| Каталог документации / Раздел "Программирование, языки" / Оглавление документа |
| |
|
В базах данных нередко встречается ситуация одновременного доступа к одним и тем же данным. Допустим, что в некотором файле хранятся данные, которые могут читаться и записываться произвольным числом процессов.
Ясно, что требуется механизм синхронизации процессов, позволяющий не пускать другой процесс (процессы) читать и/или записывать данные в указанной области. Механизмов синхронизации в UNIX существует множество: от семафоров до блокировок областей файла. О последних мы и будем тут говорить.
Прежде всего отметим, что блокировки файла носят в UNIX необязательный характер. То есть, программа не использующая вызовов синхронизации, будет иметь доступ к данным без каких либо ограничений. Увы. Таким образом, программы, собирающиеся корректно пользоваться общими данными, должны все использовать - и при том один и тот же механизм синхронизации: заключить между собой "джентльменское соглашение".
6.9.1. Блокировка устанавливается при помощи вызова
flock_t lock;
fcntl(fd, operation, &lock);
Здесь operation может быть одним из трех:
F_SETLK
Устанавливает или снимает замок, описываемый структурой lock. Структура flock_t имеет такие поля:
short l_type;
short l_whence;
off_t l_start;
size_t l_len;
long l_sysid;
pid_t l_pid;
l_type
тип блокировки:
F_RDLCK - на чтение;
F_WRLCK - на запись;
F_UNLCK - снять все замки.
l_whence, l_start, l_len
описывают сегмент файла, на который ставится замок: от точки lseek(fd,l_start,l_whence); длиной l_len байт. Здесь l_whence может быть: SEEK_SET, SEEK_CUR, SEEK_END. l_len равное нулю означает "до конца файла". Так если все три параметра равны 0, то будет заблокирован весь файл.
F_SETLKW
Устанавливает или снимает замок, описываемый структурой lock. При этом, если замок на область, пересекающуюся с указанной уже кем-то установлен, то сперва дождаться снятия этого замка.
Пытаемся | Нет Уже есть уже есть
поставить | чужих замок замок
замок на | замков на READ на WRITE
-----------|-------------------------------------------------------------- READ
| читать читать ждать;запереть;читать
WRITE | записать ждать;запереть;записать ждать;запереть;записать
UNLOCK | отпереть отпереть отпереть
F_GETLK
Запрашиваем возможность установить замок, описанный в lock.
#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <fcntl.h>
#include <unistd.h>
#include <time.h>
#include <signal.h>
char DataFile [] = "data.xxx";
char info [] = "abcdefghijklmnopqrstuvwxyz";
#define OFFSET 5
#define SIZE 12
#define PAUSE 2
int trial = 1;
int fd, pid;
char buffer[120], myname[20];
void writeAccess(), readAccess();
void fcleanup(int nsig){
unlink(DataFile);
printf("cleanup:%s\n", myname);
if(nsig) exit(0);
}
int main(){
int i;
fd = creat(DataFile, 0644);
write(fd, info, strlen(info));
close(fd);
signal(SIGINT, fcleanup);
sprintf(myname, fork() ? "B-%06d" : "A-%06d", pid = getpid());
srand(time(NULL)+pid);
printf("%s:started\n", myname);
fd = open(DataFile, O_RDWR|O_EXCL);
printf("%s:opened %s\n", myname, DataFile);
for(i=0; i < 30; i++){
if(rand()%2) readAccess();
else writeAccess();
}
close(fd);
printf("%s:finished\n", myname);
wait(NULL);
fcleanup(0);
return 0;
}
void writeAccess(){
flock_t lock;
printf("Write:%s #%d\n", myname, trial);
lock.l_type = F_WRLCK;
lock.l_whence = SEEK_SET;
lock.l_start = (off_t) OFFSET;
lock.l_len = (size_t) SIZE;
if(fcntl(fd, F_SETLKW, &lock) <0)
perror("F_SETLKW");
printf("\twrite:%s locked\n", myname);
sprintf(buffer, "%s #%02d", myname, trial);
printf ("\twrite:%s \"%s\"\n", myname, buffer);
lseek (fd, (off_t) OFFSET, SEEK_SET);
write (fd, buffer, SIZE);
sleep (PAUSE);
lock.l_type = F_UNLCK;
if(fcntl(fd, F_SETLKW, &lock) <0)
perror("F_SETLKW");
printf("\twrite:%s unlocked\n", myname);
trial++;
}
void readAccess(){
flock_t lock;
printf("Read:%s #%d\n", myname, trial);
lock.l_type = F_RDLCK;
lock.l_whence = SEEK_SET;
lock.l_start = (off_t) OFFSET;
lock.l_len = (size_t) SIZE;
if(fcntl(fd, F_SETLKW, &lock) <0)
perror("F_SETLKW");
printf("\tread:%s locked\n", myname);
lseek(fd, (off_t) OFFSET, SEEK_SET);
read (fd, buffer, SIZE);
printf("\tcontents:%s \"%*.*s\"\n", myname, SIZE, SIZE, buffer);
sleep (PAUSE);
lock.l_type = F_UNLCK;
if(fcntl(fd, F_SETLKW, &lock) <0)
perror("F_SETLKW");
printf("\tread:%s unlocked\n", myname);
trial++;
}
Исследуя выдачу этой программы, вы можете обнаружить, что READ-области могут перекрываться; но что никогда не перекрываются области READ и WRITE ни в какой комбинации. Если идет чтение процессом A - то запись процессом B дождется разблокировки A (чтение - не будет дожидаться). Если идет запись процессом A - то и чтение процессом B и запись процессом B дождутся разблокировки A.
6.9.2. UNIX SVR4 имеет еще один интерфейс для блокировки файлов: функцию lockf.
#include <unistd.h>
int lockf(int fd, int operation, size_t size);
Операция operation:
Если устанавливается замок, перекрывающийся с уже установленным, то замки объединяются.
было: ___________#######____######__________
запрошено:______________##########______________
стало: ___________#################__________
Если снимается замок с области, покрывающей только часть заблокированной прежде, остаток области остается как отдельный замок.
было: ___________#################__________
запрошено:______________XXXXXXXXXX______________
стало: ___________###__________####__________
Пространство дисковой памяти может состоять из нескольких файловых систем (в дальнейшем FS), т.е. логических и/или физических дисков. Каждая файловая система имеет древовидную логическую структуру (каталоги, подкаталоги и файлы) и имеет свой корневой каталог. Файлы в каждой FS имеют свои собственные I-узлы и собственную их нумерацию с 1. В начале каждой FS зарезервированы:
Файловые системы объединяются в единую древовидную иерархию операцией монтирования подключения корня файловой системы к какому-то из каталогов-"листьев" дерева другой FS.
Файлы в объединенной иерархии адресуются при помощи двух способов:
/usr/abs/bin/hackIt
bin/hackIt
./../../bin/vi
(этот способ предназначен для программ, пользующихся файлами, а также пользователей);
Поскольку в каждой FS имеется собственная нумерация I-узлов, то файл в объединенной иерархии должен адресоваться ДВУМЯ параметрами:
Преобразование имени файла в объединенной файловой иерархии в такую адресную пару выполняет в ядре уже упоминавшаяся выше функция namei (при помощи просмотра каталогов):
struct inode *ip = namei(...);
Создаваемая ею копия I-узла в памяти ядра содержит поля i_dev и i_number (которые на самом диске не хранятся!).
Рассмотрим некоторые алгоритмы работы ядра с файлами. Ниже они приведены чисто схематично и в сильном упрощении. Форматы вызова (и оформление) функций не соответствуют форматам, используемым на самом деле в ядре; верны лишь названия функций. Опущены проверки на корректность, подсчет ссылок на структуры file и inode, блокировка I-узлов и кэш-буферов от одновременного доступа, и многое другое.
Пусть мы хотим открыть файл для чтения и прочитать из него некоторую информацию. Вызовы открытия и закрытия файла имеют схему (часть ее будет объяснена позже):
#include <sys/types.h>
#include <sys/inode.h>
#include <sys/file.h>
int fd_read = open(имяФайла, O_RDONLY){
int fd; struct inode *ip; struct file *fp; dev_t dev;
u_error = 0; /* errno в программе */
// Найти файл по имени. Создается копия I-узла в памяти:
ip = namei(имяФайла, LOOKUP);
// namei может выдать ошибку, если нет такого файла
if(u_error) return(-1); // ошибка
// Выделяется структура "открытый файл":
fp = falloc(ip, FREAD);
// fp->f_flag = FREAD; открыт на чтение
// fp->f_offset = 0; RWptr
// fp->f_inode = ip; ссылка на I-узел
// Выделить новый дескриптор
for(fd=0; fd < NOFILE; fd++)
if(u_ofile[fd] == NULL ) // свободен
goto done;
u_error = EMFILE; return (-1);
done:
u_ofile[fd] = fp;
// Если это устройство - инициализировать его.
// Это функция openi(ip, fp->f_flag);
dev = ip->i_rdev;
if((ip->i_mode & IFMT) == IFCHR)
(*cdevsw[major(dev)].d_open)(minor(dev),fp->f_flag);
else if((ip->i_mode & IFMT) == IFBLK)
(*bdevsw[major(dev)].d_open)(minor(dev),fp->f_flag);
return fd; // через u_rval1
}
close(fd){
struct file *fp = u_ofile[fd];
struct inode *ip = fp->f_inode;
dev_t dev = ip->i_rdev;
if((ip->i_mode & IFMT) == IFCHR)
(*cdevsw[major(dev)].d_close)(minor(dev),fp->f_flag);
else if((ip->i_mode & IFMT) == IFBLK)
(*bdevsw[major(dev)].d_close)(minor(dev),fp->f_flag);
u_ofile[fd] = NULL;
// и удалить ненужные структуры из ядра.
}
Теперь рассмотрим функцию преобразования логических блоков файла в номера физических блоков в файловой системе. Для этого преобразования в I-узле файла содержится таблица адресов блоков. Она устроена довольно сложно - ее начало находится в узле, а продолжение - в нескольких блоках в самой файловой системе (устройство это можно увидеть в примере "Фрагментированность файловой системы" в приложении). Мы для простоты будем предполагать, что это просто линейный массив i_addr[], в котором n-ому логическому блоку файла отвечает bno-тый физический блок файловой системы:
bno = ip->i_addr[n];
Если файл является интерфейсом устройства, то этот файл не хранит информации в логической файловой системе. Поэтому у устройств нет таблицы адресов блоков. Вместо этого, поле i_addr[0] используется для хранения кода устройства, к которому приводит этот специальный файл. Это поле носит название i_rdev, т.е. как бы сделано
#define i_rdev i_addr[0]
(на самом деле используется union). Устройства бывают байто-ориентированные, обмен с которыми производится по одному байту (как с терминалом или с коммуникационным портом); и блочно-ориентированные, обмен с которыми возможен только большими порциями блоками (пример - диск). То, что файл является устройством, помечено в поле тип файла
ip->i_mode & IFMT
одним из значений: IFCHR - байтовое; или IFBLK - блочное. Алгоритм вычисления номера блока:
ushort u_pboff; // смещение от начала блока
ushort u_pbsize; // сколько байт надо использовать
// ushort - это unsigned short, смотри <sys/types.h>
// daddr_t - это long (disk address)
daddr_t bmap(struct inode *ip,
off_t offset, unsigned count){
int sz, rem;
// вычислить логический номер блока по позиции RWptr.
// BSIZE - это размер блока файловой системы,
// эта константа определена в <sys/param.h>
daddr_t bno = offset / BSIZE;
// если BSIZE == 1 Кб, то можно offset >> 10
u_pboff = offset % BSIZE;
// это можно записать как offset & 01777
sz = BSIZE - u_pboff;
// столько байт надо взять из этого блока,
// начиная с позиции u_pboff.
if(count < sz) sz = count;
u_pbsize = sz;
Если файл представляет собой устройство, то трансляция логических блоков в физические не производится - устройство представляет собой "сырой" диск без файлов и каталогов, т.е. обращение происходит сразу по физическому номеру блока:
if((ip->i_mode & IFMT) == IFBLK) // block device
return bno; // raw disk
// иначе провести пересчет:
rem = ip->i_size /*длина файла*/ - offset;
// это остаток файла.
if( rem < 0 ) rem = 0;
// файл короче, чем заказано нами:
if( rem < sz ) sz = rem;
if((u_pbsize = sz) == 0) return (-1); // EOF
// и, собственно, замена логич. номера на физич.
return ip->i_addr[bno];
}
Теперь рассмотрим алгоритм read. Параметры, начинающиеся с u_..., на самом деле передаются как статические через вспомогательные переменные в u-area процесса.
read(int fd, char *u_base, unsigned u_count){
unsigned srccount = u_count;
struct file *fp = u_ofile[fd];
struct inode *ip = fp->f_inode;
struct buf *bp;
daddr_t bno; // очередной блок файла
// dev - устройство,
// интерфейсом которого является файл-устройство,
// или на котором расположен обычный файл.
dev_t dev = (ip->i_mode & (IFCHR|IFBLK)) ?
ip->i_rdev : ip->i_dev;
switch( ip->i_mode & IFMT ){
case IFCHR: // байто-ориентированное устройство
(*cdevsw[major(dev)].d_read)(minor(dev));
// прочие параметры передаются через u-area
break;
case IFREG: // обычный файл
case IFDIR: // каталог
case IFBLK: // блочно-ориентированное устройство
do{
bno = bmap(ip, fp->f_offset /*RWptr*/, u_count);
if(u_pbsize==0 || (long)bno < 0) break; // EOF
bp = bread(dev, bno); // block read
iomove(bp->b_addr + u_pboff, u_pbsize, B_READ);
Функция iomove копирует данные
bp->b_addr[ u_pboff..u_pboff+u_pbsize-1 ]
из адресного пространства ядра (из буфера в ядре) в адресное пространство процесса по адресам
u_base[ 0..u_pbsize-1 ]
то есть пересылает u_pbsize байт между ядром и процессом (u_base попадает в iomove через статическую переменную). При записи вызовом write(), iomove с флагом B_WRITE производит обратное копирование - из памяти процесса в память ядра. Продолжим:
// продвинуть счетчики и указатели:
u_count -= u_pbsize;
u_base += u_pbsize;
fp->f_offset += u_pbsize; // RWptr
} while( u_count != 0 );
break;
...
return( srccount - u_count );
} // end read
Теперь обсудим некоторые места этого алгоритма. Сначала посмотрим, как происходит обращение к байтовому устройству. Вместо адресов блоков мы получаем код устройства i_rdev. Коды устройств в UNIX (тип dev_t) представляют собой пару двух чисел, называемых мажор и минор, хранимых в старшем и младшем байтах кода устройства:
#define major(dev) ((dev >> 8) & 0x7F)
#define minor(dev) ( dev & 0xFF)
Мажор обозначает тип устройства (диск, терминал, и.т.п.) и приводит к одному из драйверов (если у нас есть 8 терминалов, то их обслуживает один и тот же драйвер); а минор обозначает номер устройства данного типа (... каждый из терминалов имеет миноры 0..7). Миноры обычно служат индексами в некоторой таблице структур внутри выбранного драйвера. Мажор же служит индексом в переключательной таблице устройств. При этом блочно-ориентированные устройства выбираются в одной таблице - bdevsw[], а байтоориентированные - в другой - cdevsw[] (см. <sys/conf.h>; имена таблиц означают block/character device switch). Каждая строка таблицы содержит адреса функций, выполняющих некоторые предопределенные операции способом, зависимым от устройства. Сами эти функции реализованы в драйверах устройств. Аргументом для этих функций обычно служит минор устройства, к которому производится обращение. Функция в драйвере использует этот минор как индекс для выбора конкретного экземпляра устройства данного типа; как индекс в массиве управляющих структур (содержащих текущее состояние, режимы работы, адреса функций прерываний, адреса очередей данных и.т.п. каждого конкретного устройства) для данного типа устройств. Эти управляющие структуры различны для разных типов устройств (и их драйверов).
Каждая строка переключательной таблицы содержит адреса функций, выполняющих операции open, close, read, write, ioctl, select. open служит для инициализации устройства при первом его открытии (++ip->i_count==1) - например, для включения мотора; close - для выключения при последнем закрытии (--ip->i_count==0). У блочных устройств поля для read и write объединены в функцию strategy, вызываемую с параметром B_READ или B_WRITE. Вызов ioctl предназначен для управления параметрами работы устройства. Операция select - для опроса: есть ли поступившие в устройство данные (например, есть ли в clist-е ввода с клавиатуры байты? см. главу "Экранные библиотеки"). Вызов select применим только к некоторым байтоориентированным устройствам и сетевым портам (socket-ам). Если данное устройство не умеет выполнять такую операцию, то есть запрос к этой операции должен вернуть в программу ошибку (например, операция read неприменима к принтеру), то в переключательной таблице содержится специальное имя функции nodev; если же операция допустима, но является фиктивной (как write для /dev/null) - имя nulldev. Обе эти функции-заглушки представляют собой "пустышки": {}.
Теперь обратимся к блочно-ориентированным устройствам. UNIX использует внутри ядра дополнительную буферизацию при обменах с такими устройствами| -. Использованная нами выше функция bp=bread(dev,bno); производит чтение физического блока номер bno с устройства dev. Эта операция обращается к драйверу конкретного устройства и вызывает чтение блока в некоторую область памяти в ядре ОС: в один из кэш-буферов (cache, "запасать"). Заголовки кэш-буферов (struct buf) организованы в список и имеют поля (см. файл <sys/buf.h>):
Буферизация блоков позволяет системе экономить число обращений к диску. При обращении к bread() сначала происходит поиск блока (dev,bno) в таблице кэш-буферов. Если блок уже был ранее прочитан в кэш, то обращения к диску не происходит, поскольку копия содержимого дискового блока уже есть в памяти ядра. Если же блока еще нет в кэш-буферах, то в ядре выделяется чистый буфер, в заголовке ему прописываются нужные значения полей b_dev и b_blkno, и блок считывается в буфер с диска вызовом функции
bp->b_flags |= B_READ; // род работы: прочитать
(*bdevsw[major(dev)].d_startegy)(bp);
// bno и минор - берутся из полей *bp
из драйвера конкретного устройства.
Когда мы что-то изменяем в файле вызовом write(), то изменения на самом деле происходят в кэш-буферах в памяти ядра, а не сразу на диске. При записи в блок буфер помечается как измененный:
b_flags* B_DELWRI; // отложенная запись
и на диск немедленно не записывается. Измененные буфера физически записываются на диск в таких случаях:
Понятно, что не измененные блоки обратно на диск из буферов не записываются (т.к. на диске и так содержатся те же самые данные). Даже если файл уже закрыт close, его блоки могут быть еще не записаны на диск - запись произойдет лишь при вызове sync. Это означает, что измененные блоки записываются на диск "массированно" - по многу блоков, но не очень часто, что позволяет оптимизировать и саму запись на диск: сортировкой блоков можно достичь минимизации перемещения магнитных головок над диском.
Отслеживание самых "старых" буферов происходит за счет реорганизации списка заголовков кэш-буферов. В большом упрощении это можно представить так: как только к блоку происходит обращение, соответствующий заголовок переставляется в начало списка. В итоге самый "пассивный" блок оказывается в хвосте - он то и переиспользуется при нужде.
"Подвисание" файлов в памяти ядра значительно ускоряет работу программ, т.к. работа с памятью гораздо быстрее, чем с диском. Если блок надо считать/записать, а он уже есть в кэше, то реального обращения к диску не происходит. Зато, если случится сбой питания (или кто-то неаккуратно выключит машину), а некоторые буфера еще не были сброшены на диск - то часть изменений в файлах будет потеряна. Для принудительной записи всех измененных кэш-буферов на диск существует сисвызов "синхронизации" содержимого дисков и памяти
sync(); // synchronize
Вызов sync делается раз в 30 секунд специальным служебным процессом /etc/update, запускаемым при загрузке системы. Для работы с файлами, которые должны гарантированно быть корректными на диске, используется открытие файла
fd = open( имя, O_RDWR | O_SYNC);
которое означает, что при каждом write блок из кэш-буфера немедленно записывается на диск. Это делает работу надежнее, но существенно медленнее.
Специальные файлы устройств не могут быть созданы вызовом creat, создающим только обычные файлы. Файлы устройств создаются вызовом mknod:
#include <sys/sysmacros.h>
dev_t dev = makedev(major, minor);
/* (major << 8) | minor */
mknod( имяФайла, кодыДоступа|тип, dev);
где dev - пара (мажор,минор) создаваемого устройства; кодыДоступа - коды доступа к файлу (0777)*; тип - это одна из констант S_IFIFO, S_IFCHR, S_IFBLK из include-файла <sys/stat.h>.
mknod доступен для выполнения только суперпользователю (за исключением случая S_IFIFO). Если бы это было не так, то можно было бы создать файл устройства, связанный с существующим диском, и читать информацию с него напрямую, в обход механизмов логической файловой системы и защиты файлов кодами доступа.
Можно создать файл устройства с мажором и/или минором, не отвечающим никакому реальному устройству (нет такого драйвера или минор слишком велик). Открытие таких устройств выдает код ошибки ENODEV.
Из нашей программы мы можем вызовом stat() узнать код устройства, на котором расположен файл. Он будет содержаться в поле dev_t st_dev; а если файл является специальным файлом (интерфейсом драйвера устройства), то код самого этого устройства можно узнать из поля dev_t st_rdev; Рассмотрим пример, который выясняет, относятся ли два имени к одному и тому же файлу:
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
void main(ac, av) char *av[]; {
struct stat st1, st2; int eq;
if(ac != 3) exit(13);
stat(av[1], &st1); stat(av[2], &st2);
if(eq =
(st1.st_ino == st2.st_ino && /* номера I-узлов */
st1.st_dev == st2.st_dev)) /* коды устройств */
printf("%s и %s - два имени одного файла\n",av[1],av[2]);
exit( !eq );
}
Наконец, вернемся к склейке нескольких файловых систем в одну объединенную иерархию:
ino=2
*------ корневая файловая система
/ \ /\ на диске /dev/hd0
/ /\ /\
\
*-/mnt/hd1
:
* ino=2 FS на диске /dev/hd1
/ \ (removable FS)
/\ \
Для того, чтобы поместить корневой каталог файловой системы, находящейся на диске /dev/hd1, вместо каталога /mnt/hd1 уже "собранной" файловой системы, мы должны издать сисвызов
mount("/dev/hd1", "/mnt/hd1", 0);
Для отключения смонтированной файловой системы мы должны вызвать
umount("/dev/hd1");
(каталог, к которому она смонтирована, уже числится в таблице ядра, поэтому его задавать не надо). При монтировании все содержимое каталога /mnt/hd1 станет недоступным, зато при обращении к имени /mnt/hd1 мы на самом деле доберемся до (безымянного) корневого каталога на диске /dev/hd1. Такой каталог носит название mount point и может быть выявлен по тому признаку, что "." и ".." в нем лежат на разных устройствах:
struct stat st1, st2;
stat("/mnt/hd1/.", &st1); stat("/mnt/hd1/..", &st2);
if( st1.st_dev != st2.st_dev) ... ; /*mount point*/
Для st1 поле st_dev означает код устройства /dev/hd1, а для st2 - устройства, содержащего корневую файловую систему. Операции монтирования и отмонтирования файловых систем доступны только суперпользователю.
И напоследок - сравнение структур I-узла.
на диске в памяти в вызове stat
<sys/ino.h> <sys/inode.h> <sys/stat.h>
struct dinode struct inode struct stat
// коды доступа и тип файла
ushort di_mode i_mode st_mode
// число имен файла
short di_nlink i_nlink st_nlink
// номер I-узла
ushort --- i_number st_ino
// идентификатор владельца
ushort di_uid i_uid st_uid
// идентификатор группы владельца
ushort di_gid i_gid st_gid
// размер файла в байтах
off_t di_size i_size st_size
// время создания
time_t di_ctime i_ctime st_ctime
// время последнего изменения (write)
time_t di_mtime i_mtime st_mtime
// время последнего доступа (read/write)
time_t di_atime i_atime st_atime
// устройство, на котором расположен файл
dev_t --- i_dev st_dev
// устройство, к которому приводит спец.файл
dev_t --- i_rdev st_rdev
// адреса блоков
char di_addr[39] i_addr[]
// счетчик ссылок на структуру в ядре
cnt_t i_count
// и кое-что еще
Минусы означают, что данное поле не хранится на диске, а вычисляется ядром. В современных версиях UNIX могут быть легкие отличия от вышенаписанной таблицы.
* - Следует отличать эту системную буферизацию от буферизации при помощи библиотеки stdio. Библиотека создает буфер в самом процессе, тогда как системные вызовы имеют буфера внутри ядра.
* - Обычно к блочным устройствам (дискам) доступ разрешается только суперпользователю, в противном случае можно прочитать с "сырого" диска (в обход механизмов файловой системы) физические блоки любого файла и весь механизм защиты окажется неработающим.
© Copyright А. Богатырев, 1992-95
Си в UNIX
Назад | Содержание | Вперед
|
Закладки на сайте Проследить за страницей |
Created 1996-2024 by Maxim Chirkov Добавить, Поддержать, Вебмастеру |