Provided by: manpages-pl_4.23.1-1_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.
Wpisy w kolumnie „Akcja” tabel określają domyślne zachowanie dla danego sygnału, jako
jedno z następujących:
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 procedurę obsługi sygnału, czyli podaną przez programistę funkcję, wywoływaną
automatycznie po dostarczeniu sygnału.
Domyślnie procedura obsługi sygnału jest uruchamiana na normalnym stosie procesu. Można to
zmienić, tak żeby używany był stos alternatywny; szczegóły, jak i po co to robić, można
znaleźć w sigaltstack(2)
Zachowanie sygnału jest atrybutem poszczególnych procesów: w aplikacji wielowątkowej
zachowanie danego sygnału jest takie samo dla wszystkich wątków.
Potomek utworzony 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)
Wysyła sygnał do procesu identyfikowanego za pomocą deskryptora pliku PID.
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
Następujące wywołania systemowe zawieszają wykonywanie wywołującego je wątku do momentu
obsłużenia sygnału (lub do momentu, w którym nieobsłużony sygnał spowoduje zakończenie
procesu).
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).
Sygnał może być kierowany do procesu lub kierowany do wątku. Sygnał kierowany do procesu
jest przeznaczony do (i oczekujący wobec) całego procesu. Sygnał może być kierowany do
procesu, ponieważ został wygenerowany przez jądro, z powodów innych niż wyjątek sprzętowy
albo ponieważ został wysłany za pomocą kill(2) lub sigqueue(3). Sygnał kierowany do wątku
jest przeznaczony do konkretnego wątku. Sygnał może być kierowany do wątku, ponieważ
został wygenerowany w konsekwencji wykonania specjalnej instrukcji języka maszynowego,
która wyzwoliła wyjątek sprzętowy (np. SIGSEGV w przypadku nieprawidłowego dostępu do
pamięci lub SIGFPE w przypadku błędu matematycznego) albo ponieważ jest kierowany do
konkretnego wątku poprzez interfejs taki jak tgkill(2) lub pthread_kill(3).
Sygnał kierowany do procesu może być dostarczony do dowolnego z wątków, który aktualnie
nie blokuje sygnału. Jeśli więcej niż jeden wątków ma odblokowany sygnał, jądro wybiera
wątek, do którego zostanie dostarczony sygnał, w sposób dowolny.
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).
Wykonanie procecedur obsługi sygnałów
Gdy tylko zachodzi przejście wykonania z trybu jądra do trybu użytkownika (np. powrót z
wywołania systemowego lub zakolejkowanie wątku do procesora) jądra sprawdza, czy występuje
oczekujący, niezablokowany sygnał, dla którego proces ustanowił procedurę obsługi sygnału.
Jeśli taki oczekujący sygnał występuje, mają miejsce poniższe kroki:
(1) Jądro przeprowadza niezbędne działania przygotowawcze do wykonania procedury obsługi
sygnału:
(1.1) Sygnał jest usuwany ze zbioru oczekujących sygnałów.
(1.2) Jeśli sygnał został zainstalowany wywołaniem do sigaction(2) ze znacznikiem
SA_ONSTACK oraz wątek zdefiniował alternatywny stos sygnałów (za pomocą
sigaltstack(2)) — stos ten jest instalowany.
(1.3) Różne części kontekstu związanego z sygnałem są zapisywane do specjalnej
ramki, która jest tworzona na stosie. Zapisywane informacje obejmują:
• Rejestr licznika rozkazów (tj. adres następnej instrukcji w głównym
programie, która powinna być wykonana po powrocie z procedury obsługi
sygnału);
• Stan rejestru zależny od architektury, wymagany do wznowienia przerwanego
programu;
• bieżąca maska sygnałów wątku;
• ustawienia alternatywnego stosu sygnałów wątku.
(Jeśli procedurę obsługi sygnału zainstalowano przy użyciu znacznika
SA_SIGINFO sigaction(2), powyższe informacje są dostępne za pomocą obiektu
ucontext_t, na który wskazuje trzeci argument procedury obsługi sygnału).
(1.4) Wszelkie sygnały podane w act->sa_mask przy rejestracji procedury obsługi przy
użyciu sigprocmask(2) są dodawane do maski sygnałów wątku. Dostarczany sygnał
jest również dodawany do maski sygnałów, chyba że przy rejestracji procedury
obsługi podano SA_NODEFER. Z tego powodu, te sygnały są blokowane w trakcie
wykonywania procedury obsługi.
(2) Jądro tworzy ramkę na stosie, dla procedury obsługi sygnału. Jądro ustawia licznik
rozkazów dla wątku tak, aby wskazywał na pierwszą instrukcję funkcji obsługi sygnału
i konfiguruje adres powrotny dla tej funkcji tak, aby wskazywał na kod w przestrzeni
użytkownika znany jako trampolina sygnału (opisany w podręczniku sigreturn(2)).
(3) Jądro zwraca kontrolę do przestrzeni użytkownika, gdzie wykonanie zaczyna się na
początku funkcji obsługi sygnału.
(4) Gdy procedura obsługi sygnału powróci, kontrola jest przekazywana do kodu trampoliny
sygnału.
(5) Trampolina sygnału wywołuje sigreturn(2), wywołanie systemowe, które za pomocą
informacji w ramce stosu utworzonej w kroku 1, przywraca wątek do stanu sprzed
wywołania procedury obsługi sygnału. Jako część tej procedury, przywracana jest maska
sygnałów wątku oraz ustawienia alternatywnego stosu sygnałów. Po zakończeniu
wywołania sigreturn(2), jądro przekazuje kontrolę z powrotem do przestrzeni
użytkownika, a wątek zaczyna wykonanie w punkcie, w którym był przerwany procedurą
obsługi sygnału.
Proszę zauważyć, że jeśli procedura obsługi sygnału nie powróci (np. kontrola zostanie
przekazana poza procedurę obsługi za pomocą siglongjmp(3) albo procedura obsługi wykona
nowy program za pomocą execve(2)), to ostatni krok nie jest wykonywany. W szczególności, w
takich przypadkach to po stronie programisty leży odpowiedzialność za przywrócenie stanu
maski sygnałów (przy użyciu sigprocmask(2)), jeśli pożądane jest odblokowanie sygnałów,
które zostały zablokowane przy wejściu do procedury obsługi sygnału (proszę zauważyć, że
siglongjmp(3) może, ale nie musi przywrócić maski sygnałów, w zależności od wartości
savesigs podanej w odpowiednim wywołaniu do sigsetjmp(3)).
Z punktu widzenia jądra, wykonanie kodu procedury obsługi sygnału jest identyczne jak
wykonanie każdego innego kodu w przestrzeni użytkownika. Oznacza to, że jądro nie zapisuje
żadnych specjalnych informacji o stanie wskazujących, że wątek jest aktualnie wykonywany w
procedurze obsługi sygnału. Wszystkie niezbędne informacje o stanie są utrzymywane w
rejestrach w przestrzeni użytkownika i stosie w przestrzeni użytkownika. Głębokość
zagnieżdżenia wywoływanych procedur obsługi sygnału zależy zatem tylko od stosu w
przestrzeni użytkownika (i rozsądnego projektu oprogramowania!).
Sygnały standardowe
Linux obsługuje sygnały standardowe wypisane niżej. Druga kolumna wskazuje jaki standard
(o ile w ogóle) określa sygnał: „P1990” oznacza, że sygnał był opisany w pierwotnym
standardzie POSIX.1-1990; „P2001” wskazuje, że sygnał dodano w SUSv2 i 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 Pułapka emulatora
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 (4.2BSD)
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
odczytujących; zob. 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 Nieprawidłowe wywołanie systemowe (SVr4);
zob. też 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 (4.2BSD)
SIGUSR1 P1990 Term Sygnał 1 użytkownika
SIGUSR2 P1990 Term Sygnał 2 użytkownika
SIGVTALRM P2001 Term Wirtualny zegar alarmu (4.2BSD)
SIGXCPU P2001 Core Przekroczone ogran. czasu CPU (4.2BSD)
zob. setrlimit(2)
SIGXFSZ P2001 Core Przekr. ogran. rozmiaru pliku (4.2BSD)
zob. setrlimit(2)
SIGWINCH - Ign Sygnał zmiany rozm. okna (4.3BSD, 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.
Kolejkowanie i semantyka dostarczania sygnałów standardowych
Jeśli na proces oczekuje kilka sygnałów standardowych, kolejność, w jakiej zostaną
dostarczone, jest nieokreślona.
Sygnały standardowe nie są kolejkowane. Jeśli w trakcie blokowania sygnału wygenerowane
zostanie wiele wystąpień sygnału standardowego, to tylko jedno jego wystąpienie jest
oznaczane jako oczekujące (i po jego odblokowaniu, sygnał zostanie dostarczony jeden raz).
W przypadku, gdy istnieje już sygnał oczekujący, struktura siginfo_t (zob. sigaction(2))
związana z danym sygnałem nie jest nadpisywana, po nadejściu kolejnych wystąpień tego
samego sygnału. Proces otrzyma zatem informacje powiązane z pierwszym występieniem danego
sygnału.
Numerowanie sygnałów, w zakresie sygnałów standardowych
Wartość numeryczna każdego sygnału jest podana w poniższej tabeli. Jak wskazano w tabeli,
wiele sygnałów ma zróżnicowane wartości numeryczne na różnych architekturach. Pierwsza
wartość numeryczna w każdym wierszu tabeli ukazuje numer sygnału na architekturze x86, ARM
i większości innych architektur; druga wartość dotyczy Alpha i SPARC; trzecia — MIPS; a
ostatnia — PARISC. Kreska (-) wskazuje, że sygnał nie występuje na danej architekturze.
Sygnał x86/ARM Alpha/ MIPS PARISC Uwagi
większość innych 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 jak SIGIO
SIGPWR 30 29/- 19 19
SIGINFO - 29/- - -
SIGLOST - -/29 - -
SIGSYS 31 12 12 31
SIGUNUSED 31 - - 31
Proszę zauważyć, co następuje:
• Jeśli SIGUNUSED jest zdefiniowany, to jest synonimem dla SIGSYS. Od glibc 2.26,
SIGUNUSED nie jest już zdefiniowany na żadnej architekturze.
• Sygnał 29 oznacza SIGINFO/SIGPWR (synonimy o tej samej wartości) na architekturze
Alpha, lecz SIGLOST na architekturze SPARC.
Sygnały czasu rzeczywistego
Od Linuksa 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 Linux 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.
Domyślną 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.
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 Linuksa 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.
Dodanie sygnałów czasu rzeczywistego wymogło poszerzenie struktury zestawu sygnałów
(sigset_t) z 32 do 64 bitów. W konsekwencji różne wywołania systemowe zostały zastąpione
nowymi, które obsługują większy zestaw sygnałów. Oto stare i nowe wywołania systemowe:
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.
Jeśli blokowane wywołanie jednego z poniższych interfejsów zostanie przerwane przez
procedurę obsługi sygnału, to wywołanie to zostanie automatycznie uruchomione ponownie,
jeśli użyto znacznika SA_RESTART. W przeciwnym wypadku wywołanie zwróci błąd 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 czas przeterminowania
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) z deskryptora pliku inotify(7) (od Linuksa 3.8; wcześniej zawsze zwracało błąd
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 czas przeterminowania 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 czas przeterminowania 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.
W pewnych okolicznościach, funkcji powiadomień w przestrzeni użytkownika seccomp(2), może
spowodować ponowne uruchomienia wywołań systemowych, które w innych przypadkach nigdy nie
zostałyby zrestartowane przez SA_RESTART; więcej szczegółów w podręczniku
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 czas przeterminowania 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 czas przeterminowania gniazda
(SO_RCVTIMEO) za pomocą setsockopt(2): connect(2), send(2), sendto(2) i sendmsg(2),
jeśli ustawiono czas przeterminowania wysyłania danych(SO_SNDTIMEO).
• epoll_wait(2), epoll_pwait(2).
• semop(2), semtimedop(2).
• sigtimedwait(2), sigwaitinfo(2).
• Linux 3.7 i wcześniejsze: read(2) czytające z deskryptora pliku inotify(7).
• 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
Opis funkcji async-signal-safe znajduje się w podręczniku signal-safety(7).
Plik /proc/pid/task/tid/status zawiera różne pola, które pokazują sygnały, które sygnał:
blokuje (SigBlk), przechwytuje (SigCgt) lub ignoruje (SigIgn) (przy czym zbiór sygnałów
przechwytywanych lub ignorowanych jest taki sam dla wszystkich wątków procesu). Inne pola
ukazują zbiór sygnałów oczekujących, które są skierowane do wątku (SigPnd) oraz zbiór
sygnałów oczekujących, które są skierowane do całego procesu (ShdPnd). Odpowiadające im
pola w /proc/pid/status pokazują informacje dla głównego wątku. Więcej szczegółów w
podręczniku proc(5).
USTERKI
Istnieje sześć sygnałów, które mogą być dostarczone z powodu wyjątku sprzętowego: SIGBUS,
SIGEMT, SIGFPE, SIGILL, SIGSEGV i SIGTRAP. To, które z nich są dostarczane dla jakiegoś
wyjątku sprzętowego nie jest udokumentowane i nie zawsze ma sens.
Przykładowo, nieprawidłowy dostęp do pamięci, który powoduje dostarczenie sygnału SIGSEGV
na jednej architekturze procesora, może powodować dostarczanie sygnału SIGBUS na innej
architekturze lub odwrotnie.
Innym przykładem jest instrukcja int x86 z zabronionym argumentem (liczbą inną niż 3 lub
128), która powoduje dostarczenie SIGSEGV, choć logiczniejszy, z powodu sposobu, w jaki
procesor informuje jądro o zabronionych operacjach, byłby sygnał SIGILL.
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(3type)
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⟩.