Action des signaux

Chaque signal a une action en vigueur qui détermine le comportement du processus lorsqu'il reçoit ce signal.

Les éléments de la colonne « Action » indiquent l'action par défaut pour chaque signal, avec la signification suivante :

Term

Par défaut, terminer le processus.

Ign

Par défaut, ignorer le signal.

Core

Par défaut, terminer le processus et créer un fichier d'image mémoire (consultez core(5)).

Stop

Par défaut, arrêter le processus.

Cont

Par défaut, continuer le processus s'il est actuellement arrêté.

Un processus peut changer l’action d'un signal avec sigaction(2) ou signal(2) (la deuxième option est moins portable quand un gestionnaire de signal est défini ; consultez signal(2) pour plus de détails). Avec ces appels système, un processus peut choisir de se comporter de l'une des façons suivantes lorsqu'il reçoit un signal : effectuer l'action par défaut, ignorer le signal ou intercepter le signal avec un gestionnaire de signal, c'est-à-dire une fonction définie par le programme qui est invoquée automatiquement lorsque le signal est transmis.

Par défaut, le gestionnaire de signal est appelé sur la pile normale des processus. Il est possible de prévoir que le gestionnaire de signal utilise une autre pile ; consultez sigaltstack(2) pour une discussion sur comment faire cela et quand cela pourrait être utile.

L’action d'un signal est un attribut du processus : dans une application multithreadée, l’action d'un signal particulier est la même pour tous les threads.

Un enfant créé par fork(2) hérite d'une copie des actions des signaux de son parent. Lors d'un execve(2), les actions des signaux pris en charge sont remises aux valeurs par défaut ; les actions des signaux ignorés ne sont pas modifiées.

Envoyer un signal

Les appels système et les fonctions de bibliothèque qui suivent permettent à l'appelant d'envoyer un signal :

raise(3)

Envoyer un signal au thread appelant.

kill(2)

Envoyer un signal au processus indiqué, à tous les membres du groupe de processus indiqué ou à tous les processus du système.

pidfd_send_signal(2)

Envoyer un signal à un processus identifié par un descripteur de fichier de PID.

killpg(3)

Envoyer un signal à tous les membres du groupe de processus indiqué.

pthread_kill(3)

Envoyer un signal au thread POSIX indiqué dans le même processus que l'appelant.

tgkill(2)

Envoyer un signal au thread indiqué à l'intérieur d'un processus donné (c'est l'appel système utilisé pour implémenter pthread_kill(3)).

sigqueue(3)

Envoyer un signal temps réel, avec ses données jointes, au processus indiqué.

Attente de la capture d'un signal

Les appels système suivants suspendent l'exécution du thread appelant jusqu'à ce qu'un signal soit reçu (ou qu'un signal non pris en charge termine le processus) :

pause(2)

Suspendre l'exécution jusqu'à ce que n'importe quel signal soit reçu.

sigsuspend(2)

Changer temporairement le masque de signaux (voir ci-dessous) et suspendre l'exécution jusqu'à ce qu'un des signaux non masqué soit reçu.

Accepter un signal de façon synchrone

Au lieu d’intercepter un signal de façon asynchrone avec un gestionnaire de signal, il est possible de l’accepter de façon synchrone, c'est-à-dire de bloquer l'exécution jusqu'à ce que le signal soit distribué. À ce moment, le noyau renvoie des informations concernant le signal à l'appelant. Il y a deux façons générales pour faire cela :

• sigwaitinfo(2), sigtimedwait(2) et sigwait(3) suspendent l'exécution jusqu'à ce qu'un des signaux dans l'ensemble indiqué soit distribué. Chacun de ces appels renvoie des informations concernant le signal distribué.
• signalfd(2) renvoie un descripteur de fichier qui peut être utilisé pour lire les informations concernant les signaux qui sont distribués à l'appelant. Chaque read(2) dans ce descripteur de fichier est bloquant jusqu'à ce que un des signaux de l'ensemble indiqué dans l’appel signalfd(2) soit distribué à l'appelant. Le tampon renvoyé par read(2) contient une structure qui décrit le signal.

Masque de signaux et signaux en attente

Un signal peut être bloqué, ce qui signifie qu'il ne sera pas envoyé avant d'être débloqué. Entre le moment de sa création et celui de son envoi, le signal est dit en attente.

Chaque thread d'un processus a un masque de signaux indépendant qui indique l'ensemble des signaux bloqués par le thread. Un thread peut modifier son masque de signaux avec pthread_sigmask(3). Dans une application traditionnelle à un seul thread, sigprocmask(2) peut être utilisée pour modifier le masque de signaux.

Un processus enfant créé avec fork(2) hérite d'une copie du masque de signaux de son parent. Le masque de signaux est conservé au travers d'un execve(2).

Un signal peut être « orienté processus » ou « orienté thread ». Un signal orienté processus est un signal qui cible (et par conséquent en attente pour) le processus dans son entier. Il peut l’être parce qu’il a été généré par le noyau pour des raisons autres qu’une exception matérielle ou parce qu’il a été envoyé en utilisant kill(2) ou sigqueue(3). Un signal orienté thread est destiné à un thread particulier. Un tel signal peut l’être parce qu’il a été généré en conséquence de l’exécution d’une instruction spécifique de code machine qui est déclenchée par une exception matérielle (par exemple, SIGSEGV pour un accès mémoire non autorisé ou SIGFPE pour une erreur mathématique) ou parce qu’il visait un thread particulier en utilisant une interface telle que tgkill(2) ou pthread_kill(3).

Un signal orienté processus peut être délivré à n’importe quel des threads qui n’ont pas présentement le signal bloqué. Si plus d’un des threads a le signal non bloqué, alors le noyau choisit un thread arbitraire auquel délivrer le signal.

Un thread peut obtenir l'ensemble des signaux actuellement en attente en utilisant sigpending(2). Cet ensemble est l'union de l’ensemble des signaux en attente orientés processus et l’ensemble des signaux en attente pour le thread appelant.

Un enfant créé avec fork(2) débute avec un ensemble de signaux en attente vide. L'ensemble de signaux en attente est conservé au travers d'un execve(2).

Exécution des gestionnaires de signal

À chaque transition d’une exécution en mode noyau vers une en mode utilisateur (par exemple, lors du retour d’un appel système ou l’ordonnancement d’un thread sur le CPU), le noyau vérifie s’il existe un signal en attente non bloqué pour lequel le processus a établi un gestionnaire de signal. Si un tel signal est en attente, les étapes suivantes se déroulent :

(1)

Le noyau réalise les étapes préparatoires nécessaires pour l’exécution du gestionnaire de signal :

(2)

Le noyau construit une structure pour le gestionnaire de signal sur la pile. Le noyau règle le compteur du programme pour le thread pour pointer à la première instruction de la fonction du gestionnaire de signal et configure l’adresse de retour pour cette fonction pour pointer vers un élément du code de l’espace utilisateur connu comme « trampoline de signal » (décrit dans sigreturn(2)).

(3)

Le noyau repasse le contrôle à l’espace utilisateur où l’exécution commence au début de la fonction du gestionnaire de signal.

(4)

Au renvoi du gestionnaire de signal, le contrôle passe au trampoline de signal.

(5)

Le trampoline de signal appelle sigreturn(2), un appel système qui utilise les informations dans la structure de la pile créée à la première étape pour restaurer le thread dans son état avant que le gestionnaire de signal ait été appelé. Les paramètres du masque de signaux du thread et de la pile de signaux de remplacement sont restaurés dans le cadre de cette procédure. À la fin de l’appel à sigreturn(2), le noyau transfère le contrôle à l’espace utilisateur et le thread recommence l’exécution à partir du point où elle a été interrompue par le gestionnaire de signal.

Remarquez que si le gestionnaire de signal ne renvoie pas (par exemple, le contrôle est transféré en dehors du gestionnaire en utilisant siglongjmp(3) ou le gestionnaire exécute un nouveau programme avec execve(2)), alors l’étape finale n’est par réalisée. En particulier, dans de tels scénarios, c’est la responsabilité du programmeur de restaurer l’état du masque de signaux (en utilisant sigprocmask(2)) si le déblocage des signaux, qui étaient bloqués par une entrée dans le gestionnaire de signal, est désiré. (Notez que siglongjmp(3) peut ou ne peut pas restaurer le masque de signaux en fonction de la valeur savesigs qui était indiquée dans l’appel correspondant à sigsetjmp(3).)

Du point de vue du noyau, l’exécution du code du gestionnaire de signal est exactement la même que celle n’importe quel code de l’espace utilisateur. C’est-à-dire que le noyau n’enregistre aucune information spéciale d’état indiquant que le thread est actuellement en exécution à l’intérieur d’un gestionnaire de signal. Toutes les informations d’état nécessaires sont entretenues dans des registres de l’espace utilisateur et la pile de l’espace utilisateur. La profondeur à laquelle les gestionnaires de signaux imbriqués peuvent être invoqués est donc limitée seulement par la pile de l’espace utilisateur (et une conception logicielle raisonnable).

Signaux standard

Linux prend en charge les signaux standard listés ci-dessous. La seconde colonne du tableau indique quelle norme (si elle existe) décrit le signal : « P1990 » indique que le signal est décrit dans la norme POSIX.1-1990 originelle. « P2001 » indique que le signal a été ajouté dans SUSv2 et POSIX.1-2001.

Les signaux SIGKILL et SIGSTOP ne peuvent être ni capturés, ni bloqués, ni ignorés.

Jusqu'à Linux 2.2 inclus, l'action par défaut pour SIGSYS, SIGXCPU, SIGXFSZ et (sur les architectures autres que SPARC ou MIPS) SIGBUS était de terminer simplement le processus, sans fichier image mémoire. (Sur certains UNIX, l'action par défaut pour SIGXCPU et SIGXFSZ est de finir le processus sans fichier image mémoire.) Linux 2.4 se conforme à POSIX.1-2001 pour ces signaux et termine le processus avec un fichier image mémoire.

SIGEMT n'est pas spécifié par POSIX.1-2001 mais apparaît néanmoins sur la plupart des UNIX, avec une action par défaut typique correspondant à une fin du processus avec fichier image mémoire.

SIGPWR (non spécifié dans POSIX.1-2001) est typiquement ignoré sur les autres UNIX où il apparaît.

SIGIO (non spécifié par POSIX.1-2001) est ignoré par défaut sur plusieurs autres systèmes UNIX.

Sémantiques d’attente et de distribution pour les signaux standard

Si plusieurs signaux standard sont en attente pour un processus, l’ordre dans lequel les signaux sont distribués n’est pas précisé.

Les signaux standard ne sont pas mis en file d’attente. Si plusieurs instances d’un signal standard sont générées pendant que ce signal est bloqué, alors une seule instance du signal est marquée comme en attente (et le signal sera distribué une seule fois une fois débloqué). Dans le cas ou un signal standard est déjà en attente, la structure siginfo_t (consultez sigaction(2)) associée à ce signal n’est pas écrasée lors de l’arrivée d’instances suivantes du même signal. Par conséquent, le processus recevra les informations associées à la première instance du signal.

Numérotation pour les signaux standard

La valeur numérique de chaque signal est donnée dans la table ci-dessous. Comme montrés dans cette table, plusieurs signaux ont des valeurs numériques différentes sur des architectures différentes. La première valeur dans chaque ligne indique le numéro de signal sur x86, ARM et la plupart des autres architectures. La seconde valeur indique celui pour Alpha et SPARC. La troisième indique celui de MIPS et la dernière celui de PA-RISC. Un tiret (-) indique que le signal est absent sur l’architecture correspondante.

Il est à noter que :

• si défini, SIGUNUSED est synonyme de SIGSYS. Depuis la glibc 2.26, SIGUNUSED n’est plus défini sur toutes les architectures ;
• le signal 29 est SIGINFO/SIGPWR (synonymes pour la même valeur) sur Alpha mais SIGLOST sur SPARC.

Signaux temps réel

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.

Le noyau Linux gère une gamme de 33 signaux temps réel différents, numérotés de 32 à 64. Cependant, l'implémentation des threads POSIX de la glibc utilise en interne deux (pour l'implémentation NPTL) ou trois (pour l'implémentation LinuxThreads) signaux temps réel (consultez pthreads(7)) et ajuste la valeur de SIGRTMIN en conséquence (à 34 ou 35). Comme la gamme de signaux temps réel varie en fonction de l'implémentation des threads par la glibc (et cette implémentation peut changer à l'exécution en fonction du noyau et de la glibc) et que la gamme de signaux temps réel varie bien sûr également suivant les systèmes UNIX, les programmes ne devraient jamais faire référence à des signaux temps réel en utilisant des numéros codés en dur, mais devraient toujours à la place utiliser des signaux temps réel avec la notation SIGRTMIN+n avec des vérifications adéquates (lors de l'exécution) que SIGRTMIN+n ne dépasse pas SIGRTMAX.

Contrairement aux signaux standard, les signaux temps réel n'ont pas de signification prédéfinie : l'ensemble complet de ces signaux peut être utilisé à des fins spécifiques à l'application.

L'action par défaut pour un signal temps réel non géré est de terminer le processus récepteur.

Les signaux temps réel se distinguent de la façon suivante :

• Plusieurs instances d'un signal temps réel peuvent être mises en file d’attente. Au contraire, si plusieurs instances d'un signal standard arrivent alors qu'il est présentement bloqué, une seule instance sera mise en file d’attente.
• Si le signal est envoyé en utilisant sigqueue(3), il peut être accompagné d'une valeur (un entier ou un pointeur). Si le processus récepteur positionne un gestionnaire pour ce signal en utilisant l'attribut SA_SIGINFO pour l'appel sigaction(2), alors il peut accéder à la valeur transmise dans le champ si_value de la structure siginfo_t passée en second argument au gestionnaire. De plus, les champs si_pid et si_uid de cette structure fournissent le PID et l'UID réel du processus émetteur du signal.
• Les signaux temps réel sont délivrés dans un ordre précis. Les divers signaux temps réel du même type sont délivrés dans l'ordre où ils ont été émis. Si différents signaux temps réel sont envoyés au processus, ils sont délivrés en commençant par le signal de numéro le moins élevé (c’est-à-dire le signal de plus fort numéro est celui de priorité la plus faible). Par contre, si plusieurs signaux standard sont en attente pour un processus, l'ordre dans lequel ils sont délivrés n'est pas défini.

Si des signaux standard et des signaux temps réel sont simultanément en attente pour un processus, POSIX ne précise pas l'ordre de délivrance. Linux, comme beaucoup d'autres implémentations, donne priorité aux signaux standard dans ce cas.

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.

L’ajout de signaux temps réel nécessite l’agrandissement de la structure de l’ensemble des signaux (sigset_t) de 32 à 64 bits. Par conséquent, divers appels système ont été supplantés par de nouveaux appels système qui gèrent des ensembles de signaux plus grands. Les anciens et nouveaux appels système sont les suivants :

Interruption d’appel et de fonction par un gestionnaire de signal

Si un gestionnaire de signal est invoqué pendant qu'un appel système ou une fonction de bibliothèque est bloqué, alors :

• soit l'appel est automatiquement redémarré après le renvoi du gestionnaire de signal ;
• soit l'appel échoue avec l'erreur EINTR.

Lequel de ces deux comportements se produira dépend de l'interface et de si le gestionnaire de signal a été mis en place avec l'attribut SA_RESTART (consultez sigaction(2)). Les détails varient selon les systèmes UNIX ; voici ceux pour Linux.

Si un appel en attente à l'une des interfaces suivantes est interrompu par un gestionnaire de signal, l'appel sera automatiquement redémarré après le renvoi du gestionnaire de signal si l'attribut SA_RESTART a été indiqué ; autrement, l'appel échouera avec l'erreur EINTR :

• Appels read(2), readv(2), write(2), writev(2) et ioctl(2) sur des périphériques « lents ». Un périphérique « lent » est un périphérique où un appel d'E/S peut bloquer pendant un temps indéfini, par exemple un terminal, un tube ou un socket. Si un appel d'E/S sur un périphérique lent a déjà transféré des données au moment où il est interrompu par un gestionnaire de signal, l'appel renverra une indication de succès (normalement, le nombre d'octets transférés). Remarquez que selon cette définition, un disque (local) n'est pas un périphérique lent. Les opérations d’E/S sur les périphériques disque ne sont pas interrompues par des signaux.
• open (2), s'il peut bloquer (par exemple, lors de l'ouverture d'une FIFO ; consultez fifo(7)).
• wait(2), wait3(2), wait4(2), waitid(2), et waitpid(2).
• Interfaces de socket : accept(2), connect(2), recv(2), recvfrom(2), recvmmsg(2), recvmsg(2), send(2), sendto(2) et sendmsg(2), à moins qu'une temporisation n'ait été placée sur le socket (voir ci-dessous).
• Interfaces de blocage de fichier : flock(2) et les opérations F_SETLKW et F_OFD_SETLKW de fcntl(2)
• Interfaces de files de messages POSIX : mq_receive(3), mq_timedreceive(3), mq_send(3) et mq_timedsend(3).
• Opération FUTEX_WAIT de futex(2) (depuis Linux 2.6.22 ; auparavant, elle échouait toujours avec l'erreur EINTR).
• getrandom(2).
• pthread_mutex_lock(3), pthread_cond_wait(3) et autres API apparentées.
• FUTEX_WAIT_BITSET de futex(2.
• Interfaces de sémaphores POSIX : sem_wait(3) et sem_timedwait(3) (depuis Linux 2.6.22 ; auparavant, elles échouaient toujours avec l'erreur EINTR).
• read(2) d’un descripteur de fichier d’inotify(7) (depuis Linux 3.8 ; auparavant, elle échouait toujours avec l'erreur EINTR).

Les interfaces suivantes ne sont jamais relancées après avoir été interrompues par un gestionnaire de signal, quelle que soit l'utilisation de SA_RESTART ; elles échouent toujours avec l'erreur EINTR lorsqu'elles sont interrompues par un gestionnaire de signal :

• Interfaces de socket « entrée », quand un délai de réception (SO_RCVTIMEO) a été défini sur le socket en utilisant setsockopt(2) : accept(2), recv(2), recvfrom(2), recvmmsg(2) (aussi avec un paramètre timeout non NULL) et recvmsg(2).
• Interfaces de socket « sortie », quand un délai de réception (SO_RCVTIMEO) a été défini sur le socket en utilisant setsockopt(2) : connect(2), send(2), sendto(2) et sendmsg(2).
• Interfaces utilisées pour attendre des signaux : pause(2), sigsuspend(2), sigtimedwait(2) et sigwaitinfo(2).
• Interfaces de multiplexage de descripteurs de fichier : epoll_wait(2), epoll_pwait(2), poll(2), ppoll(2), select(2) et pselect(2).
• Interfaces IPC de System V : msgrcv(2), msgsnd(2), semop(2) et semtimedop(2).
• Interfaces de sommeil : clock_nanosleep(2), nanosleep(2) et usleep(3).
• io_getevents(2).

La fonction sleep(3) n'est également jamais relancée si elle est interrompue par un gestionnaire, mais elle renvoie une indication de succès : le nombre de secondes restantes pour le sommeil.

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).

Interruption d’appel et de fonction par des signaux d'arrêt

Sous Linux, même en l'absence de gestionnaire de signal, certaines interfaces en mode bloquant peuvent échouer avec l'erreur EINTR après que le processus a été arrêté par l'un des signaux d'arrêt et relancé avec le signal SIGCONT. Ce comportement n'est pas ratifié par POSIX.1 et n'apparaît pas sur d'autres systèmes.

Les interfaces Linux qui affichent ce comportement sont :

• Interfaces de socket « entrée », quand un délai de réception (SO_RCVTIMEO) a été défini sur le socket en utilisant setsockopt(2) : accept(2), recv(2), recvfrom(2), recvmmsg(2) (aussi avec un paramètre timeout non NULL) et recvmsg(2).
• Les interfaces de socket « sortie », quand un délai de réception (SO_RCVTIMEO) a été défini sur le socket en utilisant setsockopt(2) : connect(2), send(2), sendto(2) et sendmsg(2), si un délai de transmission (SO_SNDTIMEO) a été défini.
• epoll_wait(2), epoll_pwait(2).
• semop(2), semtimedop(2).
• sigtimedwait(2), sigwaitinfo(2).
• Linux 3.7 et antérieurs : read(2) sur un descripteur de fichier inotify(7).
• Linux 2.6.21 et antérieurs : opération FUTEX_WAIT de futex(2), sem_timedwait(3), sem_wait(3).
• Linux 2.6.8 et antérieurs : msgrcv(2), msgsnd(2).
• Linux 2.4 et antérieurs : nanosleep(2).