得自旋鎖，那麼驅動程序需要在擁有自旋鎖時禁止中斷；

2、自旋鎖必須在可能的最短時間內擁有

3、避免某個獲得鎖的函數調用其他同樣試圖獲取這個鎖的函數，否則代碼就會死鎖；不論是信號量還是自旋鎖，都不允許鎖擁有者第二次獲得這個鎖，如果試圖這么做，系統將掛起；

4、鎖的順序規則（a) 按同樣的順序獲得鎖；b) 如果必須獲得一個局部鎖和一個屬於內核更中心位置的鎖，則應該首先獲取自己的局部鎖 ;c) 如果我們擁有信號量和自旋鎖的組合，則必須首先獲得信號量；在擁有自旋鎖時調用down(可導致休眠)是個嚴重的錯誤的；）

== rw（read/write）spinlock： ==

加鎖邏輯：

1、假設臨界區內沒有任何的thread，這個時候任何的讀線程和寫線程都可以鍵入

2、假設臨界區內有一個讀線程，這時候信賴的read線程可以任意進入，但是寫線程不能進入；

3、假設臨界區有一個寫線程，這時候任何的讀、寫線程都不可以進入；

4、假設臨界區內有一個或者多個讀線程，寫線程不可以進入臨界區，但是寫線程也無法阻止後續的讀線程繼續進去，要等到臨界區所有的讀線程都結束了，才可以進入，可見：==rw（read/write）spinlock更加有利於讀線程；==

== seqlock（順序鎖）： ==

加鎖邏輯：

1、假設臨界區內沒有任何的thread，這個時候任何的讀線程和寫線程都可以鍵入

2、假設臨界區內沒有寫線程的情況下，read線程可以任意進入；

3、假設臨界區有一個寫線程，這時候任何的讀、寫線程都不可以進入；

4、假設臨界區內只有read線程的情況下，寫線程可以理解執行，不會等待，可見：==seqlock（順序鎖）更加有利於寫線程；==

讀寫速度 ： CPU > 一級緩存 > 二級緩存 > 內存 ，因此某一個CPU0的lock修改了，其他的CPU的lock就會失效；那麼其他CPU就會依次去L1 L2和主存中讀取lock值，一旦其他CPU去讀取了主存，就存在系統性能降低的風險；

mutex用於互斥操作。

互斥體只能用於一個線程，資源只有兩種狀態（佔用或者空閑）

1、mutex的語義相對於信號量要簡單輕便一些，在鎖爭用激烈的測試場景下，mutex比信號量執行速度更快，可擴展

性更好，

2、另外mutex數據結構的定義比信號量小;、

3、同一時刻只有一個線程可以持有mutex

4、不允許遞歸地加鎖和解鎖

5、當進程持有mutex時，進程不可以退出。

• mutex必須使用官方API來初始化。

• mutex可以睡眠，所以不允許在中斷處理程序或者中斷下半部中使用，例如tasklet、定時器等

==常見操作：==

struct mutex mutex_1;

mutex_init(&mutex_1);

mutex_lock(&mutex_1)

臨界區代碼；

mutex_unlock(&mutex_1)

==常見函數：==

=

Ⅱ Linux信號量

信號量是包含一個非負整數型的變數，並且帶有兩個原子操作wait和signal。Wait還可以被稱為down、P或lock，signal還可以被稱為up、V、unlock或post。在UNIX的API中（POSIX標准）用的是wait和post。

對於wait操作，如果信號量的非負整形變數S大於0，wait就將其減1，如果S等於0，wait就將調用線程阻塞；對於post操作，如果有線程在信號量上阻塞（此時S等於0），post就會解除對某個等待線程的阻塞，使其從wait中返回，如果沒有線程阻塞在信號量上，post就將S加1.

由此可見，S可以被理解為一種資源的數量，信號量即是通過控制這種資源的分配來實現互斥和同步的。如果把S設為1，那麼信號量即可使多線程並發運行。另外，信號量不僅允許使用者申請和釋放資源，而且還允許使用者創造資源，這就賦予了信號量實現同步的功能。可見信號量的功能要比互斥量豐富許多。

POSIX信號量是一個sem_t類型的變數，但POSIX有兩種信號量的實現機制： 無名信號量 和 命名信號量 。無名信號量只可以在共享內存的情況下，比如實現進程中各個線程之間的互斥和同步，因此無名信號量也被稱作基於內存的信號量；命名信號量通常用於不共享內存的情況下，比如進程間通信。

同時，在創建信號量時，根據信號量取值的不同，POSIX信號量還可以分為：

下面是POSIX信號量函數介面：

信號量的函數都以sem_開頭，線程中使用的基本信號函數有4個，他們都聲明在頭文件semaphore.h中，該頭文件定義了用於信號量操作的sem_t類型：

【sem_init函數】：

該函數用於創建信號量，原型如下：

該函數初始化由sem指向的信號對象，設置它的共享選項，並給它一個初始的整數值。pshared控制信號量的類型，如果其值為0，就表示信號量是當前進程的局部信號量，否則信號量就可以在多個進程間共享，value為sem的初始值。

該函數調用成功返回0，失敗返回-1。

【sem_destroy函數】：

該函數用於對用完的信號量進行清理，其原型如下：

成功返回0，失敗返回-1。

【sem_wait函數】：

該函數用於以原子操作的方式將信號量的值減1。原子操作就是，如果兩個線程企圖同時給一個信號量加1或減1，它們之間不會互相干擾。其原型如下：

sem指向的對象是sem_init調用初始化的信號量。調用成功返回0，失敗返回-1。

sem_trywait()則是sem_wait()的非阻塞版本，當條件不滿足時（信號量為0時），該函數直接返回EAGAIN錯誤而不會阻塞等待。

sem_timedwait()功能與sem_wait()類似，只是在指定的abs_timeout時間內等待，超過時間則直接返回ETIMEDOUT錯誤。

【sem_post函數】：

該函數用於以原子操作的方式將信號量的值加1，其原型如下：

與sem_wait一樣，sem指向的對象是由sem_init調用初始化的信號量。調用成功時返回0，失敗返回-1。

【sem_getvalue函數】：

該函數返回當前信號量的值，通過restrict輸出參數返回。如果當前信號量已經上鎖（即同步對象不可用），那麼返回值為0，或為負數，其絕對值就是等待該信號量解鎖的線程數。

【實例1】：

【實例2】：

之所以稱為命名信號量，是因為它有一個名字、一個用戶ID、一個組ID和許可權。這些是提供給不共享內存的那些進程使用命名信號量的介面。命名信號量的名字是一個遵守路徑名構造規則的字元串。

【sem_open函數】：

該函數用於創建或打開一個命名信號量，其原型如下：

參數name是一個標識信號量的字元串。參數oflag用來確定是創建信號量還是連接已有的信號量。

oflag的參數可以為0，O_CREAT或O_EXCL：如果為0，表示打開一個已存在的信號量；如果為O_CREAT，表示如果信號量不存在就創建一個信號量，如果存在則打開被返回，此時mode和value都需要指定；如果為O_CREAT|O_EXCL，表示如果信號量存在則返回錯誤。

mode參數用於創建信號量時指定信號量的許可權位，和open函數一樣，包括：S_IRUSR、S_IWUSR、S_IRGRP、S_IWGRP、S_IROTH、S_IWOTH。

value表示創建信號量時，信號量的初始值。

【sem_close函數】：

該函數用於關閉命名信號量：

單個程序可以用sem_close函數關閉命名信號量，但是這樣做並不能將信號量從系統中刪除，因為命名信號量在單個程序執行之外是具有持久性的。當進程調用_exit、exit、exec或從main返回時，進程打開的命名信號量同樣會被關閉。

【sem_unlink函數】：

sem_unlink函數用於在所有進程關閉了命名信號量之後，將信號量從系統中刪除：

【信號量操作函數】：

與無名信號量一樣，操作信號量的函數如下:

命名信號量是隨內核持續的。當命名信號量創建後，即使當前沒有進程打開某個信號量，它的值依然保持，直到內核重新自舉或調用sem_unlink()刪除該信號量。

無名信號量的持續性要根據信號量在內存中的位置確定：

很多時候信號量、互斥量和條件變數都可以在某種應用中使用，那這三者的差異有哪些呢？下面列出了這三者之間的差異：

Ⅲ linux內核與用戶進程通信的方法具體有哪幾種

# 管道( pipe )：管道是一種半雙工的通信方式，數據只能單向流動，而且只能在具有親緣關系的進程間使用。進程的親緣關系通常是指父子進程關系。# 有名管道 (named pipe) ： 有名管道也是半雙工的通信方式，但是它允許無親緣關系進程間的通信。
# 信號量( semophore ) ： 信號量是一個計數器，可以用來控制多個進程對共享資源的訪問。它常作為一種鎖機制，防止某進程正在訪問共享資源時，其他進程也訪問該資源。因此，主要作為進程間以及同一進程內不同線程之間的同步手段。
# 消息隊列( message queue ) ： 消息隊列是由消息的鏈表，存放在內核中並由消息隊列標識符標識。消息隊列克服了信號傳遞信息少、管道只能承載無格式位元組流以及緩沖區大小受限等缺點。
# 信號 ( sinal ) ： 信號是一種比較復雜的通信方式，用於通知接收進程某個事件已經發生。
# 共享內存( shared memory ) ：共享內存就是映射一段能被其他進程所訪問的內存，這段共享內存由一個進程創建，但多個進程都可以訪問。共享內存是最快的 IPC 方式，它是針對其他進程間通信方式運行效率低而專門設計的。它往往與其他通信機制，如信號兩，配合使用，來實現進程間的同步和通信。
# 套接字( socket ) ： 套解口也是一種進程間通信機制，與其他通信機制不同的是，它可用於不同及其間的進程通信。

Ⅳ linux有哪些信號不會被阻塞

1. 信號在內核中的表示
我們知道了信號產生的各種原因，而實際執行信號處理的動作，叫做信號遞達（Delivery）。信號從產生到遞達之間的狀態，稱為信號未決（Pending）。進程可以選擇阻塞（Block）某個信號。被阻塞的信號產生時將保持在未決狀態，直到進程解除對此信號的阻塞，才執行遞達的動作。
注意，阻塞和忽略是不同的，只要信號被阻塞就不會遞達，而忽略是在遞達之後可選的一種處理動作。

每個信號都有兩個標志位分別表示阻塞和未決，，還有一個函數指針表示處理動作，信號產生時，內核在進程式控制制塊中設置該信號的未決標志，直到信號遞達才清除該標志。

SIGHUP信號未阻塞也未產生過，當它遞達時執行默認處理動作。

SIGINT信號產生過，但正在被阻塞，所以暫時不能遞達。雖然它的處理動作是忽略，但在沒有解除阻塞之前不能忽略這個信號，因為進程仍有機會改變處理動作之後再解除阻塞。
SIGQUIT信號未產生過，一旦產生SIGQUIT信號將被阻塞，它的處理動作是用戶自定義函數sighandler。
如果在進程解除對某信號的阻塞之前這種信號產生過多次，將如何處理？
POSIX.1允許系統遞送該信號一次或多次。Linux是這樣實現的：常規信號在遞達之前產生多次只計一次，而實時信號在遞達之前產生多次可以依次放在一個隊列里。
從上圖來看，每個信號只有一個bit的未決標志，非0即1，不記錄該信號產生了多少次，阻塞標志也是這樣表示的。因此，未決和阻塞標志可以用相同的數據類型sigset_t來存儲，sigset_t稱為信號集，這個類型可以表示每個信號的「有效」或「無效」狀態，在阻塞信號集中「有效」和「無效」的含義是該信號是否被阻塞，而在未決信
號集中「有效」和「無效」的含義是該信號是否處於未決狀態。

2. 信號集操作函數
sigset_t類型對於每種信號用一個bit表示「有效」或「無效」狀態，至於這個類型內部如何存儲這些bit則依賴於系統實現，從使用者的角度是不必關心的，使用者只能調用以下函數來操作sigset_t變數，而不應該對它的內部數據做任何解釋，比如用printf直接列印sigset_t變數是沒有意義的。

#include <signal.h>
int sigemptyset(sigset_t *set); ----- 初始化set指向的信號集，使其中所有信號的對應bit清零，表示該信號集不包含任何有效信號.
int sigfillset(sigset_t *set); ---- 初始化set所指向的信號集，使其中所有信號的對應bit置位,表示該信號集的有效信號包括系統支持的所有信號。
int sigaddset(sigset_t *set, int signo);
int sigdelset(sigset_t *set, int signo);
int sigismember(const sigset_t *set, int signo);
注意，在使用sigset_t類型的變數之前，一定要調用sigemptyset或sigfillset做初始化，使信號集處於確定的狀態。

3. sigprocmask
調用函數sigprocmask可以讀取或更改進程的信號屏蔽字。
如果oset是非空指針，則讀取進程的當前信號屏蔽字通過oset參數傳出。如果set是非空指針，則更改進程的信號屏蔽字，參數how指示如何更改。如果oset和set都是非空指針，則先將原來的信號屏蔽字備份到oset里，然後根據set和how參數更改信號屏蔽字。假設當前的信號屏蔽字為mask，下表說明了how參數的可選值。

Ⅳ linux中系統定義的64種信號分別什麼意思

編號為1 ~ 31的信號為傳統UNIX支持的信號，是不可靠信號(非實時的)，編號為32 ~ 63的信號是後來擴充的，稱做可靠信號(實時信號)。不可靠信號和可靠信號的區別在於前者不支持排隊，可能會造成信號丟失，而後者不會。
下面我們對編號小於SIGRTMIN的信號進行討論。
1) SIGHUP
本信號在用戶終端連接(正常或非正常)結束時發出, 通常是在終端的控制進程結束時, 通知同一session內的各個作業, 這時它們與控制終端不再關聯。
登錄Linux時，系統會分配給登錄用戶一個終端(Session)。在這個終端運行的所有程序，包括前台進程組和後台進程組，一般都屬於這個Session。當用戶退出Linux登錄時，前台進程組和後台有對終端輸出的進程將會收到SIGHUP信號。這個信號的默認操作為終止進程，因此前台進程組和後台有終端輸出的進程就會中止。不過可以捕獲這個信號，比如wget能捕獲SIGHUP信號，並忽略它，這樣就算退出了Linux登錄，wget也能繼續下載。
此外，對於與終端脫離關系的守護進程，這個信號用於通知它重新讀取配置文件。
2) SIGINT
程序終止(interrupt)信號, 在用戶鍵入INTR字元(通常是Ctrl-C)時發出，用於通知前台進程組終止進程。
3) SIGQUIT
和SIGINT類似, 但由QUIT字元(通常是Ctrl-\)來控制. 進程在因收到SIGQUIT退出時會產生core文件, 在這個意義上類似於一個程序錯誤信號。
4) SIGILL
執行了非法指令. 通常是因為可執行文件本身出現錯誤, 或者試圖執行數據段. 堆棧溢出時也有可能產生這個信號。
5) SIGTRAP
由斷點指令或其它trap指令產生. 由debugger使用。
6) SIGABRT
調用abort函數生成的信號。
7) SIGBUS
非法地址, 包括內存地址對齊(alignment)出錯。比如訪問一個四個字長的整數, 但其地址不是4的倍數。它與SIGSEGV的區別在於後者是由於對合法存儲地址的非法訪問觸發的(如訪問不屬於自己存儲空間或只讀存儲空間)。
8) SIGFPE
在發生致命的算術運算錯誤時發出. 不僅包括浮點運算錯誤, 還包括溢出及除數為0等其它所有的算術的錯誤。
9) SIGKILL
用來立即結束程序的運行. 本信號不能被阻塞、處理和忽略。如果管理員發現某個進程終止不了，可嘗試發送這個信號。
10) SIGUSR1
留給用戶使用
11) SIGSEGV
試圖訪問未分配給自己的內存, 或試圖往沒有寫許可權的內存地址寫數據.
12) SIGUSR2
留給用戶使用
13) SIGPIPE
管道破裂。這個信號通常在進程間通信產生，比如採用FIFO(管道)通信的兩個進程，讀管道沒打開或者意外終止就往管道寫，寫進程會收到SIGPIPE信號。此外用Socket通信的兩個進程，寫進程在寫Socket的時候，讀進程已經終止。
14) SIGALRM
時鍾定時信號, 計算的是實際的時間或時鍾時間. alarm函數使用該信號.
15) SIGTERM
程序結束(terminate)信號, 與SIGKILL不同的是該信號可以被阻塞和處理。通常用來要求程序自己正常退出，shell命令kill預設產生這個信號。如果進程終止不了，我們才會嘗試SIGKILL。
17) SIGCHLD
子進程結束時, 父進程會收到這個信號。
如果父進程沒有處理這個信號，也沒有等待(wait)子進程，子進程雖然終止，但是還會在內核進程表中佔有表項，這時的子進程稱為僵屍進程。這種情況我們應該避免(父進程或者忽略SIGCHILD信號，或者捕捉它，或者wait它派生的子進程，或者父進程先終止，這時子進程的終止自動由init進程來接管)。
18) SIGCONT
讓一個停止(stopped)的進程繼續執行. 本信號不能被阻塞. 可以用一個handler來讓程序在由stopped狀態變為繼續執行時完成特定的工作. 例如, 重新顯示提示符
19) SIGSTOP
停止(stopped)進程的執行. 注意它和terminate以及interrupt的區別:該進程還未結束, 只是暫停執行. 本信號不能被阻塞, 處理或忽略.
20) SIGTSTP
停止進程的運行, 但該信號可以被處理和忽略. 用戶鍵入SUSP字元時(通常是Ctrl-Z)發出這個信號
21) SIGTTIN
當後台作業要從用戶終端讀數據時, 該作業中的所有進程會收到SIGTTIN信號. 預設時這些進程會停止執行.
22) SIGTTOU
類似於SIGTTIN, 但在寫終端(或修改終端模式)時收到.
23) SIGURG
有"緊急"數據或out-of-band數據到達socket時產生.
24) SIGXCPU
超過CPU時間資源限制. 這個限制可以由getrlimit/setrlimit來讀取/改變。
25) SIGXFSZ
當進程企圖擴大文件以至於超過文件大小資源限制。
26) SIGVTALRM
虛擬時鍾信號. 類似於SIGALRM, 但是計算的是該進程佔用的CPU時間.
27) SIGPROF
類似於SIGALRM/SIGVTALRM, 但包括該進程用的CPU時間以及系統調用的時間.
28) SIGWINCH
窗口大小改變時發出.
29) SIGIO
文件描述符准備就緒, 可以開始進行輸入/輸出操作.
30) SIGPWR
Power failure
31) SIGSYS
非法的系統調用。
在以上列出的信號中，程序不可捕獲、阻塞或忽略的信號有：SIGKILL,SIGSTOP
不能恢復至默認動作的信號有：SIGILL,SIGTRAP
默認會導致進程流產的信號有：SIGABRT,SIGBUS,SIGFPE,SIGILL,SIGIOT,SIGQUIT,SIGSEGV,SIGTRAP,SIGXCPU,SIGXFSZ
默認會導致進程退出的信號有：SIGALRM,SIGHUP,SIGINT,SIGKILL,SIGPIPE,SIGPOLL,SIGPROF,SIGSYS,SIGTERM,SIGUSR1,SIGUSR2,SIGVTALRM
默認會導致進程停止的信號有：SIGSTOP,SIGTSTP,SIGTTIN,SIGTTOU
默認進程忽略的信號有：SIGCHLD,SIGPWR,SIGURG,SIGWINCH
此外，SIGIO在SVR4是退出，在4.3BSD中是忽略；SIGCONT在進程掛起時是繼續，否則是忽略，不能被阻塞

Ⅵ linux內核信號量是怎麼實現同步的

從最初的原子操作，到後來的信號量，從大內核鎖到今天的自旋鎖。這些同步機制的發展伴隨Linux從單處理器到對稱多處理器的過渡； 伴隨著從非搶占內核到搶占內核的過度。Linux的鎖機制越來越有效，也越來越復雜。 Linux的內核鎖主要是自旋鎖和信號...