在初学linux编程的时候，一直觉得异步信号handle是个很神奇的东西，用户程序可以使用singal之类的系统调用为某某信号注册一个信号处理函数（handle函数）。
程序的二进制代码在内存中都有着确定的执行流程，为什么收到异步信号以后，程序会被“中断”，然后跳转到这个handle函数里面去运行呢？内核怎么有能力让程序做这样的跳转呢，总不可能临时修改程序的可执行代码吧？
后来学习了一些内核知识，才知道原来进程收到信号以后，并不是立即就被“中断”的，而是先在进程的控制结构（task_struct）中记录下收到了某某信号，然后等到进程即将从内核态返回用户态的时候，流程才被“中断”，handle函数才被调用。
用户进程什么时候会从内核态返回用户态呢？一般主要是三种情况：系统调用（用户进程主动进入内核）、中断（用户进程被动进入内核）、被调度执行（用户进程从等待执行变为正在执行）。
进程从收到信号到它从内核态返回用户态的过程，是需要一定时间的。但是这个时间一般会很短，至少时钟中断会以较大的频率（比如1毫秒一次）将用户进程带入内核（当然，只针对正在执行的进程）。
在进程即将从内核态返回用户态时，如果有信号需要处理，对应的handle函数将被调用（当然，可能没有注册handle，这时内核对信号进行默认的处理）。注意，现在进程还在内核态，内核是怎么调用用户态的handle函数的呢？
直接调用可以吗？当然不行。内核代码运行在高CPU特权级别下，如果直接调用handle函数，则handle函数也将在相同的CPU特权下被执行。那么用户将可以在handle函数里面为所欲为。
所以，调用handle必须先返回用户态。但是返回用户态后，程序流程又不受内核控制了，难不成内核还真的把用户进程的可执行代码临时改掉？
内核实际的做法还是比较巧妙。用户进程进入内核以后，都会在其对应的内核栈上留下返回地址，以便流程返回。内核调用handle函数的办法就是临时改掉栈上的返回地址，然后按原有的返回用户态的流程去返回。结果这一返回，就到了handle函数去了。（当然，需要修改的并不止是返回地址，而是一整个调用栈。）
虽然现在临时把返回地址改了，但是用户进程最终还是要返回到原先那个返回地址去的。那么，原先的返回地址及其调用栈应该保存在哪里呢？进程的内核栈空间有限，并且还需要应付handle函数中可能发生的系统调用，所以内核把这些信息放在内核栈上是不现实的，只能压到了用户栈上去。
当handle函数执行完毕，执行流程要返回到内核去。同样，由于CPU特权级别不同，从handle函数返回内核时不能单纯地利用RET指令去返回的。需要执行一次系统调用。
在handle执行完后，为什么要回到内核，再从内核返回到原始返回地址呢？如果直接返回到原始的返回地址那自然是很便捷。并且要这么做也不难，原始返回地址及其调用栈已经被压到了用户栈上，内核只需要在handle函数的调用栈上稍做手脚就行了。
1、返回到原始返回地址并不是回到那个地址就行了，需要把整个现场都恢复（主要是寄存器什么的）。当然，内核也可以在用户栈上面压一些代码，来完成这些事情；
2、现在可能不止一个信号要处理，最好让用户进程返回内核，继续处理其他信号；
为了返回内核，首先，内核在返回到handle函数之前，先将某个返回地址压到用户栈上，以便从handle返回时能够返回到指定的地址上。这个指定的地址其实也在进程的用户栈上，内核又在这个地址上放了几条指令（在栈上放置可执行代码），让进程去调用一个名叫sigreturn的系统调用。
返回到handle函数前的用户栈大致如下：
原有数据 -> 调用sigreturn的指令（设其地址为a） -> 原始返回地址及其调用栈 -> 返回地址（值为a） -> handle的栈变量
内核在handle函数的调用栈上放置sigreturn指令，这是在linux 2.4时的做法。每次调用用户的handle函数都需要向用户栈拷贝这么几条指令，这并不太好。
linux 2.6有一个叫vsyscall page的页面，上面包含了内核为用户程序准备的一些指令，其中就包括调用sigreturn指令。这个vsyscall页被映射到每个进程的虚拟地址空间靠近末尾的部分，被所有用户进程共享，对于用户进程是只读的。这样，handle函数的调用栈上就不需要再塞入sigreturn指令了，直接将handle函数的返回地址设为vsyscall页中对应的代码即可。
为了让handle执行完以后自动调用sigreturn返回内核，内核做了很多事情。那么可不可以约定好，让用户自己去调用sigreturn呢？
当然，这是可以的。只是为了让信号处理机制成为一套完整的机制，内核并没有这么做。否则用户在handle函数里面忘记调用sigreturn的话，可能莫名其妙地进程就崩溃了。而编译器也很难找出这样的错误。
进程调用sigreturn系统调用重新进入内核后，压在用户栈上的原始返回地址及其调用栈被获取。最终内核又会修改栈，让进程返回用户空间时返回到这个原始返回地址上。