SIGNAL(7)

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 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 | 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.

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).

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 5.13 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/.

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.