Provided by: manpages-pl_4.21.0-2_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.
Proces może zmienić zachowanie się sygnału, używając sigaction(2) lub signal(2) (to drugie
jest mniej przenośne, jeśli chodzi o ustawianie akcji obsługi sygnału; szczegóły opisano w
signal(2)). Używając tych wywołań systemowych, proces może wybrać jedną z poniższych
reakcji na dostarczenie sygnału: wykonać domyślną akcję, zignorować sygnał, przejąć sygnał
wykonując akcję obsługi sygnału, czyli podaną przez programistę funkcję, wywoływaną
automatycznie po dostarczeniu sygnału.
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:
(1.1) The signal is removed from the set of pending signals.
(1.2) 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.
(1.3) 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.)
(1.4) 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 executing 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 Zdarzenie odpytywalne (Sys V);
synonim dla 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
Starting with Linux 2.2, Linux supports real-time signals as originally defined in the
POSIX.1b real-time extensions (and now included in POSIX.1-2001). The range of supported
real-time signals is defined by the macros SIGRTMIN and SIGRTMAX. POSIX.1-2001 requires
that an implementation support at least _POSIX_RTSIG_MAX (8) real-time signals.
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:
• 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.
• 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.
• 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.
According to POSIX, an implementation should permit at least _POSIX_SIGQUEUE_MAX (32)
real-time signals to be queued to a process. However, Linux does things differently. Up
to and including Linux 2.6.7, Linux imposes a system-wide limit on the number of queued
real-time signals for all processes. This limit can be viewed and (with privilege)
changed via the /proc/sys/kernel/rtsig-max file. A related file,
/proc/sys/kernel/rtsig-nr, can be used to find out how many real-time signals are
currently queued. In Linux 2.6.8, these /proc interfaces were replaced by the
RLIMIT_SIGPENDING resource limit, which specifies a per-user limit for queued signals; see
setrlimit(2) for further details.
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.
In certain circumstances, the seccomp(2) user-space notification feature can lead to
restarting of system calls that would otherwise never be restarted by SA_RESTART; for
details, see seccomp_unotify(2).
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).
STANDARDY
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)
TŁUMACZENIE
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
⟨https://www.gnu.org/licenses/gpl-3.0.html⟩ lub nowszej. Nie przyjmuje się ŻADNEJ
ODPOWIEDZIALNOŚCI.
Błędy w tłumaczeniu strony podręcznika prosimy zgłaszać na adres listy dyskusyjnej
⟨manpages-pl-list@lists.sourceforge.net⟩.