git: c55270cffb - main - update translation of books/design-44bsd to Russian

Vladlen Popolitov <[email protected]>
Newsgroups gmane.os.freebsd.devel.cvs.doc
Message-ID <[email protected]> 
The branch main has been updated by vladlen:

URL: https://cgit.FreeBSD.org/doc/commit/?id=c55270cffbea46018e9f1476ffd7d2027eccda52

commit c55270cffbea46018e9f1476ffd7d2027eccda52
Author:     Vladlen Popolitov <[email protected]>
AuthorDate: 2026-03-15 12:02:11 +0000
Commit:     Vladlen Popolitov <[email protected]>
CommitDate: 2026-03-15 12:02:11 +0000

    update translation of books/design-44bsd to Russian
    
    Differential Revision: https://reviews.freebsd.org/D55724
---
 .../content/ru/books/design-44bsd/_index.adoc      |  90 +++++++-------
 .../content/ru/books/design-44bsd/_index.po        | 138 ++++++++++-----------
 2 files changed, 114 insertions(+), 114 deletions(-)

diff --git a/documentation/content/ru/books/design-44bsd/_index.adoc b/documentation/content/ru/books/design-44bsd/_index.adoc
index 676c9183dd..b32d0b4d86 100644
--- a/documentation/content/ru/books/design-44bsd/_index.adoc
+++ b/documentation/content/ru/books/design-44bsd/_index.adoc
@@ -64,22 +64,22 @@ toc::[]
 
 . Процессы образуют поток управления в адресном пространстве. Механизмы создания, завершения и другие управляющие процессы описаны в Главе 4. Для каждого процесса система мультиплексирует отдельное виртуальное адресное пространство; такое управление памятью обсуждается в Главе 5.
 . Механизм доступа пользователя к файловой системе и устройствам один и тот же; общие аспекты обсуждаются в Главе 6. Файловая система является набором именованных файлов, организованных в древовидную иерархию каталогов, а операции по управлению ими представлены в Главе 7. Файлы располагаются на таких физических носителях, как диски. 4.4BSD поддерживает несколько типов организации данных на диске, как описано далее в Главе 8. Доступ к фаÐ
 ¹Ð»Ð°Ð¼ на удаленных машинах является предметом обсуждения в Главе 9. Для доступа к системе Терминалы испоÐ
»ÑŒÐ·ÑƒÑŽÑ‚ся терминалы; их функционированию посвящена глава 10.
-. Механизмы коммуникаций, предоставляемые традиционными UNIX-системами, включают однонаправленные потоки байтов между связанными процессами (смотрите материал о конвейерах в Разделе 11.1) и извещение об исключительных событиях (смотрите материал о сигналах в Разделе 4.7). В 4.4BSD имеется также механизм межпроцессного взаимодействия между процессами. Этот механизм, описываемый в Главе 11, использует способы доступа, отличающиеся от тех, чÑ
 ‚о используются в файловой системе, но, как только соединение установлено, процесс может работать с ним,
 как будто это конвейер. Имеется и механизм работы с сетью, описываемый в Главе 12, который обычно используется как слой ниже механизма IPC. В Главе 13 дается детальное описание конкретной реализации механизма работы с сетью.
-. В любой операционной системе присутствуют вопросы управления, такие, как ее запуск. Запуск и вопросы управления обсуждаются в Главе 14.
+. Механизмы коммуникаций, предоставляемые традиционными UNIX-системами, включают однонаправленные потоки байтов между связанными процессами (смотрите материал о конвейерах в Разделе 11.1) и извещение об исключительных событиях (смотрите материал о сигналах в Разделе 4.7). В 4.4BSD имеется также механизм межпроцессного взаимодействия между процессами. Этот механизм, описываемый в Главе 11, использует способы доступа, отличающиеся от тех, чÑ
 ‚о используются в файловой системе, но, как только соединение установлено, процесс может работать с ним,
 как будто это конвейер. Имеется и механизм работы с сетью, описываемый в Главе 12, который обычно используется как слой ниже механизма IPC. В Главе 13 даётся детальное описание конкретной реализации механизма работы с сетью.
+. В любой операционной системе присутствуют вопросы управления, такие, как её запуск. Запуск и вопросы управления обсуждаются в Главе 14.
 
 Разделы с 2.3 по 2.14 представляют собой вводный материал, относящийся к главам с 3 по 14. Мы определим понятия, коснемся основных системных вызовов и рассмотрим исторические разработки. Наконец, мы расскажем о причинах многих ключевых архитектурных решений.
 
 ==== Ядро
 
-_Ядро_ является частью системы, которая работает в защищенном режиме и управляет доступом всех пользовательских программ к низкоуровнему аппаратному обеспечению (к примеру, ЦПУ, дискам, терминалам, сетевым связям) и программным компонентам (к примеру, файловой системе, сетевым протоколам). Ядро предоставляет основные подсистемы; оно создает процессы и управляет ими, предоставляет функции для доступа к файловой системе и службам свÑ
 Ð·Ð¸. Такие функции, называемые _системными вызовами_, доступны процессам пользователей в виде библиотеч
ных подпрограмм. Эти системные вызовы являются единственным способом доступа к этим подсистемам. Подробно механизм работы системных вызовов дается в Главе 3, вместе с описанием некоторых механизмов ядра, работа которых не является прямым результатом процесса, выполняющего системный вызов.
+_Ядро_ является частью системы, которая работает в защищенном режиме и управляет доступом всех пользовательских программ к низкоуровнему аппаратному обеспечению (к примеру, ЦПУ, дискам, терминалам, сетевым связям) и программным компонентам (к примеру, файловой системе, сетевым протоколам). Ядро предоставляет основные подсистемы; оно создает процессы и управляет ими, предоставляет функции для доступа к файловой системе и службам свÑ
 Ð·Ð¸. Такие функции, называемые _системными вызовами_, доступны процессам пользователей в виде библиотеч
ных подпрограмм. Эти системные вызовы являются единственным способом доступа к этим подсистемам. Подробно механизм работы системных вызовов даётся в Главе 3, вместе с описанием некоторых механизмов ядра, работа которых не является прямым результатом процесса, выполняющего системный вызов.
 
-_Ядро_, по традиционной терминологии операционных систем, является маленьким куском программного обеспечения, которое предоставляет только минимальный набор подсистем, необходимый для реализации дополнительных служб операционной системы. В современных исследовательских операционных системах — таких, как Chorus crossref:design-44bsd[biblio-rozier, [Rozier et al, 1988]], Mach crossref:design-44bsd[biblio-accetta, [Accetta et al, 1986]], Tunis crossref:design-44bsd[biblio-ewens, [Ewens et al, 1985]], и V Kernel crossref:design-44
 bsd[biblio-cheriton, [Cheriton, 1988]] - такое разделение функциональности выполнено не только логически. Такие службы, Ð
ºÐ°Ðº файловые системы и сетевые протоколы, выполнены в виде прикладных процессов клиентов ядра или микроядра.
+_Ядро_, по традиционной терминологии операционных систем, является маленьким куском программного обеспечения, которое предоставляет только минимальный набор подсистем, необходимый для реализации дополнительных служб операционной системы. В современных исследовательских операционных системах — таких как Chorus crossref:design-44bsd[biblio-rozier, [Rozier et al, 1988]], Mach crossref:design-44bsd[biblio-accetta, [Accetta et al, 1986]], Tunis crossref:design-44bsd[biblio-ewens, [Ewens et al, 1985]], и V Kernel crossref:design-44b
 sd[biblio-cheriton, [Cheriton, 1988]] - такое разделение функциональности выполнено не только логически. Такие службы, к
ак файловые системы и сетевые протоколы, выполнены в виде прикладных процессов клиентов ядра или микроядра.
 
 Ядро 4.4BSD не разбивается на несколько процессов. Это основополагающее архитектурное решение было сделано в самых ранних версиях UNIX. В первых двух реализациях Кена Томпсона (Ken Thompson) не было отображаемой памяти, и поэтому не было аппаратного различия между адресным пространством пользователя и ядра crossref:design-44bsd[biblio-ritchie, [Ritchie, 1988]]. Могла бы быть придумана система обмена сообщениями как реально реализуемая модель процессов ядра и пользÐ
 ¾Ð²Ð°Ñ‚еля. Для простоты и увеличения производительности было выбрано монолитное ядро. К тому же ранние яд
ра были маленькими; включение таких подсистем, как сетевые коммуникации, в ядро увеличило его размер. Современные тенденции в области операционных систем сводятся к уменьшению размера ядра за счет перевода таких служб в пользовательское адресное пространство.
 
 Пользователи обычно общаются с системой через интерпретатор языка команд, называемый оболочкой (_shell_), и, может быть, через дополнительные прикладные пользовательские программы. Такие программы и оболочка реализованы в виде процессов. Подробное описание таких программ выходит за рамки этой книги, которая практически полностью посвящена работе ядра.
 
-В разделах 2.3 и 2.4 описываются сервисы, предоставляемые ядром 4.4BSD, и дается обзор их архитектуры. Последующие главы описывают подробности архитектуры и реализации этих сервисов в 4.4BSD.
+В разделах 2.3 и 2.4 описываются сервисы, предоставляемые ядром 4.4BSD, и даётся обзор их архитектуры. Последующие главы описывают подробности архитектуры и реализации этих сервисов в 4.4BSD.
 
 [[overview-kernel-organization]]
 === Организация ядра
@@ -153,16 +153,16 @@ _Ядро_, по традиционной терминологии операц
 
 crossref:design-44bsd[table-mach-indep, Машинонезависимое программное обеспечение в ядре 4.4BSD] показывает статистику машинонезависимого кода, который составляет ядро 4.4BSD для HP300. Числа во второй колонке обозначают количество строк исходного кода на языке C, заголовочных файлов и ассемблерного кода. Практически весь код ядра написан на языке программирования C; менее двух процентов написано на языке ассемблера. Как показывает статистика в crossref:design-44bs
 d[table-mach-dep, Машинозависимое программное обеспечение для HP300 в ядре 4.4BSD], машинозависимый код, не включающ
ий поддержку HP/UX и устройств, составляет менее 6.9 процента ядра.
 
-Лишь малая часть ядра отвечает за инициализацию системы. Этот код используется при _начальной загрузке_ системы для перехода в рабочий режим и отвечает за настройку аппаратного и программного окружения ядра (обратитесь к Главе 14). Некоторые операционные системы (особенно те, что ограничены объемом физической памяти) выполняют действия по выгрузке или _перекрытию_ программного кода, выполняющего эти функции, после окончания его рабÐ
 ¾Ñ‚Ñ‹. Ядро 4.4BSD не работает повторно с памятью, использованной начальным кодом, потому что этот объем памя
ти составляет менее 0.5 процентов ресурсов ядра, используемых на типичной машине. Также начальный код не находится только в одном месте ядра - он рассредоточен везде, и обычно появляется там, где логически связан с объектом инициализации.
+Лишь малая часть ядра отвечает за инициализацию системы. Этот код используется при _начальной загрузке_ системы для перехода в рабочий режим и отвечает за настройку аппаратного и программного окружения ядра (обратитесь к Главе 14). Некоторые операционные системы (особенно те, что ограничены объёмом физической памяти) выполняют действия по выгрузке или _перекрытию_ программного кода, выполняющего эти функции, после окончания его рабÐ
 ¾Ñ‚Ñ‹. Ядро 4.4BSD не работает повторно с памятью, использованной начальным кодом, потому что этот объём памя
ти составляет менее 0.5 процентов ресурсов ядра, используемых на типичной машине. Также начальный код не находится только в одном месте ядра - он рассредоточен везде, и обычно появляется там, где логически связан с объектом инициализации.
 
 [[overview-kernel-service]]
 === Службы ядра
 
-Разграничение между кодом уровней ядра и пользователя обеспечивается аппаратными методами, предоставляемыми оборудованием. Ядро работает в отдельном адресном пространстве, которое недоступно процессам пользователя. Привилегированные операции - такие, как осуществление ввода/вывода и остановка модуля центрального процессора (CPU) - доступны только ядру. Приложения делают запросы ядру на доступ к его сервисам при помощи _системных
  вызовов_. Системные вызовы используются для указания ядру на выполнение как сложных операций, таких, кÐ
°Ðº запись данных во вторичный носитель, так и простых, таких, как получение текущего времени. Все системные вызовы выполняются _синхронно_ с приложением: Приложение не будет продолжать работу, пока ядро не выполнит действия, соответствующие системному вызову. Ядро может завершить некоторые операции, связанные с системным вызовом, после его окончания. Например, системный вызов _write_ будет копировать записываемые данные от пользователÑ
 ŒÑÐºÐ¾Ð³Ð¾ процесса в буфер ядра, пока процесс находится в ожидании, но, как правило, будет немедленно заверÑ
ˆÐ°Ñ‚ься до того, как буфер ядра реально будет записан на диск.
+Разграничение между кодом уровней ядра и пользователя обеспечивается аппаратными методами, предоставляемыми оборудованием. Ядро работает в отдельном адресном пространстве, которое недоступно процессам пользователя. Привилегированные операции - такие, как осуществление ввода/вывода и остановка модуля центрального процессора (CPU) - доступны только ядру. Приложения делают запросы ядру на доступ к его сервисам при помощи _системных
  вызовов_. Системные вызовы используются для указания ядру на выполнение как сложных операций, таких ка
к запись данных во вторичный носитель, так и простых, таких как получение текущего времени. Все системные вызовы выполняются _синхронно_ с приложением: Приложение не будет продолжать работу, пока ядро не выполнит действия, соответствующие системному вызову. Ядро может завершить некоторые операции, связанные с системным вызовом, после его окончания. Например, системный вызов _write_ будет копировать записываемые данные от пользовательÑ
 ÐºÐ¾Ð³Ð¾ процесса в буфер ядра, пока процесс находится в ожидании, но, как правило, будет немедленно завершÐ
°Ñ‚ься до того, как буфер ядра реально будет записан на диск.
 
 Системный вызов обычно реализуется как аппаратное прерывание, которое изменяет режим работы CPU и текущее отображение адресного пространства. Параметры, передаваемые пользователями системным вызовам, перед использованием проверяются ядром. Такая проверка обеспечивает целостность системы. Все параметры, передаваемые в ядро, копируются в адресное пространство ядра, для того, чтобы проверенные параметры не могли быть изменены в реÐ
 ·ÑƒÐ»ÑŒÑ‚ате побочного действия системного вызова. Результаты выполнения системного вызова возвращаются Ñ
Ð´Ñ€Ð¾Ð¼ либо в аппаратных регистрах, либо копированием их значений в области памяти, указанные пользователем. Как и параметры, переданные в ядро, адреса, используемые для возвращения результатов, должны быть проверены на то, что они являются частью адресного пространства приложения. Если при обработке системного вызова ядром возникает ошибка, код ошибки возвращается пользователю. В случае языка программирования C код этой ошибки сохр
 аняется в глобальной переменной _errno_, а функция, соответствующая системному вызову, возвращает в качесÑ
‚ве результата значение -1.
 
-Пользовательские приложения и ядро работают независимо друг от друга. 4.4BSD не хранит управляющие блоки ввода/вывода и другие связанные с операционной системой структуры данных в адресном пространстве приложения. Каждому пользовательскому приложению предоставляется независимое адресное пространство, в котором оно и выполняется. Ядро выполняет большинство управляющих действий, таких, как приостановка процесса на время выполнени
 я другого, незаметно для участвующих процессов.
+Пользовательские приложения и ядро работают независимо друг от друга. 4.4BSD не хранит управляющие блоки ввода/вывода и другие связанные с операционной системой структуры данных в адресном пространстве приложения. Каждому пользовательскому приложению предоставляется независимое адресное пространство, в котором оно и выполняется. Ядро выполняет большинство управляющих действий, таких как приостановка процесса на время выполнениÑ
  другого, незаметно для участвующих процессов.
 
 [[overview-process-management]]
 === Управление процессами
@@ -175,7 +175,7 @@ crossref:design-44bsd[table-mach-indep, Машинонезависимое пр
 .Жизненный цикл процесса
 image:fig1.png[Жизненный цикл процесса]
 
-Жизненный цикл процесса изображен на рисунке crossref:design-44bsd[fig-process-lifecycle,Жизненный цикл процесса]. Процесс может создать новый процесс, который является копией исходного процесса с помощью системного вызова _fork_. Возврат из вызова _fork_ происходит два раза: один раз в родительском процессе, в котором возвращаемое значение является идентификатором порожденного процесса, и второй раз в порожденном процессе, в котором возвращаемое значени
 е равно 0. Связь родитель-потомок порождает иерархическую структуру процессов в системе. Новый процесс 
имеет доступ ко всем ресурсам его родителя, таким, как файловые дескрипторы, состояние обработки сигналов и распределение памяти.
+Жизненный цикл процесса изображен на рисунке crossref:design-44bsd[fig-process-lifecycle,Жизненный цикл процесса]. Процесс может создать новый процесс, который является копией исходного процесса с помощью системного вызова _fork_. Возврат из вызова _fork_ происходит два раза: один раз в родительском процессе, в котором возвращаемое значение является идентификатором порожденного процесса, и второй раз в порожденном процессе, в котором возвращаемое значени
 е равно 0. Связь родитель-потомок порождает иерархическую структуру процессов в системе. Новый процесс 
имеет доступ ко всем ресурсам его родителя, таким как файловые дескрипторы, состояние обработки сигналов и распределение памяти.
 
 Хотя есть ситуации, когда процесс должен быть копией своего родителя, наиболее типичным и полезным действием является загрузка и выполнение другой программы. Процесс может заместить себя образом памяти другой программы, передавая вновь созданному образу набор параметров, при помощи системного вызова _execve_. Одним из параметров является имя файла, содержимое которого имеет формате, распознаваемый системой - это либо двоичный выполн
 яемый файл, либо файл, который приводит к запуску указанной программы интерпретации для обработки его Ñ
Ð¾Ð´ÐµÑ€Ð¶Ð¸Ð¼Ð¾Ð³Ð¾.
 
@@ -183,7 +183,7 @@ image:fig1.png[Жизненный цикл процесса]
 
 Процесс может приостановить выполнение до тех пор, пока не завершит работу любой из порожденных им процессов, при помощи системного вызова _wait_, который возвращает PID и статус завершения выполненного дочернего процесса. Родительский процесс может быть настроен на получение сигнала в случае, когда порожденный процесс завершает работу или аварийно прекращает выполнение. При помощи системного вызова _wait4_ родитель может получить инфо
 рмацию о событии, приведшем к завершению порожденного процесса и о ресурсах, использованных процессом 
за время его работы. Если процесс становится сиротой из-за того, что процесс, его породивший, завершил работу до окончания работы потомка, то ядро перенаправляет состояние завершения порожденного процесса особому системному процессу _init_: обратитесь к разделам 3.1 и 14.6).
 
-Подробное описание того, как ядро создает и уничтожает процессы, дается в Главе 5.
+Подробное описание того, как ядро создает и уничтожает процессы, даётся в Главе 5.
 
 Планирование выполнения процессов осуществляется согласно параметру _приоритетности процесса_. Этот приоритет управляется алгоритмом планирования задач в ядре. Пользователи могут влиять на выполнение процесса, задавая этот параметр (_nice_), который влияет на суммарный приоритет, но ограничен использованием ресурсов CPU согласно алгоритму планировщика задач ядра.
 
@@ -195,17 +195,17 @@ image:fig1.png[Жизненный цикл процесса]
 
 Некоторые сигналы не могут быть перехвачены или проигнорированы. К таким сигналам относятся _SIGKILL_, прерывающий неуправляемый процесс, и сигнал управления заданиями _SIGSTOP_.
 
-Процесс может выбрать получение сигналов в специальный стек для выполнения хитроумных программных манипуляций стеком. Например, подпрограммам поддержки языка нужно иметь стек для каждой подпрограммы. Система времени выполнения языка может выделять эти стеки, разделяя единственный стек, предоставляемый в 4.4BSD. Если ядро не поддерживает отдельный стек сигналов, то пространство, выделяемое каждой подпрограмме, должно быть расширен
 о на объем, требуемый для перехвата сигнала.
+Процесс может выбрать получение сигналов в специальный стек для выполнения хитроумных программных манипуляций стеком. Например, подпрограммам поддержки языка нужно иметь стек для каждой подпрограммы. Система времени выполнения языка может выделять эти стеки, разделяя единственный стек, предоставляемый в 4.4BSD. Если ядро не поддерживает отдельный стек сигналов, то пространство, выделяемое каждой подпрограмме, должно быть расширен
 о на объём, требуемый для перехвата сигнала.
 
 Все сигналы имеют один и тот же _приоритет_. Если обработки ожидают несколько сигналов, то порядок их направления процессу зависит от реализации. Обработчики сигналов, выполняемые по сигналу, который их вызвал, блокируются, но при этом могут быть сгенерированы дополнительные сигналы. Имеется механизм, позволяющий защитить критический участок кода от появления заданных сигналов.
 
-Подробное описание архитектуры и реализации механизма сигналов дается в Разделе 4.7.
+Подробное описание архитектуры и реализации механизма сигналов даётся в Разделе 4.7.
 
 ==== Группы управления и сеансы
 
-Процессы организованы в _группы управления_. Группы управления используются для управления доступом к терминалам и для обеспечения передачи сигналов наборам связанных процессов. Процесс наследует группу управления от своего родительского процесса. Ядром обеспечиваются механизмы, позволяющие процессу изменять свою группу управления или группу управления своих наследников. Создание новой группы управления просто; значение, сооÑ
 ‚ветствующее новой группе управления, обычно является идентификатором создающего ее процесса.
+Процессы организованы в _группы управления_. Группы управления используются для управления доступом к терминалам и для обеспечения передачи сигналов наборам связанных процессов. Процесс наследует группу управления от своего родительского процесса. Ядром обеспечиваются механизмы, позволяющие процессу изменять свою группу управления или группу управления своих наследников. Создание новой группы управления просто; значение, сооÑ
 ‚ветствующее новой группе управления, обычно является идентификатором создающего её процесса.
 
-Группу процессов в группе управления иногда называют _заданием_ и оно управляется высокоуровневым системным программным обеспечением, таким, как командный процессор. Типичным примером задания, созданного командным процессором, является _конвейер_ из нескольких связанных процессов, так что выходной поток первого процесса является входным потоком для второго, выходной поток второго процесса является входным потоком для третьего, 
 и так далее. Командный процессор создает такое задание, порождая процесс для каждого участка конвейера
, а затем помещая все эти процессы в отдельную группу обработки.
+Группу процессов в группе управления иногда называют _заданием_ и оно управляется высокоуровневым системным программным обеспечением, таким как командный процессор. Типичным примером задания, созданного командным процессором, является _конвейер_ из нескольких связанных процессов, так что выходной поток первого процесса является входным потоком для второго, выходной поток второго процесса является входным потоком для третьего, Ð
 ¸ так далее. Командный процессор создает такое задание, порождая процесс для каждого участка конвейера,
 а затем помещая все эти процессы в отдельную группу обработки.
 
 Пользовательский процесс может послать сигнал как всем процессам в группе управления, так и конкретному процессу. Процесс в заданной группе управления может получать программные прерывания, отражающиеся на группе, приводящие к приостановке или продолжению выполнения, или к прерыванию или завершению работы.
 
@@ -218,7 +218,7 @@ image:fig1.png[Жизненный цикл процесса]
 
 Каждый процесс имеет собственное адресное пространство. Адресное пространство изначально разделяется на три логических сегмента: _код_, _данные_ и _стек_. Сегмент кода доступен только для чтения и содержит машинные коды программы. Сегменты данных и стека оба доступны как для чтения, так и для записи. Сегмент данных содержит как инициализированные, так и неинициализированные области данных программы, когда как стековый сегмент предсÑ
 ‚авляет собой стек программы на этапе выполнения. На большинстве машин сегмент стека автоматически рас
ширяется ядром в процессе работы программы. Процесс может расширять или уменьшать свой сегмент данных, выполняя системный вызов, когда как размер сегмента кода процесс может изменить только когда содержимое сегмента перекрывается данными файловой системы или в процессе отладки. Начальное содержимое сегментов порожденного процесса копируется из сегментов родительского процесса.
 
-Для выполнения процесса вовсе не обязательно постоянно хранить в памяти полное содержимое его адресного пространства. Если процесс обращается к области адресного пространства, которая не присутствует в оперативной памяти, то система _подгружает страницу_ с необходимой информацией в память. Когда возникает нехватка системных ресурсов, то система использует двухуровневый подход к управлению имеющимися ресурсами. Если не хватает Ð
 ¿Ð°Ð¼ÑÑ‚и, то система будет забирать ресурсы памяти от процессов, если они давно не использовались. Если ре
сурсов не хватает очень сильно, то система будет прибегать к _выгрузке_ всего контекста процесса во вторичную подсистему хранения данных. _Постраничная подгрузка по требованию_ и _выгрузка_ выполняются системой абсолютно незаметно для процессов. Процесс может, однако, указать системе объем памяти, который будет использоваться, в качестве помощи.
+Для выполнения процесса вовсе не обязательно постоянно хранить в памяти полное содержимое его адресного пространства. Если процесс обращается к области адресного пространства, которая не присутствует в оперативной памяти, то система _подгружает страницу_ с необходимой информацией в память. Когда возникает нехватка системных ресурсов, то система использует двухуровневый подход к управлению имеющимися ресурсами. Если не хватает Ð
 ¿Ð°Ð¼ÑÑ‚и, то система будет забирать ресурсы памяти от процессов, если они давно не использовались. Если ре
сурсов не хватает очень сильно, то система будет прибегать к _выгрузке_ всего контекста процесса во вторичную подсистему хранения данных. _Постраничная подгрузка по требованию_ и _выгрузка_ выполняются системой абсолютно незаметно для процессов. Процесс может, однако, указать системе объём памяти, который будет использоваться, в качестве помощи.
 
 ==== Решения BSD по архитектуре управления памятью
 
@@ -226,31 +226,31 @@ image:fig1.png[Жизненный цикл процесса]
 
 Затем разработка интерфейса _mmap_ продолжалась во время работы над 4.3BSD. Более 40 компаний и исследовательских групп принимали участие в обсуждениях, которые привели к появлению обновленной концепции, описанной в Berkeley Software Architecture Manual crossref:design-44bsd[biblio-mckusick-1, [McKusick et al, 1994]]. Несколько компаний реализовали этот обновленный интерфейс crossref:design-44bsd[biblio-gingell, [Gingell et al, 1987]].
 
-И снова сроки разработки не позволили включить в 4.3BSD реализацию этого интерфейса. Хотя позже она могла быть встроена в имеющуюся подсистему виртуальной памяти 4.3BSD, разработчики решили не включать ее сюда. потому что этой реализации было уже более 10 лет. Более того, оригинальная архитектура виртуальной памяти была основана на предположении, что компьютерная память мала и дорога, а диски подключены непосредственно к компьютеру, быст
 ры и дешевы. Поэтому подсистема виртуальной памяти была разработана с упором на бережное использованиÐ
µ памяти ценой более частых обращений к диску. Вдобавок реализация в 4.3BSD была пронизана зависимостями от аппаратной системы управления памятью машин VAX, что препятствовало ее переносу на другие аппаратные платформы. И наконец, подсистема виртуальной памяти не была предназначена для поддержки связных многопроцессорных систем, которые сейчас становятся все более распространенными и необходимыми.
+И снова сроки разработки не позволили включить в 4.3BSD реализацию этого интерфейса. Хотя позже она могла быть встроена в имеющуюся подсистему виртуальной памяти 4.3BSD, разработчики решили не включать её сюда. потому что этой реализации было уже более 10 лет. Более того, оригинальная архитектура виртуальной памяти была основана на предположении, что компьютерная память мала и дорога, а диски подключены непосредственно к компьютеру, быст
 ры и дешевы. Поэтому подсистема виртуальной памяти была разработана с упором на бережное использованиÐ
µ памяти ценой более частых обращений к диску. Вдобавок реализация в 4.3BSD была пронизана зависимостями от аппаратной системы управления памятью машин VAX, что препятствовало её переносу на другие аппаратные платформы. И наконец, подсистема виртуальной памяти не была предназначена для поддержки связных многопроцессорных систем, которые сейчас становятся все более распространёнными и необходимыми.
 
-Попытки постепенно усовершенствовать старую реализацию заведомо были обречены на неудачу. Полностью новая архитектура, с другой стороны, могла бы использовать большие объемы памяти, уменьшить дисковые операции и обеспечивать работу с несколькими процессорами. Наконец, система виртуальной памяти в 4.4BSD была полностью изменена. Система виртуальной памяти 4.4BSD основана на системе виртуальной памяти (VM) crossref:design-44bsd[biblio-tevanian, [Tevanian, 1987]]
  с заимствованиями из Mach 2.5 и Mach 3.0. В ней была эффективная поддержка совместного использования, полное р
азделение машинозависимой и машинонезависимой частей, а также (сейчас не используемая) поддержка работы с несколькими процессорами. Процессы могут отображать файлы в любую область своего адресного пространства. Они могут совместно использовать части своих адресных пространств посредством отображения в память одного и того же файла. Изменения, сделанные одним процессом, видны в адресном пространстве другого процесса, а также запÐ
 ¸ÑÑ‹Ð²Ð°ÑŽÑ‚ся и в сам файл. Процессы могут также запрашивать эксклюзивное отображение файла в память, при кÐ
¾Ñ‚ором любые изменения, сделанные процессом, не видны другим процессам, которые отображают файл в память и не записываются обратно в файл.
+Попытки постепенно усовершенствовать старую реализацию заведомо были обречены на неудачу. Полностью новая архитектура, с другой стороны, могла бы использовать большие объёмы памяти, уменьшить дисковые операции и обеспечивать работу с несколькими процессорами. Наконец, система виртуальной памяти в 4.4BSD была полностью изменена. Система виртуальной памяти 4.4BSD основана на системе виртуальной памяти (VM) crossref:design-44bsd[biblio-tevanian, [Tevanian, 1987]]
  с заимствованиями из Mach 2.5 и Mach 3.0. В ней была эффективная поддержка совместного использования, полное р
азделение машинозависимой и машинонезависимой частей, а также (сейчас не используемая) поддержка работы с несколькими процессорами. Процессы могут отображать файлы в любую область своего адресного пространства. Они могут совместно использовать части своих адресных пространств посредством отображения в память одного и того же файла. Изменения, сделанные одним процессом, видны в адресном пространстве другого процесса, а также запÐ
 ¸ÑÑ‹Ð²Ð°ÑŽÑ‚ся и в сам файл. Процессы могут также запрашивать эксклюзивное отображение файла в память, при кÐ
¾Ñ‚ором любые изменения, сделанные процессом, не видны другим процессам, которые отображают файл в память и не записываются обратно в файл.
 
-Еще одной проблемой с системой виртуальной памяти является способ, которым информация передаётся ядру при выполнении системного вызова. 4.4BSD всегда копирует данные из адресного пространства процесса в буфер ядра. Для операций чтения и записи, при которых передаются большие объемы данных, выполнение копирования может оказаться занимающим время процессом. Альтернативным способом является манипуляции с адресным пространством проц
 есса в ядре. Ядро 4.4BSD всегда копирует данные о нескольким причинам:
+Еще одной проблемой с системой виртуальной памяти является способ, которым информация передаётся ядру при выполнении системного вызова. 4.4BSD всегда копирует данные из адресного пространства процесса в буфер ядра. Для операций чтения и записи, при которых передаются большие объёмы данных, выполнение копирования может оказаться занимающим время процессом. Альтернативным способом является манипуляции с адресным пространством проц
 есса в ядре. Ядро 4.4BSD всегда копирует данные о нескольким причинам:
 
-* Зачастую пользовательские данные не выравнены по границе страницы памяти и их объем не кратен размеру аппаратной страницы памяти.
+* Зачастую пользовательские данные не выравнены по границе страницы памяти и их объём не кратен размеру аппаратной страницы памяти.
 * Если страница памяти забирается от процесса, он не может больше ссылаться на эту страницу. Некоторые программы зависят от данных, остающихся в буфере, даже после записи этих данных.
 * Если процесс позволяет хранить копию страницы памяти (как это делается в существующей 4.4BSD), то страница должна иметь атрибут _копирования-при-записи_. Такая страница является одной из таковых, что защищается от записи при помощи атрибута только-для-чтения. Если процесс пытается модифицировать страницу памяти, в ядре возникает ситуация ошибки записи. После этого ядро делает копию страницы, которую процесс может изменять. К несчастьÑ
 Ž, большинство процессов будет немедленно пытаться записать новые данные в свой буфер вывода, что приво
дит в любом случае к копированию данных.
 * Когда страницы переносятся в новые адреса виртуальной памяти, большинство аппаратных менеджеров памяти требуют, чтобы кэш аппаратного переназначения адресов был выборочно очищен. Очистка кэша зачастую выполняется медленно. В итоге получается, что переназначение адресов оказывается медленнее, чем копирование блоков данных, не превышающих 4 или 8 килобайт.
 
-Больше всего отображение памяти нужно для работы к большими файлами и передачи больших объемов данных между процессами. Интерфейс _mmap_ дает методы для выполнения обеих этих операций без копирования.
+Больше всего отображение памяти нужно для работы к большими файлами и передачи больших объёмов данных между процессами. Интерфейс _mmap_ даёт методы для выполнения обеих этих операций без копирования.
 
 ==== Управление памятью внутри ядра
 
-Ядро часто выполняет выделение памяти, которое нужно только для выполнения единственного системного вызова. В пользовательском процессе такая кратковременно используемая память будет выделяться в стеке во время выполнения. Так как ядро имеет ограниченный объем стека времени выполнения, то неэффективно выделять в нем даже блоки памяти среднего размера. Таким образом, такая память должна выделяться посредством более гибкого меха
 низма. Например, когда системный вызов должен преобразовать имя каталога, он должен выделить буфер разÐ
¼ÐµÑ€Ð¾Ð¼ 1 Кбайт для хранения имени. Другие блоки памяти должны выделяться на более продолжительный срок, чем один системный вызов, и поэтому не могут выделяться в стеке, даже если там есть место. В качестве примера можно взять блоки управления протоколами, которые существуют на всем протяжении сетевого соединения.
+Ядро часто выполняет выделение памяти, которое нужно только для выполнения единственного системного вызова. В пользовательском процессе такая кратковременно используемая память будет выделяться в стеке во время выполнения. Так как ядро имеет ограниченный объём стека времени выполнения, то неэффективно выделять в нём даже блоки памяти среднего размера. Таким образом, такая память должна выделяться посредством более гибкого меха
 низма. Например, когда системный вызов должен преобразовать имя каталога, он должен выделить буфер разÐ
¼ÐµÑ€Ð¾Ð¼ 1 Кбайт для хранения имени. Другие блоки памяти должны выделяться на более продолжительный срок, чем один системный вызов, и поэтому не могут выделяться в стеке, даже если там есть место. В качестве примера можно взять блоки управления протоколами, которые существуют на всем протяжении сетевого соединения.
 
-Необходимость в динамическом выделении памяти в ядре становилась все более острой вместе с добавлением количества сервисов. Общий механизм выделения памяти уменьшает сложность написания кода в ядре. Поэтому в 4.4BSD ядро имеет единый механизм выделения памяти, который может использоваться в любой части системы. У него есть интерфейс, похожий на функции библиотеки языка C _malloc_ и _free_, которые обеспечивают выделение памяти в прикладных
  программах crossref:design-44bsd[biblio-mckusick-2, [McKusick & Karels, 1988]]. Как интерфейс библиотеки языка C, функция выделения пÐ
°Ð¼ÑÑ‚и получает параметр, указывающий на размер памяти, который необходим. Диапазон запрашиваемых объемов выделяемой памяти не ограничен; однако выделяемая физическая память не подвергается постраничной подгрузке. Функции освобождения памяти передаётся указатель на освобождаемый участок памяти, но указывать размер освобождаемого участка памяти не нужно.
+Необходимость в динамическом выделении памяти в ядре становилась все более острой вместе с добавлением количества сервисов. Общий механизм выделения памяти уменьшает сложность написания кода в ядре. Поэтому в 4.4BSD ядро имеет единый механизм выделения памяти, который может использоваться в любой части системы. У него есть интерфейс, похожий на функции библиотеки языка C _malloc_ и _free_, которые обеспечивают выделение памяти в прикладных
  программах crossref:design-44bsd[biblio-mckusick-2, [McKusick & Karels, 1988]]. Как интерфейс библиотеки языка C, функция выделения пÐ
°Ð¼ÑÑ‚и получает параметр, указывающий на размер памяти, который необходим. Диапазон запрашиваемых объёмов выделяемой памяти не ограничен; однако выделяемая физическая память не подвергается постраничной подгрузке. Функции освобождения памяти передаётся указатель на освобождаемый участок памяти, но указывать размер освобождаемого участка памяти не нужно.
 
 [[overview-io-system]]
 === Система ввода/вывода
 
 Базовой моделью системы ввода/вывода UNIX является последовательность байт, доступ к которым может осуществляться как последовательно, так и в в произвольном порядке. В типичном пользовательском процессе UNIX нет таких понятий, как _методы доступа_ или _управляющие блоки_.
 
-Различные программы используют разнообразные структуры данных, но ядро не связывает ввод/вывод с используемыми структурами. Например, текстовым файлом считается файл из строк символов набора ASCII, которые разделены одним символом новой строки (символ ASCII перевода строки), но ядро не знает ничего об этом соглашении. Для удовлетворения потребностей большинства программ модель еще более упрощена и сводится к потоку байт данных, или _по
 току ввода/вывода_. Такое единое представление данных позволяет работать характерному для UNIX подходу н
а основе инструментов crossref:design-44bsd[biblio-kernighan, [Kernighan & Pike, 1984]]. Поток ввода/вывода одной программы может быть подан в качестве входной информации практически любой другой программе. (Этот тип традиционных для UNIX потоков ввода/выводы не нужно путать с потоковой системой ввода/вывода из Eighth Edition или с потоками из System V, Release 3 (STREAMS), оба из которых доступны как обычные потоки ввода/вывода.)
+Различные программы используют разнообразные структуры данных, но ядро не связывает ввод/вывод с используемыми структурами. Например, текстовым файлом считается файл из строк символов набора ASCII, которые разделены одним символом новой строки (символ ASCII перевода строки), но ядро не знает ничего об этом соглашении. Для удовлетворения потребностей большинства программ модель ещё более упрощена и сводится к потоку байт данных, или _по
 току ввода/вывода_. Такое единое представление данных позволяет работать характерному для UNIX подходу н
а основе инструментов crossref:design-44bsd[biblio-kernighan, [Kernighan & Pike, 1984]]. Поток ввода/вывода одной программы может быть подан в качестве входной информации практически любой другой программе. (Этот тип традиционных для UNIX потоков ввода/выводы не нужно путать с потоковой системой ввода/вывода из Eighth Edition или с потоками из System V, Release 3 (STREAMS), оба из которых доступны как обычные потоки ввода/вывода.)
 
 ==== Дескрипторы и ввод/вывод
 
@@ -268,7 +268,7 @@ image:fig1.png[Жизненный цикл процесса]
 
 Любой рабочий дескриптор имеет связанное с ним _смещение в файле_ в байтах от начала объекта. Операции чтения и записи начинаются от этого смещения, который обновляется после каждой передачи данных. Для объектов, к которым разрешен произвольный доступ, смещение в файле может быть установлено посредством системного вызова _lseek_. Обычные файлы, а также некоторые устройства, разрешают произвольный доступ к ним. Каналы и сокеты этого дел
 ать не позволяют.
 
-Когда процесс завершается, ядро освобождает все дескрипторы, которые использовались этим процессом. Если процесс хранил последнюю ссылку на объект, то менеджер объектов уведомляется для выполнения всех необходимых действий, таких, как окончательное удаление файла или уничтожение сокета.
+Когда процесс завершается, ядро освобождает все дескрипторы, которые использовались этим процессом. Если процесс хранил последнюю ссылку на объект, то менеджер объектов уведомляется для выполнения всех необходимых действий, таких как окончательное удаление файла или уничтожение сокета.
 
 ==== Управление дескрипторами
 
@@ -284,11 +284,11 @@ image:fig1.png[Жизненный цикл процесса]
 
 Аппаратные устройства имеют связанные с ними имена файлов, и к ним может обращаться пользователь при помощи тех же самых системных вызовов, что используются для обычных файлов. Ядро может различать _специальный файл устройства_ или просто _специальный файл_, и может определять, к какому устройству он относится, но большинство процессов не выполняют такого распознавания. Терминалы, принтеры и стримеры все доступны как последовательÐ
 ½Ð¾ÑÑ‚и байт, как дисковые файлы 4.4BSD. Таким образом, особенности работы устройств максимально скрываются 
ядром, и даже в ядре большинство из них отличаются в драйверах.
 
-Аппаратные устройства могут быть разделены на _структурированные_ или _неструктурированные_; они известны под названиями _блочные_ и _посимвольные_, соответственно. Как правило, процессы обращаются к устройствам посредством _специальных файлов_ в файловой системе. Операции ввода/вывода, выполняемые с такими файлами, обрабатываются постоянно находящимися в ядре программными модулями, называемыми _драйверами устройств_. Большинство
  аппаратных устройств для сетевых коммуникаций доступны только при помощи подсистемы межпроцессного Ð
²Ð·Ð°Ð¸Ð¼Ð¾Ð´ÐµÐ¹ÑÑ‚вия, и не имеют специальных устройств в пространстве имен файловой системы, так как интерфейс _низкоуровневых сокетов_ дает более естественный интерфейс, чем специальный файл.
+Аппаратные устройства могут быть разделены на _структурированные_ или _неструктурированные_; они известны под названиями _блочные_ и _посимвольные_, соответственно. Как правило, процессы обращаются к устройствам посредством _специальных файлов_ в файловой системе. Операции ввода/вывода, выполняемые с такими файлами, обрабатываются постоянно находящимися в ядре программными модулями, называемыми _драйверами устройств_. Большинство
  аппаратных устройств для сетевых коммуникаций доступны только при помощи подсистемы межпроцессного Ð
²Ð·Ð°Ð¸Ð¼Ð¾Ð´ÐµÐ¹ÑÑ‚вия, и не имеют специальных устройств в пространстве имён файловой системы, так как интерфейс _низкоуровневых сокетов_ даёт более естественный интерфейс, чем специальный файл.
 
 Структурированные или блочные устройства разделяются на диски и магнитные ленты и включают в себя большинство устройств с произвольным доступом. Ядро поддерживает операции буферизации типа чтение-изменение-запись с блочными структурированными устройствами для того, чтобы разрешить последним осуществлять чтение и запись полностью произвольным образом, как с обычными файлами. Файловые системы создаются на блочных устройствах.
 
-Неструктурированными устройствами являются те, что не поддерживают блочную структуру. Типичными неструктурированными устройствами являются линии связи, растровые графопостроители и небуферизируемые магнитные ленты и диски. Неструктурированные устройства, как правило, поддерживают перенос больших объемов данных.
+Неструктурированными устройствами являются те, что не поддерживают блочную структуру. Типичными неструктурированными устройствами являются линии связи, растровые графопостроители и небуферизируемые магнитные ленты и диски. Неструктурированные устройства, как правило, поддерживают перенос больших объёмов данных.
 
 Неструктурированные файлы называют _символьными устройствами_, потому что первые из них являлись драйверами терминальных устройств. Интерфейс ядра к драйверу для этих устройств доказал удобство его использования для других неструктурированных устройств.
 
@@ -300,7 +300,7 @@ image:fig1.png[Жизненный цикл процесса]
 
 System V предоставляет механизм локального межпроцессного взаимодействия через FIFO (также называемые _именованными каналами_). FIFO отображаются как объекты файловой системы, которые могут быть открыты несвязанными процессами, и в которые можно открывать и посылать данные так же, как в случае каналов. Таким образом, FIFO не требуют общего родительского процесса для установки соединения; они могут быть соединены после того, как будут запуще
 ны два процесса. В отличие от сокетов, FIFO могут быть использованы только на локальной машине; они не могÑ
ƒÑ‚ быть использованы для связи между процессами, работающими на разных машинах. FIFO реализованы в 4.4BSD, потому что это требует стандарт POSIX.1. Их функциональность является подмножеством функций интерфейса сокетов.
 
-Механизм сокетов требует расширения традиционных для UNIX системных вызовов ввода/вывода для обеспечения соответствующих имен и смыслов соединениям. Вместо того, чтобы перегружать существующий интерфейс, разработчики использовали существующие интерфейсы, расширив их так, что они продолжили работать без изменений, и разработали новые интерфейсы для работы с новыми возможностями. Системные вызовы _read_ и _write_ использовались для соед
 инений типа потока байт, и было добавлено шесть новых системных вызовов, что позволило посылать и прини
мать адресованные сообщения, такие, как сетевые датаграммы. Системные вызовы для записи сообщений включают в себя _send_, _sendto_ и _sendmsg_. Системные вызовы для чтения сообщений включают _recv_, _recvfrom_ и _recvmsg_. В ретроспективе, первые два в каждом классе являются особыми случаями других; _recvfrom_ и _sendto_, наверное, должны были быть добавлены как библиотечные интерфейсы к _recvmsg_ и _sendmsg_, соответственно.
+Механизм сокетов требует расширения традиционных для UNIX системных вызовов ввода/вывода для обеспечения соответствующих имён и смыслов соединениям. Вместо того, чтобы перегружать существующий интерфейс, разработчики использовали существующие интерфейсы, расширив их так, что они продолжили работать без изменений, и разработали новые интерфейсы для работы с новыми возможностями. Системные вызовы _read_ и _write_ использовались для соед
 инений типа потока байт, и было добавлено шесть новых системных вызовов, что позволило посылать и прини
мать адресованные сообщения, такие, как сетевые датаграммы. Системные вызовы для записи сообщений включают в себя _send_, _sendto_ и _sendmsg_. Системные вызовы для чтения сообщений включают _recv_, _recvfrom_ и _recvmsg_. В ретроспективе, первые два в каждом классе являются особыми случаями других; _recvfrom_ и _sendto_, наверное, должны были быть добавлены как библиотечные интерфейсы к _recvmsg_ и _sendmsg_, соответственно.
 
 ==== Множественный ввод/вывод
 
@@ -334,9 +334,9 @@ image:fig2.png[Дерево небольшой файловой системы]
 
 Одна небольшая файловая система показана на crossref:design-44bsd[fig-small-fs, A small filesystem]. Каталоги могут содержать подкаталоги, и нет ограничений вложенности одного каталога в другой по глубине. Для соблюдения целостности файловой системы, ядро не позволяет процессу производить запись непосредственно в каталоги. Файловая система может хранить не только обычные файлы и каталоги, но также ссылки на другие объекты, такие, как устройства и сокеты.
 
-Файловая система образует дерево, начало которого находится в _корневом каталоге_, иногда называемому по имени _слэш_, которое соответствует символу одинарной наклонной черты (/). Корневой каталог содержит файлы; в нашем примере на Рисунке 2.2, он содержит [.filename]#vmunix#, копию выполнимого объектного файла ядра. В нем также расположены каталоги; в этом примере он содержит каталог [.filename]#usr#. Внутри каталога [.filename]#usr# располагается каталог [.fil
 ename]#bin#, который в основном содержит выполнимый объектный код программ, таких, как [.filename]#ls# и [.filename]#vi#.
+Файловая система образует дерево, начало которого находится в _корневом каталоге_, иногда называемому по имени _слэш_, которое соответствует символу одинарной наклонной черты (/). Корневой каталог содержит файлы; в нашем примере на Рисунке 2.2, он содержит [.filename]#vmunix#, копию выполнимого объектного файла ядра. В нём также расположены каталоги; в этом примере он содержит каталог [.filename]#usr#. Внутри каталога [.filename]#usr# располагается каталог [.fil
 ename]#bin#, который в основном содержит выполнимый объектный код программ, таких как [.filename]#ls# и [.filename]#vi#.
 
-Процесс обращается к файлу, указывая _путь_ до него, который является строкой, состоящей из нескольких или ни одного имен файлов, разделенных символами слэша (/). С каждым процессом ядро связывает два каталога, при помощи которых можно интерпретировать маршруты до файлов. _Корневой каталог_ процесса является самой верхней точкой файловой системы, которую может достичь процесс; обычно он соответствует корневому каталогу всей файловой
  системы. Маршрут, начинающийся с символа слэша, называется _абсолютным маршрутом_, и интерпретируется Ñ
Ð´Ñ€Ð¾Ð¼, начиная с корневого каталога процесса.
+Процесс обращается к файлу, указывая _путь_ до него, который является строкой, состоящей из нескольких или ни одного имён файлов, разделенных символами слэша (/). С каждым процессом ядро связывает два каталога, при помощи которых можно интерпретировать маршруты до файлов. _Корневой каталог_ процесса является самой верхней точкой файловой системы, которую может достичь процесс; обычно он соответствует корневому каталогу всей файловой
  системы. Маршрут, начинающийся с символа слэша, называется _абсолютным маршрутом_, и интерпретируется Ñ
Ð´Ñ€Ð¾Ð¼, начиная с корневого каталога процесса.
 
 Имя пути, которое не начинается со слэша, называется _относительным маршрутом_, и интерпретируется относительно _текущего рабочего каталога_ процесса. (Этот каталог кратко также называют _текущим каталогом_ или _рабочим каталогом_.) Текущий каталог сам по себе можно обозначить непосредственно по имени _dot_, что соответствует одной точке (`.`). Имя файла _dot-dot_ (`..`) обозначает родительский каталог текущего каталога. Корневой каталог являет
 ся предком самому себе.
 
@@ -344,7 +344,7 @@ image:fig2.png[Дерево небольшой файловой системы]
 
 Взяв файловую систему, изображенную на Рисунке 2.2, и полагая, что процесс имеет в качестве корневого каталога корневой каталог файловой системы, и в качестве текущего каталога [.filename]#/usr#, он может обратиться к файлу [.filename]#vi# либо от корня по абсолютному имени [.filename]#/usr/bin/vi#, либо из текущего каталога с относительным именем [.filename]#bin/vi#.
 
-Системные утилиты и базы данных располагаются в нескольких всем известных каталогах. Частью предопределенной иерархии является каталог, содержащий _домашний каталог_ для каждого пользователя - например, [.filename]#/usr/staff/mckusick# и [.filename]#/usr/staff/karels# на Рисунке 2.2. Когда пользователи регистрируются в системе, то рабочий каталог их командного процессора устанавливается в домашний каталог. В своих домашних каталогах пользователи могут создав
 ать каталоги так же легко, как и обычные файлы. Таким образом, пользователь может строить иерархии катаÐ
»Ð¾Ð³Ð¾Ð² произвольной сложности.
+Системные утилиты и базы данных располагаются в нескольких всем известных каталогах. Частью предопределённой иерархии является каталог, содержащий _домашний каталог_ для каждого пользователя - например, [.filename]#/usr/staff/mckusick# и [.filename]#/usr/staff/karels# на Рисунке 2.2. Когда пользователи регистрируются в системе, то рабочий каталог их командного процессора устанавливается в домашний каталог. В своих домашних каталогах пользователи могут создав
 ать каталоги так же легко, как и обычные файлы. Таким образом, пользователь может строить иерархии катаÐ
»Ð¾Ð³Ð¾Ð² произвольной сложности.
 
 Пользователь обычно знает только об одной файловой системе, но система может знать, что одна виртуальная файловая система на самом деле состоит из нескольких физических файловых систем, каждая из которых расположена на отдельном устройстве. Физическая файловая система не может располагаться на нескольких физических устройствах. Так как большинство физических дисковых устройств разбиваются на несколько логических устройств, то 
 на одном физическом устройстве может располагаться более одной файловой системы, но не более одной для
 каждого логического устройства. Одна из файловых систем - та, с которой начинаются все абсолютные имена - называется _корневой файловой системой_, и она всегда доступна. Другие файловые системы могут монтироваться; это значит, что они могут интегрироваться в иерархию каталогов корневой файловой системы. Ссылки на каталог, в котором находится смонтированная в него файловая системе, прозрачно преобразуются ядром в ссылки на корневой Ð
 ºÐ°Ñ‚алог смонтированной файловой системы.
 
@@ -355,15 +355,15 @@ image:fig2.png[Дерево небольшой файловой системы]
 [arabic]
 . Операция может быть сделана атомарной. Если система завершила работу аварийно, то каталог не может оставаться в промежуточном состоянии, что может случиться при последовательном вызове серии операций.
 . При работе сетевой файловой системы создание и удаление файлов и каталогов должны выполняться атомарно, чтобы могли выполняться последовательно.
-. При реализации поддержки не-UNIX файловых систем, таких, как файловая система MS-DOS, на другом разделе диска, может оказаться, что эта файловая система не поддерживает ссылочных операций. Хотя другие файловые системы могут поддерживать концепцию каталогов, скорее всего, они не будут создавать и удалять каталоги со ссылками, как это делается в файловой системе UNIX. Соответственно они могут создавать и и удалять каталоги только при наличÐ
 ¸Ð¸ явных запросов на удаление или создание каталогов.
+. При реализации поддержки не-UNIX файловых систем, таких как файловая система MS-DOS, на другом разделе диска, может оказаться, что эта файловая система не поддерживает ссылочных операций. Хотя другие файловые системы могут поддерживать концепцию каталогов, скорее всего, они не будут создавать и удалять каталоги со ссылками, как это делается в файловой системе UNIX. Соответственно они могут создавать и и удалять каталоги только при наличи
 и явных запросов на удаление или создание каталогов.
 
-Системный вызов _chown_ устанавливает владельца и группу файла, а _chmod_ изменяет атрибуты защиты. Вызов _stat_, примененный к имени файла, может использоваться для чтения этих свойств файла. Системные вызовы _fchown_, _fchmod_ и _fstat_ применяются с дескрипторами, а не с именами файлов, для выполнения того же самого набора операций. Системный вызов _rename_ может использоваться для присвоения файлу нового имени в файловой системе с заменой старого имени Ñ
 „айла. Как и операции по созданию и удалению каталогов, системный вызов _rename_ был добавлен в 4.2BSD для придÐ
°Ð½Ð¸Ñ атомарности изменению имен в локальной файловой системе. Позже он оправдал свою исключительную полезность для экспортирования операций по переименованию в сторонних файловых системах и по сети.
+Системный вызов _chown_ устанавливает владельца и группу файла, а _chmod_ изменяет атрибуты защиты. Вызов _stat_, примененный к имени файла, может использоваться для чтения этих свойств файла. Системные вызовы _fchown_, _fchmod_ и _fstat_ применяются с дескрипторами, а не с именами файлов, для выполнения того же самого набора операций. Системный вызов _rename_ может использоваться для присвоения файлу нового имени в файловой системе с заменой старого имени Ñ
 „айла. Как и операции по созданию и удалению каталогов, системный вызов _rename_ был добавлен в 4.2BSD для придÐ
°Ð½Ð¸Ñ атомарности изменению имён в локальной файловой системе. Позже он оправдал свою исключительную полезность для экспортирования операций по переименованию в сторонних файловых системах и по сети.
 
 Системный вызов _truncate_ был добавлен в 4.2BSD для того, чтобы файлы могли обрезаться по указанному смещению. Вызов был добавлен первоначально для поддержки библиотеки времени выполнения языка Fortran, в котором применялось понятие конца файла с произвольным доступом, который мог устанавливаться в любую позицию, в которой был последний раз доступ к файлу. Без системного вызова _truncate_ единственным способом обрезать файл было копирование нуж
 ной части в новый файл, удаление старого и переименование копии в первоначальное имя. Библиотека могла 
теоретически отказываться работать на заполненной файловой системе, к тому же такой алгоритм оказывался медленным.
 
 После того, как файловая система получила возможность обрезать файлы, ядро применяло эту возможность для уменьшения больших пустых каталогов. Преимущество в уменьшении пустых каталогов заключается в сокращении времени ядра на поиск в них при создании или удалении имен.
 
-Вновь создаваемым файлам присваивается идентификатор пользователя процесса, который их создал, и идентификатор группы каталога, в котором они были созданы. Для защиты файлов применяется трехуровневый механизм управления доступом. Эти три уровня определяют доступность файла для
+Вновь создаваемым файлам присваивается идентификатор пользователя процесса, который их создал, и идентификатор группы каталога, в котором они были созданы. Для защиты файлов применяется трёхуровневый механизм управления доступом. Эти три уровня определяют доступность файла для
 
 [arabic]
 . Пользователя, который является владельцем файла
@@ -374,14 +374,14 @@ image:fig2.png[Дерево небольшой файловой системы]
 
 Файлы создаются с нулевым размером, который может увеличиться при выполнении операций записи. Пока файл открыт, система отслеживает указатель на файл, соответствующий текущему положению в файле, связанном с дескриптором. Этот указатель может перемешаться по файлу в произвольном порядке. Процессы, использующие один и тот же дескриптор файла посредством системных вызовов _fork_ или _dup_, используют одновременно один и тот же указатель Ñ
 ‚екущей позиции. Дескрипторы, созданные различными системными вызовами _open_, имеют различные указатели 
текущей позиции. В файлах могут присутствовать _дыры_. Дыры представляют собой пустые пространства в теле файла, в которые никаких данных не записывалось. Процесс может создать такие дыры, перемещая указатель за текущий конец файла и производя запись. При чтении дыры интерпретируются системой как заполненные нулевыми байтами.
 
-Ранние версии UNIX имели ограничение в 14 символов на имя файла. Это ограничение зачастую вызывало проблемы. Например, кроме естественного желания пользователей давать файлам длинные описательные имена, распространенным способом формировать имена файлов является использование формата [.filename]#basename.extension#, где расширение (указывающее на тип файла, скажем, `.c` для исходного года на языке C или `.o` для промежуточного двоичного объекта) имееÑ
 ‚ длину от одного до трех символов, оставляя от 10 до 12 символов на имя файла. Системы управления исходным
 кодом и редакторы обычно используют дополнительно два символа для своих целей, для префикса или суффикса имени файла, при этом остается от восьми до 10 символов. В качестве имени файла легко использовать от 10 до 12 символов одного английского слова (например, `multiplexer`).
+Ранние версии UNIX имели ограничение в 14 символов на имя файла. Это ограничение зачастую вызывало проблемы. Например, кроме естественного желания пользователей давать файлам длинные описательные имена, распространённым способом формировать имена файлов является использование формата [.filename]#basename.extension#, где расширение (указывающее на тип файла, скажем, `.c` для исходного года на языке C или `.o` для промежуточного двоичного объекта) имееÑ
 ‚ длину от одного до трёх символов, оставляя от 10 до 12 символов на имя файла. Системы управления исходным
 кодом и редакторы обычно используют дополнительно два символа для своих целей, для префикса или суффикса имени файла, при этом остаётся от восьми до 10 символов. В качестве имени файла легко использовать от 10 до 12 символов одного английского слова (например, `multiplexer`).
 
-Можно смириться с этими ограничениями, но это непоследовательно и даже опасно, потому что другие системы UNIX могут работать со строками, превышающими этот лимит, при создании файлов, но затем имя будет _обрезано_. Исходный файл с именем [.filename]#multiplexer.c#, содержащий исходный код на языке C, (уже 13 символов) может иметь соответствующий файл из системы управления исходным кодом с префиксом `s.`, при этом получается имя файла [.filename]#s.multiplexer#, котÐ
 ¾Ñ€Ð¾Ðµ не будет отличаться от файла системы управления исходным кодом для файла [.filename]#multiplexer.ms#, содержащÐ
µÐ³Ð¾ исходный код `troff` для документации программы на языке C. Содержимое двух оригинальных файлов может оказаться перепутанным без каких-либо предупреждений от системы управления исходным кодом. При тщательном кодировании эту проблему можно обнаружить, но поддержка длинных имен файлов, впервые появившаяся в 4.2BSD, практически полностью ликвидировала эту проблему.
+Можно смириться с этими ограничениями, но это непоследовательно и даже опасно, потому что другие системы UNIX могут работать со строками, превышающими этот лимит, при создании файлов, но затем имя будет _обрезано_. Исходный файл с именем [.filename]#multiplexer.c#, содержащий исходный код на языке C, (уже 13 символов) может иметь соответствующий файл из системы управления исходным кодом с префиксом `s.`, при этом получается имя файла [.filename]#s.multiplexer#, котÐ
 ¾Ñ€Ð¾Ðµ не будет отличаться от файла системы управления исходным кодом для файла [.filename]#multiplexer.ms#, содержащÐ
µÐ³Ð¾ исходный код `troff` для документации программы на языке C. Содержимое двух оригинальных файлов может оказаться перепутанным без каких-либо предупреждений от системы управления исходным кодом. При тщательном кодировании эту проблему можно обнаружить, но поддержка длинных имён файлов, впервые появившаяся в 4.2BSD, практически полностью ликвидировала эту проблему.
 
 [[overview-filestore]]
 === Размещение файлов
 
-Операции, определенные для локальных файловых систем, делятся на две категории. Общими для всех локальных систем являются иерархический принцип именования, блокировка, квоты, управление атрибутами и защита. Эти механизмы не зависят от того, как хранятся данные. В 4.4BSD имеется единая реализация для предоставления этих сервисов.
+Операции, определённые для локальных файловых систем, делятся на две категории. Общими для всех локальных систем являются иерархический принцип именования, блокировка, квоты, управление атрибутами и защита. Эти механизмы не зависят от того, как хранятся данные. В 4.4BSD имеется единая реализация для предоставления этих сервисов.
 
 Другой частью локальной файловой системы является организация и управление данными на носителях информации. Размещение содержимого файлов на носителях является вопросом хранилища файлов. В 4.4BSD поддерживает три различных типа хранилищ файлов:
 
@@ -402,16 +402,16 @@ image:fig2.png[Дерево небольшой файловой системы]
 
 Изначально сетевые возможности использовались для передачи данных от одной машины к другой. Позже это получило свое развитие в обеспечении подключения пользователей удаленно к другим машинам. Следующим логическим шагом было предоставление данных пользователю, а не приближение пользователя к данным - так родились сетевые файловые системы. Пользователи, работающие локально, не ощущают сетевых задержек при каждом нажатии клавиши, 
 так что они получают более удобное рабочее окружение.
 
-Подключение файловой системы к локальной машине было одним из первых основных клиент-серверных приложений. _Сервер_ является удаленной машиной, которая экспортирует одну или более своих файловых систем. _Клиентом_ является локальная машина, которая импортирует эти файловые системы. С точки зрения локального клиента, смонтированные удаленные файловые системы появляются в пространстве имен дерева файлов, как любая другая локально 
 смонтированная файловая система. Локальные клиенты могут перемещаться в каталоги на удаленной файловÐ
¾Ð¹ системе, и могут осуществлять чтение, запись и выполнение двоичных файлов на удаленной файловой системе точно так же, как они выполняют эти операции на локальной файловой системе.
+Подключение файловой системы к локальной машине было одним из первых основных клиент-серверных приложений. _Сервер_ является удаленной машиной, которая экспортирует одну или более своих файловых систем. _Клиентом_ является локальная машина, которая импортирует эти файловые системы. С точки зрения локального клиента, смонтированные удаленные файловые системы появляются в пространстве имён дерева файлов, как любая другая локально 
 смонтированная файловая система. Локальные клиенты могут перемещаться в каталоги на удаленной файловÐ
¾Ð¹ системе, и могут осуществлять чтение, запись и выполнение двоичных файлов на удаленной файловой системе точно так же, как они выполняют эти операции на локальной файловой системе.
 
 Когда локальный клиент выполняет операцию на удаленной файловой системе, оформляется и посылается запрос к серверу. Сервер выполняет запрошенную операцию и возвращает либо запрошенную информацию, либо ошибку, почему запрос был отклонен. Для получения удовлетворительной производительности, клиент должен кэшировать данные, к которым доступ осуществляется часто. Сложность удаленных файловых систем отражается на поддержке соотвеÑ
 ‚ствия между сервером и множеством его клиентов.
 
-Хотя за эти годы было разработано множество протоколов работы с удаленными файловыми системами, самой распространенной на системах UNIX является сетевая файловая система Network Filesystem (NFS), которая была спроектирована и реализована в Sun Microsystems. Ядро 4.4BSD поддерживает протокол NFS, хотя его реализация была выполнена независимо от спецификаций протокола crossref:design-44bsd[biblio-macklem, [Macklem, 1994]]. Протокол NFS описан в Главе 9.
+Хотя за эти годы было разработано множество протоколов работы с удаленными файловыми системами, самой распространённой на системах UNIX является сетевая файловая система Network Filesystem (NFS), которая была спроектирована и реализована в Sun Microsystems. Ядро 4.4BSD поддерживает протокол NFS, хотя его реализация была выполнена независимо от спецификаций протокола crossref:design-44bsd[biblio-macklem, [Macklem, 1994]]. Протокол NFS описан в Главе 9.
 
 [[overview-terminal]]
 === Терминалы
 
-Терминалы поддерживают стандартные системные операции ввода/вывода, а также набор операций, специфичных для терминалов, для управления редактированием входных символов и задержек вывода. На самом нижнем уровне находятся драйверы терминальных устройств, которые управляют портами аппаратных терминалов. Терминальный ввод обрабатывается согласно низлежащим характеристикам связи, таким, как скорость передачи, и согласно набору прÐ
 ¾Ð³Ñ€Ð°Ð¼Ð¼Ð½Ð¾ контролируемых параметров, таких, как контроль чётности.
+Терминалы поддерживают стандартные системные операции ввода/вывода, а также набор операций, специфичных для терминалов, для управления редактированием входных символов и задержек вывода. На самом нижнем уровне находятся драйверы терминальных устройств, которые управляют портами аппаратных терминалов. Терминальный ввод обрабатывается согласно низлежащим характеристикам связи, таким как скорость передачи, и согласно набору про
 граммно контролируемых параметров, таких как контроль чётности.
 
 Выше уровня драйверов терминальных устройств находятся режимы каналов, которые обеспечивают различные уровни обработки символов. По умолчанию режим работы канала выбирается, когда порт используется для интерактивного входа в систему. Режим работы канала устанавливается в _канонический_; входной поток обрабатывается так, что обеспечиваются стандартные функции, ориентированные на редактирование строк, и он представляется процес
 су в виде целых строк.
 
@@ -441,25 +441,25 @@ image:fig2.png[Дерево небольшой файловой системы]
 
 Обычные данные, передаваемые и получаемые при помощи сокетов, не имеют типа. Вопросы представления данных зависят от библиотек, которые находятся на верху коммуникационной подсистемы. Вдобавок к передаче обычных данных, коммуникационные домены могут поддерживать передачу и прием специальных типов данных, которые называются _правами доступа_. Например, локальный домен использует эту возможность для передачи дескрипторов между пр
 оцессами.
 
-До 4.2BSD сетевые реализации в UNIX обычно работали через интерфейсы символьных устройств. Одной из целей создания интерфейса сокетов было обеспечение работы простеньким программам без изменения на потоковых соединениях. Такие программы могут работать, если только не меняются системные вызовы _read_ и _write_. Соответственно, оригинальные интерфейсы не трогались, но были исправлены для работы с потоковыми сокетами. Для более сложных сокето
 в, таких, как те, что используются для посылки датаграмм и в которых при каждом вызове _send_ должен указывÐ
°Ñ‚ься адрес назначения, был добавлен новый интерфейс.
+До 4.2BSD сетевые реализации в UNIX обычно работали через интерфейсы символьных устройств. Одной из целей создания интерфейса сокетов было обеспечение работы простеньким программам без изменения на потоковых соединениях. Такие программы могут работать, если только не меняются системные вызовы _read_ и _write_. Соответственно, оригинальные интерфейсы не трогались, но были исправлены для работы с потоковыми сокетами. Для более сложных сокето
 в, таких как те, что используются для посылки датаграмм и в которых при каждом вызове _send_ должен указыва
ться адрес назначения, был добавлен новый интерфейс.
 
-Другим достоинством является то, что новый интерфейс легко переносим. Вскоре после тестового релиза, полученного из Беркли, интерфейс сокетов был перенесен в System III поставщиком UNIX (хотя AT&T не поддерживала интерфейс сокетов до выхода System V Release 4, решив использовать вместо него механизм потоков из Eighth Edition). Интерфейс сокетов был также перенесен для работы на многих адаптерах Ethernet поставщиками, такими, как Excelan и Interlan, который продавался
  на рынке PC, где компьютеры были слишком слабыми, чтобы обрабатывать сетевой код на основном процессоре
. Сравнительно недавно интерфейс сокетов был использован в качестве основы для сетевого интерфейса Winsock от Microsoft для Windows.
+Другим достоинством является то, что новый интерфейс легко переносим. Вскоре после тестового релиза, полученного из Беркли, интерфейс сокетов был перенесён в System III поставщиком UNIX (хотя AT&T не поддерживала интерфейс сокетов до выхода System V Release 4, решив использовать вместо него механизм потоков из Eighth Edition). Интерфейс сокетов был также перенесён для работы на многих адаптерах Ethernet поставщиками, такими, как Excelan и Interlan, который продавался
  на рынке PC, где компьютеры были слишком слабыми, чтобы обрабатывать сетевой код на основном процессоре
. Сравнительно недавно интерфейс сокетов был использован в качестве основы для сетевого интерфейса Winsock от Microsoft для Windows.
 
 [[overview-network-communication]]
 === Сетевые коммуникации
 
-Некоторые из коммуникационных доменов, поддерживаемых IPC-механизмом _сокетов_ дают доступ к сетевым протоколам. Эти протоколы реализованы как отдельный программный слой, логически находящийся ниже программного обеспечения сокетов в ядре. Ядро предоставляет много вспомогательных сервисов, таких, как управление буферами, маршрутизация сообщений, стандартные интерфейсы к протоколам и интерфейсы к драйверам сетевых интерфейсов длÑ
  использования в различных сетевых протоколах.
+Некоторые из коммуникационных доменов, поддерживаемых IPC-механизмом _сокетов_ дают доступ к сетевым протоколам. Эти протоколы реализованы как отдельный программный слой, логически находящийся ниже программного обеспечения сокетов в ядре. Ядро предоставляет много вспомогательных сервисов, таких как управление буферами, маршрутизация сообщений, стандартные интерфейсы к протоколам и интерфейсы к драйверам сетевых интерфейсов для
  использования в различных сетевых протоколах.
 
-В те времена, когда разрабатывалась 4.2BSD, использовалось или разрабатывалось много сетевых протоколов, каждый со своими сильными и слабыми сторонами. Не существует единственного подходящего на все случаи жизни протокола или набора протоколов. Поддерживая много протоколов, 4.2BSD может обеспечить взаимодействие и обмен ресурсами между различными машинами, которые были доступны в Беркли. Поддержка многих протоколов необходим также дÐ
 »Ñ изменений в будущем. Современные протоколы, разработанные для Ethernet со скоростями работы 10 и 100 Mbit в се
кунду, вряд ли будут соответствовать для завтрашних оптических сетей пропускной способностью 1 и 10 Gbit в секунду. Поэтому уровень сетевых коммуникаций разработан с учетом поддержки многих протоколов. Новые протоколы добавляются к ядру, не затрагивая поддержку старых протоколов. Старые приложения могут продолжать работать с использованием старых протоколов в той же самой физической сети, что использовалась для новых приложений, раÐ
 ±Ð¾Ñ‚ающих с новым сетевым протоколом.
+В те времена, когда разрабатывалась 4.2BSD, использовалось или разрабатывалось много сетевых протоколов, каждый со своими сильными и слабыми сторонами. Не существует единственного подходящего на все случаи жизни протокола или набора протоколов. Поддерживая много протоколов, 4.2BSD может обеспечить взаимодействие и обмен ресурсами между различными машинами, которые были доступны в Беркли. Поддержка многих протоколов необходим также дÐ
 »Ñ изменений в будущем. Современные протоколы, разработанные для Ethernet со скоростями работы 10 и 100 Mbit в се
кунду, вряд ли будут соответствовать для завтрашних оптических сетей пропускной способностью 1 и 10 Gbit в секунду. Поэтому уровень сетевых коммуникаций разработан с учётом поддержки многих протоколов. Новые протоколы добавляются к ядру, не затрагивая поддержку старых протоколов. Старые приложения могут продолжать работать с использованием старых протоколов в той же самой физической сети, что использовалась для новых приложений, раÐ
 ±Ð¾Ñ‚ающих с новым сетевым протоколом.
 
 [[overview-network-implementation]]
 === Сетевая реализация
 
-Первым набором протоколов, реализованным в 4.2BSD, был Transmission Control Protocol/Internet Protocol (TCP/IP) от DARPA. CSRG выбрала TCP/IP в качестве первого для включения в набор протоколов IPC, потому что реализация на основе 4.1 была всем доступна из проекта, спонсируемого DARPA, в Bolt, Beranek и Newman (BBN). Это был выбор, повлиявший на многое: Реализация в 4.2BSD стала основной причиной очень широкой распространенности и использования этого набора протоколов. Более поздние усоверÑ
 ˆÐµÐ½ÑÑ‚вования производительности и возможностей TCP/IP были также широко приняты. Реализация TCP/IP подробно
 описана в Главе 13.
+Первым набором протоколов, реализованным в 4.2BSD, был Transmission Control Protocol/Internet Protocol (TCP/IP) от DARPA. CSRG выбрала TCP/IP в качестве первого для включения в набор протоколов IPC, потому что реализация на основе 4.1 была всем доступна из проекта, спонсируемого DARPA, в Bolt, Beranek и Newman (BBN). Это был выбор, повлиявший на многое: Реализация в 4.2BSD стала основной причиной очень широкой распространённости и использования этого набора протоколов. Более поздние усоверÑ
 ˆÐµÐ½ÑÑ‚вования производительности и возможностей TCP/IP были также широко приняты. Реализация TCP/IP подробно
 описана в Главе 13.
 
 В релизе 4.3BSD появился набор протоколов Xerox Network Systems (XNS), частично основанный на работе, выполненной в Университете Мэрилэнда и Университете Корнелла. Этот набор был нужен для объединения отдельных машин, которые не могли работать с протоколом TCP/IP.
 
-В релиз 4.4BSD был добавлен набор протоколов ISO из-за его все большей распространенности как внутри, так и во вне США. По причине использования в протоколах ISO несколько другого подхода к сети, в интерфейсе сокетов потребовалось сделать некоторые небольшие изменения для реализации этого подхода. Изменения были сделаны так, что они были незаметны для клиентов других существующих протоколов. Протоколы ISO требуют также большой работы с дв
 ухуровневыми таблицами маршрутизации, имеющимися в 4.3BSD. К значительно расширенным возможностям по мар
шрутизации в 4.4BSD относятся раздельные уровни маршрутизации с адресами переменной длины и сетевыми масками.
+В релиз 4.4BSD был добавлен набор протоколов ISO из-за его все большей распространённости как внутри, так и во вне США. По причине использования в протоколах ISO несколько другого подхода к сети, в интерфейсе сокетов потребовалось сделать некоторые небольшие изменения для реализации этого подхода. Изменения были сделаны так, что они были незаметны для клиентов других существующих протоколов. Протоколы ISO требуют также большой работы с дв
 ухуровневыми таблицами маршрутизации, имеющимися в 4.3BSD. К значительно расширенным возможностям по мар
шрутизации в 4.4BSD относятся раздельные уровни маршрутизации с адресами переменной длины и сетевыми масками.
 
 [[overview-operation]]
 === Работа системы
diff --git a/documentation/content/ru/books/design-44bsd/_index.po b/documentation/content/ru/books/design-44bsd/_index.po
index d88b35bc4a..07a0488c84 100644
--- a/documentation/content/ru/books/design-44bsd/_index.po
+++ b/documentation/content/ru/books/design-44bsd/_index.po
@@ -1,12 +1,12 @@
 # SOME DESCRIPTIVE TITLE
 # Copyright (C) YEAR The FreeBSD Project
 # This file is distributed under the same license as the FreeBSD Documentation package.
-# Vladlen Popolitov <[email protected]>, 2025.
+# Vladlen Popolitov <[email protected]>, 2025, 2026.
 msgid ""
 msgstr ""
 "Project-Id-Version: FreeBSD Documentation VERSION\n"
 "POT-Creation-Date: 2024-12-29 08:29-0500\n"
-"PO-Revision-Date: 2025-11-13 04:45+0000\n"
+"PO-Revision-Date: 2026-03-04 20:01+0000\n"
 "Last-Translator: Vladlen Popolitov <[email protected]>\n"
 "Language-Team: Russian <https://translate-dev.freebsd.org/projects/"
 "documentation/booksdesign-44bsd_index/ru/>\n"
@@ -119,7 +119,7 @@ msgstr ""
 "от тех, что используются в файловой системе, но, как только соединение "
 "установлено, процесс может работать с ним, как будто это конвейер. Имеется и "
 "механизм работы с сетью, описываемый в Главе 12, который обычно используется "
-"как слой ниже механизма IPC. В Главе 13 дается детальное описание конкретной "
+"как слой ниже механизма IPC. В Главе 13 даётся детальное описание конкретной "
 "реализации механизма работы с сетью."
 
 #. type: Plain text
@@ -128,7 +128,7 @@ msgid ""
 "Any real operating system has operational issues, such as how to start it "
 "running. Startup and operational issues are described in Chapter 14."
 msgstr ""
-"В любой операционной системе присутствуют вопросы управления, такие, как ее "
+"В любой операционной системе присутствуют вопросы управления, такие, как её "
 "запуск. Запуск и вопросы управления обсуждаются в Главе 14."
 
 #. type: Plain text
@@ -174,7 +174,7 @@ msgstr ""
 "Такие функции, называемые _системными вызовами_, доступны процессам "
 "пользователей в виде библиотечных подпрограмм. Эти системные вызовы являются "
 "единственным способом доступа к этим подсистемам. Подробно механизм работы "
-"системных вызовов дается в Главе 3, вместе с описанием некоторых механизмов "
+"системных вызовов даётся в Главе 3, вместе с описанием некоторых механизмов "
 "ядра, работа которых не является прямым результатом процесса, выполняющего "
 "системный вызов."
 
@@ -196,7 +196,7 @@ msgstr ""
 "куском программного обеспечения, которое предоставляет только минимальный "
 "набор подсистем, необходимый для реализации дополнительных служб "
 "операционной системы. В современных исследовательских операционных системах —"
-" таких, как Chorus crossref:design-44bsd[biblio-rozier, [Rozier et al, 1988]]"
+" таких как Chorus crossref:design-44bsd[biblio-rozier, [Rozier et al, 1988]]"
 ", Mach crossref:design-44bsd[biblio-accetta, [Accetta et al, 1986]], Tunis "
 "crossref:design-44bsd[biblio-ewens, [Ewens et al, 1985]], и V Kernel crossref"
 ":design-44bsd[biblio-cheriton, [Cheriton, 1988]]  - такое разделение "
@@ -256,7 +256,7 @@ msgid ""
 "4.4BSD."
 msgstr ""
 "В разделах 2.3 и 2.4 описываются сервисы, предоставляемые ядром 4.4BSD, и "
-"дается обзор их архитектуры. Последующие главы описывают подробности "
+"даётся обзор их архитектуры. Последующие главы описывают подробности "
 "архитектуры и реализации этих сервисов в 4.4BSD."
 
 #. type: Title ===
@@ -948,10 +948,10 @@ msgstr ""
 "используется при _начальной загрузке_ системы для перехода в рабочий режим и "
 "отвечает за настройку аппаратного и программного окружения ядра (обратитесь "
 "к Главе 14). Некоторые операционные системы (особенно те, что ограничены "
-"объемом физической памяти) выполняют действия по выгрузке или _перекрытию_ "
+"объёмом физической памяти) выполняют действия по выгрузке или _перекрытию_ "
 "программного кода, выполняющего эти функции, после окончания его работы. "
 "Ядро 4.4BSD не работает повторно с памятью, использованной начальным кодом, "
-"потому что этот объем памяти составляет менее 0.5 процентов ресурсов ядра, "
+"потому что этот объём памяти составляет менее 0.5 процентов ресурсов ядра, "
 "используемых на типичной машине. Также начальный код не находится только в "
 "одном месте ядра - он рассредоточен везде, и обычно появляется там, где "
 "логически связан с объектом инициализации."
@@ -988,15 +988,15 @@ msgstr ""
 "остановка модуля центрального процессора (CPU) - доступны только ядру. "
 "Приложения делают запросы ядру на доступ к его сервисам при помощи "
 "_системных вызовов_. Системные вызовы используются для указания ядру на "
-"выполнение как сложных операций, таких, как запись данных во вторичный "
-"носитель, так и простых, таких, как получение текущего времени. Все "
-"системные вызовы выполняются _синхронно_ с приложением: Приложение не будет "
-"продолжать работу, пока ядро не выполнит действия, соответствующие "
-"системному вызову. Ядро может завершить некоторые операции, связанные с "
-"системным вызовом, после его окончания. Например, системный вызов _write_ "
-"будет копировать записываемые данные от пользовательского процесса в буфер "
-"ядра, пока процесс находится в ожидании, но, как правило, будет немедленно "
-"завершаться до того, как буфер ядра реально будет записан на диск."
+"выполнение как сложных операций, таких как запись данных во вторичный "
+"носитель, так и простых, таких как получение текущего времени. Все системные "
+"вызовы выполняются _синхронно_ с приложением: Приложение не будет продолжать "
+"работу, пока ядро не выполнит действия, соответствующие системному вызову. "
+"Ядро может завершить некоторые операции, связанные с системным вызовом, "
+"после его окончания. Например, системный вызов _write_ будет копировать "
+"записываемые данные от пользовательского процесса в буфер ядра, пока процесс "
+"находится в ожидании, но, как правило, будет немедленно завершаться до того, "
+"как буфер ядра реально будет записан на диск."
 
 #. type: Plain text
 #: documentation/content/en/books/design-44bsd/_index.adoc:206
@@ -1048,7 +1048,7 @@ msgstr ""
 "системой структуры данных в адресном пространстве приложения. Каждому "
 "пользовательскому приложению предоставляется независимое адресное "
 "пространство, в котором оно и выполняется. Ядро выполняет большинство "
-"управляющих действий, таких, как приостановка процесса на время выполнения "
+"управляющих действий, таких как приостановка процесса на время выполнения "
 "другого, незаметно для участвующих процессов."
 
 #. type: Title ===
@@ -1132,7 +1132,7 @@ msgstr ""
 "идентификатором порожденного процесса, и второй раз в порожденном процессе, "
 "в котором возвращаемое значение равно 0. Связь родитель-потомок порождает "
 "иерархическую структуру процессов в системе. Новый процесс имеет доступ ко "
-"всем ресурсам его родителя, таким, как файловые дескрипторы, состояние "
+"всем ресурсам его родителя, таким как файловые дескрипторы, состояние "
 "обработки сигналов и распределение памяти."
 
 #. type: Plain text
@@ -1206,7 +1206,7 @@ msgid ""
 "The details of how the kernel creates and destroys processes are given in "
 "Chapter 5."
 msgstr ""
-"Подробное описание того, как ядро создает и уничтожает процессы, дается в "
+"Подробное описание того, как ядро создает и уничтожает процессы, даётся в "
 "Главе 5."
 
 #. type: Plain text
@@ -1301,7 +1301,7 @@ msgstr ""
 "языка может выделять эти стеки, разделяя единственный стек, предоставляемый "
 "в 4.4BSD. Если ядро не поддерживает отдельный стек сигналов, то "
 "пространство, выделяемое каждой подпрограмме, должно быть расширено на "
-"объем, требуемый для перехвата сигнала."
+"объём, требуемый для перехвата сигнала."
 
 #. type: Plain text
 #: documentation/content/en/books/design-44bsd/_index.adoc:284
@@ -1326,7 +1326,7 @@ msgid ""
 "The detailed design and implementation of signals is described in Section "
 "4.7."
 msgstr ""
-"Подробное описание архитектуры и реализации механизма сигналов дается в "
+"Подробное описание архитектуры и реализации механизма сигналов даётся в "
 "Разделе 4.7."
 
 #. type: Title ====
@@ -1352,7 +1352,7 @@ msgstr ""
 "родительского процесса. Ядром обеспечиваются механизмы, позволяющие процессу "
 "изменять свою группу управления или группу управления своих наследников. "
 "Создание новой группы управления просто; значение, соответствующее новой "
-"группе управления, обычно является идентификатором создающего ее процесса."
+"группе управления, обычно является идентификатором создающего её процесса."
 
 #. type: Plain text
 #: documentation/content/en/books/design-44bsd/_index.adoc:298
@@ -1366,7 +1366,7 @@ msgid ""
 "the pipeline, then putting all those processes into a separate process group."
 msgstr ""
 "Группу процессов в группе управления иногда называют _заданием_ и оно "
-"управляется высокоуровневым системным программным обеспечением, таким, как "
+"управляется высокоуровневым системным программным обеспечением, таким как "
 "командный процессор. Типичным примером задания, созданного командным "
 "процессором, является _конвейер_ из нескольких связанных процессов, так что "
 "выходной поток первого процесса является входным потоком для второго, "
@@ -1497,7 +1497,7 @@ msgstr ""
 "будет прибегать к _выгрузке_ всего контекста процесса во вторичную "
 "подсистему хранения данных. _Постраничная подгрузка по требованию_ и "
 "_выгрузка_ выполняются системой абсолютно незаметно для процессов. Процесс "
-"может, однако, указать системе объем памяти, который будет использоваться, в "
+"может, однако, указать системе объём памяти, который будет использоваться, в "
 "качестве помощи."
 
 #. type: Title ====
@@ -1568,17 +1568,17 @@ msgid ""
 msgstr ""
 "И снова сроки разработки не позволили включить в 4.3BSD реализацию этого "
 "интерфейса. Хотя позже она могла быть встроена в имеющуюся подсистему "
-"виртуальной памяти 4.3BSD, разработчики решили не включать ее сюда. потому "
+"виртуальной памяти 4.3BSD, разработчики решили не включать её сюда. потому "
 "что этой реализации было уже более 10 лет. Более того, оригинальная "
 "архитектура виртуальной памяти была основана на предположении, что "
 "компьютерная память мала и дорога, а диски подключены непосредственно к "
 "компьютеру, быстры и дешевы. Поэтому подсистема виртуальной памяти была "
 "разработана с упором на бережное использование памяти ценой более частых "
 "обращений к диску. Вдобавок реализация в 4.3BSD была пронизана зависимостями "
-"от аппаратной системы управления памятью машин VAX, что препятствовало ее "
+"от аппаратной системы управления памятью машин VAX, что препятствовало её "
 "переносу на другие аппаратные платформы. И наконец, подсистема виртуальной "
 "памяти не была предназначена для поддержки связных многопроцессорных систем, "
-"которые сейчас становятся все более распространенными и необходимыми."
+"которые сейчас становятся все более распространёнными и необходимыми."
 
 #. type: Plain text
 #: documentation/content/en/books/design-44bsd/_index.adoc:364
@@ -1602,7 +1602,7 @@ msgid ""
 msgstr ""
 "Попытки постепенно усовершенствовать старую реализацию заведомо были "
 "обречены на неудачу. Полностью новая архитектура, с другой стороны, могла бы "
-"использовать большие объемы памяти, уменьшить дисковые операции и "
+"использовать большие объёмы памяти, уменьшить дисковые операции и "
 "обеспечивать работу с несколькими процессорами. Наконец, система виртуальной "
 "памяти в 4.4BSD была полностью изменена. Система виртуальной памяти 4.4BSD "
 "основана на системе виртуальной памяти (VM) crossref:design-44bsd[biblio-"
@@ -1632,7 +1632,7 @@ msgstr ""
 "Еще одной проблемой с системой виртуальной памяти является способ, которым "
 "информация передаётся ядру при выполнении системного вызова. 4.4BSD всегда "
 "копирует данные из адресного пространства процесса в буфер ядра. Для "
-"операций чтения и записи, при которых передаются большие объемы данных, "
+"операций чтения и записи, при которых передаются большие объёмы данных, "
 "выполнение копирования может оказаться занимающим время процессом. "
 "Альтернативным способом является манипуляции с адресным пространством "
 "процесса в ядре. Ядро 4.4BSD всегда копирует данные о нескольким причинам:"
@@ -1644,7 +1644,7 @@ msgid ""
 "hardware page length."
 msgstr ""
 "Зачастую пользовательские данные не выравнены по границе страницы памяти и "
-"их объем не кратен размеру аппаратной страницы памяти."
+"их объём не кратен размеру аппаратной страницы памяти."
 
 #. type: Plain text
 #: documentation/content/en/books/design-44bsd/_index.adoc:373
@@ -1700,7 +1700,7 @@ msgid ""
 "copying."
 msgstr ""
 "Больше всего отображение памяти нужно для работы к большими файлами и "
-"передачи больших объемов данных между процессами. Интерфейс _mmap_ дает "
+"передачи больших объёмов данных между процессами. Интерфейс _mmap_ даёт "
 "методы для выполнения обеих этих операций без копирования."
 
 #. type: Title ====
@@ -1726,8 +1726,8 @@ msgstr ""
 "Ядро часто выполняет выделение памяти, которое нужно только для выполнения "
 "единственного системного вызова. В пользовательском процессе такая "
 "кратковременно используемая память будет выделяться в стеке во время "
-"выполнения. Так как ядро имеет ограниченный объем стека времени выполнения, "
-"то неэффективно выделять в нем даже блоки памяти среднего размера. Таким "
+"выполнения. Так как ядро имеет ограниченный объём стека времени выполнения, "
+"то неэффективно выделять в нём даже блоки памяти среднего размера. Таким "
 "образом, такая память должна выделяться посредством более гибкого механизма. "
 "Например, когда системный вызов должен преобразовать имя каталога, он должен "
 "выделить буфер размером 1 Кбайт для хранения имени. Другие блоки памяти "
@@ -1761,7 +1761,7 @@ msgstr ""
 "программах crossref:design-44bsd[biblio-mckusick-2, [McKusick & Karels, "
 "1988]]. Как интерфейс библиотеки языка C, функция выделения памяти получает "
 "параметр, указывающий на размер памяти, который необходим. Диапазон "
-"запрашиваемых объемов выделяемой памяти не ограничен; однако выделяемая "
+"запрашиваемых объёмов выделяемой памяти не ограничен; однако выделяемая "
 "физическая память не подвергается постраничной подгрузке. Функции "
 "освобождения памяти передаётся указатель на освобождаемый участок памяти, но "
 "указывать размер освобождаемого участка памяти не нужно."
@@ -1805,7 +1805,7 @@ msgstr ""
 "считается файл из строк символов набора ASCII, которые разделены одним "
 "символом новой строки (символ ASCII перевода строки), но ядро не знает "
 "ничего об этом соглашении. Для удовлетворения потребностей большинства "
-"программ модель еще более упрощена и сводится к потоку байт данных, или "
+"программ модель ещё более упрощена и сводится к потоку байт данных, или "
 "_потоку ввода/вывода_. Такое единое представление данных позволяет работать "
 "характерному для UNIX подходу на основе инструментов crossref:design-44bsd"
 "[biblio-kernighan, [Kernighan & Pike, 1984]]. Поток ввода/вывода одной "
@@ -1977,7 +1977,7 @@ msgstr ""
 "Когда процесс завершается, ядро освобождает все дескрипторы, которые "
 "использовались этим процессом. Если процесс хранил последнюю ссылку на "
 "объект, то менеджер объектов уведомляется для выполнения всех необходимых "
-"действий, таких, как окончательное удаление файла или уничтожение сокета."
+"действий, таких как окончательное удаление файла или уничтожение сокета."
 
 #. type: Title ====
 #: documentation/content/en/books/design-44bsd/_index.adoc:446
@@ -2130,8 +2130,8 @@ msgstr ""
 "находящимися в ядре программными модулями, называемыми _драйверами "
 "устройств_. Большинство аппаратных устройств для сетевых коммуникаций "
 "доступны только при помощи подсистемы межпроцессного взаимодействия, и не "
-"имеют специальных устройств в пространстве имен файловой системы, так как "
-"интерфейс _низкоуровневых сокетов_ дает более естественный интерфейс, чем "
+"имеют специальных устройств в пространстве имён файловой системы, так как "
+"интерфейс _низкоуровневых сокетов_ даёт более естественный интерфейс, чем "
 "специальный файл."
 
 #. type: Plain text
@@ -2162,7 +2162,7 @@ msgstr ""
 "структуру. Типичными неструктурированными устройствами являются линии связи, "
 "растровые графопостроители и небуферизируемые магнитные ленты и диски. "
 "Неструктурированные устройства, как правило, поддерживают перенос больших "
-"объемов данных."
+"объёмов данных."
 
 #. type: Plain text
 #: documentation/content/en/books/design-44bsd/_index.adoc:493
@@ -2274,7 +2274,7 @@ msgid ""
 "respectively."
 msgstr ""
 "Механизм сокетов требует расширения традиционных для UNIX системных вызовов "
-"ввода/вывода для обеспечения соответствующих имен и смыслов соединениям. "
+"ввода/вывода для обеспечения соответствующих имён и смыслов соединениям. "
 "Вместо того, чтобы перегружать существующий интерфейс, разработчики "
 "использовали существующие интерфейсы, расширив их так, что они продолжили "
 "работать без изменений, и разработали новые интерфейсы для работы с новыми "
@@ -2511,10 +2511,10 @@ msgstr ""
 "каталоге_, иногда называемому по имени _слэш_, которое соответствует символу "
 "одинарной наклонной черты (/). Корневой каталог содержит файлы; в нашем "
 "примере на Рисунке 2.2, он содержит [.filename]#vmunix#, копию выполнимого "
-"объектного файла ядра. В нем также расположены каталоги; в этом примере он "
+"объектного файла ядра. В нём также расположены каталоги; в этом примере он "
 "содержит каталог [.filename]#usr#. Внутри каталога [.filename]#usr# "
 "располагается каталог [.filename]#bin#, который в основном содержит "
-"выполнимый объектный код программ, таких, как [.filename]#ls# и [."
+"выполнимый объектный код программ, таких как [.filename]#ls# и [."
 "filename]#vi#."
 
 #. type: Plain text
@@ -2530,7 +2530,7 @@ msgid ""
 "starting with the process's root directory."
 msgstr ""
 "Процесс обращается к файлу, указывая _путь_ до него, который является "
-"строкой, состоящей из нескольких или ни одного имен файлов, разделенных "
+"строкой, состоящей из нескольких или ни одного имён файлов, разделенных "
 "символами слэша (/). С каждым процессом ядро связывает два каталога, при "
 "помощи которых можно интерпретировать маршруты до файлов. _Корневой каталог_ "
 "процесса является самой верхней точкой файловой системы, которую может "
@@ -2599,7 +2599,7 @@ msgid ""
 "files.  Thus, a user can build arbitrarily complex subhierarchies."
 msgstr ""
 "Системные утилиты и базы данных располагаются в нескольких всем известных "
-"каталогах. Частью предопределенной иерархии является каталог, содержащий "
+"каталогах. Частью предопределённой иерархии является каталог, содержащий "
 "_домашний каталог_ для каждого пользователя - например, [.filename]#/usr/"
 "staff/mckusick# и [.filename]#/usr/staff/karels# на Рисунке 2.2. Когда "
 "пользователи регистрируются в системе, то рабочий каталог их командного "
@@ -2709,11 +2709,11 @@ msgid ""
 "delete directories only if explicit directory create and delete requests "
 "were presented."
 msgstr ""
-"При реализации поддержки не-UNIX файловых систем, таких, как файловая "
-"система MS-DOS, на другом разделе диска, может оказаться, что эта файловая "
-"система не поддерживает ссылочных операций. Хотя другие файловые системы "
-"могут поддерживать концепцию каталогов, скорее всего, они не будут создавать "
-"и удалять каталоги со ссылками, как это делается в файловой системе UNIX. "
+"При реализации поддержки не-UNIX файловых систем, таких как файловая система "
+"MS-DOS, на другом разделе диска, может оказаться, что эта файловая система "
+"не поддерживает ссылочных операций. Хотя другие файловые системы могут "
+"поддерживать концепцию каталогов, скорее всего, они не будут создавать и "
+"удалять каталоги со ссылками, как это делается в файловой системе UNIX. "
 "Соответственно они могут создавать и и удалять каталоги только при наличии "
 "явных запросов на удаление или создание каталогов."
 
@@ -2739,7 +2739,7 @@ msgstr ""
 "использоваться для присвоения файлу нового имени в файловой системе с "
 "заменой старого имени файла. Как и операции по созданию и удалению "
 "каталогов, системный вызов _rename_ был добавлен в 4.2BSD для придания "
-"атомарности изменению имен в локальной файловой системе. Позже он оправдал "
+"атомарности изменению имён в локальной файловой системе. Позже он оправдал "
 "свою исключительную полезность для экспортирования операций по "
 "переименованию в сторонних файловых системах и по сети."
 
@@ -2790,7 +2790,7 @@ msgid ""
 msgstr ""
 "Вновь создаваемым файлам присваивается идентификатор пользователя процесса, "
 "который их создал, и идентификатор группы каталога, в котором они были "
-"созданы. Для защиты файлов применяется трехуровневый механизм управления "
+"созданы. Для защиты файлов применяется трёхуровневый механизм управления "
 "доступом. Эти три уровня определяют доступность файла для"
 
 #. type: Plain text
@@ -2862,13 +2862,13 @@ msgstr ""
 "Ранние версии UNIX имели ограничение в 14 символов на имя файла. Это "
 "ограничение зачастую вызывало проблемы. Например, кроме естественного "
 "желания пользователей давать файлам длинные описательные имена, "
-"распространенным способом формировать имена файлов является использование "
+"распространённым способом формировать имена файлов является использование "
 "формата [.filename]#basename.extension#, где расширение (указывающее на тип "
 "файла, скажем, `.c` для исходного года на языке C или `.o` для "
-"промежуточного двоичного объекта) имеет длину от одного до трех символов, "
+"промежуточного двоичного объекта) имеет длину от одного до трёх символов, "
 "оставляя от 10 до 12 символов на имя файла. Системы управления исходным "
 "кодом и редакторы обычно используют дополнительно два символа для своих "
-"целей, для префикса или суффикса имени файла, при этом остается от восьми до "
+"целей, для префикса или суффикса имени файла, при этом остаётся от восьми до "
 "10 символов. В качестве имени файла легко использовать от 10 до 12 символов "
 "одного английского слова (например, `multiplexer`)."
 
@@ -2898,7 +2898,7 @@ msgstr ""
 "исходный код `troff` для документации программы на языке C. Содержимое двух "
 "оригинальных файлов может оказаться перепутанным без каких-либо "
 "предупреждений от системы управления исходным кодом. При тщательном "
-"кодировании эту проблему можно обнаружить, но поддержка длинных имен файлов, "
+"кодировании эту проблему можно обнаружить, но поддержка длинных имён файлов, "
 "впервые появившаяся в 4.2BSD, практически полностью ликвидировала эту "
 "проблему."
 
@@ -2917,7 +2917,7 @@ msgid ""
 "the data will be stored. 4.4BSD has a single implementation to provide these "
 "semantics."
 msgstr ""
-"Операции, определенные для локальных файловых систем, делятся на две "
+"Операции, определённые для локальных файловых систем, делятся на две "
 "категории. Общими для всех локальных систем являются иерархический принцип "
 "именования, блокировка, квоты, управление атрибутами и защита. Эти механизмы "
 "не зависят от того, как хранятся данные. В 4.4BSD имеется единая реализация "
@@ -3058,7 +3058,7 @@ msgstr ""
 "которая экспортирует одну или более своих файловых систем. _Клиентом_ "
 "является локальная машина, которая импортирует эти файловые системы. С точки "
 "зрения локального клиента, смонтированные удаленные файловые системы "
-"появляются в пространстве имен дерева файлов, как любая другая локально "
+"появляются в пространстве имён дерева файлов, как любая другая локально "
 "смонтированная файловая система. Локальные клиенты могут перемещаться в "
 "каталоги на удаленной файловой системе, и могут осуществлять чтение, запись "
 "и выполнение двоичных файлов на удаленной файловой системе точно так же, как "
@@ -3095,7 +3095,7 @@ msgid ""
 "NFS protocol is described in Chapter 9."
 msgstr ""
 "Хотя за эти годы было разработано множество протоколов работы с удаленными "
-"файловыми системами, самой распространенной на системах UNIX является "
+"файловыми системами, самой распространённой на системах UNIX является "
 "сетевая файловая система Network Filesystem (NFS), которая была "
 "спроектирована и реализована в Sun Microsystems. Ядро 4.4BSD поддерживает "
 "протокол NFS, хотя его реализация была выполнена независимо от спецификаций "
@@ -3124,8 +3124,8 @@ msgstr ""
 "входных символов и задержек вывода. На самом нижнем уровне находятся "
 "драйверы терминальных устройств, которые управляют портами аппаратных "
 "терминалов. Терминальный ввод обрабатывается согласно низлежащим "
-"характеристикам связи, таким, как скорость передачи, и согласно набору "
-"программно контролируемых параметров, таких, как контроль чётности."
+"характеристикам связи, таким как скорость передачи, и согласно набору "
+"программно контролируемых параметров, таких как контроль чётности."
 
 #. type: Plain text
 #: documentation/content/en/books/design-44bsd/_index.adoc:740
@@ -3338,7 +3338,7 @@ msgstr ""
 "соединениях. Такие программы могут работать, если только не меняются "
 "системные вызовы _read_ и _write_. Соответственно, оригинальные интерфейсы "
 "не трогались, но были исправлены для работы с потоковыми сокетами. Для более "
-"сложных сокетов, таких, как те, что используются для посылки датаграмм и в "
+"сложных сокетов, таких как те, что используются для посылки датаграмм и в "
 "которых при каждом вызове _send_ должен указываться адрес назначения, был "
 "добавлен новый интерфейс."
 
@@ -3358,9 +3358,9 @@ msgid ""
 msgstr ""
 "Другим достоинством является то, что новый интерфейс легко переносим. Вскоре "
 "после тестового релиза, полученного из Беркли, интерфейс сокетов был "
-"перенесен в System III поставщиком UNIX (хотя AT&T не поддерживала интерфейс "
+"перенесён в System III поставщиком UNIX (хотя AT&T не поддерживала интерфейс "
 "сокетов до выхода System V Release 4, решив использовать вместо него "
-"механизм потоков из Eighth Edition). Интерфейс сокетов был также перенесен "
+"механизм потоков из Eighth Edition). Интерфейс сокетов был также перенесён "
 "для работы на многих адаптерах Ethernet поставщиками, такими, как Excelan и "
 "Interlan, который продавался на рынке PC, где компьютеры были слишком "
 "слабыми, чтобы обрабатывать сетевой код на основном процессоре. Сравнительно "
@@ -3387,7 +3387,7 @@ msgstr ""
 "_сокетов_ дают доступ к сетевым протоколам. Эти протоколы реализованы как "
 "отдельный программный слой, логически находящийся ниже программного "
 "обеспечения сокетов в ядре. Ядро предоставляет много вспомогательных "
-"сервисов, таких, как управление буферами, маршрутизация сообщений, "
+"сервисов, таких как управление буферами, маршрутизация сообщений, "
 "стандартные интерфейсы к протоколам и интерфейсы к драйверам сетевых "
 "интерфейсов для использования в различных сетевых протоколах."
 
@@ -3418,7 +3418,7 @@ msgstr ""
 "для изменений в будущем. Современные протоколы, разработанные для Ethernet "
 "со скоростями работы 10 и 100 Mbit в секунду, вряд ли будут соответствовать "
 "для завтрашних оптических сетей пропускной способностью 1 и 10 Gbit в "
-"секунду. Поэтому уровень сетевых коммуникаций разработан с учетом поддержки "
+"секунду. Поэтому уровень сетевых коммуникаций разработан с учётом поддержки "
 "многих протоколов. Новые протоколы добавляются к ядру, не затрагивая "
 "поддержку старых протоколов. Старые приложения могут продолжать работать с "
 "использованием старых протоколов в той же самой физической сети, что "
@@ -3448,7 +3448,7 @@ msgstr ""
 "первого для включения в набор протоколов IPC, потому что реализация на "
 "основе 4.1 была всем доступна из проекта, спонсируемого DARPA, в Bolt, "
 "Beranek и Newman (BBN). Это был выбор, повлиявший на многое: Реализация в "
-"4.2BSD стала основной причиной очень широкой распространенности и "
+"4.2BSD стала основной причиной очень широкой распространённости и "
 "использования этого набора протоколов. Более поздние усовершенствования "
 "производительности и возможностей TCP/IP были также широко приняты. "
 "Реализация TCP/IP подробно описана в Главе 13."
@@ -3480,7 +3480,7 @@ msgid ""
 "of routing with variable-length addresses and network masks."
 msgstr ""
 "В релиз 4.4BSD был добавлен набор протоколов ISO из-за его все большей "
-"распространенности как внутри, так и во вне США. По причине использования в "
+"распространённости как внутри, так и во вне США. По причине использования в "
 "протоколах ISO несколько другого подхода к сети, в интерфейсе сокетов "
 "потребовалось сделать некоторые небольшие изменения для реализации этого "
 "подхода. Изменения были сделаны так, что они были незаметны для клиентов "
lmpx.com only provides a reader for public news (NNTP) servers. It is not affiliated with the servers or forums shown here and is not responsible for the content of articles, which is written by their respective authors.