linuxtrap

㈠ 求教linux下如何配置snmp trap

安装snmp服务
CentOS/RedHat下可以只用yum命令进行安装。
$ yum –y install net-snmp net-snmp-devel
若要使用snmpwalk进行安装检测，则还需要安装net-snmp-utils包
$ yum –y install net-snmp-utils
Ubuntu可以通过apt-get install snmp snmpd 进行安装
设置安全的验证方式
将SNMP代理程序暴露给网络上的所有主机是很危险的，为了防止其它主机访问您的SNMP代理程序，我们需要在SNMP代理程序上加入身份验证机制。SNMP支持不同的验证机制，这取决于不同的SNMP协议版本，云监控目前支持v2c和v3两个版本，其中v2c版本的验证机制比较简单，它基于明文密码和授权IP来进行身份验证，而v3版本则通过用户名和密码的加密传输来实现身份验证，我们建议使用v3，当然，只要按照以下的介绍进行配置，不论是v2c版本还是v3版本，都可以保证一定的安全性，您可以根据情况来选择。
注意一点，SNMP协议版本和SNMP代理程序版本是两回事，刚才说的v2c和v3是指SNMP协议的版本，而Net-SNMP是用来实现SNMP协议的程序套件，目前它的最新版本是刚才提到的5.4.2.1。
v2c
先来看如何配置v2c版本的SNMP代理，我们来创建snmpd的配置文件，默认情况下它是不存在的，我们来创建它，如下：
sdo:~ # vi /usr/local/snmp/share/snmp/snmpd.conf
然后我们需要创建一个只读帐号，也就是read-only community，在snmpd.conf中添加以下内容：
rocommunity sdomonitor 114.80.132.9 rocommunity sdomonitor 58.215.169.26 rocommunity sdomonitor 58.215.169.27
如果想要检测服务是否成功开启，则还需要在snmpd.conf中添加：
rocommunity sdomonitor 127.0.0.1
注意，这里的"rocommunity"表示这是一个只读的访问权限，云监控只可以从您的服务器上获取信息，而不能对服务器进行任何设置。
紧接着的"sdomonitor"相当于密码，很多平台喜欢使用"public"这个默认字符串。这里的"sdomonitor"只是一个例子，您可以设置其它字符串作为密码。
最右边的"60.195.249.83"代表指定的监控点IP，这个IP地址是云监控专用的监控点，这意味着只有云监控有权限来访问您的SNMP代理程序。
所以，以上这段配置中，只有"sdomonitor"是需要您进行修改的，同时在云监控上添加服务器的时候，需要提供这个字符串。
v3
当然，我们建议您使用v3版本来进行身份验证。对于一些早期版本的Linux分发版，其内置的SNMP代理程序可能并不支持v3，所以我们建议您按照前边介绍的方法，编译和安装最新的Net-Snmp。
v3支持另一种验证方式，需要创建一个v3的帐号，我们同样修改以下配置文件：
sdo:~ # vi /usr/local/snmp/share/snmp/snmpd.conf
然后添加一个只读帐号，如下：
rouser sdomonitor auth
可以看到，在v3中，"rouser"用于表示只读帐号类型，随后的"sdomonitor"是指定的用户名，后边的"auth"指明需要验证。
接下来，我们还要添加"sdomonitor"这个用户，这就是v3中的特殊机制，我们打开以下配置文件：
sdo:~ # vi /var/net-snmp/snmpd.conf
这个文件会在snmpd启动的时候被自动调用，我们需要在它里边添加创建用户的指令，如下：
createUser sdomonitor MD5 mypassword
这行配置的意思是创建一个名为"sdomonitor"的用户，密码为"mypassword"，并且用MD5进行加密传输。这里要提醒的是：
密码至少要有8个字节
这是SNMP协议的规定，如果小于8个字节，通信将无法进行。
值得注意的是，一旦snmpd启动后，出于安全考虑，以上这行配置会被snmpd自动删除，当然，snmpd会将这些配置以密文的形式记录在其它文件中，重新启动snmpd是不需要再次添加这些配置的，除非您希望创建新的用户。
以上配置中的用户名、密码和加密方式，在云监控添加服务器的时候需要添加。

启动snmp服务
$ service snmpd start
用以下命令检查服务是否启动成功
$ snmpwalk -v 2c -c sdomonitor 127.0.0.1 system
如果要关闭，则可以直接kill这个进程，如下：
$ killall -9 snmpd 或者$ service snmpd stop

㈡ Linux内核调试工具KGDB

内核工具KGDB调试环境需要为Linux 内核加上 kgdb补丁，补丁实现GDB远程调试所需要的功能，包括命令处理、陷阱处理及串口通信3个主要的部分。KGDB补丁的主要作用是在Linux 内核中添加了一个调试Stub。调试Stub是Linux 内核中的一小段代码，是运行GDB的开发机和所调试内核之间的一个媒介。GDB和调试stub之间通过GDB串行协议进行通信。GDB串行协议是-种基于消息的ASCII 码协议，包含了各种调试命令。当设置断点时,KGDB将断点的指令替换为一条 trap指令，当执行到断点时控制权就转移到调试 stub中去。此时，调试stub 的任务就是使用远程串行通信协议将当前环境传送给GDB，然后从GDB处接收命令。GDB命令告诉stub 下一步该做什么，当stub收到继续执行的命令时，将恢复程序的运行环境，把对 CPU的控制权重新交还给内核。KGDB补丁给内核添加以下3个部件：
(1 ) GDB stub
GDB stub被称为调试插桩（简称为stub)，是KGDB调试器的核心。它是Linux内核中的一小段代码，用来处理主机上: GDB发来的各种请求;并且在内核处于被调试状态时，控制目标机板上的处理器。
(2）修改异常处理函数
当这个异常发生时，内核将控制权交给KGDB调试器，程序进入KGDB提供的异常处理函数中。在里面，可以分析程序的各种情况。
(3)串口通信
GDB和 stub之间通过GDB串行协议进行通信。它是一种基于消息的ASCII 码协议，包含了各种调试命令。除串口外，也可以使用网卡进行通信。以设置内核断点为例说明KGDB与GDB之间的工作过程。设置断点时，KGDB修改内核代码，将断点位置的指令替换成一条异常指令(在ARM中这是一条未定义的指令)。当执行到断点时发生异常，控制权转移到stub 的异常处理函数中。此时，stub的任务就是使用GDB串行通信协议将当前环境传送给GDB，然后从GDB处接收命令，GDB命令告诉stub下一步该做什么。当stub收到继续执行的命令时，将恢复原来替换的指令、恢复程序的运行环境，把对CPU的控制权重新交还给内核。

㈢ linux驱动中断，程序运行几个小时后系统崩溃

中断与定时器:
中断的概念:指CPU在执行过程中，出现某些突发事件急待处理，CPU暂停执行当前程序，转去处理突发事件
，处理完后CPU又返回原程序被中断的位置继续执行
中断的分类:内部中断和外部中断
内部中断:中断源来自CPU内部(软件中断指令、溢出、触发错误等)
外部中断:中断源来自CPU外部，由外设提出请求

屏蔽中断和不可屏蔽中断:
可屏蔽中断:可以通过屏蔽字被屏蔽，屏蔽后，该中断不再得到响应
不可平布中断:不能被屏蔽

向量中断和非向量中断:
向量中断:CPU通常为不同的中断分配不同的中断号，当检测到某中断号的中断到来后，就自动跳转到与该中断号对应的地址执行
非向量中断:多个中断共享一个入口地址。进入该入口地址后再通过软件判断中断标志来识别具体哪个是中断
也就是说向量中断由软件提供中断服务程序入口地址，非向量中断由软件提供中断入口地址

/*典型的非向量中断首先会判断中断源，然后调用不同中断源的中断处理程序*/
irq_handler()
{
...
int int_src = read_int_status();/*读硬件的中断相关寄存器*/
switch(int_src){//判断中断标志
case DEV_A:
dev_a_handler();
break;
case DEV_B:
dev_b_handler();
break;
...
default:
break;
}
...
}

定时器中断原理:
定时器在硬件上也以来中断，PIT(可编程间隔定时器)接收一个时钟输入，
当时钟脉冲到来时，将目前计数值增1并与已经设置的计数值比较，若相等，证明计数周期满，产生定时器中断，并
复位计数值。

如下图所示:

Linux中断处理程序架构:
Linux将中断分为:顶半部(top half)和底半部(bottom half)
顶板部:完成尽可能少的比较紧急的功能，它往往只是简单的读取寄存器中的中断状态并清除中断标志后就进行
“登记中断”(也就是将底半部处理程序挂在到设备的底半部执行队列中)的工作
特点：响应速度快

底半部:中断处理的大部分工作都在底半部，它几乎做了中断处理程序的所有事情。
特点：处理相对来说不是非常紧急的事件

小知识:Linux中查看/proc/interrupts文件可以获得系统中断的统计信息。

如下图所示:

第一列是中断号 第二列是向CPU产生该中断的次数

介绍完相关基础概念后，让我们一起来探讨一下Linux中断编程

Linux中断编程:
1.申请和释放中断
申请中断:
int request_irq(unsigned int irq,irq_handler_t handler,
unsigned long irqflags,const char *devname,void *dev_id)
参数介绍:irq是要申请的硬件中断号
handler是向系统登记的中断处理程序(顶半部)，是一个回调函数，中断发生时，系统调用它，将
dev_id参数传递给它
irqflags:是中断处理的属性,可以指定中断的触发方式和处理方式:
触发方式:IRQF_TRIGGER_RISING、IRQF_TRIGGER_FALLING、IRQF_TRIGGER_HIGH、IRQF_TRIGGER_LOW
处理方式:IRQF_DISABLE表明中断处理程序是快速处理程序，快速处理程序被调用时屏蔽所有中断
IRQF_SHARED表示多个设备共享中断,dev_id在中断共享时会用到，一般设置为NULL

返回值:为0表示成功，返回-EINVAL表示中断号无效，返回-EBUSY表示中断已经被占用，且不能共享
顶半部的handler的类型irq_handler_t定义为
typedef irqreturn_t (*irq_handler_t)(int,void*);
typedef int irqreturn_t;

2.释放IRQ
有请求当然就有释放了
void free_irq(unsigned int irq,void *dev_id);
参数定义与request_irq类似

3.使能和屏蔽中断
void disable_irq(int irq);//等待目前中断处理完成(最好别在顶板部使用，你懂得)
void disable_irq_nosync(int irq);//立即返回
void enable_irq(int irq);//

4.屏蔽本CPU内所有中断:
#define local_irq_save(flags)...//禁止中断并保存状态
void local_irq_disable(void);//禁止中断，不保存状态

下面来分别介绍一下顶半部和底半部的实现机制

底半部机制:
简介:底半部机制主要有tasklet、工作队列和软中断
1.底半部是想方法之一tasklet
(1)我们需要定义tasklet机器处理器并将两者关联
例如:
void my_tasklet_func(unsigned long);/*定义一个处理函数*/
DECLARE_TASKLET(my_tasklet,my_tasklet_func,data);
/*上述代码定义了名为my_tasklet的tasklet并将其余
my_tasklet_func()函数绑定，传入的参数为data*/
(2)调度
tasklet_schele(&my_tasklet);
//使用此函数就能在是当的时候进行调度运行

tasklet使用模板:
/*定义tasklet和底半部函数并关联*/
void xxx_do_tasklet(unsigned long);
DECLARE_TASKLET(xxx_tasklet,xxx_do_tasklet,0);

/*中断处理底半部*/
void xxx_do_tasklet(unsigned long)
{
...
}

/*中断处理顶半部*/
irqreturn_t xxx_interrupt(int irq,void *dev_id)
{
...
tasklet_schele(&xxx_tasklet);//调度地板部
...
}

/*设备驱动模块加载函数*/
int __init xxx_init(void)
{
...
/*申请中断*/
result = request_irq(xxx_irq,xxx_interrupt,
IRQF_DISABLED,"xxx",NULL);
...

return IRQ_HANDLED;
}

/*设备驱动模块卸载函数*/
void __exit xxx_exit(void)
{
...
/*释放中断*/
free_irq(xxx_irq,xxx_interrupt);
...
}

2.底半部实现方法之二---工作队列
使用方法和tasklet类似
相关操作:
struct work_struct my_wq;/*定义一个工作队列*/
void my_wq_func(unsigned long);/*定义一个处理函数*/
通过INIT_WORK()可以初始化这个工作队列并将工作队列与处理函数绑定
INIT_WORK(&my_wq,(void (*)(void *))my_wq_func,NULL);
/*初始化工作队列并将其与处理函数绑定*/
schele_work(&my_wq);/*调度工作队列执行*/

/*工作队列使用模板*/

/*定义工作队列和关联函数*/
struct work_struct(unsigned long);
void xxx_do_work(unsigned long);

/*中断处理底半部*/
void xxx_do_work(unsigned long)
{
...
}

/*中断处理顶半部*/
/*中断处理顶半部*/
irqreturn_t xxx_interrupt(int irq,void *dev_id)
{
...
schele_work(&my_wq);//调度底半部
...
return IRQ_HANDLED;
}

/*设备驱动模块加载函数*/
int xxx_init(void)
{
...
/*申请中断*/
result = request_irq(xxx_irq,xxx_interrupt,
IRQF_DISABLED,"xxx",NULL);
...
/*初始化工作队列*/
INIT_WORK(&my_wq,(void (*)(void *))xxx_do_work,NULL);
}

/*设备驱动模块卸载函数*/
void xxx_exit(void)
{
...
/*释放中断*/
free_irq(xxx_irq,xxx_interrupt);
...
}

㈣ Linux系统开机时启动内核步骤是什么

实模式,并开始执行位于地址0xFFFF0处
的代码,也就是ROM-BIOS起始位置的代码。BIOS先进行一系列的系统自检,然后初始化位
于地址0的中断向量表。最后BIOS将启动盘的第一个扇区装入到0x7C00,并开始执行此处
的代码。这就是对内核初始化过程的一个最简单的描述。
最初,linux核心的最开始部分是用8086汇编语言编写的。当开始运行时,核心将自
己装入到绝对地址0x90000,再将其后的2k字节装入到地址0x90200处,最后将核心的其余
部分装入到0x10000。
当系统装入时,会显示Loading...信息。装入完成后,控制转向另一个实模式下的汇
编语言代码boot/Setup.S。Setup部分首先设置一些系统的硬件设备,然后将核心从
0x10000处移至0x1000处。这时系统转入保护模式,开始执行位于0x1000处的代码。
接下来是内核的解压缩。0x1000处的代码来自于文件Boot/head.S,它用来初始化寄
存器和调用decompress_kernel( )程序。decompress_kernel( )程序由Boot/inflate.c,
Boot/unzip.c和Boot../misc.c组成。解压缩后的数据被装入到了0x100000处,这也是
linux不能在内存小于2M的环境下运行的主要原因。
解压后的代码在0x1010000处开始执行,紧接着所有的32位的设置都将完成： IDT、
GDT和LDT将被装入,处理器初始化完毕,设置好内存页面,最终调用start_kernel过程。
这大概是整个内核中最为复杂的部分。
[系统开始运行]
linux kernel 最早的C代码从汇编标记startup_32开始执行
startup_32:
start_kernel
lock_kernel
trap_init
init_IRQ
sched_init
softirq_init
time_init
console_init
#ifdef CONFIG_MODULES
init_moles
#endif
kmem_cache_init
sti
calibrate_delay
mem_init
kmem_cache_sizes_init
pgtable_cache_init
fork_init
proc_caches_init
vfs_caches_init
buffer_init
page_cache_init
signals_init
#ifdef CONFIG_PROC_FS
proc_root_init
#endif
#if defined(CONFIG_SYSVIPC)
ipc_init
#endif
check_bugs
smp_init
rest_init
kernel_thread
unlock_kernel
cpu_idle
・startup_32 [arch/i386/kernel/head.S]
・start_kernel [init/main.c]
・lock_kernel [include/asm/smplock.h]
・trap_init [arch/i386/kernel/traps.c]
・init_IRQ [arch/i386/kernel/i8259.c]
・sched_init [kernel/sched.c]
・softirq_init [kernel/softirq.c]
・time_init [arch/i386/kernel/time.c]
・console_init [drivers/char/tty_io.c]
・init_moles [kernel/mole.c]
・kmem_cache_init [mm/slab.c]
・sti [include/asm/system.h]
・calibrate_delay [init/main.c]
・mem_init [arch/i386/mm/init.c]
・kmem_cache_sizes_init [mm/slab.c]
・pgtable_cache_init [arch/i386/mm/init.c]
・fork_init [kernel/fork.c]
・proc_caches_init
・vfs_caches_init [fs/dcache.c]
・buffer_init [fs/buffer.c]
・page_cache_init [mm/filemap.c]
・signals_init [kernel/signal.c]
・proc_root_init [fs/proc/root.c]
・ipc_init [ipc/util.c]
・check_bugs [include/asm/bugs.h]
・smp_init [init/main.c]
・rest_init
・kernel_thread [arch/i386/kernel/process.c]
・unlock_kernel [include/asm/smplock.h]
・cpu_idle [arch/i386/kernel/process.c]
start_kernel( )程序用于初始化系统内核的各个部分,包括：
*设置内存边界,调用paging_init( )初始化内存页面。
*初始化陷阱,中断通道和调度。
*对命令行进行语法分析。
*初始化设备驱动程序和磁盘缓冲区。
*校对延迟循环。
最后的function'rest_init' 作了以下工作:
・开辟内核线程'init'
・调用unlock_kernel
・建立内核运行的cpu_idle环, 如果没有调度,就一直死循环
实际上start_kernel永远不能终止.它会无穷地循环执行cpu_idle.
最后,系统核心转向move_to_user_mode( ),以便创建初始化进程（init）。此后,进程0开始进入无限循环。
初始化进程开始执行/etc/init、/bin/init 或/sbin /init中的一个之后,系统内核就不再对程序进行直接控制了。之后系统内核的作用主要是给进程提供系统调用,以及提供异步中断事件的处理。多任务机制已经建立起来,并开始处理多个用户的登录和fork( )创建的进程。
[init]
init是第一个进程,或者说内核线程
init
lock_kernel
do_basic_setup
mtrr_init
sysctl_init
pci_init
sock_init
start_context_thread
do_init_calls
(*call())-> kswapd_init
prepare_namespace
free_initmem
unlock_kernel
execve
[目录]
--------------------------------------------------------------------------------
启动步骤
系统引导：
涉及的文件
./arch/$ARCH/boot/bootsect.s
./arch/$ARCH/boot/setup.s
bootsect.S
这个程序是linux kernel的第一个程序,包括了linux自己的bootstrap程序,
但是在说明这个程序前,必须先说明一般IBM PC开机时的动作(此处的开机是指
"打开PC的电源"):
一般PC在电源一开时,是由内存中地址FFFF:0000开始执行(这个地址一定
在ROM BIOS中,ROM BIOS一般是在FEOOOh到FFFFFh中),而此处的内容则是一个
jump指令,jump到另一个位于ROM BIOS中的位置,开始执行一系列的动作,包
括了检查RAM,keyboard,显示器,软硬磁盘等等,这些动作是由系统测试代码
(system test code)来执行的,随着制作BIOS厂商的不同而会有些许差异,但都
是大同小异,读者可自行观察自家机器开机时,萤幕上所显示的检查讯息。
紧接着系统测试码之后,控制权会转移给ROM中的启动程序
(ROM bootstrap routine),这个程序会将磁盘上的第零轨第零扇区读入
内存中(这就是一般所谓的boot sector,如果你曾接触过电脑病
毒,就大概听过它的大名),至于被读到内存的哪里呢? --绝对
位置07C0:0000(即07C00h处),这是IBM系列PC的特性。而位在linux开机
磁盘的boot sector上的正是linux的bootsect程序,也就是说,bootsect是
第一个被读入内存中并执行的程序。现在,我们可以开始来
看看到底bootsect做了什么。
第一步
首先,bootsect将它"自己"从被ROM BIOS载入的绝对地址0x7C00处搬到
0x90000处,然后利用一个jmpi(jump indirectly)的指令,跳到新位置的
jmpi的下一行去执行,
第二步
接着,将其他segment registers包括DS,ES,SS都指向0x9000这个位置,
与CS看齐。另外将SP及DX指向一任意位移地址( offset ),这个地址等一下
会用来存放磁盘参数表(disk para- meter table )
第三步
接着利用BIOS中断服务int 13h的第0号功能,重置磁盘控制器,使得刚才
的设定发挥功能。
第四步
完成重置磁盘控制器之后,bootsect就从磁盘上读入紧邻着bootsect的setup
程序,也就是setup.S,此读入动作是利用BIOS中断服务int 13h的第2号功能。
setup的image将会读入至程序所指定的内存绝对地址0x90200处,也就是在内存
中紧邻着bootsect 所在的位置。待setup的image读入内存后,利用BIOS中断服
务int 13h的第8号功能读取目前磁盘的参数。
第五步
再来,就要读入真正linux的kernel了,也就是你可以在linux的根目录下看
到的"vmlinuz" 。在读入前,将会先呼叫BIOS中断服务int 10h 的第3号功能,
读取游标位置,之后再呼叫BIOS 中断服务int 10h的第13h号功能,在萤幕上输
出字串"Loading",这个字串在boot linux时都会首先被看到,相信大家应该觉
得很眼熟吧。
第六步
接下来做的事是检查root device,之后就仿照一开始的方法,利用indirect
jump 跳至刚刚已读入的setup部份
第七步
setup.S完成在实模式下版本检查,并将硬盘,鼠标,内存参数写入到 INITSEG
中,并负责进入保护模式。
第八步
操作系统的初始化。

㈤ linux脚本如何在执行过程中获得ctrl+c

linux中有trap命令可以拦截到ctrl+c信号并忽略它：
使用命令kill -l可以列出系统的信号名称，通常我们需要忽略的信号有四个，即：HUP, INT, QUIT, TSTP，也就是信号1, 2, 3, 24；
QUIT即信号3就是表示操作CTRL+C;

trap的使用格式为：
trap 操作 信号名称
例如： trap "echo iuioooo" 3 表示捕获到信号3(ctrl+c)时并不会退出而是会 执行命令echo iuioooo；
同样可以trap "" 3 表示什么也不操作。
使用 trap 3 来使其恢复默认设置。

㈥ Linux下运行后按ctrl+c为什么无输出

做了trap，忽略了终止信号
试试ctrl+\，不过也可能忽略了

㈦ linux中系统定义的64种信号分别什么意思

编号为1 ~ 31的信号为传统UNIX支持的信号，是不可靠信号(非实时的)，编号为32 ~ 63的信号是后来扩充的，称做可靠信号(实时信号)。不可靠信号和可靠信号的区别在于前者不支持排队，可能会造成信号丢失，而后者不会。
下面我们对编号小于SIGRTMIN的信号进行讨论。
1) SIGHUP
本信号在用户终端连接(正常或非正常)结束时发出, 通常是在终端的控制进程结束时, 通知同一session内的各个作业, 这时它们与控制终端不再关联。
登录Linux时，系统会分配给登录用户一个终端(Session)。在这个终端运行的所有程序，包括前台进程组和后台进程组，一般都属于这个Session。当用户退出Linux登录时，前台进程组和后台有对终端输出的进程将会收到SIGHUP信号。这个信号的默认操作为终止进程，因此前台进程组和后台有终端输出的进程就会中止。不过可以捕获这个信号，比如wget能捕获SIGHUP信号，并忽略它，这样就算退出了Linux登录，wget也能继续下载。
此外，对于与终端脱离关系的守护进程，这个信号用于通知它重新读取配置文件。
2) SIGINT
程序终止(interrupt)信号, 在用户键入INTR字符(通常是Ctrl-C)时发出，用于通知前台进程组终止进程。
3) SIGQUIT
和SIGINT类似, 但由QUIT字符(通常是Ctrl-\)来控制. 进程在因收到SIGQUIT退出时会产生core文件, 在这个意义上类似于一个程序错误信号。
4) SIGILL
执行了非法指令. 通常是因为可执行文件本身出现错误, 或者试图执行数据段. 堆栈溢出时也有可能产生这个信号。
5) SIGTRAP
由断点指令或其它trap指令产生. 由debugger使用。
6) SIGABRT
调用abort函数生成的信号。
7) SIGBUS
非法地址, 包括内存地址对齐(alignment)出错。比如访问一个四个字长的整数, 但其地址不是4的倍数。它与SIGSEGV的区别在于后者是由于对合法存储地址的非法访问触发的(如访问不属于自己存储空间或只读存储空间)。
8) SIGFPE
在发生致命的算术运算错误时发出. 不仅包括浮点运算错误, 还包括溢出及除数为0等其它所有的算术的错误。
9) SIGKILL
用来立即结束程序的运行. 本信号不能被阻塞、处理和忽略。如果管理员发现某个进程终止不了，可尝试发送这个信号。
10) SIGUSR1
留给用户使用
11) SIGSEGV
试图访问未分配给自己的内存, 或试图往没有写权限的内存地址写数据.
12) SIGUSR2
留给用户使用
13) SIGPIPE
管道破裂。这个信号通常在进程间通信产生，比如采用FIFO(管道)通信的两个进程，读管道没打开或者意外终止就往管道写，写进程会收到SIGPIPE信号。此外用Socket通信的两个进程，写进程在写Socket的时候，读进程已经终止。
14) SIGALRM
时钟定时信号, 计算的是实际的时间或时钟时间. alarm函数使用该信号.
15) SIGTERM
程序结束(terminate)信号, 与SIGKILL不同的是该信号可以被阻塞和处理。通常用来要求程序自己正常退出，shell命令kill缺省产生这个信号。如果进程终止不了，我们才会尝试SIGKILL。
17) SIGCHLD
子进程结束时, 父进程会收到这个信号。
如果父进程没有处理这个信号，也没有等待(wait)子进程，子进程虽然终止，但是还会在内核进程表中占有表项，这时的子进程称为僵尸进程。这种情况我们应该避免(父进程或者忽略SIGCHILD信号，或者捕捉它，或者wait它派生的子进程，或者父进程先终止，这时子进程的终止自动由init进程来接管)。
18) SIGCONT
让一个停止(stopped)的进程继续执行. 本信号不能被阻塞. 可以用一个handler来让程序在由stopped状态变为继续执行时完成特定的工作. 例如, 重新显示提示符
19) SIGSTOP
停止(stopped)进程的执行. 注意它和terminate以及interrupt的区别:该进程还未结束, 只是暂停执行. 本信号不能被阻塞, 处理或忽略.
20) SIGTSTP
停止进程的运行, 但该信号可以被处理和忽略. 用户键入SUSP字符时(通常是Ctrl-Z)发出这个信号
21) SIGTTIN
当后台作业要从用户终端读数据时, 该作业中的所有进程会收到SIGTTIN信号. 缺省时这些进程会停止执行.
22) SIGTTOU
类似于SIGTTIN, 但在写终端(或修改终端模式)时收到.
23) SIGURG
有"紧急"数据或out-of-band数据到达socket时产生.
24) SIGXCPU
超过CPU时间资源限制. 这个限制可以由getrlimit/setrlimit来读取/改变。
25) SIGXFSZ
当进程企图扩大文件以至于超过文件大小资源限制。
26) SIGVTALRM
虚拟时钟信号. 类似于SIGALRM, 但是计算的是该进程占用的CPU时间.
27) SIGPROF
类似于SIGALRM/SIGVTALRM, 但包括该进程用的CPU时间以及系统调用的时间.
28) SIGWINCH
窗口大小改变时发出.
29) SIGIO
文件描述符准备就绪, 可以开始进行输入/输出操作.
30) SIGPWR
Power failure
31) SIGSYS
非法的系统调用。
在以上列出的信号中，程序不可捕获、阻塞或忽略的信号有：SIGKILL,SIGSTOP
不能恢复至默认动作的信号有：SIGILL,SIGTRAP
默认会导致进程流产的信号有：SIGABRT,SIGBUS,SIGFPE,SIGILL,SIGIOT,SIGQUIT,SIGSEGV,SIGTRAP,SIGXCPU,SIGXFSZ
默认会导致进程退出的信号有：SIGALRM,SIGHUP,SIGINT,SIGKILL,SIGPIPE,SIGPOLL,SIGPROF,SIGSYS,SIGTERM,SIGUSR1,SIGUSR2,SIGVTALRM
默认会导致进程停止的信号有：SIGSTOP,SIGTSTP,SIGTTIN,SIGTTOU
默认进程忽略的信号有：SIGCHLD,SIGPWR,SIGURG,SIGWINCH
此外，SIGIO在SVR4是退出，在4.3BSD中是忽略；SIGCONT在进程挂起时是继续，否则是忽略，不能被阻塞