Provided by: manpages-pl_4.13-4_all 
NAZWA
signal - przegląd sygnałów
OPIS
Linux wspiera zarówno rzeczywiste sygnały POSIX-owe (zwane dalej "sygnałami standardowymi"), jak i
sygnały POSIX-owe czasu rzeczywistego.
Zachowania sygnału
Każdy sygnał ma przypisane bieżące zachowanie, które określa reakcję procesu na dostarczony sygnał.
The entries in the "Action" column of the table below specify the default disposition for each signal, as
follows:
Term Domyślną akcją jest przerwanie procesu.
Ign Domyślną akcją jest zignorowanie sygnału.
Core Domyślną akcją jest przerwanie procesu i zapisanie obrazu pamięci (patrz core(5)).
Stop Domyślną akcją jest zatrzymanie procesu.
Cont Domyślną akcją jest kontynuowanie procesu, jeżeli jest obecnie zatrzymany.
A process can change the disposition of a signal using sigaction(2) or signal(2). (The latter is less
portable when establishing a signal handler; see signal(2) for details.) Using these system calls, a
process can elect one of the following behaviors to occur on delivery of the signal: perform the default
action; ignore the signal; or catch the signal with a signal handler, a programmer-defined function that
is automatically invoked when the signal is delivered.
By default, a signal handler is invoked on the normal process stack. It is possible to arrange that the
signal handler uses an alternate stack; see sigaltstack(2) for a discussion of how to do this and when
it might be useful.
Zachowanie sygnału jest atrybutem poszczególnych procesów: w aplikacji wielowątkowej zachowanie danego
sygnału jest takie samo dla wszystkich wątków.
Dziecko utworzone przez fork(2) dziedziczy kopię ustawień sygnałów od swojego rodzica. Podczas wywołania
execve(2) przywracane są wartości domyślne ustawień, z wyjątkiem ustawienia ignorowania sygnału, które
nie jest zmieniane.
Wysyłanie sygnału
Następujące wywołania systemowe lub funkcje biblioteczne umożliwiają wysyłanie sygnałów:
raise(3)
Wysyła sygnał do wątku, który wywołał tę funckję.
kill(2)
Wysyła sygnał do podanego procesu lub do wszystich członków podanej grupy procesów, lub do
wszystkich procesów w systemie.
pidfd_send_signal(2)
Sends a signal to a process identified by a PID file descriptor.
killpg(3)
Wysyła sygnał do wszystkich członków podanej grupy procesów.
pthread_kill(3)
Wysyła sygnał do podanego wątku POSIX w tym samym procesie, co proces wywołujący.
tgkill(2)
Wysyła sygnał do podanego wątku w podanym procesie (Jest to używane do zaimplementowania
pthread_kill(3)).
sigqueue(3)
Wysyła sygnał czasu rzeczywistego wraz z powiązanymi danymi do podanego procesu.
Oczekiwanie na przechwycenie sygnału
The following system calls suspend execution of the calling thread until a signal is caught (or an
unhandled signal terminates the process):
pause(2)
Zawiesza wykonywanie do momentu złapania sygnału.
sigsuspend(2)
Tymczasowo zmienia maskę sygnału (patrz niżej) i zawiesza wykonywanie do momentu przechwycenia
jednego z niemaskowanych sygnałów.
Synchroniczne akceptowanie sygnału
Zamiast asynchronicznego przechwytywania sygnału przez procedurę jego obsługi, możliwe jest synchroniczne
akceptowanie sygnałów, czyli blokowanie wykonywania do czasu dostarczenia sygnału, w którym to momencie
jądro zwraca informacje o sygnale do funkcji wywołującej. W ogólności można to zrobić na dwa sposoby:
* sigwaitinfo(2), sigtimedwait(2) oraz sigwait(3) zawieszają wykonanie aż do chwili dostarczenia jednego
z sygnałów należącego do podanego zbioru sygnałów. Każde z tych wywołań systemowych zwraca informacje o
dostarczonym sygnale.
* signalfd(2) zwraca deskryptor pliku, którego można użyć do odczytania informacji o sygnałach
dostarczanych do procesu wywołującego. Każda operacja odczytu za pomocą read(2) z tego deskryptora
pliku jest blokowana do czasu dostarczenia do programu wywołującego jednego z sygnałów przekazanych w
zbiorze signalfd(2). Bufor zwracany przez read(2) zawiera strukturę opisującą sygnał.
Maska sygnału i sygnały oczekujące
Sygnał może być zablokowany, co oznacza, że nie zostanie dostarczony, dopóki się go nie odblokuje. Sygnał
jest nazywany oczekującym, jeżeli został już wygenerowany, ale nie został jeszcze dostarczony.
Każdy wątek procesu ma swoją niezależną maskę sygnałów, określającą zbiór sygnałów obecnie blokowanych
przez wątek. Wątek może zmieniać maskę sygnałów, używając pthread_sigmask(3). Tradycyjna, jednowątkowa
aplikacja może do tego celu użyć sigprocmask(2).
Dziecko utworzone przez fork(2) dziedziczy kopię maski sygnałów od swojego rodzica. Maska jest
zachowywana podczas wywołań execve(2).
A signal may be process-directed or thread-directed. A process-directed signal is one that is targeted
at (and thus pending for) the process as a whole. A signal may be process-directed because it was
generated by the kernel for reasons other than a hardware exception, or because it was sent using kill(2)
or sigqueue(3). A thread-directed signal is one that is targeted at a specific thread. A signal may be
thread-directed because it was generated as a consequence of executing a specific machine-language
instruction that triggered a hardware exception (e.g., SIGSEGV for an invalid memory access, or SIGFPE
for a math error), or because it was targeted at a specific thread using interfaces such as tgkill(2) or
pthread_kill(3).
A process-directed signal may be delivered to any one of the threads that does not currently have the
signal blocked. If more than one of the threads has the signal unblocked, then the kernel chooses an
arbitrary thread to which to deliver the signal.
Wątek może pobrać zbiór obecnie oczekujących sygnałów, używając sigpending(2). Zbiór ten będzie zawierał
sygnały oczekujące skierowane zarówno do całego procesu, jak i do wywołującego wątku.
Zbiór sygnałów oczekujących dziecka utworzonego przez fork(2) jest na samym początku pusty. Zbiór ten
jest zachowywany podczas execve(2).
Execution of signal handlers
Whenever there is a transition from kernel-mode to user-mode execution (e.g., on return from a system
call or scheduling of a thread onto the CPU), the kernel checks whether there is a pending unblocked
signal for which the process has established a signal handler. If there is such a pending signal, the
following steps occur:
1. The kernel performs the necessary preparatory steps for execution of the signal handler:
a) The signal is removed from the set of pending signals.
b) If the signal handler was installed by a call to sigaction(2) that specified the SA_ONSTACK flag
and the thread has defined an alternate signal stack (using sigaltstack(2)), then that stack is
installed.
c) Various pieces of signal-related context are saved into a special frame that is created on the
stack. The saved information includes:
+ the program counter register (i.e., the address of the next instruction in the main program that
should be executed when the signal handler returns);
+ architecture-specific register state required for resuming the interrupted program;
+ the thread's current signal mask;
+ the thread's alternate signal stack settings.
(If the signal handler was installed using the sigaction(2) SA_SIGINFO flag, then the above
information is accessible via the ucontext_t object that is pointed to by the third argument of the
signal handler.)
d) Any signals specified in act->sa_mask when registering the handler with sigprocmask(2) are added
to the thread's signal mask. The signal being delivered is also added to the signal mask, unless
SA_NODEFER was specified when registering the handler. These signals are thus blocked while the
handler executes.
2. The kernel constructs a frame for the signal handler on the stack. The kernel sets the program
counter for the thread to point to the first instruction of the signal handler function, and
configures the return address for that function to point to a piece of user-space code known as the
signal trampoline (described in sigreturn(2)).
3. The kernel passes control back to user-space, where execution commences at the start of the signal
handler function.
4. When the signal handler returns, control passes to the signal trampoline code.
5. The signal trampoline calls sigreturn(2), a system call that uses the information in the stack frame
created in step 1 to restore the thread to its state before the signal handler was called. The
thread's signal mask and alternate signal stack settings are restored as part of this procedure. Upon
completion of the call to sigreturn(2), the kernel transfers control back to user space, and the
thread recommences execution at the point where it was interrupted by the signal handler.
Note that if the signal handler does not return (e.g., control is transferred out of the handler using
siglongjmp(3), or the handler executes a new program with execve(2)), then the final step is not
performed. In particular, in such scenarios it is the programmer's responsibility to restore the state
of the signal mask (using sigprocmask(2)), if it is desired to unblock the signals that were blocked on
entry to the signal handler. (Note that siglongjmp(3) may or may not restore the signal mask, depending
on the savesigs value that was specified in the corresponding call to sigsetjmp(3).)
From the kernel's point of view, execution of the signal handler code is exactly the same as the
execution of any other user-space code. That is to say, the kernel does not record any special state
information indicating that the thread is currently excuting inside a signal handler. All necessary
state information is maintained in user-space registers and the user-space stack. The depth to which
nested signal handlers may be invoked is thus limited only by the user-space stack (and sensible software
design!).
Sygnały standardowe
Linux supports the standard signals listed below. The second column of the table indicates which
standard (if any) specified the signal: "P1990" indicates that the signal is described in the original
POSIX.1-1990 standard; "P2001" indicates that the signal was added in SUSv2 and POSIX.1-2001.
Sygnał Standard Akcja Komentarz
─────────────────────────────────────────────────────────────────────────
SIGABRT P1990 Core Sygnał abort od abort(3)
SIGALRM P1990 Term Sygnał timera od alarm(2)
SIGBUS P2001 Core Błąd szyny (niepr. dostęp do pamięci)
SIGCHLD P1990 Ign Potomek zatrzymał się lub zakończył pracę
SIGCLD - Ign Synonim SIGCHLD
SIGCONT P1990 Cont Kontynuuj, jeśli się zatrzymał
SIGEMT - Term Emulator trap
SIGFPE P1990 Core Wyjątek zmiennoprzecinkowy
SIGHUP P1990 Term Zawieszenie wykryte na terminalu kontrol.
lub śmierć procesu kontrolującego
SIGILL P1990 Core Nielegalna instrukcja
SIGINFO - Synonim SIGPWR
SIGINT P1990 Term Przerwanie nakazane z klawiatury
SIGIO - Term I/O teraz możliwe (BSD 4.2)
SIGIOT - Core pułapka IOT. Synonim SIGABRT
SIGKILL P1990 Term Sygnał Kill
SIGLOST - Term Utracono blokadę pliku (nieużywane)
SIGPIPE P1990 Term Uszkodzony potok: zapis do potoku bez
readers; see pipe(7)
SIGPOLL P2001 Term Pollable event (Sys V);
synonym for SIGIO
SIGPROF P2001 Term Przeterminowanie zegara profilowego
SIGPWR - Term Błąd zasilania (System V)
SIGQUIT P1990 Core Wyjście nakazane z klawiatury
SIGSEGV P1990 Core Nieprawidłowa referencja pamięciowa
SIGSTKFLT - Term Błąd stosu koprocesora (nieużywany)
SIGSTOP P1990 Stop Zatrzymaj proces
SIGTSTP P1990 Stop Zatrzymanie napisane z terminala
SIGSYS P2001 Core Bad system call (SVr4);
see also seccomp(2)
SIGTERM P1990 Term Sygnał zakończenia pracy
SIGTRAP P2001 Core Śledzenie/pułapka kontrolna
SIGTTIN P1990 Stop Wejście terminala dla procesu w tle
SIGTTOU P1990 Stop Wyjście terminala dla procesu w tle
SIGUNUSED - Core Synonimiczny z SIGSYS
SIGURG P2001 Ign Pilny warunek na gnieździe (BSD 4.2)
SIGUSR1 P1990 Term Sygnał 1 użytkownika
SIGUSR2 P1990 Term Sygnał 2 użytkownika
SIGVTALRM P2001 Term Wirtualny zegar alarmu (BSD 4.2)
SIGXCPU P2001 Core Przekroczone ogran. czasu CPU (BSD 4.2)
see setrlimit(2)
SIGXFSZ P2001 Core Przekr. ogran. rozmiaru pliku (BSD 4.2)
see setrlimit(2)
SIGWINCH - Ign Sygnał zmiany rozm. okna (BSD 4.3, Sun)
Sygnałów SIGKILL oraz SIGSTOP nie można przechwycić, zablokować ani zignorować.
Do wersji 2.2 Linuksa (włącznie) domyślne zachowanie dla sygnałów SIGSYS, SIGXCPU, SIGXFSZ oraz (na
architekturach innych niż SPARC i MIPS) SIGBUS polegało na przerwaniu procesu (bez zrzutu pamięci). (W
niektórych innych Uniksach domyślne zachowanie dla SIGXCPU i SIGXFSZ polega na przerwaniu procesu bez
zrzutu pamięci). Linux 2.4 jest zgodny ze wymaganiami standardu POSIX.1-2001 dotyczącymi tych sygnałów i
przerywa proces ze zrzutem pamięci.
SIGEMT nie jest wymieniony w POSIX.1-2001, lecz pomimo to pojawia się w większości innych Uniksów.
Domyślną akcją dla tego sygnału jest zazwyczaj przerwanie procesu ze zrzutem pamięci.
SIGPWR (niewymieniony w POSIX.1-2001) jest zazwyczaj domyślnie ignorowany w tych Uniksach, w których
występuje.
SIGIO (niewymieniony w POSIX.1-2001) jest domyślnie ignorowany w niektórych innych Uniksach.
Queueing and delivery semantics for standard signals
If multiple standard signals are pending for a process, the order in which the signals are delivered is
unspecified.
Standard signals do not queue. If multiple instances of a standard signal are generated while that
signal is blocked, then only one instance of the signal is marked as pending (and the signal will be
delivered just once when it is unblocked). In the case where a standard signal is already pending, the
siginfo_t structure (see sigaction(2)) associated with that signal is not overwritten on arrival of
subsequent instances of the same signal. Thus, the process will receive the information associated with
the first instance of the signal.
Signal numbering for standard signals
The numeric value for each signal is given in the table below. As shown in the table, many signals have
different numeric values on different architectures. The first numeric value in each table row shows the
signal number on x86, ARM, and most other architectures; the second value is for Alpha and SPARC; the
third is for MIPS; and the last is for PARISC. A dash (-) denotes that a signal is absent on the
corresponding architecture.
Sygnał x86/ARM Alpha/ MIPS PARISC Uwagi
most others SPARC
─────────────────────────────────────────────────────────────────
SIGHUP 1 1 1 1
SIGINT 2 2 2 2
SIGQUIT 3 3 3 3
SIGILL 4 4 4 4
SIGTRAP 5 5 5 5
SIGABRT 6 6 6 6
SIGIOT 6 6 6 6
SIGBUS 7 10 10 10
SIGEMT - 7 7 -
SIGFPE 8 8 8 8
SIGKILL 9 9 9 9
SIGUSR1 10 30 16 16
SIGSEGV 11 11 11 11
SIGUSR2 12 31 17 17
SIGPIPE 13 13 13 13
SIGALRM 14 14 14 14
SIGTERM 15 15 15 15
SIGSTKFLT 16 - - 7
SIGCHLD 17 20 18 18
SIGCLD - - 18 -
SIGCONT 18 19 25 26
SIGSTOP 19 17 23 24
SIGTSTP 20 18 24 25
SIGTTIN 21 21 26 27
SIGTTOU 22 22 27 28
SIGURG 23 16 21 29
SIGXCPU 24 24 30 12
SIGXFSZ 25 25 31 30
SIGVTALRM 26 26 28 20
SIGPROF 27 27 29 21
SIGWINCH 28 28 20 23
SIGIO 29 23 22 22
SIGPOLL Same as SIGIO
SIGPWR 30 29/- 19 19
SIGINFO - 29/- - -
SIGLOST - -/29 - -
SIGSYS 31 12 12 31
SIGUNUSED 31 - - 31
Note the following:
* Where defined, SIGUNUSED is synonymous with SIGSYS. Since glibc 2.26, SIGUNUSED is no longer defined
on any architecture.
* Signal 29 is SIGINFO/SIGPWR (synonyms for the same value) on Alpha but SIGLOST on SPARC.
Sygnały czasu rzeczywistego
Od wersji 2.2 Linux wspiera sygnały czasu rzeczywistego zdefiniowane pierwotnie w rozszerzeniu dla czasu
rzeczywistego POSIX.1b (a obecnie zawarte w POSIX.1-2001). Zakres obsługiwanych sygnałów czasu
rzeczywistego jest definiowany przez makra SIGRTMIN i SIGRTMAX. POSIX.1-2001 wymaga od implementacji
wspierania co najmniej _POSIX_RTSIG_MAX (8) sygnałów czasu rzeczywistego.
Jądro Linuksa wspiera 33 różne sygnały czasu rzeczywistego, o numerach od 32 do 64. Jednakże
implementacja wątków POSIX w glibc używa dwóch (dla NPTL) lub trzech (dla LinuxThreads) z nich na swoje
wewnętrzne potrzeby (patrz pthreads(7)), odpowiednio zmieniając także SIGRTMIN (na 34 lub 35). Ponieważ
zakres dostępnych sygnałów czasu rzeczywistego zmienia się zależnie od implementacji wątków w glibc
(różnice mogą występować również w czasie działania aplikacji, zależnie od wersji jądra i glibc) i tak
naprawdę zakres ten różni się pomiędzy implementacjami Uniksa, programy nigdy nie powinny się odwoływać
do sygnałów czasu rzeczywistego za pomocą liczb wpisanych na stałe, ale powinny zawsze się odwoływać do
sygnałów czasu rzeczywistego używając notacji SIGRTMIN+n, i sprawdzać (podczas działania aplikacji), czy
SIGRTMIN+n nie przekracza SIGRTMAX.
W odróżnieniu od sygnałów standardowych, sygnały czasu rzeczywistego nie mają predefiniowanego znaczenia:
można wykorzystywać cały zestaw sygnałów czasu rzeczywistego do celów określonych w aplikacji.
Domyślą akcją na nieobsłużony sygnał czasu rzeczywistego jest przerwanie procesu, który go otrzymał.
Sygnały czasu rzeczywistego są rozpoznawane w następujący sposób:
1. Można kolejkować wiele egzemplarzy sygnału czasu rzeczywistego. Dla odróżnienia, jeśli w czasie gdy
standardowy sygnał jest blokowany zostanie doręczonych wiele egzemplarzy tego sygnału, tylko jeden
egzemplarzy trafia do kolejki.
2. Jeśli sygnał wysłano korzystając z sigqueue(3), można wysłać wraz z tym sygnałem wartość towarzyszącą
(całkowitą lub wskaźnik). Jeśli proces otrzymujący ustanawia funkcję obsługi dla tego sygnału za
pomocą znacznika SA_SIGACTION funkcji sigaction(2), to otrzymuje towarzyszącą mu daną za
pośrednictwem pola si_value struktury siginfo_t przekazanej jako drugi argument funkcji obsługi.
Ponadto, pola si_pid oraz si_uid tej struktury mogą służyć do otrzymania identyfikatora procesu oraz
rzeczywistego identyfikatora użytkownika procesu wysyłającego sygnał.
3. Sygnały czasu rzeczywistego są doręczane w zagwarantowanej kolejności. Sygnały czasu rzeczywistego
jednego rodzaju są doręczane w takiej kolejności, w jakiej zostały wysłane. Jeśli do procesu zostaną
wysłane różne sygnały czasu rzeczywistego, będą one doręczone począwszy od sygnału o najniższym
numerze. (Tzn. sygnały o niskich numerach mają najwyższy priorytet). Sygnały standardowe zachowują
się inaczej: jeśli kilka standardowych sygnałów oczekuje na proces, to kolejność dostarczenia nie
jest określona.
POSIX nie określa, które z sygnałów powinny zostać doręczone jako pierwsze w sytuacji, gdy obsłużenia
wymagają zarówno sygnały standardowe, jak i sygnały czasu rzeczywistego. Linux, podobnie do innych
implementacji, daje w tym przypadku pierwszeństwo sygnałom standardowym.
Zgodnie z POSIX, implementacja powinna zezwalać na kolejkowanie do procesu co najmniej
_POSIX_SIGQUEUE_MAX (32) sygnałów czasu rzeczywistego. Jednakże w Linuksie zostało to zaimplementowane
inaczej. Aż do wersji jądra 2.6.7 (włącznie) Linux narzuca ogólnosystemowe ograniczenie liczby sygnałów
czasu rzeczywistego kolejkowanych do wszystkich procesów. Ograniczenie to można zobaczyć, a także (przy
odpowiednich uprawnieniach) zmienić za pośrednictwem pliku /proc/sys/kernel/rtsig-max. Podobnie, za
pośrednictwem pliku /proc/sys/kernel/rtsig-nr można dowiedzieć się, ile sygnałów czasu rzeczywistego jest
aktualnie w kolejce. W Linuksie 2.6.8 ten interfejs /proc został zastąpiony limitem zasobów
RLIMIT_SIGPENDING, który określa limit kolejkowanych sygnałów dla poszczególnych użytkowników; patrz
setrlimit(2) w celu uzyskania dalszych informacji.
The addition of real-time signals required the widening of the signal set structure (sigset_t) from 32
to 64 bits. Consequently, various system calls were superseded by new system calls that supported the
larger signal sets. The old and new system calls are as follows:
Linux 2.0 i wcześniejsze Linux 2.2 i późniejsze
sigaction(2) rt_sigaction(2)
sigpending(2) rt_sigpending(2)
sigprocmask(2) rt_sigprocmask(2)
sigreturn(2) rt_sigreturn(2)
sigsuspend(2) rt_sigsuspend(2)
sigtimedwait(2) rt_sigtimedwait(2)
Przerywanie wywołań systemowych i funkcji bibliotecznych przez funkcje obsługi sygnałów
Jeśli procedura obsługi sygnału jest wywołana w trakcie wywołania systemowego lub wywołania funkcji
bibliotecznej to wtedy albo:
* wywołanie jest automatycznie uruchamiane ponownie po zakończeniu funkcji obsługującej sygnał, albo
* wywołanie zwraca błąd EINTR.
To, które z powyższych wystąpi, zależy od interfejsu i od tego, czy podczas ustanawiania funkcji obsługi
sygnału użyto znacznika SA_RESTART (patrz sigaction(2)). Szczegóły się różnią między różnymi Uniksami,
poniżej podano szczegóły dotyczące Linuksa.
If a blocked call to one of the following interfaces is interrupted by a signal handler, then the call is
automatically restarted after the signal handler returns if the SA_RESTART flag was used; otherwise the
call fails with the error EINTR:
* Wywołania read(2), readv(2), write(2), writev(2) i ioctl(2) na urządzeniach "powolnych". Urządzenie
"powolne" to takie, w którym operacja wejścia/wyjścia może się blokować przez nieskończony czas, na
przykład: terminal, potok lub gniazdo. Jeśli wywołanie systemowe wejścia/wyjścia na urządzeniu powolnym
spowodowało już jakiś transfer danych, zanim zostało przerwane przez sygnał, to zwróci ono pomyślny kod
zakończenie (będący zazwyczaj liczbą przetransferowanych bajtów). Proszę zauważyć, że (lokalny) dysk
zgodnie z tą definicją nie jest urządzeniem powolnym: operacje wejścia/wyjścia na urządzeniach
dyskowych nie są przerywane sygnałami.
* open(2), jeśli może się zablokować (np. podczas otwierania FIFO, patrz fifo(7)).
* wait(2), wait3(2), wait4(2), waitid(2) i waitpid(2).
* Interfejsy gniazd: accept(2), connect(2), recv(2), recvfrom(2), recvmmsg(2), recvmsg(2), send(2),
sendto(2) i sendmsg(2), chyba że ustawiono timeout na gnieździe (patrz niżej).
* Interfejsy blokady plików: flock(2) i F_SETLKW oraz operacje F_OFD_SETLKW fcntl(2)
* Interfejsy kolejek komunikatów POSIX: mq_receive(3), mq_timedreceive(3), mq_send(3) i mq_timedsend(3).
* futex(2) FUTEX_WAIT (od Linuksa 2.6.22; wcześniej zawsze zwracał błąd EINTR).
* getrandom(2).
* pthread_mutex_lock(3), pthread_cond_wait(3) i powiązane API.
* futex(2) FUTEX_WAIT_BITSET.
* Interfejsy semaforów POSIX: sem_wait(3) i sem_timedwait(3) (od Linuksa 2.6.22; wcześniejsze wersje
zawsze zwracały błąd EINTR).
* read(2) from an inotify(7) file descriptor (since Linux 3.8; beforehand, always failed with EINTR).
Następujące interfejsy nigdy nie są wznawiane po przerwaniu przez funkcję obsługi sygnału, niezależnie od
tego, czy SA_RESTART zostało użyte. Jeśli zostaną przerwane przez funkcję obsługi sygnału, to zawsze
kończą się niepowodzeniem, zwracając błąd EINTR:
* "Wejściowe" interfejsy gniazd, jeśli ustawiono timeout gniazda (SO_RCVTIMEO) za pomocą setsockopt(2):
accept(2), recv(2), recvfrom(2), recvmmsg(2) (również z niezerowym argumentem timeout) i recvmsg(2).
* "Wyjściowe" interfejsy gniazd, jeśli ustawiono timeout gniazda (SO_RCVTIMEO) za pomocą setsockopt(2):
connect(2), send(2), sendto(2) i sendmsg(2).
* Interfejsy oczekiwania na sygnały: pause(2), sigsuspend(2), sigtimedwait(2) i sigwaitinfo(2).
* Interfejsy zwielokrotniające deskryptory plików: epoll_wait(2), epoll_pwait(2), poll(2), ppoll(2),
select(2) i pselect(2).
* Interfejsy komunikacji międzyprocesowej Systemu V: msgrcv(2), msgsnd(2), semop(2) oraz semtimedop(2).
* Interfejsy pauzujące proces: clock_nanosleep(2), nanosleep(2) i usleep(3).
* io_getevents(2).
Funkcja sleep(3) nigdy nie zostanie zrestartowana po przerwaniu przez sygnał i zawsze kończy się
pomyślnie, zwracając liczbę pozostałych sekund, podczas których proces powinien był pauzować.
Przerywanie wywołań systemowych i funkcji bibliotecznych przez sygnały zatrzymujące proces
Pod Linuksem, nawet jeśli procedury obsługi sygnału nie zostaną ustawione, pewne interfejsy blokujące
mogą się zakończyć niepowodzeniem i zwrócić błąd EINTR po tym, jak proces zostanie zatrzymany za pomocą
jednego z sygnałów zatrzymujących (takich jak SIGSTOP), a następnie wznowiony za pomocą SIGCONT. POSIX.1
nie wspiera tego zachowania, nie występuje ono także na innych systemach.
Następujące interfejsy Linuksa zachowują się w ten sposób:
* "Wejściowe" interfejsy gniazd, jeśli ustawiono timeout gniazda (SO_RCVTIMEO) za pomocą setsockopt(2):
accept(2), recv(2), recvfrom(2), recvmmsg(2) (również z niezerowym argumentem timeout) i recvmsg(2).
* "Wyjściowe" interfejsy gniazd, jeśli ustawiono timeout gniazda (SO_RCVTIMEO) za pomocą setsockopt(2):
connect(2), send(2), sendto(2) i sendmsg(2), jeśli ustawiono timeout wysyłania danych(SO_SNDTIMEO).
* epoll_wait(2), epoll_pwait(2).
* semop(2), semtimedop(2).
* sigtimedwait(2), sigwaitinfo(2).
* Linux 3.7 and earlier: read(2) from an inotify(7) file descriptor
* Linux 2.6.21 i wcześniejsze: futex(2) FUTEX_WAIT, sem_timedwait(3), sem_wait(3).
* Linux 2.6.8 i wcześniejsze: msgrcv(2), msgsnd(2).
* Linux 2.4 i wcześniejsze: nanosleep(2).
ZGODNE Z
POSIX.1, z wyjątkami jak podano.
UWAGI
For a discussion of async-signal-safe functions, see signal-safety(7).
The /proc/[pid]/task/[tid]/status file contains various fields that show the signals that a thread is
blocking (SigBlk), catching (SigCgt), or ignoring (SigIgn). (The set of signals that are caught or
ignored will be the same across all threads in a process.) Other fields show the set of pending signals
that are directed to the thread (SigPnd) as well as the set of pending signals that are directed to the
process as a whole (ShdPnd). The corresponding fields in /proc/[pid]/status show the information for the
main thread. See proc(5) for further details.
BŁĘDY
There are six signals that can be delivered as a consequence of a hardware exception: SIGBUS, SIGEMT,
SIGFPE, SIGILL, SIGSEGV, and SIGTRAP. Which of these signals is delivered, for any given hardware
exception, is not documented and does not always make sense.
For example, an invalid memory access that causes delivery of SIGSEGV on one CPU architecture may cause
delivery of SIGBUS on another architecture, or vice versa.
For another example, using the x86 int instruction with a forbidden argument (any number other than 3 or
128) causes delivery of SIGSEGV, even though SIGILL would make more sense, because of how the CPU
reports the forbidden operation to the kernel.
ZOBACZ TAKŻE
kill(1), clone(2), getrlimit(2), kill(2), pidfd_send_signal(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),
killpg(3), longjmp(3), pthread_sigqueue(3), raise(3), sigqueue(3), sigset(3), sigsetops(3), sigvec(3),
sigwait(3), strsignal(3), swapcontext(3), sysv_signal(3), core(5), proc(5), nptl(7), pthreads(7),
sigevent(7)
O STRONIE
Angielska wersja tej strony pochodzi z wydania 5.10 projektu Linux man-pages. Opis projektu, informacje
dotyczące zgłaszania błędów oraz najnowszą wersję oryginału można znaleźć pod adresem
https://www.kernel.org/doc/man-pages/.
T◈UMACZENIE
Autorami polskiego tłumaczenia niniejszej strony podręcznika są: Przemek Borys <pborys@dione.ids.pl>,
Robert Luberda <robert@debian.org> i Michał Kułach <michal.kulach@gmail.com>
Niniejsze tłumaczenie jest wolną dokumentacją. Bliższe informacje o warunkach licencji można uzyskać
zapoznając się z GNU General Public License w wersji 3 lub nowszej. Nie przyjmuje się ŻADNEJ
ODPOWIEDZIALNOŚCI.
Błędy w tłumaczeniu strony podręcznika prosimy zgłaszać na adres listy dyskusyjnej manpages-pl-
list@lists.sourceforge.net.
Linux 21 grudnia 2020 r. SIGNAL(7)