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名前
signal - シグナルの概要
説明
Linux は POSIX 信頼シグナル (reliable signal; 以後 "標準シグナル"と表記) と POSIX リアル
タイムシグナルの両方に対応している。
シグナル処理方法
シグナルはそれぞれ現在の「処理方法 (disposition)」を保持しており、 この処理方法によりシグ
ナルが配送された際にプロセスが どのような振舞いをするかが決まる。
後述の表の "動作" の欄のエントリーは各シグナルのデフォルトの 処理方法を示しており、以下の
ような意味を持つ。
Term デフォルトの動作はプロセス終了。
Ign デフォルトの動作はこのシグナルの無視。
Core デフォルトの動作はプロセス終了とコアダンプ出力 (core(5) 参照)。
Stop デフォルトの動作はプロセスの一時停止。
Cont デフォルトの動作は、プロセスが停止中の場合にその実行の再開。
プロセスは、 sigaction(2) や signal(2) を使って、シグナルの処理方法を変更することができ
る (signal(2) の方がシグナルハンドラーを設定する際の移植性が低い; 詳細は signal(2) を参
照)。 シグナルの配送時に起こる動作として プロセスが選択できるのは、次のいずれか一つであ
る。 デフォルトの動作を実行する、シグナルを無視する、 シグナルハンドラー (signal handler)
でシグナルを捕捉する。シグナルハンドラーとは、シグナル配送時に 自動的に起動されるプログラ
マ定義の関数である。 (デフォルトでは、シグナルハンドラーは通常のプロセスのスタック上で起動
される。 シグナルハンドラーが代替スタック (alternate stack) を使用するように設定する こと
もできる。代替スタックを使用するように設定する方法と、どのような際に 代替スタックが役に立
つかについての議論については sigaltstack(2) を参照のこと。
シグナルの処理方法はプロセス単位の属性である。 マルチスレッドのアプリケーションでは、ある
シグナルの処理方法は 全てのスレッドで同じである。
fork(2) 経由で作成された子プロセスは、親プロセスのシグナルの処理方法の コピーを継承する。
execve(2) の前後で、ハンドラーが設定されているシグナルの処理方法はデフォルトにリセットさ
れ、 無視が設定されているシグナルの処理方法は変更されずそのままとなる。
シグナルの送信
以下のシステムコールとライブラリ関数を使って、 呼び出し者はシグナルを送信することができ
る。
raise(3) 呼び出したスレッドにシグナルを送る。
kill(2) 指定されたプロセスや、指定されたプロセスグループの全メンバー、 システムの
全プロセスにシグナルを送る。
killpg(2) 指定されたプロセスグループの全メンバーにシグナルを送る。
pthread_kill(3) 呼び出し者と同じプロセス内の指定された POSIX スレッドにシグナルを送る。
tgkill(2) 指定されたプロセス内の指定されたスレッドにシグナルを送る (このシステムコー
ルを使って pthread_kill(3) は実装されている)。
sigqueue(3) 指定されたプロセスに付属データとともにリアルタイムシグナルを送る。
シグナルが捕捉されるのを待つ
以下のシステムコールを使って、シグナルが捕捉されるまで 呼び出したプロセスやスレッドの実行
を中断 (suspend) することができる (ハンドラーが設定されていないシグナルによりそのプロセス
が終了した 場合にも実行の停止は終了する)。
pause(2) 何かシグナルが捕捉されるまで実行を停止する。
sigsuspend(2) 一時的にシグナルマスク (下記参照) を変更し、 マスクされていないシグナルの
いずれかが捕捉されるまで 実行を中断する。
シグナルの同期受信
シグナルハンドラー経由でシグナルを非同期 (asynchronously) で捕捉する以外にも、 シグナルを
同期 (synchronously) して受け付けることもできる。 同期して受け付けるとは、シグナルが配送さ
れるまで実行を停止 (block) するということである。シグナルを受け付けた際に、カーネルは その
シグナルに関する情報を呼び出し者に返す。 これを行う一般的な方法が二つある。
* sigwaitinfo(2), sigtimedwait(2), sigwait(3) は、指定されたシグナル集合のシグナルの一つが
配送されるまで実行を中断する。 どのシステムコールや関数でも、配送されたシグナルに関する
情報が返される。
* signalfd(2) が返すファイルディスクリプターを使うと、呼び出し元に配送された シグナルに関
する情報を読み出すことができる。 このファイルディスクリプターからの read(2) は、
signalfd(2) の呼び出し時に指定されたシグナル集合のシグナルの一つが呼び出し元に 配送され
るまで停止 (block) する。 read(2) が返すバッファーにはシグナルに関する情報を格納した構造
体が入っている。
シグナルマスクと処理待ちシグナル
シグナルは ブロック (block) されることがある。ブロックされると、そのシグナルは その後ブ
ロックを解除されるまで配送されなくなる。 シグナルが生成されてから配送されるまでの間、その
シグナルは 処理待ち (pending) であると呼ばれる。
プロセス内の各スレッドは、それぞれ独立な シグナルマスク (signal mask) を持つ。シグナルマス
クはそのスレッドが現在ブロックしている シグナル集合を示すものである。 スレッドは、
pthread_sigmask(3) を使って自分のシグナルマスクを操作できる。 伝統的なシングルスレッドの
アプリケーションでは、 sigprocmask(2) を使って、シグナルマスクを操作できる。
fork(2) 経由で作成された子プロセスは親プロセスのシグナルマスクのコピーを継承する。
execve(2) の前後でシグナルマスクは保持される。
生成されるシグナル (したがって処理待ちとなるシグナル) には、 プロセス全体宛てと特定のス
レッド宛てがある。 例えば、プロセス全体宛てのシグナルは kill(2) を使って送信される。 特定
のマシン語の命令の実行の結果として生成される、 SIGSEGV や SIGFPE などのシグナルは、スレッ
ド宛てとなる。 また、 pthread_kill(3) を使って特定のスレッド宛てに生成されたシグナルも ス
レッド宛てとなる。 プロセス宛てのシグナルは、そのシグナルをブロックしていないスレッドのう
ち いずれかの一つに配送することができる。そのシグナルをブロックしていない スレッドが複数あ
る場合、シグナルを配送するスレッドはカーネルが 無作為に選択する。
スレッドは、 sigpending(2) を使って、現在処理待ちのシグナル集合を取得することができる。
この集合は、プロセス宛ての処理待ちシグナルと 呼び出したスレッド宛てのシグナルの両方から構
成される。
fork(2) 経由で作成された子プロセスでは、処理待ちのシグナル集合は空の集合で初期化される。
execve(2) の前後で、処理待ちのシグナル集合は保持される。
標準シグナル
Linux は以下に示す標準シグナルに対応している。シグナル番号の一部はアーキテクチャー依存であ
り、"値" 欄に示す通りである。 (3つの値が書かれているものは、 1つ目が alpha と sparc で通常
有効な値、 真ん中が x86, arm や他のほとんどのアーキテクチャーでの有効な値、最後が mips で
の値である。 (parisc での値は記載されていない。 parisc でのシグナル番号は Linux カーネル
ソースを参照してほしい)。 - はそのアーキテクチャーにおいて対応するシグナルがないことを示
す。)
最初に、POSIX.1-1990 に定義されているシグナルを示す。
シグナル 値 動作 コメント
────────────────────────────────────────────────────────────────────────────────
SIGHUP 1 Term 制御端末(controlling terminal)のハングアップ検出、
または制御しているプロセスの死
SIGINT 2 Term キーボードからの割り込み (Interrupt)
SIGQUIT 3 Core キーボードによる中止 (Quit)
SIGILL 4 Core 不正な命令
SIGABRT 6 Core abort(3) からの中断 (Abort) シグナル
SIGFPE 8 Core 浮動小数点例外
SIGKILL 9 Term Kill シグナル
SIGSEGV 11 Core 不正なメモリー参照
SIGPIPE 13 Term パイプ破壊:
読み手の無いパイプへの書き出し
SIGALRM 14 Term alarm(2) からのタイマーシグナル
SIGTERM 15 Term 終了 (termination) シグナル
SIGUSR1 30,10,16 Term ユーザー定義シグナル 1
SIGUSR2 31,12,17 Term ユーザー定義シグナル 2
SIGCHLD 20,17,18 Ign 子プロセスの一時停止 (stop) または終了
SIGCONT 19,18,25 Cont 一時停止 (stop) からの再開
SIGSTOP 17,19,23 Stop プロセスの一時停止 (stop)
SIGTSTP 18,20,24 Stop 端末より入力された一時停止 (stop)
SIGTTIN 21,21,26 Stop バックグランドプロセスの端末入力
SIGTTOU 22,22,27 Stop バックグランドプロセスの端末出力
シグナル SIGKILL と SIGSTOP はキャッチ、ブロック、無視できない。
次に、 POSIX.1-1990 標準にはないが、 SUSv2 と POSIX.1-2001 に記述されているシグナルを示
す。
シグナル 値 動作 コメント
─────────────────────────────────────────────────────────────────────────────
SIGBUS 10,7,10 Core バスエラー (不正なメモリーアクセス)
SIGPOLL Term ポーリング可能なイベント (Sys V)。
SIGIO と同義
SIGPROF 27,27,29 Term profiling タイマーの時間切れ
SIGSYS 12,31,12 Core ルーチンへの引き数が不正 (SVr4)
SIGTRAP 5 Core トレース/ブレークポイント トラップ
SIGURG 16,23,21 Ign ソケットの緊急事態 (urgent condition) (4.2BSD)
SIGVTALRM 26,26,28 Term 仮想アラームクロック (4.2BSD)
SIGXCPU 24,24,30 Core CPU時間制限超過 (4.2BSD)
SIGXFSZ 25,25,31 Core ファイルサイズ制限の超過 (4.2BSD)
Linux 2.2 以前では、 SIGSYS, SIGXCPU, SIGXFSZ および SPARC と MIPS 以外のアーキテクチャー
での SIGBUS のデフォルトの振る舞いは (コアダンプ出力なしの) プロセス終了であった。 (他の
UNIX システムにも SIGXCPU と SIGXFSZ のデフォルトの動作がコアダンプなしのプロセス終了のも
のがある。) Linux 2.4 では、POSIX.1-2001 での要求仕様に準拠して、 これらのシグナルで、プ
ロセスを終了させ、コアダンプを出力する ようになっている。
次にその他の各種シグナルを示す。
シグナル 値 動作 コメント
──────────────────────────────────────────────────────────────────────────────────
SIGIOT 6 Core IOT トラップ。SIGABRT と同義
SIGEMT 7,-,7 Term
SIGSTKFLT -,16,- A 数値演算プロセッサにおけるスタックフォルト (未使用)
SIGIO 23,29,22 Term 入出力が可能になった (4.2BSD)
SIGCLD -,-,18 Ign SIGCHLD と同義
SIGPWR 29,30,19 Term 電源喪失 (Power failure) (System V)
SIGINFO 29,-,- SIGPWR と同義
SIGLOST -,-,- Term ファイルロックが失われた (未使用)
SIGWINCH 28,28,20 Ign ウィンドウ リサイズ シグナル (4.3BSD, Sun)
SIGUNUSED -,31,- Core SIGSYS と同義
(シグナル 29 は alpha では SIGINFO / SIGPWR だが、sparc では SIGLOST である。)
SIGEMT は POSIX.1-2001 に規定されていないが、 その他の多くの UNIX システムに存在する。 デ
フォルトの動作は多くの場合、コアダンプ出力を伴うプロセスの終了である。
SIGPWR は (POSIX.1-2001 に規定されていないが) このシグナルが存在する 他の UNIX システムで
は多くの場合、デフォルト動作は無視である。
SIGIO は (POSIX.1-2001 に規定されていないが) いくつかの他の UNIX システムでは デフォルト動
作は無視である。
SIGUNUSED が定義されている場合には、ほとんどのアーキテクチャーで SIGSYS の同義語となってい
る。
リアルタイムシグナル
Linux はリアルタイムシグナルをサポートしている。 リアルタイムシグナルは元々 POSIX.1b のリ
アルタイム拡張で定義されて いるものであり、現在では POSIX.1-2001 に含まれている。 対応して
いるリアルタイムシグナルの範囲は、マクロ SIGRTMIN と SIGRTMAX で定義される。 POSIX.1-2001
では、少なくとも _POSIX_RTSIG_MAX (8) 個のリアルタイムシグナルに対応した実装が要求されてい
る。
Linux は、32 個の異なるリアルタイムシグナルに対応しており、 その番号は 33 から 64 である。
しかしながら、glibc の POSIX スレッド実装は、 内部で 2個 (NPTL の場合) か 3個
(LinuxThreads の場合) の リアルタイムシグナルを使用しており (pthreads(7) 参照)、 SIGRTMIN
の値を適切に (34 か 35 に) 調整する。 利用可能なリアルタイムシグナルの範囲は glibc のス
レッド実装により 異なるし (使用するカーネルと glibc により実行時にも変化する)、 UNIX シス
テムの種類によっても異なる。したがって、 プログラムでは「ハードコーディングした数字を使っ
てのリアルタイムシグナルの 参照は決してすべきではなく」、代わりに SIGRTMIN+n の形で参照す
べきである。また、 SIGRTMIN+n が SIGRTMAX を超えていないかのチェックを (実行時に) 適切に行
うべきである。
標準シグナルと異なり、リアルタイムシグナルには 事前に定義された意味はない。 リアルタイムシ
グナルの全部をアプリケーションで定義した用途に使える。
ハンドリングしないリアルタイムシグナルのデフォルトの動作は 受信したプロセスの終了である。
リアルタイムシグナルは以下の特徴がある:
1. リアルタイムシグナルは複数の実体をキューに入れることができる。 一方、標準シグナルの場
合、そのシグナルがブロックされている間に 同じシグナルの複数のインスタンスが配送されて
も、 1 つだけがキューに入れられる。
2. シグナルが sigqueue(3) を用いて送信された場合、 付属データ (整数かポインター) をシグ
ナルと共に送信できる。 受信側プロセスが sigaction(2) に SA_SIGINFO フラグを指定してシ
グナルハンドラーを設定した場合、 このデータは siginfo_t 構造体の si_value フィールド経
由でハンドラーの第 2 引き数として渡され、 利用することができる。 さらに、この構造体の
si_pid と si_uid フィールドでシグナルを送信したプロセスの PID と実ユーザー ID を 得る
ことができる。
3. リアルタイムシグナルでは配送される順序が保証される。 同じタイプのリアルタイムシグナル
は送信された順番に到着する。 異なるリアルタイムシグナルが一つのプロセスに送信された場
合、 番号の小さいシグナルから先に到着する。 (つまり小さい番号のシグナルが高い優先順位
を持つ。) 対照的に、一つのプロセスに対して複数の標準シグナルが処理待ちとなった場合、
これらのシグナルが配送される順序は不定である。
一つのプロセスに対して標準シグナルとリアルタイムシグナルの両方が 処理待ちの場合、POSIX は
どちらが先に配送されるかを規定していない。 Linux では、他の多くの実装と同様、このような場
合には 標準シグナルが優先される。
POSIX によれば、1 プロセス毎に最低 _POSIX_SIGQUEUE_MAX (32) 個のリアルタイムシグナルを
キューに入れられるべきとしている。 しかし、 Linux では違った実装になっている。カーネル
2.6.7 までは (2.6.7 を含む)、全プロセスでキューに入っているリアルタイムシグナル の数の合計
についてシステム全体での制限がある。 この制限は /proc/sys/kernel/rtsig-max ファイルで見る
ことができ、 (権限があれば) 変更もできる。 関係するファイルとして、
/proc/sys/kernel/rtsig-nr を見ることで、いくつのリアルタイムシグナルが現在キューに入ってい
るかを 知ることができる。 Linux 2.6.8 で、これらの /proc 経由のインターフェースは、
RLIMIT_SIGPENDING リソース制限に置き換えられた。 これは、キューに入るシグナル数に関して
ユーザー単位に 上限を指定するものである。 詳しくは setrlimit(2) を参照。
非同期シグナルで安全な関数 (async-signal-safe functions)
シグナルハンドラー関数には非常に注意しなければならない。 他の場所の処理はプログラム実行の
任意の箇所で中断される可能性があるためである。 POSIX には「安全な関数 (safe function)」と
いう概念がある。 シグナルが安全でない関数の実行を中断し、かつ handler が安全でない関数を呼
び出した場合、プログラムの挙動は未定義である。
POSIX.1-2004 (POSIX.1-2001 Technical Corrigendum (正誤表) 2 とも言う) では、 シグナルハン
ドラー内での安全な呼び出しを保証することが必須の関数として 以下が規定されている。
_Exit()
_exit()
abort()
accept()
access()
aio_error()
aio_return()
aio_suspend()
alarm()
bind()
cfgetispeed()
cfgetospeed()
cfsetispeed()
cfsetospeed()
chdir()
chmod()
chown()
clock_gettime()
close()
connect()
creat()
dup()
dup2()
execle()
execve()
fchmod()
fchown()
fcntl()
fdatasync()
fork()
fpathconf()
fstat()
fsync()
ftruncate()
getegid()
geteuid()
getgid()
getgroups()
getpeername()
getpgrp()
getpid()
getppid()
getsockname()
getsockopt()
getuid()
kill()
link()
listen()
lseek()
lstat()
mkdir()
mkfifo()
open()
pathconf()
pause()
pipe()
poll()
posix_trace_event()
pselect()
raise()
read()
readlink()
recv()
recvfrom()
recvmsg()
rename()
rmdir()
select()
sem_post()
send()
sendmsg()
sendto()
setgid()
setpgid()
setsid()
setsockopt()
setuid()
shutdown()
sigaction()
sigaddset()
sigdelset()
sigemptyset()
sigfillset()
sigismember()
signal()
sigpause()
sigpending()
sigprocmask()
sigqueue()
sigset()
sigsuspend()
sleep()
sockatmark()
socket()
socketpair()
stat()
symlink()
sysconf()
tcdrain()
tcflow()
tcflush()
tcgetattr()
tcgetpgrp()
tcsendbreak()
tcsetattr()
tcsetpgrp()
time()
timer_getoverrun()
timer_gettime()
timer_settime()
times()
umask()
uname()
unlink()
utime()
wait()
waitpid()
write()
POSIX.1-2008 では、上記のリストのうち fpathconf(), pathconf(), sysconf() が削除され、以下
の関数が追加された。
execl()
execv()
faccessat()
fchmodat()
fchownat()
fexecve()
fstatat()
futimens()
linkat()
mkdirat()
mkfifoat()
mknod()
mknodat()
openat()
readlinkat()
renameat()
symlinkat()
unlinkat()
utimensat()
utimes()
シグナルハンドラーによるシステムコールやライブラリ関数への割り込み
システムコールやライブラリが停止 (block) している間にシグナルハンドラーが 起動されると、以
下のどちらかとなる。
* シグナルが返った後、呼び出しは自動的に再スタートされる。
* 呼び出しはエラー EINTR で失敗する。
これらの二つの挙動のうちどちらが起こるかは、インターフェイスにより依存し、 シグナルハンド
ラーが SA_RESTART フラグ (sigaction(2) 参照) を使って設定されていたかにも依存する。 詳細
は UNIX システムによって異なる。 Linux における詳細を以下で説明する。
以下のインターフェイスのいずれかの呼び出しが停止している間に シグナルハンドラーにより割り
込まれた場合、 SA_RESTART フラグが使用されていれば、シグナルハンドラーが返った後に その呼
び出しは自動的に再スタートされることになる。 それ以外の場合は、その呼び出しはエラー EINTR
で失敗することになる。
* read(2), readv(2), write(2), writev(2), ioctl(2) の「遅い (slow)」デバイスに対する
呼び出し。 ここでいう「遅い」デバイスとは、I/O 呼び出しが無期限に停止 (block) する
可能性のあるデバイスのことで、例としては端末、パイプ、ソケットがある (この定義で
は、ディスクは遅いデバイスではない)。 eventfd(2), signalfd(2), timerfd(2),
fanotify(7), inotify(7) のファイルディスクリプターに対する read(2) も「遅い」操作と
考えられる。 (Linux 3.8 より前であｈ， inotify(7) ファイルディスクリプターからの読み
出しは再開できなかった。シグナルハンドラーによって割り込まれた場合、 read(2) は常に
エラー EINTR で失敗していた。) 遅いデバイスに対する I/O 呼び出しが、 シグナルハンド
ラーにより割り込まれた時点までに何らかのデータを すでに転送していれば、呼び出しは成
功ステータス (通常は、転送されたバイト数) を返すことだろう。
* 停止 (block) する可能性のある open(2) (例えば、FIFO のオープン時; fifo(7) 参照)。
* wait(2), wait3(2), wait4(2), waitid(2), waitpid(2).
* ソケットインターフェイス: accept(2), connect(2), recv(2), recvfrom(2), recvmmsg(2),
recvmsg(2), send(2), sendto(2), sendmsg(2). 但し、ソケットにタイムアウトが設定され
ていない場合 (下記参照)。
* ファイルロック用インターフェイス: flock(2), fcntl(2) の F_SETLKW と F_OFD_SETLKW 操
作。
* POSIX メッセージキューインターフェイス: mq_receive(3), mq_timedreceive(3),
mq_send(3), mq_timedsend(3).
* futex(2) FUTEX_WAIT (Linux 2.6.22 以降; それ以前は常に EINTR で失敗していた)。
* getrandom(2).
* pthread_mutex_lock(3), pthread_cond_wait(3) と関連 API。
* POSIX セマフォインターフェイス: sem_wait(3), sem_timedwait(3) (Linux 2.6.22 以降;
それ以前は常に EINTR で失敗していた)。
以下のインターフェイスは、 SA_RESTART を使っているどうかに関わらず、シグナルハンドラーによ
り割り込まれた後、 再スタートすることは決してない。 これらは、シグナルハンドラーにより割り
込まれると、常にエラー EINTR で失敗する。
* setsockopt(2) を使ってタイムアウト (SO_RCVTIMEO) が設定されている「入力」ソケットイ
ンターフェース: accept(2), recv(2), recvfrom(2), recvmmsg(2) (NULL 以外の timeout 引
き数も指定されている場合), recvmsg(2)
* setsockopt(2) を使ってタイムアウト (SO_SNDTIMEO) が設定されているソケットインター
フェース: connect(2), send(2), sendto(2), sendmsg(2)
* シグナル待ちに使われるインターフェイス: pause(2), sigsuspend(2), sigtimedwait(2),
sigwaitinfo(2).
* ファイルディスクリプター多重インターフェイス: epoll_wait(2), epoll_pwait(2),
poll(2), ppoll(2), select(2), pselect(2).
* System V IPC インターフェイス: msgrcv(2), msgsnd(2), semop(2), semtimedop(2).
* スリープ用のインターフェイス: clock_nanosleep(2), nanosleep(2), usleep(3).
* io_getevents(2).
sleep(3) 関数も、ハンドラーにより割り込まれた場合、決して再スタートされることはない。 し
かし、成功となり、残っている停止時間を返す。
一時停止シグナルによるシステムコールやライブラリ関数への割り込み
Linux では、シグナルハンドラーが設定されていない場合でも、 いくつかのブロッキング型のイン
ターフェイスは、 プロセスが一時停止 (stop) シグナルの一つにより停止され、 SIGCONT により再
開された後に、エラー EINTR で失敗する可能性がある。 この挙動は POSIX.1 で認められておら
ず、他のシステムでは起こらない。
この挙動を示す Linux のインターフェイスは以下の通りである。
* setsockopt(2) を使ってタイムアウト (SO_RCVTIMEO) が設定されている「入力」ソケットイ
ンターフェース: accept(2), recv(2), recvfrom(2), recvmmsg(2) (NULL 以外の timeout 引
き数も指定されている場合), recvmsg(2)
* setsockopt(2) を使ってタイムアウト (SO_SNDTIMEO) が設定されているソケットインター
フェース: connect(2), send(2), sendto(2), sendmsg(2)
* epoll_wait(2), epoll_pwait(2).
* semop(2), semtimedop(2).
* sigtimedwait(2), sigwaitinfo(2).
* Linux 3.7 以前: inotify(7) ファイルディスクリプターからの read(2).
* Linux 2.6.21 以前: futex(2) FUTEX_WAIT, sem_timedwait(3), sem_wait(3).
* Linux 2.6.8 以前: msgrcv(2), msgsnd(2).
* Linux 2.4 以前: nanosleep(2).
準拠
POSIX.1 (注記した内容以外)。
関連項目
kill(1), getrlimit(2), kill(2), killpg(2), restart_syscall(2), rt_sigqueueinfo(2),
setitimer(2), setrlimit(2), sgetmask(2), sigaction(2), sigaltstack(2), signal(2),
signalfd(2), sigpending(2), sigprocmask(2), sigreturn(2), sigsuspend(2), sigwaitinfo(2),
abort(3), bsd_signal(3), longjmp(3), raise(3), pthread_sigqueue(3), sigqueue(3),
sigset(3), sigsetops(3), sigvec(3), sigwait(3), strsignal(3), sysv_signal(3), core(5),
proc(5), pthreads(7), sigevent(7)
この文書について
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の説明とバグ報告に関する情報は http://www.kernel.org/doc/man-pages/ に書かれている。