SIGNAL(7)

BEZEICHNUNG
signal - Überblick über Signale (Software-Interrupts)

BESCHREIBUNG
Linux unterstützt sowohl nach POSIX zuverlässige Signale (im Folgenden: »Standard-Signale«) und POSIX-Echtzeit-Signale.

  Signal-Wirkungen (disposition)
Jedes Signal hat eine aktuelle Wirkung. Sie legt fest, wie sich der Prozess verhält, wenn er das Signal erhält. Die Einträge in der »Aktion«-Spalte in den folgenden Tabellen legen die Standardwirkung für jedes Signal fest:

Term
    Standardaktion ist der Abbruch des Prozesses.

Ign Standardaktion ist, das Signal zu ignorieren.

Core
    Die Standardaktion ist der Abbruch des Prozesses und das Erstellen eines Speicherauszugs (siehe core(5)).

Stop
    Die Standardaktion ist, den Prozess anzuhalten.

Cont
    Die Standardaktion ist, einen angehaltenen Prozess fortzusetzen.

Ein Prozess kann die Wirkung eines Signals mit Hilfe von sigaction(2) oder signal(2) ändern. (Letzteres ist schlechter portierbar bei der Realisierung von Signal-Handlern; siehe signal(2) für Details.) Mit diesen Systemaufrufen kann ein Prozess eine der folgenden Verhaltensweisen bei Erhalt eines Signals festlegen: die Standardaktion ausführen, das Signal ignorieren oder das Signal mit einem Signal-Handler abfangen. Ein Signal-Handler ist eine vom Programmierer definierte Funktion. Sie wird automatisch aufgerufen, wenn das Signal eintrifft. (Standardmäßig wird der Signal-Handler auf dem normalen Prozess-Stack aufgerufen. Man kann es einrichten, dass der Signal-Handler einen alternativen Stack benutzt; vgl. sigaltstack(2) für eine Erörterung, wie das gemacht wird und wann es nützlich sein könnte). Die Reaktion auf das Signal ist ein Merkmal des ganzen Prozesses; in einer Multithread-Anwendung wirkt das Signal auf alle Threads gleich. Ein mittels fork(2) erzeugter Kindprozess reagiert auf ein Signal wie der Prozess, der ihn erzeugte. Während eines execve(2) werden die Reaktionen auf behandelte Signale auf die Standardwerte zurückgesetzt, die Reaktion auf ignorierte Signale bleibt unverändert.

  Ein Signal senden
Die folgenden Systemaufrufe und Bibliotheksfunktionen ermöglichen dem aufrufenden Programm den Versand eines Signals:

raise(3)
    sendet dem aufrufenden Thread ein Signal

kill(2)
    sendet ein Signal an einen bestimmten Prozess, alle Mitglieder einer bestimmten Prozessgruppe oder an alle Prozesse im System

killpg(2)
    sendet ein Signal an alle Mitglieder einer bestimmten Prozessgruppe

pthread_kill(3)
    sendet ein Signal an einen bestimmten POSIX-Thread im gleichen Prozess wie die aufrufende Routine

tgkill(2)
    Es wird ein Signal an einen bestimmten Thread in einem bestimmten Prozess gesendet. (Mit diesem Systemaufruf wird pthread_kill(3) realisiert.)

sigqueue(3)
    sendet ein Echtzeit-Signal und zugehörige Daten an einen bestimmten Prozess

  Warten auf ein abzufangendes Signal
Die folgenden Systemaufrufe setzen die Ausführung des aufrufenden Prozesses oder Threads aus, bis ein Signal abgefangen wird (oder ein nicht abgefangenes Signal den Prozess beendet):

pause(2)
    setzt die Ausführung aus, bis irgendein Signal abgefangen wird.

sigsuspend(2)
    ändert zeitweise die Signalmaske (siehe unten) und setzt die Ausführung aus, bis eines der nicht maskierten Signale abgefangen wird.

  Synchrone Signalannahme
Anstatt ein Signal asynchron mit einem Signal-Handler abzufangen, kann ein Signal auch synchron akzeptiert werden. Das heißt, die Ausführung wird blockiert, bis das Signal gesendet wird. Dann liefert der Kernel Informationen über das Signal an den Aufrufenden. Es gibt zwei allgemeine Möglichkeiten, das zu tun:

*   sigwaitinfo(2), sigtimedwait(2) und sigwait(3) setzen die Ausführung aus, bis ein Signal gesendet wird, dass zu einer festgelegen Gruppe von Signalen gehört. Jeder dieser Aufrufe gibt Informationen über das empfangene Signal zurück.

*   signalfd(2) gibt einen Dateideskriptor zurück. Mit ihm können Informationen über Signale gelesen werden, die dem Aufrufenden übermittelt werden. Jeder Aufruf von read(2) aus dieser Datei wird blockiert, bis eines der Signale aus der im Aufruf von signalfd(2) festgelegten Menge an den aufrufenden Prozess gesendet wird. Der von read(2) zurückgegebene Puffer enthält eine Struktur, die das Signal beschreibt.

  Signalmaske und anstehende Signale
Ein Signal kann blockiert werden. Das bedeutet, dass es erst dann gesendet wird, nachdem es (später/verzögert) freigegeben wurde. Zwischen dem Zeitpunkt seiner Erzeugung und dem Zeitpunkt seines Versands wird es anstehend (pending) genannt. Jeder Thread in einem Prozess hat eine unabhängige Signalauswahl-Maske (signal mask). Sie legt den Satz von Signalen fest, den der Thread derzeit blockiert. Ein Thread kann seine Signalauswahl-Maske mit pthread_sigmask(3) manipulieren. In einer traditionellen Single-Threaded-Anwendung kann sigprocmask(2) verwendet werden, um die Signalmaske zu manipulieren. Ein mittels fork(2) erstellter Kindprozess erbt eine Kopie der Signalauswahl-Maske des Elternprozesses; sie bleibt über einen Aufruf von execve(2) erhalten. Ein Signal kann für einen Prozess als Ganzes oder für einen bestimmten Thread erzeugt werden (und damit anstehen). Ein Beispiel für den ersten Fall ist die Verwendung von kill(2). Beispiele für den zweiten Fall sind bestimmte Signale wie SIGSEGV und SIGFPE, die als Folge der Ausführung einer bestimmten Maschinensprachen-Anweisung erzeugt werden und somit threadgerichtet sind sowie Routinen wie pthread_kill(3), die Signale an einen bestimmten Thread senden. Ein an einen Prozess gerichtetes Signal kann an jeden Thread, der derzeit das Signal nicht blockiert hat, gesendet werden. Wenn mehr als einer der Threads das Signal nicht blockiert hat, wählt der Kernel einen beliebigen Thread, an den das Signal gesendet wird. Ein Thread kann die aktuell für ihn anstehenden Signale mit sigpending(2) ermitteln. Das sind einerseits die für diesen Thread und andererseits die für seinen Prozess bestimmten Signale. Ein mittels fork(2) erzeugter Kindprozess hat anfangs keine anstehenden Signale; anstehende Signale bleiben über execve(2) erhalten.

  Standard-Signale
Linux unterstützt die unten aufgeführten Standard-Signale. Mehrere Signalnummern sind architekturabhängig, was in der »Wert«-Spalte angegeben wird. (Wo drei Werte angegeben sind, gilt der erste Wert in der Regel für Alpha und SPARC, der mittlere für x86, arm und die meisten anderen Architekturen und der letzte für MIPS. (Die Werte für PARISC sind nicht dargestellt; lesen Sie die Linux-Kernelquellen für die Signalnummerierung auf dieser Architektur.) Ein - bedeutet, dass ein Signal in der entsprechenden Architektur nicht vorhanden ist. Zuerst die im ursprünglichen POSIX.1-1990-Standard beschriebenen Signale:
Signal | Wert | Aktion | Anmerkung
SIGHUP | 1 | Term | Verbindung am steuernden Terminal beendet
 |  |  | (aufgehängt) oder der steuernde Prozess
 |  |  | wurde beendet
SIGINT | 2 | Term | Unterbrechung von der Tastatur
SIGQUIT | 3 | Core | Abbruch von der Tastatur
SIGILL | 4 | Core | ungültiger Befehl
SIGABRT | 6 | Core | Abbruchsignal von abort(3)
SIGFPE | 8 | Core | Fließkomma-Ausnahmefehler
SIGKILL | 9 | Term | Abbruchsignal (kill)
SIGSEGV | 11 | Core | ungültige Speicherreferenz
SIGPIPE | 13 | Term | defekte Pipe: Schreiben in eine Pipeline
 |  |  | ohne Leser
SIGALRM | 14 | Term | Zeitsignal von alarm(2)
SIGTERM | 15 | Term | Beendigungssignal (termination signal)
SIGUSR1 | 30,10,16 | Term | benutzerdefiniertes Signal 1
SIGUSR2 | 31,12,17 | Term | benutzerdefiniertes Signal 2
SIGCHLD | 20,17,18 | Ign | Kindprozess angehalten oder beendet
SIGCONT | 19,18,25 | Cont | fortsetzen, wenn angehalten
SIGSTOP | 17,19,23 | Stop | Prozess anhalten
SIGTSTP | 18,20,24 | Stop | Stop am Terminal eingegeben
SIGTTIN | 21,21,26 | Stop | Terminal-Eingabe für Hintergrundprozess
SIGTTOU | 22,22,27 | Stop | Terminal-Ausgabe für Hintergrundprozess
Die Signale SIGKILL und SIGSTOP können nicht abgefangen, blockiert oder ignoriert werden. Als nächstes die Signale, die nicht in POSIX.1-1990, aber in SUSv2 und POSIX.1-2001 beschrieben sind.
Signal | Wert | Aktion | Anmerkung
SIGBUS | 10,7,10 | Core | Bus-Fehler (Speicherzugriffsfehler)
SIGPOLL |  | Term | abfragbares Ereignis (Sys V),
 |  |  | Synonym für SIGIO
SIGPROF | 27,27,29 | Term | Profiling-Zeitgeber abgelaufen
SIGSYS | 12,31,12 | Core | falsches Argument für Routine (SVr4)
SIGTRAP | 5 | Core | Trace-/Haltepunkt-Trap
SIGURG | 16,23,21 | Ign | dringende Gegebenheit an Socket (4.2BSD)
SIGVTALRM | 26,26,28 | Term | virtueller Wecker (4.2BSD)
SIGXCPU | 24,24,30 | Core | CPU-Zeitbegrenzung überschritten
 |  |  | (4.2BSD)
SIGXFSZ | 25,25,31 | Core | Dateigrößen-Begrenzung überschritten
 |  |  | (4.2BSD)
Bis einschließlich Linux 2.2 war das Standardverhalten für SIGSYS, SIGXCPU, SIGXFSZ und (auf anderen Architekturen als SPARC und MIPS) SIGBUS den Prozess (ohne einen Speicherauszug zu erzeugen) zu beenden. (Auf einigen anderen UNIX-Systemen ist die Standardaktion für SIGXCPUund SIGXFSZ, den Prozess ohne einen Speicherauszug zu beenden.) Linux 2.4 entspricht den Anforderungen von POSIX.1-2001 an diese Signale und beendet den Prozess mit einem Speicherauszug. Es folgen diverse weitere Signale.
Signal | Wert | Aktion | Anmerkung
SIGIOT | 6 | Core | IOT-Trap; ein Synonym für SIGABRT
SIGEMT | 7,-,7 | Term
SIGSTKFLT | -,16,- | Term | Stack-Fehler am Koprozessor
 |  |  | (nicht verwendet)
SIGIO | 23,29,22 | Term | E/A jetzt möglich (4.2BSD)
SIGCLD | -,-,18 | Ign | ein Synonym für SIGCHLD
SIGPWR | 29,30,19 | Term | Stromausfall (System V)
SIGINFO | 29,-,- |  | ein Synonym für SIGPWR
SIGLOST | -,-,- | Term | Dateisperre verloren/aufgehoben (nicht verwandt)
SIGWINCH | 28,28,20 | Ign | Änderung der Fenstergröße (4.3BSD, Sun)
SIGUNUSED | -,31,- | Core | synonym mit SIGSYS
(Signal 29 ist SIGINFO / SIGPWR auf einer Alpha-Maschine, aber SIGLOST auf einer Sparc.) SIGEMT ist nicht in POSIX.1-2001 angegeben, erscheint aber trotzdem auf den meisten anderen UNIX-Systemen. Dort ist die Standardaktion in der Regel die Beendigung des Prozesses mit einem Speicherauszug. SIGPWR (nicht in POSIX.1-2001 beschrieben) wird bei seinem Eintreten von diesen anderen UNIX-Systemen ignoriert. SIGIO (nicht in POSIX.1-2001 beschrieben) wird standardmäßig auf verschiedenen anderen UNIX-Systemen ignoriert. Wenn das Signal definiert ist, ist auf den meisten Architekturen SIGUNUSED synonym zu SIGSYS.

  Echtzeit-Signale
Linux unterstützt Echtzeit-Signale, wie sie ursprünglich in den POSIX.1b-Echtzeit-Erweiterungen definiert wurden (und jetzt in POSIX.1-2001 enthalten sind). Die Bereich der unterstützten Echtzeit-Signale wird von den Makros SIGRTMIN und SIGRTMAX definiert. POSIX.1-2001 verlangt, dass eine Umsetzung mindestens _POSIX_RTSIG_MAX (8) Echtzeit-Signale unterstützt.

Der Linux-Kernel unterstützt eine Reihe von 32 verschiedenen Echtzeit-Signalen, nummeriert von 33 bis 64. Doch die Glibc-Umsetzung der POSIX-Threads verwendet intern zwei (für NPTL) oder drei (für LinuxThreads) Echtzeit-Signale (siehe pthreads (7)) und stellt den Wert von SIGRTMIN passend (auf 34 oder 35 ein). Da die Zahl der verfügbaren Echtzeit-Signale je nach Glibc-Threading-Implementierung variiert und diese Variation (entsprechend dem verfügbaren Kernel und der Glibc) zur Laufzeit auftreten kann und tatsächlich die verfügbaren Echtzeitsignale je nach UNIX-System variieren, sollten Programme niemals mit eincodierten Zahlen auf Echtzeit-Signale verweisen. Stattdessen sollte auf Echtzeit-Signale immer mit der Notation SIGRTMIN+n verwiesen werden und zur Laufzeit überprüft werden, ob (SIGRTMIN+n) SIGRTMAX nicht übersteigt.

Im Gegensatz zu Standardsignalen haben Echtzeit-Signale keine vordefinierten Bedeutungen: der gesamte Satz von Echtzeit-Signalen kann für anwendungsspezifische Zwecke genutzt werden.

Die Standardaktion für ein nicht abgefangenes Echtzeit-Signal ist der Abbruch des Prozesses.

Echtzeit-Signale zeichnen sich durch folgende Merkmale aus:

1.  Von Echtzeit-Signalen können mehrere Instanzen anstehen. Im Gegensatz dazu wird beim Versand mehrerer Instanzen eines Standard-Signals, während das Signal aktuell blockiert ist, nur eine Instanz weiter anstehen.

2.  Wenn das Signal mit Hilfe von sigqueue(3) gesendet wird, kann mit ihm ein begleitender Wert (entweder eine Ganzzahl (Integer) oder ein Zeiger) gesendet werden. Wenn der empfangende Prozess mittels des SA_SIGINFO-Schalters für sigaction(2) einen Handler für dieses Signal implementiert, kann dieser Wert aus dem si_value-Feld der siginfo_t-Struktur (das zweite Argument des Handlers) bestimmt werden. Darüber hinaus können die Felder si_uid und si_pid dieser Struktur verwendet werden, um die Prozess-ID und reale Benutzer-ID des Prozesses zu erhalten, der das Signal erzeugt hat.

3.  Echtzeit-Signale werden in einer garantierten Reihenfolge zugestellt. Mehrere Echtzeit-Signale des gleichen Typs werden in der Reihenfolge zugestellt, in der sie gesendet wurden. Wenn verschiedene Echtzeit-Signale an einen Prozess geschickt werden, wird das Signal mit der niedrigsten Signalnummer zuerst zugestellt. (D.h. niedrig nummerierte Signale haben höchste Priorität.) Im Gegensatz dazu ist die Reihenfolge der Zustellung mehrerer für einen Prozess anstehender Standard-Signale nicht festgelegt.

Wenn sowohl Standard- als auch Echtzeit-Signale für einen Prozess anstehen, macht POSIX keine Angabe dazu, welche Signale zuerst zugestellt werden. Linux gibt wie auch viele andere Implementierungen den Standard-Signalen den Vorzug.

Nach POSIX sollte eine Umsetzung mindestens _POSIX_SIGQUEUE_MAX (32) Echtzeit-Signale in der Warteschlange eines Prozesses ermöglichen. Allerdings macht Linux das anders. Im Kernel bis einschließlich 2.6.7 legt Linux eine systemweite Obergrenze für die Anzahl wartender Echtzeit-Signale für alle Prozesse fest. Diese Grenze kann eingesehen und (mit entsprechenden Rechten) durch die Datei /proc/sys/kernel/rtsig-max geändert werden. Aus der verwandten Datei /proc/sys/kernel/rtsig-nr kann die Anzahl der aktuell anstehenden Signale ermittelt werden. In Linux 2.6.8 wurden diese /proc-Schnittstellen durch die Ressource RLIMIT_SIGPENDING, die einen benutzerspezifischen Grenzwert für anstehende Signale in der Warteschlange festlegt, ersetzt (siehe setrlimit(2)).

  Asynchrone, signalsichere Funktionen

Eine Signal-Handler-Funktion muss sehr sorgfältig programmiert werden, weil die Verarbeitung an einer beliebigen Stelle unterbrochen werden kann. POSIX hat das Konzept der »sicheren Funktion«. Wenn ein Signal die Ausführung einer unsicheren Funktion unterbricht, und handler eine unsichere Funktion aufruft, ist das Verhalten des Programms nicht definiert. POSIX.1-2004 (auch als POSIX.1-2001 Technical Corrigendum 2 bekannt) fordert von einer Implementierung, dass die folgenden Funktionen sicher sind, also unbedenklich in einem Signal-Handler verwendet werden können:
_Exit()
_exit()
abort()
accept()
access()
aio_error()
aio_return()
aio_suspend()
alarm()
bind()
cfgetispeed()
cfgetospeed()
cfsetispeed()
cfsetospeed()
chdir()
chmod()
chown()
clock_gettime()
close()
connect()
creat()
dup()
dup2()
execle()
execve()
fchmod()
fchown()
fcntl()
fdatasync()
fork()
fpathconf()
fstat()
fsync()
ftruncate()
getegid()
geteuid()
getgid()
getgroups()
getpeername()
getpgrp()
getpid()
getppid()
getsockname()
getsockopt()
getuid()
kill()
link()
listen()
lseek()
lstat()
mkdir()
mkfifo()
open()
pathconf()
pause()
pipe()
poll()
posix_trace_event()
pselect()
raise()
read()
readlink()
recv()
recvfrom()
recvmsg()
rename()
rmdir()
select()
sem_post()
send()
sendmsg()
sendto()
setgid()
setpgid()
setsid()
setsockopt()
setuid()
shutdown()
sigaction()
sigaddset()
sigdelset()
sigemptyset()
sigfillset()
sigismember()
signal()
sigpause()
sigpending()
sigprocmask()
sigqueue()
sigset()
sigsuspend()
sleep()
sockatmark()
socket()
socketpair()
stat()
symlink()
sysconf()
tcdrain()
tcflow()
tcflush()
tcgetattr()
tcgetpgrp()
tcsendbreak()
tcsetattr()
tcsetpgrp()
time()
timer_getoverrun()
timer_gettime()
timer_settime()
times()
umask()
uname()
unlink()
utime()
wait()
waitpid()
write()

POSIX.1-2008 entfernt fpathconf(), pathconf() und sysconf() aus der obigen Liste und fügt die folgenden Funktionen hinzu:

execl()
execv()
faccessat()
fchmodat()
fchownat()
fexecve()
fstatat()
futimens()
linkat()
mkdirat()
mkfifoat()
mknod()
mknodat()
openat()
readlinkat()
renameat()
symlinkat()
unlinkat()
utimensat()
utimes()

  Unterbrechung von Systemaufrufen und Bibliotheksfunktionen durch Signal-Handler
Wenn ein Signal-Handler aufgerufen wird, während ein Systemaufruf oder Bibliotheksfunktionsaufruf blockiert ist, wird entweder:

*   nach Abschluss des Signal-Handlers der Aufruf neu gestartet oder

*   der Aufruf schlägt mit dem Fehler EINTR fehl.

Welche dieser beiden Verhaltensweisen eintritt, hängt von der Schnittstelle und der Verwendung oder Nichtverwendung des Schalters SA_RESTART ab (siehe sigaction(2)). Die Einzelheiten unterscheiden sich zwischen UNIX-Systemen. Im Folgenden werden die Linux-Spezifika erörtert. Wenn ein blockierter Aufruf einer der folgenden Schnittstellen von einem Signal-Handler unterbrochen wird, wird der Aufruf nach der Rückkehr aus dem Signal-Handler erneut gestartet, wenn der Schalter SA_RESTART verwendet wurde; anderenfalls schlägt der Aufruf mit dem Fehler EINTR fehl:

    *   Aufrufe von read(2), readv(2), write(2), writev(2) und ioctl(2) für »langsame« Geräte. Bei »langsamen« Geräten kann ein E-/A-Aufruf für eine unbestimmte Zeit zu einer Blockade führen. Zu ihnen gehören beispielsweise Terminals, Pipelines und Sockets. (Nach dieser Definition ist eine Festplatte kein langsames Gerät.) Hat ein E-/A-Aufruf für ein langsames Gerät schon Daten übertragen und wird durch einen Signal-Handler unterbrochen, wird der Aufruf mit einem Erfolgs-Status abgeschlossen (normalerweise ist das die Zahl übertragener Bytes.)

    *   open(2), wenn er blockieren kann (z. B. beim Öffnen eines FIFOs; siehe fifo(7)).

    *   wait(2), wait3(2), wait4(2), waitid(2) und waitpid(2).

    *   Socket interfaces: accept(2), connect(2), recv(2), recvfrom(2), recvmmsg(2), recvmsg(2), send(2), sendto(2), and sendmsg(2), unless a timeout has been set on the socket (see below).

    *   Dateisperrende Schnittstellen: flock(2) und fcntl(2) F_SETLKW.

    *   POSIX-Schnittstellen für Nachrichten-Warteschlangen: mq_receive(3), mq_timedreceive(3), mq_send(3), and mq_timedsend(3).

    *   futex(2) FUTEX_WAIT (seit Linux 2.6.22; vorher immer Fehlschlag mit EINTR).

    *   POSIX-Semaphor-Schnittstellen: sem_wait(3) und sem_timedwait(3) (seit Linux 2.6.22; vorher immer Fehlschlag mit EINTR).

Folgende Schnittstellen werden nach einer Unterbrechung durch einen Signal-Handler, unabhängig von der Verwendung von SA_RESTART nie erneut gestartet; sie schlagen immer mit dem Fehler EINTR fehl:

    *   "Input" socket interfaces, when a timeout (SO_RCVTIMEO) has been set on the socket using setsockopt(2): accept(2), recv(2), recvfrom(2), recvmmsg(2) (also with a non-NULL timeout argument), and recvmsg(2).

    *   "Output" socket interfaces, when a timeout (SO_RCVTIMEO) has been set on the socket using setsockopt(2): connect(2), send(2), sendto(2), and sendmsg(2).

    *   Schnittstellen, mit denen auf Signale gewartet wird: pause(2), sigsuspend(2), sigtimedwait(2) und sigwaitinfo(2).

    *   Schnittstellen, die Dateideskriptoren mehrfach nutzen: epoll_wait(2), epoll_pwait(2), poll(2), ppoll(2), select(2) und pselect(2).

    *   System-V-IPC-Schnittstellen: msgrcv(2), msgsnd(2), semop(2), and semtimedop(2).

    *   Schlaf-Systemaufrufe: clock_nanosleep(2), nanosleep(2), and usleep(3).

    *   read(2) von einem inotify(7)-Dateideskriptor

    *   io_getevents(2)

Die Funktion sleep(3) wird ebenfalls niemals neu gestartet, wenn sie durch einen Handler unterbrochen wurde, wird aber erfolgreich verlassen: Der Rückgabewert ist die Zeit, die noch geschlafen werden sollte.

  Unterbrechung von Systemaufrufen und Bibliotheksfunktionen durch Stop-Signale
Auf Linux können sogar ohne Signal-Handler bestimmte sperrende Systemaufrufe mit dem Fehler EINTR fehlschlagen, nachdem der Prozess von einem der Stop-Signale gestoppt wird und dann mittels SIGCONT wieder fortgesetzt. Dieses Verhalten ist nicht durch POSIX.1 sanktioniert und tritt nicht auf anderen Systemen auf. Die folgenden Linux-Schnittstellen zeigen dieses Verhalten:

    *   "Input" socket interfaces, when a timeout (SO_RCVTIMEO) has been set on the socket using setsockopt(2): accept(2), recv(2), recvfrom(2), recvmmsg(2) (also with a non-NULL timeout argument), and recvmsg(2).

    *   "Output" socket interfaces, when a timeout (SO_RCVTIMEO) has been set on the socket using setsockopt(2): connect(2), send(2), sendto(2), and sendmsg(2), if a send timeout (SO_SNDTIMEO) has been set.

    *   epoll_wait(2), epoll_pwait(2).

    *   semop(2), semtimedop(2).

    *   sigtimedwait(2), sigwaitinfo(2).

    *   read(2) von einem inotify(7)-Dateideskriptor

    *   Linux 2.6.21 und früher: futex(2) FUTEX_WAIT, sem_timedwait(3), sem_wait(3).

    *   Linux 2.6.8 und früher: msgrcv(2), msgsnd(2).

    *   Linux 2.4 und früher: nanosleep(2).

KONFORM ZU
POSIX.1, mit den beschriebenen Ausnahmen

SIEHE AUCH
kill(1), getrlimit(2), kill(2), killpg(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), sigsuspend(2), sigwaitinfo(2), abort(3), bsd_signal(3), longjmp(3), raise(3), pthread_sigqueue(3), sigqueue(3), sigset(3), sigsetops(3), sigvec(3), sigwait(3), strsignal(3), sysv_signal(3), core(5), proc(5), pthreads(7), sigevent(7)

KOLOPHON
This page is part of release 3.70 of the Linux man-pages project. A description of the project, information about reporting bugs, and the latest version of this page, can be found at http://www.kernel.org/doc/man-pages/.

ÜBERSETZUNG
Die deutsche Übersetzung dieser Handbuchseite wurde von Martin Eberhard Schauer <Martin.E.Schauer@gmx.de> und Helge Kreutzmann <debian@helgefjell.de> erstellt. Diese Übersetzung ist Freie Dokumentation; lesen Sie die GNU General Public License Version 3 oder neuer bezüglich der Copyright-Bedingungen. Es wird KEINE HAFTUNG übernommen. Wenn Sie Fehler in der Übersetzung dieser Handbuchseite finden, schicken Sie bitte eine E-Mail an <debian-l10n-german@lists.debian.org>.