linux 线程退出 signal Linux signal 那些事儿 （3）

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。

我在我的博文Linux线程之线程 线程组 进程 轻量级进程(LWP)提到了这个问题。我不想多浪费笔墨赘述。

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);

if (!sig)

return -ENOMEM;

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))

goto ret;

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_signo = sig;

q->info.si_errno = 0;

q->info.si_code = SI_KERNEL;

q->info.si_pid = 0;

q->info.si_uid = 0;

break;

default:

copy_siginfo(&q->info, info);

if (from_ancestor_ns)

q->info.si_pid = 0;

break;

}

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;

}

break;

case 2:

x = s[1] &~ m[1];

if (!x)

break;

sig = ffz(~x) + _NSIG_BPW + 1;

break;

case 1:

/* Nothing to do */

break;

}

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:

1