今天條友@xiamenuser給我提了一個關于操作系統的問題：怎么把定時器線程里的回調函數，(在定時器觸發之后）挪到工作線程里運行？

這個需求要做的事，跟Linux內核的信號機制是一樣的。

OS內核的信號機制，在1970年的Unix時代就有了，是一個上古話題。

在unix里，可以使用kill -9 pid命令殺掉進程（pid為進程號），在Linux里也可以。

1.OS內核的信號

有個專有的宏定義#define SIGKILL 9，然后信號9就成了一個特別牛的信號，大概除了0號idle進程和1號init進程之外，其他進程都可以殺死。

0號進程和1號進程是不能殺死的，否則系統就崩潰了！

int sys_kill(int sig, int pid)
{
if (sig < 0 || pid < 0)
return -EINVAL;
if (0 == pid || 1 == pid) {
if (SIGKILL == sig) return -1;
}
tasks[pid]->sigmap |= 1 << sig;
return 0;
}

OS內核里對應著kill命令的sys_kill()系統調用，大概是上面這樣：

在進程的task結構體的sigmap成員變量上，設置1個標志位，進程就可以收到信號了。

每個進程，在OS內核里都被一個task結構體表示，這個結構體的其中一個成員變量就是記錄信號的：我們給他起名叫sigmap，Linux的不一定要叫這個名字，但肯定有這一項。

這個信號在什么時候處理呢？

等到收信號的進程下一次被調度運行的時候。

當前運行的進程，肯定是發信號的進程，否則它沒法主動發起kill()系統調用。

發信號的進程做的事，只是把信號設置到接收進程的信號圖上，這時信號實際上已經發到了：但是接收進程并不會馬上因為SIGKILL信號而被殺死。

SIGKILL信號的殺進程，實際上進程是自殺的！

當收到信號的進程再次被調度運行的時候，操作系統會讓它先執行信號的處理函數，而SIGKILL的處理函數，就是exit()系統調用：進程退出。

這個過程可以是異步的，等到接收進程下一次被調度時再處理，至于什么時候輪到它：等吧。

也可以讓它馬上同步處理，只需要在sys_kill()函數的末尾加一行代碼就行：

shedule_task( tasks[pid] );

直接選擇接收進程是下一個要調度的進程，并且馬上調度它運行：接下來它就完事了。

不需要等OS內核統計時間片，確定調度的優先級了，既然用戶想讓它掛掉，OS當然要馬上讓它掛掉。

畢竟Linux系統也惹不起用戶啊，用戶是可以重裝windows的?

接下來，說說shedule_task()之后的細節。

2.信號是怎么處理的

每個信號都有一個處理函數，叫信號處理函數。

信號處理函數，是在用戶態的代碼里運行的。

所以，程序員可以自己給部分信號編寫處理函數，用signal()系統調用注冊到OS內核，就可以（在收到信號時）運行這個自己編寫的函數了。

如果信號處理函數是在內核狀態運行的，那顯然用戶編寫的函數是沒法運行的，因為用戶函數的內存地址在用戶空間（它在進程的代碼段里）。

OS內核在信號處理時要做的是，把進程從內核返回后要運行的代碼地址，改成信號處理函數的地址。

修改過程如下：

系統內核的信號處理過程

1）進程從內核返回時的狀態，如上圖。

內核棧上的寄存器排布順序不一定是對的，這要查intel的手冊，但是這些項肯定都有。

在進程使用iret指令（中斷返回）從內核返回的那一刻，內核棧上的這些數據都要彈出到對應的寄存器。

然后，進程就會運行EIP指向的用戶代碼，同時用戶態的棧頂就是ESP。

EIP和ESP指向的內容到底是什么，內核不需要管：這是由程序員寫代碼時確定的。

進程從內核返回之后的錯誤，錯的是程序員，不是系統內核。

但要是返不回來，或者不能處理信號，錯的就是系統內核了。

2）OS內核要做的是，修改內核棧上、保存的、用戶態的、EIP和ESP（注意這3個定語）：

A，讓EIP指向信號處理函數，

B，讓ESP指向信號處理函數的參數，

C，在信號處理函數的下方，放上“真正的”返回地址，

D，在信號處理函數運行完之后，丟掉（信號處理函數的）參數，彈出真正的返回地址：讓程序恢復正常的狀態，繼續運行。

如上圖中的綠字部分。

如果一次要處理多個信號的話，就順著用戶棧繼續疊加就行。

siska內核demo里的信號處理代碼，如下的3張圖：

因為信號處理函數有參數，而參數要壓在用戶態的棧上，所以信號處理函數運行完之后還要清理它。

所以，與一般的C函數不同，信號處理函數是被調函數清理堆棧的：即它是pascal調用，而不是C調用！

C調用，都是主調函數清理堆棧的。

所以，信號處理函數的總入口是一段匯編代碼，用來在C語言里完成這個pascal調用。

這么看來，pascal這種老語言，也不是想象的那么差?

這個信號處理方式，是我給出來的解決方案?

至于Linux是不是也這么做的，我就不知道了。

但是，這么做是可行的。

siska信號處理，pascal調用的匯編

上圖95行的call *(%eax)，就是調用信號處理的函數指針。

它前后的匯編代碼，都是準備參數和清理堆棧。

3.回到開頭的問題

怎么讓定時器線程在觸發之后，讓回調函數在工作線程里運行？

回調函數一般有一個參數，表示回調上下文，但沒有返回值。

因為定時器的添加和處理在2個線程里，回調函數的返回值沒有意義。

如果回調函數的處理出錯了，就在上下文里設置錯誤碼作為提示。

所以，它的函數聲明是這樣的：void callback(void* ctx);

要讓它正常運行，必須把回調上下文的指針添加到工作線程的用戶棧上，同時讓工作線程的內核棧上保存的EIP指向回調函數。

這個處理方式，與OS內核的信號處理方式是一樣的。

信號處理函數的聲明：void sighandler(int sig); 也是一個參數、無返回值。

在定時器觸發之后，定時器線程可以發起一個系統調用，把這些信息給到內核，然后內核修改工作線程的數據，讓定時器的回調處理“像個信號”一樣就可以了?

這個系統調用如果Linux沒有提供的話，就只能自己修改Linux內核代碼，或者給Linus大牛提個需求了（他有可能看不過來你的郵件）。

PS：

工作線程和定時器線程在同一個進程里，所以它們的用戶態內存的代碼段、數據段、堆都是共享的，只是內核棧和用戶棧不一樣。

內核棧：在內核看來，每個線程也是一個可調度的進程，它必須有自己的內核棧和頁表。

同一個進程的不同線程之間共享內存，靠的是頁表的映射：把它們映射到同一個物理內存頁上。

用戶棧：不同的線程可以并發運行，它們的用戶棧肯定是不同的，否則局部變量就互相覆蓋了：這肯定是不可能的。

siska里信號處理的代碼，如下：

siska信號處理，1

siska信號處理，2