这篇博客，想集中在signal 与线程的关系上，顺带介绍内核signal相关的结构。如何组织我其实并没想好，想到哪就写到哪里吧。主题一定会落在signal之内而不跑题。
提到signal与thread的关系，就得先提POSIX标准。POSIX标准决定了Linux为何将signal如此实现：
1 信号处理函数必须在多线程应用的所有线程之间共享，但是，每个线程要有自己的挂起信号掩码和阻塞信号掩码。
2 POSIX 函数kill/sigqueue必须面向所有的多线程应用而不是某个特殊的线程。
3 每个发给多线程应用的信号仅传送给1个线程，这个线程是由内核从不会阻塞该信号的线程中随意选出。
4 如果发送一个致命信号到多线程，那么内核将杀死该应用的所有线程，而不仅仅是接收信号的那个线程。
上面是POSIX标准，也就是提出来的要求，Linux要遵循POSIX标准，那Linux是怎么做到的呢？
到了此处，我们需要理清一些基本的概念：
struct task_struct {
pid_t pid;
pid_t tgid
.....
struct task_struct *group_leader; /* threadgroup leader */
......
struct list_head thread_group;
....
}
从字面意思上看 pid，是process id，其则不然，pid是thread id。从字面意思上看，tgid是thread group id，其则是真正的pid。
有点绕是不是？对于一个多线程的程序，无论是哪个线程执行getpid，结果都是一样的，最终返回的同一个值 tgid。如果我们实现了gettid（很不幸的是glibc没有这个函数，所以我们要用syscall），我们就会发现，各个线程返回的值不同，此时，返回的值是内核task_struct中的pid。对于多线程应用/proc/pid/task可以看到的，就是线程的thread id，也就是task_struct中的pid。
group leader字段，指向线程组的第一个线程。对于我们自己的程序而言，main函数所在的线程，也就是线程组的第一个线程，所以group leader就会他自己。一旦用pthread_create创建了线程，那么main所在的线程，还有创建出来的线程，隶属于同一个线程组，线程的group leader还是main函数所在的线程id。
thread_group，同一线程组的所有线程的队列。对于group_leader,这是一个队列头，对于同一线程组的其他线程，通过这个字段挂入队列。可以根据这个队列，遍历线程组的所有线程。
是时候看看内核代码了,下面的代码属于do_fork函数及copy_process函数的一些代码。
p->pid = pid_nr(pid);
p->tgid = p->pid;
if (clone_flags & CLONE_THREAD)//创建线程，tgid等于当前线程的
p->tgid = current->tgid;
p->group_leader = p;
INIT_LIST_HEAD(&p->thread_group);
if (clone_flags & CLONE_THREAD) { //线程处理部分，group_leader都是第一个线程。同时挂入队列
current->signal->nr_threads++;
atomic_inc(&current->signal->live);
atomic_inc(&current->signal->sigcnt);
p->group_leader = current->group_leader;
list_add_tail_rcu(&p->thread_group, &p->group_leader->thread_group);
}
代码表明，第一个线程呢，pid和tgid相同，都是分配的那个pid，group_leader也是自己。后面第二个线程，pid是自己的，但是tgid 等于创建者的tgid，group_leader指向第一个线程的task_struct. 后面创建的所有的线程，都会挂入队列，方便遍线程组的所有线程。
有了线程组的概念，我们就可以进一步解释signal相关的内容了。
/* signal handlers */
struct signal_struct *signal;
struct sighand_struct *sighand;
sigset_t blocked, real_blocked;
sigset_t saved_sigmask; /* restored if set_restore_sigmask() was used */
struct sigpending pending;
线程组里面的所有成员共享一个signal_struct类型结构，同一线程组的多线程的task_struct 中的signal指针都是指向同一个signal_struct。sighand成员变量也是如此，统一个线程组的多个线程指向同一个signalhand_struct结构。
static int copy_signal(unsigned long clone_flags, struct task_struct *tsk)
{
struct signal_struct *sig;
if (clone_flags & CLONE_THREAD) //线程，直接返回，表明同一线程组共享
return 0;
sig = kmem_cache_zalloc(signal_cachep, GFP_KERNEL);
tsk->signal = sig;
if (!sig)
return -ENOMEM;
sig->nr_threads = 1;
atomic_set(&sig->live, 1);
atomic_set(&sig->sigcnt, 1);
init_waitqueue_head(&sig->wait_chldexit);
sig->curr_target = tsk;
。。。。
static int copy_sighand(unsigned long clone_flags, struct task_struct *tsk)
struct sighand_struct *sig;
if (clone_flags & CLONE_SIGHAND) {
atomic_inc(&current->sighand->count); //如果发现是线程，直接讲引用计数++，无需分配sighand_struct结构
return 0;
sig = kmem_cache_alloc(sighand_cachep, GFP_KERNEL);
rcu_assign_pointer(tsk->sighand, sig);
atomic_set(&sig->count, 1);
memcpy(sig->action, current->sighand->action, sizeof(sig->action));
return 0;
这就基本实现了多线程应用中，信号处理程序是共享的，因为他们共用一个signalhand_struct。
上一篇博文提到，signal->shared_pending 和pending两个挂起信号相关的数据结构，此处我们可以具体讲解了。signal是线程组共享的结构，自然下属的shared_pending也是线程组共享的。就像POSIX提到的，kill/sigqueue发送信号，发送的对象并不是线程组某个特定的线程，而是整个线程组。自然，如果kernel会将信号记录在全线程组共享的signal->shared_pending,表示，线程组收到信号X一枚。
有筒子说了，我就要给某个特定的线程发信号，有没有办法，内核怎么办？这是个好问题。
int tkill(int tid, int sig);
int tgkill(int tgid, int tid, int sig)
这两个API是给线程组特定线程发信号的，毫不意外，内核会将信号记录在线程自己的结构pending中。
pending = group ? &t->signal->shared_pending : &t->pending;
对于kill/sigqueue，__send_signal传进来的是group是true，对于tkill/tgkill传进来的是false。会将信号写入相应的挂起信号位图。
static int __send_signal(int sig, struct siginfo *info, struct task_struct *t,
int group, int from_ancestor_ns)
struct sigpending *pending;
struct sigqueue *q;
int override_rlimit;
int ret = 0, result;
assert_spin_locked(&t->sighand->siglock);
result = TRACE_SIGNAL_IGNORED;
if (!prepare_signal(sig, t,
from_ancestor_ns || (info == SEND_SIG_FORCED)))
goto ret;
pending = group ? &t->signal->shared_pending : &t->pending; // tkill用的自己的pending，
// kill/sigqueue用的线程组共享的signal->shared_pending
/*
* Short-circuit ignored signals and support queuing
* exactly one non-rt signal, so that we can get more
* detailed information about the cause of the signal.
*/
result = TRACE_SIGNAL_ALREADY_PENDING;
if (legacy_queue(pending, sig))
result = TRACE_SIGNAL_DELIVERED;
* fast-pathed signals for kernel-internal things like SIGSTOP
* or SIGKILL.
if (info == SEND_SIG_FORCED)
goto out_set;
* Real-time signals must be queued if sent by sigqueue, or
* some other real-time mechanism. It is implementation
* defined whether kill() does so. We attempt to do so, on
* the principle of least surprise, but since kill is not
* allowed to fail with EAGAIN when low on memory we just
* make sure at least one signal gets delivered and don't
* pass on the info struct.
if (sig < SIGRTMIN)
override_rlimit = (is_si_special(info) || info->si_code >= 0);
else
override_rlimit = 0;
q = __sigqueue_alloc(sig, t, GFP_ATOMIC | __GFP_NOTRACK_FALSE_POSITIVE,
override_rlimit);
if (q) {
list_add_tail(&q->list, &pending->list);
switch ((unsigned long) info) {
case (unsigned long) SEND_SIG_NOINFO:
q->info.si_signo = sig;
q->info.si_errno = 0;
q->info.si_code = SI_USER;
q->info.si_pid = task_tgid_nr_ns(current,
task_active_pid_ns(t));
q->info.si_uid = from_kuid_munged(current_user_ns(), current_uid());
break;
case (unsigned long) SEND_SIG_PRIV:
q->info.si_code = SI_KERNEL;
q->info.si_pid = 0;
q->info.si_uid = 0;
default:
copy_siginfo(&q->info, info);
if (from_ancestor_ns)
q->info.si_pid = 0;
}
userns_fixup_signal_uid(&q->info, t);
} else if (!is_si_special(info)) {
if (sig >= SIGRTMIN && info->si_code != SI_USER) {
/*
* Queue overflow, abort. We may abort if the
* signal was rt and sent by user using something
* other than kill().
*/
result = TRACE_SIGNAL_OVERFLOW_FAIL;
ret = -EAGAIN;
goto ret;
} else {
* This is a silent loss of information. We still
* send the signal, but the *info bits are lost.
result = TRACE_SIGNAL_LOSE_INFO;
out_set:
signalfd_notify(t, sig);
sigaddset(&pending->signal, sig);//修改位图，表明该信号存在挂起信号。
complete_signal(sig, t, group);
ret:
trace_signal_generate(sig, info, t, group, result);
return ret;
线程存在一个很让人迷惑的问题，如何让线程组的所有线程一起退出。我们都知道，多线程的程序有一个线程访问了非法地址，引发段错误，会造成所有线程一起退出。这也是多线程程序脆弱的地方。但是如何做到的呢？
do_signal--->get_signal_to_deliver中，会选择信号，如果发现需要退出，会执行do_group_exit。这个名字顾名思义了，线程组退出。
void
do_group_exit(int exit_code)
struct signal_struct *sig = current->signal;
BUG_ON(exit_code & 0x80); /* core dumps don't get here */
if (signal_group_exit(sig))
exit_code = sig->group_exit_code;
else if (!thread_group_empty(current)) {
struct sighand_struct *const sighand = current->sighand;
spin_lock_irq(&sighand->siglock);
if (signal_group_exit(sig))
/* Another thread got here before we took the lock. */
exit_code = sig->group_exit_code;
else {
sig->group_exit_code = exit_code;
sig->flags = SIGNAL_GROUP_EXIT;
zap_other_threads(current);
spin_unlock_irq(&sighand->siglock);
do_exit(exit_code);
/* NOTREACHED */
如果是多线程，会走入到else中，主要的操作都在zap_other_threads函数中：
/*
* Nuke all other threads in the group.
*/
int zap_other_threads(struct task_struct *p)
struct task_struct *t = p;
int count = 0;
p->signal->group_stop_count = 0;
while_each_thread(p, t) {
task_clear_jobctl_pending(t, JOBCTL_PENDING_MASK);
count++;
/* Don't bother with already dead threads */
if (t->exit_state)
continue;
sigaddset(&t->pending.signal, SIGKILL);
signal_wake_up(t, 1);
return count;
不多说了，就是给每一个线程都挂上一个SIGKILL的信号，当CPU选择线程执行时候的时候，自然会处理这个信号，而对SIGKILL的处理，会再次调用do_group_exit。这一次会调用do_exit退出。当线程组所有进程都执行过之后，整个线程组就消亡了。
讲完这些，需要讲block了。我第一篇就讲到，我们有时候需要阻塞某些信号。POSIX说了多线程中每个线程要有自己的阻塞信号。不必说，task_struct中的blocked就是阻塞信号位图。我们的glibc的sigprocmask函数，就是设置进程的blocked。
那些block的信号为何不能传递，内核是怎么做到的？
int next_signal(struct sigpending *pending, sigset_t *mask)
unsigned long i, *s, *m, x;
int sig = 0;
s = pending->signal.sig;
m = mask->sig;
* Handle the first word specially: it contains the
* synchronous signals that need to be dequeued first.
x = *s &~ *m;
if (x) {
if (x & SYNCHRONOUS_MASK)
x &= SYNCHRONOUS_MASK;
sig = ffz(~x) + 1;
return sig;
switch (_NSIG_WORDS) {
default:
for (i = 1; i < _NSIG_WORDS; ++i) {
x = *++s &~ *++m;
if (!x)
continue;
sig = ffz(~x) + i*_NSIG_BPW + 1;
break;
case 2:
x = s[1] &~ m[1];
if (!x)
sig = ffz(~x) + _NSIG_BPW + 1;
case 1:
/* Nothing to do */
return sig;
m就是task_struct中的blocked，阻塞的信号就不会不会被取出传递了。很有意思的一点是信号传递的顺序。在Linux programming interface一书中提到小signo优先的策略，比如SIGINT（2）和SIGQUIT（3）同时存在，SIGINT（2） 先deliver，然后才是SIGQUIT（3）.我们看代码，很有意思的是有同步信号：
#define SYNCHRONOUS_MASK \
(sigmask(SIGSEGV) | sigmask(SIGBUS) | sigmask(SIGILL) | \
sigmask(SIGTRAP) | sigmask(SIGFPE) | sigmask(SIGSYS))
有SIGSEGV SIGBUS SIGILL SIGTRAP SIGFPE SIGSYS，那么这几个信号优先。没有这几个信号，按照小信号优先。当然了，这些是Linux kernel的实现，毕竟不是POSIX标准，不可依赖这种顺序。
另外，dequeue很有意思，先去task_struct中的pending中取，取不到再去整个线程组共享的shered_pending位图去取。
int dequeue_signal(struct task_struct *tsk, sigset_t *mask, siginfo_t *info)
int signr;
/* We only dequeue private signals from ourselves, we don't let
* signalfd steal them
signr = __dequeue_signal(&tsk->pending, mask, info);
if (!signr) {
signr = __dequeue_signal(&tsk->signal->shared_pending,
mask, info);
。。。。
参考文献:
本文转自张昺华-sky博客园博客，原文链接：http://www.cnblogs.com/sky-heaven/p/6844580.html，如需转载请自行联系原作者