Provided by: manpages-pl_4.25.1-1_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.
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. This object reflects the state at which the signal is delivered,
rather than in the handler; for example, the mask of blocked signals stored in this object
will not contain the mask of new signals blocked through sigaction(2).
(1.4) Any signals specified in act->sa_mask when registering the handler with sigaction(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) 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⟩.