Полезная информация

Server for Information Technologies Сервер поддерживается
Центром Информационных Технологий
(095) 932-9212, 932-9213, 939-0783
E-mail: info@citforum.ru
Сервер содержит море(!) аналитической информации CIT Forum CD-ROM

6.5. Жизнь процессов.

6.5.1. Какие классы памяти имеют данные, в каких сегментах программы они расположены?

            char x[] = "hello";
            int y[25];
            char *p;
            main(){
                    int z = 12;
                    int v;
                    static int w = 25;
                    static int q;
                    char s[20];
                    char *pp;
                    ...
                    v = w + z;      /* #1 */
            }

Ответ:

    Переменная  Класс памяти     Сегмент   Начальное значение
         x        static        data/DATA      "hello"
         y        static        data/BSS     {0, ..., 0}
         p        static        data/BSS        NULL
         z        auto          stack            12
         v        auto          stack        не определено
         w        static        data/DATA        25
         q        static        data/BSS          0
         s        auto          stack        не определено
         pp       auto          stack        не определено
         main     static        text/TEXT

Большими буквами обозначены сегменты, хранимые в выполняемом файле:

DATA - это инициализированные статические данные (которым присвоены начальные значения). Они помещаются компилятором в файл в виде готовых констант, а при запуске программы (при ее загрузке в память машины), просто копируются в память из файла.

BSS (Block Started by Symbol) - неинициализированные статические данные. Они по умолчанию имеют начальное значение 0 (NULL, "", '\0'). Эта память расписывается нулями при запуске программы, а в файле хранится лишь ее размер.

TEXT - сегмент, содержащий машинные команды (код).

Хранящаяся в файле выполняемая программа имеет также заголовок - в нем в частности содержатся размеры перечисленных сегментов и их местоположение в файле; и еще - в самом конце файла - таблицу имен. В ней содержатся имена всех функций и переменных, используемых в программе, и их адреса. Эта таблица используется отладчиками adb и sdb, а также при сборке программы из нескольких объектных файлов программой ld. Просмотреть ее можно командой

     nm имяФайла

Для экономии дискового пространства эту таблицу часто удаляют, что делается командой

     strip имяФайла

Размеры сегментов можно узнать командой

     size имяФайла

Программа, загруженная в память компьютера (т.е. процесс), состоит из 3x сегментов, относящихся непосредственно к программе:

stack - стек для локальных переменных функций (автоматических переменных). Этот сегмент существует только у выполняющейся программы, поскольку отведение памяти в стеке производится выполнением некоторых машинных команд (поэтому описание автоматических переменных в Си - это на самом деле выполняемые операторы, хотя и не с точки зрения языка). Сегмент стека автоматически растет по мере надобности (если мы вызываем новые и новые функции, отводящие переменные в стеке). За этим следит аппаратура диспетчера памяти.

data - сегмент, в который склеены сегменты статических данных DATA и BSS, загруженные из файла. Этот сегмент также может изменять свой размер, но делать это надо явно - системными вызовами sbrk или brk. В частности, функция malloc() для размещения динамически отводимых данных увеличивает размер этого сегмента.

text - это выполняемые команды, копия сегмента TEXT из файла. Так строка с меткой #1 содержится в виде машинных команд именно в этом сегменте.

Кроме того, каждый процесс имеет еще:

proc - это резидентная часть паспорта процесса в таблице процессов в ядре операционной системы;

user - это 4-ый сегмент процесса - нерезидентная часть паспорта (u-area). К этому сегменту имеет доступ только ядро, но не сама программа.

Паспорт процесса был поделен на 2 части только из соображений экономии памяти в ядре: контекст процесса (таблица открытых файлов, ссылка на I-узел текущего каталога, таблица реакций на сигналы, ссылка на I-узел управляющего терминала, и.т.п.) нужен ядру только при обслуживании текущего активного процесса. Когда активен другой процесс эта информация в памяти ядра не нужна. Более того, если процесс из-за нехватки места в памяти машины был откачан на диск, эта информация также может быть откачана на диск и подкачана назад лишь вместе с процессом. Поэтому контекст был выделен в отдельный сегмент, и сегмент этот подключается к адресному пространству ядра лишь при выполнении процессом какого-либо системного вызова (это подключение называется "переключение контекста" - context switch). Четыре сегмента процесса могут располагаться в памяти машины не обязательно подряд - между ними могут лежать сегменты других процессов.

Схема составных частей процесса:

            П  Р  О  Ц  Е  С  С
      таблица процессов:
      паспорт  в ядре       сегменты в памяти
       struct proc[]
            ####---------------> stack      1
            ####                 data       2
                                 text       3
                   контекст:   struct user  4

Каждый процесс имеет уникальный номер, хранящийся в поле p_pid в структуре proc*. В ней также хранятся: адреса сегментов процесса в памяти машины (или на диске, если процесс откачан); p_uid - номер владельца процесса; p_ppid - номер процесса-родителя; p_pri, p_nice - приоритеты процесса; p_pgrp - группа процесса; p_wchan - ожидаемое процессом событие; p_flag и p_stat - состояние процесса; и многое другое. Структура proc определена в include-файле <sys/proc.h>, а структура user - в <sys/user.h>.

6.5.2. Системный вызов fork() (вилка) создает новый процесс: копию процесса, издавшего вызов. Отличие этих процессов состоит только в возвращаемом fork-ом значении:

    0                   - в новом процессе.
    pid нового процесса - в исходном.

Вызов fork может завершиться неудачей если таблица процессов переполнена. Простейший способ сделать это:

    main(){
          while(1)
            if( ! fork()) pause();
    }

Одно гнездо таблицы процессов зарезервировано - его может использовать только суперпользователь (в целях жизнеспособности системы: хотя бы для того, чтобы запустить программу, убивающую все эти процессы-варвары).

Вызов fork создает копию всех 4х сегментов процесса и выделяет порожденному процессу новый паспорт и номер. Иногда сегмент text не копируется, а используется процессами совместно ("разделяемый сегмент") в целях экономии памяти. При копировании сегмента user контекст порождающего процесса наследуется порожденным процессом (см. ниже).

Проведите опыт, доказывающий что порожденный системным вызовом fork() процесс и породивший его - равноправны. Повторите несколько раз программу:

    #include <stdio.h>
    int pid, i, fd; char c;
    main(){
       fd = creat( "TEST", 0644);
       if( !(pid = fork())){ /* сын: порожденный процесс */
               c = 'a';
               for(i=0; i < 5; i++){
                 write(fd, &c, 1); c++; sleep(1);
               }
               printf("Сын %d окончен\n", getpid());
               exit(0);
       }
       /* else процесс-отец */
       c = 'A';
       for(i=0; i < 5; i++){
               write(fd, &c, 1); c++; sleep(1);
       }
       printf("Родитель %d процесса %d окончен\n",
               getpid(), pid );
    }

В файле TEST мы будем от случая к случаю получать строки вида

    aABbCcDdEe  или  AaBbcdCDEe

что говорит о том, что первым "проснуться" после fork() может любой из двух процессов. Если же опыт дает устойчиво строки, начинающиеся с одной и той же буквы - значит в данной реализации системы один из процессов все же запускается раньше. Но не стоит использовать этот эффект - при переносе на другую систему его может не быть!

Данный опыт основан на следующем свойстве системы UNIX: при системном вызове fork() порожденный процесс получает все открытые порождающим процессом файлы "в наследство" - это соответствует тому, что таблица открытых процессом файлов копируется в процесс-потомок. Именно так, в частности, передаются от отца к сыну стандартные каналы 0, 1, 2: порожденному процессу не нужно открывать стандартные ввод, вывод и вывод ошибок явно. Изначально же они открываются специальной программой при вашем входе в систему.

до вызова fork();

     таблица открытых
     файлов  процесса
        0   ## ---<--- клавиатура
        1   ## --->--- дисплей
        2   ## --->--- дисплей
        ... ##
        fd  ## --->--- файл TEST
        ... ##

после fork();

     ПРОЦЕСС-ПАПА                   ПРОЦЕСС-СЫН
     0   ## ---<--- клавиатура --->--- ## 0
     1   ## --->--- дисплей    ---<--- ## 1
     2   ## --->--- дисплей    ---<--- ## 2
     ... ##                            ## ...
     fd  ## --->--- файл TEST  ---<--- ## fd
     ... ##            |               ## ...
                       *--RWptr-->ФАЙЛ

Ссылки из таблиц открытых файлов в процессах указывают на структуры "открытый файл" в ядре (см. главу про файлы). Таким образом, два процесса получают доступ к одной и той же структуре и, следовательно, имеют общий указатель чтения/записи для этого файла. Поэтому, когда процессы "отец" и "сын" пишут по дескриптору fd, они пользуются одним и тем же указателем R/W, т.е. информация от обоих процессов записывается последовательно. На принципе наследования и совместного использования открытых файлов основан также системный вызов pipe.

Порожденный процесс наследует также: реакции на сигналы (!!!), текущий каталог, управляющий терминал, номер владельца процесса и группу владельца, и.т.п.

При системном вызове exec() (который заменяет программу, выполняемую процессом, на программу из указанного файла) все открытые каналы также достаются в наследство новой программе (а не закрываются).

6.5.3. Процесс-копия это хорошо, но не совсем то, что нам хотелось бы. Нам хочется запустить программу, содержащуюся в выполняемом файле (например a.out). Для этого существует системный вызов exec, который имеет несколько разновидностей. Рассмотрим только две:

    char *path;
    char *argv[], *envp[], *arg0, ..., *argn;
    execle(path, arg0, arg1, ..., argn, NULL, envp);
    execve(path, argv, envp);

Системный вызов exec заменяет программу, выполняемую данным процессом, на программу, загружаемую из файла path. В данном случае path должно быть полным именем файла или именем файла от текущего каталога:

    /usr/bin/vi   a.out  ../mybin/xkick

Файл должен иметь код доступа "выполнение". Первые два байта файла (в его заголовке), рассматриваемые как short int, содержат так называемое "магическое число" (A_MAGIC), свое для каждого типа машин (смотри include-файл <a.out.h>). Его помещает в начало выполняемого файла редактор связей ld при компоновке программы из объектных файлов. Это число должно быть правильным, иначе система откажется запускать программу из этого файла. Бывает несколько разных магических чисел, обозначающих разные способы организации программы в памяти. Например, есть вариант, в котором сегменты text и data склеены вместе (тогда text не разделяем между процессами и не защищен от модификации программой), а есть - где данные и текст находятся в раздельных адресных пространствах и запись в text запрещена (аппаратно).

Остальные аргументы вызова - arg0, ..., argn - это аргументы функции main новой программы. Во второй форме вызова аргументы не перечисляются явно, а заносятся в массив. Это позволяет формировать произвольный массив строк-аргументов во время работы программы:

    char *argv[20];
    argv[0]="ls"; argv[1]="-l"; argv[2]="-i"; argv[3]=NULL;
    execv( "/bin/ls", argv);
            либо
    execl( "/bin/ls", "ls","-l","-i", NULL):

В результате этого вызова текущая программа завершается (но не процесс!) и вместо нее запускается программа из заданного файла: сегменты stack, data, text старой программы уничтожаются; создаются новые сегменты data и text, загружаемые из файла path; отводится сегмент stack (первоначально - не очень большого размера); сегмент user сохраняется от старой программы (за исключением реакций на сигналы, отличных от SIG_DFL и SIG_IGN - они будут сброшены в SIG_DFL). Затем будет вызвана функция main новой программы с аргументами argv:

    void main( argc, argv )
        int argc; char *argv[]; { ... }

Количество аргументов - argc - подсчитает сама система. Строка NULL не подсчитывается.

Процесс остается тем же самым - он имеет тот же паспорт (только адреса сегментов изменились); тот же номер (pid); все открытые прежней программой файлы остаются открытыми (с теми же дескрипторами); текущий каталог также наследуется от старой программы; сигналы, которые игнорировались ею, также будут игнорироваться (остальные сбрасываются в SIG_DFL). Зато "сущность" процесса подвергается перерождению - он выполняет теперь иную программу. Таким образом, системный вызов exec осуществляет вызов функции main, находящейся в другой программе, передавая ей свои аргументы в качестве входных.

Системный вызов exec может не удаться, если указанный файл path не существует, либо вы не имеете права его выполнять (такие коды доступа), либо он не является выполняемой программой (неверное магическое число), либо слишком велик для данной машины (системы), либо файл открыт каким-нибудь процессом (например еще записывается компилятором). В этом случае продолжится выполнение прежней программы. Если же вызов успешен - возврата из exec не происходит вообще (поскольку управление передается в другую программу).

Аргумент argv[0] обычно полагают равным path. По нему программа, имеющая несколько имен (в файловой системе), может выбрать ЧТО она должна делать. Так программа /bin/ls имеет альтернативные имена lr, lf, lx, ll. Запускается одна и та же программа, но в зависимости от argv[0] она далее делает разную работу.

Аргумент envp - это "окружение" программы (см. начало этой главы). Если он не задан - передается окружение текущей программы (наследуется содержимое массива, на который указывает переменная environ); если же задан явно (например, окружение скопировано в какой-то массив и часть переменных подправлена или добавлены новые переменные) - новая программа получит новое окружение. Напомним, что окружение можно прочесть из предопределенной переменной char **environ, либо из третьего аргумента функции main (см. начало главы), либо функцией getenv().

Системные вызовы fork и exec не склеены в один вызов потому, что между fork и exec в процессе-сыне могут происходить некоторые действия, нарушающие симметрию процесса-отца и порожденного процесса: установка реакций на сигналы, перенаправление ввода/вывода, и.т.п. Смотри пример "интерпретатор команд" в приложении. В MS DOS, не имеющей параллельных процессов, вызовы fork, exec и wait склеены в один вызов spawn. Зато при этом приходится делать перенаправления ввода-вывода в порождающем процессе перед spawn, а после него - восстанавливать все как было.

6.5.4. Завершить процесс можно системным вызовом

    void exit( unsigned char retcode );

Из этого вызова не бывает возврата. Процесс завершается: сегменты stack, data, text, user уничтожаются (при этом все открытые процессом файлы закрываются); память, которую они занимали, считается свободной и в нее может быть помещен другой процесс. Причина смерти отмечается в паспорте процесса - в структуре proc в таблице процессов внутри ядра. Но паспорт еще не уничтожается! Это состояние процесса называется "зомби" - живой мертвец.

В паспорт процесса заносится код ответа retcode. Этот код может быть прочитан процессом-родителем (тем, кто создал этот процесс вызовом fork). Принято, что код 0 означает успешное завершение процесса, а любое положительное значение 1..255 означает неудачное завершение с таким кодом ошибки. Коды ошибок заранее не предопределены: это личное дело процессов отца и сына - установить между собой какие-то соглашения по этому поводу. В старых программах иногда писалось exit(-1); Это некорректно - код ответа должен быть неотрицателен; код -1 превращается в код 255. Часто используется конструкция exit(errno);

Программа может завершиться не только явно вызывая exit, но и еще двумя способами:

6.5.5. В действительности exit() - это еще не сам системный вызов завершения, а стандартная функция. Сам системный вызов называется _exit(). Мы можем переопределить функцию exit() так, чтобы по окончании программы происходили некоторые действия:

    void exit(unsigned code){
      /* Добавленный мной дополнительный оператор: */
      printf("Закончить работу, "
             "код ответа=%u\n", code);
      /* Стандартные операторы: */
      _cleanup();  /* закрыть все открытые файлы.
                    * Это стандартная функция **/
      _exit(code); /* собственно сисвызов */
    }
    int f(){ return 17; }
    void main(){
      printf("aaaa\n"); printf("bbbb\n"); f();
      /* потом откомментируйте это:  exit(77); */
    }

Здесь функция exit вызывается неявно по окончании main, ее подставляет в программу компилятор. Дело в том, что при запуске программы exec-ом, первым начинает выполняться код так называемого "стартера", подклеенного при сборке программы из файла /lib/crt0.o. Он выглядит примерно так (в действительности он написан на ассемблере):

    ... // вычислить argc, настроить некоторые параметры.
    main(argc, argv, envp);
    exit();

или так (взято из проекта GNU* -):

    int errno = 0;
    char **environ;
    _start(int argc, int arga)
    {
    /* OS and Compiler dependent!!!! */
    char **argv = (char **) &arga;
    char **envp = environ = argv + argc + 1;
    /* ... возможно еще какие-то инициализации,
     * наподобие setlocale( LC_ALL, "" ); в SCO UNIX */
    exit (main(argc, argv, envp));
    }

Где должно быть

    int main(int argc, char *argv[], char *envp[]){
              ...
            return 0;  /* вместо exit(0); */
    }

Адрес функции _start() помечается в одном из полей заголовка файла формата a.out как адрес, на который система должна передать управление после загрузки программы в память (точка входа).

Какой код ответа попадет в exit() в этих примерах (если отсутствует явный вызов exit или return) - непредсказуемо. На IBM PC в вышенаписанном примере этот код равен 17, то есть значению, возвращенному последней вызывавшейся функцией. Однако это не какое-то специальное соглашение, а случайный эффект (так уж устроен код, создаваемый этим компилятором).

6.5.6. Процесс-отец может дождаться окончания своего потомка. Это делается системным вызовом wait и нужно по следующей причине: пусть отец - это интерпретатор команд. Если он запустил процесс и продолжил свою работу, то оба процесса будут предпринимать попытки читать ввод с клавиатуры терминала - интерпретатор ждет команд, а запущенная программа ждет данных. Кому из них будет поступать набираемый нами текст - непредсказуемо! Вывод: интерпретатор команд должен "заснуть" на то время, пока работает порожденный им процесс:

    int pid;  unsigned short status;
             ...
    if((pid = fork()) == 0 ){
            /* порожденный процесс */
             ...  // перенаправления ввода-вывода.
             ...  // настройка сигналов.
            exec(....);
            perror("exec не удался"); exit(1);
    }
    /* иначе это породивший процесс */
    while((pid = wait(&status)) > 0 )
      printf("Окончился сын pid=%d с кодом %d\n",
              pid, status >> 8);
    printf( "Больше нет сыновей\n");

wait приостанавливает* - выполнение вызвавшего процесса до момента окончания любого из порожденных им процессов (ведь можно было запустить и нескольких сыновей!). Как только какой-то потомок окончится - wait проснется и выдаст номер (pid) этого потомка. Когда никого из живых "сыновей" не осталось - он выдаст (-1). Ясно, что процессы могут оканчиваться не в том порядке, в котором их порождали. В переменную status заносится в специальном виде код ответа окончившегося процесса, либо номер сигнала, которым он был убит.

    #include <sys/types.h>
    #include <sys/wait.h>
            ...
    int status, pid;
            ...
    while((pid = wait(&status)) > 0){
        if( WIFEXITED(status)){
          printf( "Процесс %d умер с кодом %d\n",
                           pid,            WEXITSTATUS(status));
        } else if( WIFSIGNALED(status)){
          printf( "Процесс %d убит сигналом %d\n",
                           pid,             WTERMSIG(status));
          if(WCOREDUMP(status)) printf( "Образовался core\n" );
          /* core - образ памяти процесса для отладчика adb */
        } else if( WIFSTOPPED(status)){
          printf( "Процесс %d остановлен сигналом %d\n",
                           pid,            WSTOPSIG(status));
        } else if( WIFCONTINUED(status)){
          printf( "Процесс %d продолжен\n",
                           pid);
        }
    }
            ...

Если код ответа нас не интересует, мы можем писать wait(NULL).

Если у нашего процесса не было или больше нет живых сыновей - вызов wait ничего не ждет, а возвращает значение (-1). В написанном примере цикл while позволяет дождаться окончания всех потомков.

В тот момент, когда процесс-отец получает информацию о причине смерти потомка, паспорт умершего процесса наконец вычеркивается из таблицы процессов и может быть переиспользован новым процессом. До того, он хранится в таблице процессов в состоянии "zombie" - "живой мертвец". Только для того, чтобы кто-нибудь мог узать статус его завершения.

Если процесс-отец завершился раньше своих сыновей, то кто же сделает wait и вычеркнет паспорт? Это сделает процесс номер 1: /etc/init. Если отец умер раньше процессов-сыновей, то система заставляет процесс номер 1 "усыновить" эти процессы. init обычно находится в цикле, содержащем в начале вызов wait(), то есть ожидаетокончания любого из своих сыновей (а они у него всегда есть, о чем мы поговорим подробнее чуть погодя). Таким образом init занимается чисткой таблицы процессов, хотя это не единственная его функция.

Вот схема, поясняющая жизненный цикл любого процесса:

        |pid=719,csh
        |
    if(!fork())------->--------* pid=723,csh
        |                      |                  загрузить
     wait(&status)           exec("a.out",...) <-- a.out
        :                    main(...){           с диска
        :                      |
        :pid=719,csh           | pid=723,a.out
      спит(ждет)             работает
        :                      |
        :                    exit(status) умер
        :                    }
     проснулся <---проснись!--RIP
        |
        |pid=719,csh

Заметьте, что номер порожденного процесса не обязан быть следующим за номером родителя, а только больше него. Это связано с тем, что другие процессы могли создать в системе новые процессы до того, как наш процесс издал свой вызов fork.

6.5.7. Кроме того, wait позволяет отслеживать остановку процесса. Процесс может быть приостановлен при помощи посылки ему сигналов SIGSTOP, SIGTTIN, SIGTTOU, SIGTSTP. Последние три сигнала посылает при определенных обстоятельствах драйвер терминала, к примеру SIGTSTP - при нажатии клавиши CTRL/Z. Продолжается процесс посылкой ему сигнала SIGCONT.

В данном контексте, однако, нас интересуют не сами эти сигналы, а другая схема манипуляции с отслеживанием статуса порожденных процессов. Если указано явно, система может посылать процессу-родителю сигнал SIGCLD в момент изменения статуса любого из его потомков. Это позволит процессу-родителю немедленно сделать wait и немедленно отразить изменение состояние процесса-потомка в своих внутренних списках. Данная схема программируется так:

    void pchild(){
            int pid, status;
            sighold(SIGCLD);
            while((pid = waitpid((pid_t) -1, &status, WNOHANG|WUNTRACED)) > 0){
              dorecord:
                    записать_информацию_об_изменениях;
            }
            sigrelse(SIGCLD);
            /* Reset */
            signal(SIGCLD, pchild);
    }
            ...
    main(){
            ...
            /* По сигналу SIGCLD вызывать функцию pchild */
            signal(SIGCLD, pchild);
            ...
            главный_цикл;
    }

Секция с вызовом waitpid (разновидность вызова wait), прикрыта парой функций sighold-sigrelse, запрещающих приход сигнала SIGCLD внутри этой критической секции. Сделано это вот для чего: если процесс начнет модифицировать таблицы или списки в районе метки dorecord:, а в этот момент придет еще один сигнал, то функция pchild будет вызвана рекурсивно и тоже попытается модифицировать таблицы и списки, в которых еще остались незавершенными перестановки ссылок, элементов, счетчиков. Это приведет к разрушению данных.

Поэтому сигналы должны приходить последовательно, и функции pchild вызываться также последовательно, а не рекурсивно. Функция sighold откладывает доставку сигнала (если он случится), а sigrelse - разрешает доставить накопившиеся сигналы (но если их пришло несколько одного типа - все они доставляются как один такой сигнал. Отсюда цикл вокруг waitpid).

Флаг WNOHANG - означает "не ждать внутри вызова wait", если ни один из потомков не изменил своего состояния; а просто вернуть код (-1)". Это позволяет вызывать pchild даже без получения сигнала: ничего не произойдет. Флаг WUNTRACED - означает "выдавать информацию также об остановленных процессах".

* - Процесс может узнать его вызовом pid=getpid();

* - cleanup() закрывает файлы, открытые fopen()ом, "вытряхая" при этом данные, накопленные в буферах, в файл. При аварийном завершении программы файлы все равно закрываются, но уже не явно, а операционной системой (в вызове _exit). При этом содержимое недосброшенных буферов будет утеряно.

* - программы, распространяемые в исходных текстах из Free Software Foundationtion (FSF). Среди них - C++ компилятор g++ и редактор emacs. Смысл слов GNU - "generally not UNIX" - проект был основан как противодействие начавшейся коммерциализации UNIX и закрытию его исходных текстов. "Сделать как в UNIX, но лучше".

* - "Живой" процесс может пребывать в одном из нескольких состояний: процесс ожидает наступления какого-то события ("спит"), при этом ему не выделяется время процессора, т.к. он не готов к выполнению; процесс готов к выполнению и стоит в очереди к процессору (поскольку процессор выполняет другой процесс); процесс готов и выполняется процессором в данный момент. Последнее состояние может происходить в двух режимах пользовательском (выполняются команды сегмента text) и системном (процессом был издан системный вызов, и сейчас выполняется функция в ядре). Ожидание события бывает только в системной фазе - внутри системного вызова (т.е. это "синхронное" ожидание). Неактивные процессы ("спящие" или ждущие ресурса процессора) могут быть временно откачаны на диск.

© Copyright А. Богатырев, 1992-95
Си в UNIX

Назад | Содержание | Вперед

Comments: info@citmgu.ru
Designed by Andrey Novikov
Copyright © CIT