对于硬件触发的，无论是中断，还是信号，肯定是先到内核的，然后内核对于中断和信号处理方式不同。一个是完全在内核里面处理完毕，一个是将信号放在对应的进程 task_struct 里信号相关的数据结构里面，然后等待进程在用户态去处理。当然有些严重的信号，内核会把进程干掉。但是，这也能看出来，中断和信号的严重程度不一样，信号影响的往往是某一个进程，处理慢了，甚至错了，也不过这个进程被干掉，而中断影响的是整个系统。一旦中断处理中有了 bug，可能整个 Linux 都挂了。

有时候，内核在某些情况下，也会给进程发送信号。例如，向读端已关闭的管道写数据时产生 SIGPIPE 信号，当子进程退出时，我们要给父进程发送 SIG_CHLD 信号等。

最直接的发送信号的方法就是，通过命令 kill 来发送信号了。例如，我们都知道的 kill -9 pid 可以发送信号给一个进程，杀死它。

另外，我们还可以通过 kill 或者 sigqueue 系统调用，发送信号给某个进程，也可以通过 tkill 或者 tgkill 发送信号给某个线程。虽然方式多种多样，但是最终都是调用了 do_send_sig_info 函数，将信号放在相应的 task_struct 的信号数据结构中。

• kill->kill_something_info->kill_pid_info->group_send_sig_info->do_send_sig_info
• tkill->do_tkill->do_send_specific->do_send_sig_info
• tgkill->do_tkill->do_send_specific->do_send_sig_info
• rt_sigqueueinfo->do_rt_sigqueueinfo->kill_proc_info->kill_pid_info->group_send_sig_info->do_send_sig_info

当发现一个进程应该被调度的时候，我们并不直接把它赶下来，而是设置一个标识位 TIF_NEED_RESCHED，表示等待调度，然后等待系统调用结束或者中断处理结束，从内核态返回用户态的时候，调用 schedule 函数进行调度。信号也是类似的，当信号来的时候，我们并不直接处理这个信号，而是设置一个标识位 TIF_SIGPENDING，来表示已经有信号等待处理。同样等待系统调用结束，或者中断处理结束，从内核态返回用户态的时候，再进行信号的处理。

signal_wake_up_state 的第二件事情，就是试图唤醒这个进程或者线程。wake_up_state 会调用 try_to_wake_up 方法。这个函数我们讲进程的时候讲过，就是将这个进程或者线程设置为 TASK_RUNNING，然后放在运行队列中，这个时候，当随着时钟不断的滴答，迟早会被调用。如果 wake_up_state 返回 0，说明进程或者线程已经是 TASK_RUNNING 状态了，如果它在另外一个 CPU 上运行，则调用 kick_process 发送一个处理器间中断，强制那个进程或者线程重新调度，重新调度完毕后，会返回用户态运行。这是一个时机会检查 TIF_SIGPENDING 标识位。

一个信号中断系统调用的典型逻辑。

首先，我们把当前进程或者线程的状态设置为 TASK_INTERRUPTIBLE，这样才能使这个系统调用可以被中断。

其次，可以被中断的系统调用往往是比较慢的调用，并且会因为数据不就绪而通过 schedule 让出 CPU 进入等待状态。在发送信号的时候，我们除了设置这个进程和线程的 _TIF_SIGPENDING 标识位之外，还试图唤醒这个进程或者线程，也就是将它从等待状态中设置为 TASK_RUNNING。

当这个进程或者线程再次运行的时候，我们根据进程调度第一定律，从 schedule 函数中返回，然后再次进入 while 循环。由于这个进程或者线程是由信号唤醒的，而不是因为数据来了而唤醒的，因而是读不到数据的，但是在 signal_pending 函数中，我们检测到了 _TIF_SIGPENDING 标识位，这说明系统调用没有真的做完，于是返回一个错误 ERESTARTSYS，然后带着这个错误从系统调用返回。

然后，我们到了 exit_to_usermode_loop->do_signal->handle_signal。在这里面，当发现出现错误 ERESTARTSYS 的时候，我们就知道这是从一个没有调用完的系统调用返回的，设置系统调用错误码 EINTR。

信号的发送与处理是一个复杂的过程，这里来总结一下。

1. 假设我们有一个进程 A，main 函数里面调用系统调用进入内核。
2. 按照系统调用的原理，会将用户态栈的信息保存在 pt_regs 里面，也即记住原来用户态是运行到了 line A 的地方。
3. 在内核中执行系统调用读取数据。
4. 当发现没有什么数据可读取的时候，只好进入睡眠状态，并且调用 schedule 让出 CPU，这是进程调度第一定律。
5. 将进程状态设置为 TASK_INTERRUPTIBLE，可中断的睡眠状态，也即如果有信号来的话，是可以唤醒它的。
6. 其他的进程或者 shell 发送一个信号，有四个函数可以调用 kill、tkill、tgkill、rt_sigqueueinfo。
7. 四个发送信号的函数，在内核中最终都是调用 do_send_sig_info。
8. do_send_sig_info 调用 send_signal 给进程 A 发送一个信号，其实就是找到进程 A 的 task_struct，或者加入信号集合，为不可靠信号，或者加入信号链表，为可靠信号。
9. do_send_sig_info 调用 signal_wake_up 唤醒进程 A。
10. 进程 A 重新进入运行状态 TASK_RUNNING，根据进程调度第一定律，一定会接着 schedule 运行。
11. 进程 A 被唤醒后，检查是否有信号到来，如果没有，重新循环到一开始，尝试再次读取数据，如果还是没有数据，再次进入 TASK_INTERRUPTIBLE，即可中断的睡眠状态。
12. 当发现有信号到来的时候，就返回当前正在执行的系统调用，并返回一个错误表示系统调用被中断了。
13. 系统调用返回的时候，会调用 exit_to_usermode_loop。这是一个处理信号的时机。
14. 调用 do_signal 开始处理信号。
15. 根据信号，得到信号处理函数 sa_handler，然后修改 pt_regs 中的用户态栈的信息，让 pt_regs 指向 sa_handler。同时修改用户态的栈，插入一个栈帧 sa_restorer，里面保存了原来的指向 line A 的 pt_regs，并且设置让 sa_handler 运行完毕后，跳到 sa_restorer 运行。
16. 返回用户态，由于 pt_regs 已经设置为 sa_handler，则返回用户态执行 sa_handler。
17. sa_handler 执行完毕后，信号处理函数就执行完了，接着根据第 15 步对于用户态栈帧的修改，会跳到sa_restorer 运行。
18. sa_restorer 会调用系统调用 rt_sigreturn 再次进入内核。
19. 在内核中，rt_sigreturn 恢复原来的 pt_regs，重新指向 line A。
20. 从 rt_sigreturn 返回用户态，还是调用 exit_to_usermode_loop。
21. 这次因为 pt_regs 已经指向 line A 了，于是就到了进程 A 中，接着系统调用之后运行，当然这个系统调用返回的是它被中断了，没有执行完的错误。

此文章为11月Day18学习笔记，内容来源于极客时间《趣谈Linux操作系统》，推荐该课程。