Linux Ext2fs Undeletion mini-HOWTO Autor: Aaron Crane [e-mail] v1.3, 2 lutego 1999 ssaawwiicckkiibb@@eeee..ppww..eedduu..ppll v1.0, 15 kwietnia 1999 Wyobraź sobie. Trzy ostatnie trzy dni spędziłeś bez snu, jedzenia, a nawet bez prysznica. Właśnie ukończyłeś program, który przyniesie Ci światową sławę i uznanie. Musisz go jeszcze tylko starować i umieścić na Metalab-ie. No, i skasować wszystkie kopie zapasowe tworzone przez Emacs-a. Piszesz więc rm * ~. Już za późno, zauważyłeś dodatkową spację w poleceniu. Właśnie skasowałeś całe swoje dzieło ! Nadchodzi pomoc. Dokument ten wyjaśnia jak odzyskiwać skasowane pliki w sys� temie plików Second Extended File System. Może uda Ci się jednak opub� likować Twój genialny program. Dokument ten został napisany w stan� dardzie ISO-8859-2. Oryginał tego dokumentu znajduje się pod adresem http://pobox.com/~aaronc/ . ______________________________________________________________________ Spis treści 1. Wstęp 1.1 Historia publikacji 1.1.1 Zmiany w wersji 1.1 1.1.2 Zmiany w wersji 1.2 1.1.3 Zmiany w wersji 1.3 1.2 Inne lokalizacje tego dokumentu 2. Jak nie skasować plików 3. Jakiego współczynnika odzyskania skasowanych plików mogę się spodziewać ? 4. Jak odzyskać skasowane pliki ? 5. Odmontowanie systemu plików 6. Przygotowanie do bezpośrednich zmian iwęzłów 7. Przygotowanie do zapisu danych w innym miejscu 8. Szukanie skasowanych iwęzłów 9. Uzyskiwanie szczegółowych informacji o iwęzłach 10. Odzyskiwanie bloków danych 10.1 Małe pliki 10.2 Większe pliki 11. Bezpośrednie modyfikacje iwęzłów 12. Czy będzie to kiedyś łatwiejsze? 13. Czy są jakieś programy automatyzujące ten proces? 14. Kolofon 15. Wyrazy uznania i bibliografia 16. Formalności 17. Od tłumacza ______________________________________________________________________ 11.. WWssttęępp To mini-Howto stara się dostarczyć porad jak odzyskiwać skasowane pliki w systemie plików ext2. Zawiera ono również dyskusję, jak przede wszystkim, nie dopuścić do skasowania ważnych plików. Chciałbym, aby było ono przydatne dla ludzi, którym zdarzył się mały wypadek z rm; jakkolwiek mam również nadzieję, że przeczytają je także inni. Nigdy nie wiadomo, pewnego dnia, któraś z zamieszczonych tu informacji z może uratować Ci tyłek. Tekst ten zakłada ogólną podstawową wiedzę o systemie plików UNIX-a. Mam jednak nadzieję, że będzie dostępny dla większości użytkowników Linux-a. Jeśli jesteś całkowicie początkujący, obawiam się, że odzyskiwanie plików _w_y_m_a_g_a ilości wiedzy technicznej, której nie posiadasz. Nie będziesz mógł odtwarzać skasowanych plików z systemu plików ext2 bez praw odczytu do urządzenia, na którym były one przechowywane. Ogólnie oznacza to, że musisz być administatorem (root). Niektóre dystrybucje (takie jak Debian GNU/Linux) tworzą grupę disk, której członkowie mają dostęp do takich urządzeń. Będziesz potrzebował także debugfs z pakietu e2fsprogs. Prawdopodobnie jest on już zainstalowany przez Twoją dystrybucję. Dlaczego to napisałem? Wynikło to głównie z moich własnych doświadczeń ze zwykłą głupotą i katastrofą spowodowaną przez komendę rm -r wykonywaną z prawami administratora. Skasowałem 97 plików typu JPEG, których potrzebowałem i których prawie na pewno nie można było odzyskać z innych źrodeł. Z pomocą użytecznych wskazówek (patrz rozdział ``Wyrazy uznania i Bibliografia'') i dużej wytrwałości, odzyskałem 91 nieuszkodzonych plików. Udało mi się odtworzyć częściowo następne pięć (wystarczająco, aby zobaczyć co było na tych obrazkach). Tylko jednego nie byłem w stanie obejrzeć, ale nawet w tym przypadku, jestem prawie pewien, ze stracone zostały nie wiecej niż 1024 bajty (niefortunnie z samego poczatku pliku; uwzględniając to, że nic nie wiem o formacie JPG, zrobiłem wszystko co mogłem). W dalszych rozważaniach będę chciał przedstawić jakiej wielkości współczynnika odtworzenia skasowanych plików możesz się spodziewać. 11..11.. HHiissttoorriiaa ppuubblliikkaaccjjii Istnieją następujące upublicznione wersje tego dokumentu (i daty ich publikacji): � v1.0, 18 stycznia 1997 � v1.1, 23 lipca 1997 (patrz rozdział ``Zmiany w wersji 1.1'') � v1.2, 4 sierpnia 1997 (patrz rozdział ``Zmiany w wersji 1.2'') � v1.3, 2 lutego 1999 (patrz rozdział ``Zmiany w wersji 1.3'') 11..11..11.. ZZmmiiaannyy ww wweerrssjjii 11..11 Jakie zmiany zostały zrobione w tej wersji? Przede wszystkim, został poprawiony błąd w przykładowym odzyskiwaniu pliku. Dziękuję wszystkim, którzy napisali, żeby wskazać mi ten błąd. Mam nadzieję, że nauczyłem się być bardziej uważnym przy interakcyjnej pracy z programem. Po drugie, rozważania o systemie plików w UNIX-ie zostały przerobione tak, aby uczynić je bardziej zrozumiałymi. Od początku nie byłem z tego zadowolony i dostałem komentarze, że nie było to napisane zbyt jasno. Po trzecie, uuencode'owany gzip-owany tar-owany pakiet fsgrab ze środka pliku został usunięty. Teraz program dostępny jest na mojej stronie domowej i na Metalab-ie (i kopiach, w Polsce - Sunsite ). Po czwarte, dokument ten został przetłumaczony na język składu SGML używany w Linux Documention Project. Ten język może być łatwo konwertowany do innych języków składu (np. HTML-a i LaTeX-a) w celu dogodnego sposobu wyświetlania i drukowania. Jedną z korzyści z tego jest to, że ładny wygląd wersji papierowej jest łatwiejszy do osiągniecia. Inną jest to, że dokument zawiera wewnętrzne i zewnętrzne odnośniki, gdy oglądany jest przez WWW. 11..11..22.. TToo wwyyddaanniiee zzaawwiieerraa wwyyłłąącczznniiee ppoopprraawwkkii.. GGłłóówwnniiee uuwwzzggllęęddnniiłłeemm zzmmiiaannyy ssuuggeerroowwaannee pprrzzeezz cczzyytteellnniikkóóww,, ttoo oonnee ssąą wwłłaaśśnniiee nnaajjwwaażżnniieejjsszzee.. PPiieerrwwsszzaa zzmmiiaannaa zzoossttaałłaa zzaassuuggeerroowwaannaa pprrzzeezz EEggiillaa KKvvaalleebbeerrggaaeeggiill@@kkvvaallee�� bbeerrgg..nnoo,, kkttóórryy wwsskkaazzaałł nnaa ppoolleecceenniiee dduummpp ww ddeebbuuggffss .. JJeesszzcczzee rraazz,, ddzziięękkii EEggiill.. DDrruuggaa zzmmiiaannaa ppoolleeggaałłaa nnaa zzaazznnaacczzeenniiuu,, żżee uużżyycciiee cchhaattttrr ppoommaaggaa uunniikknnąąćć sskkaassoowwaanniiaa wwaażżnnyycchh pplliikkóóww.. DDzziieekkuujjęę HHeerrmmaannoowwii SSuuiijjss HH..PP..MM..SSuuiijjss@@kkuubb..nnll zzaa zzaauuwwaażżeenniiee tteeggoo.. SSttrreesszzcczzeenniiee zzoossttaałłoo uuaakkttuuaall�� nniioonnee.. ZZoossttaałłyy ddooddaannee UURRLL--ee ddoo oorrggaanniizzaaccjjii ii oopprrooggrraammoowwaanniiaa.. WWpprroowwaadd�� zzoonnoo wwiieellee iinnnnyycchh mmnniieejjsszzyycchh zzmmiiaann ((lliitteerróówwkkii ii ttyymm ppooddoobbnnee)).. ZZmmiiaannyy ww wweerrssjjii 11..22 11..11..33.. ZZmmiiaannyy ww wweerrssjjii 11..33 Pomimo, że jest to pierwsza wersja od 17 miesięcy, jest tutaj mało nowego. W wersji tej poprawione są drobniejsze błędy (literówki, puste URL-e, tego typu rzeczy -- szczególnie nie związane z Open Group), uaktualniono kilka części tekstu, które uległy przeterminowaniu, takich jak partie dotyczące wersji jądra i lde. No i zmieniłem `Sunsite' na `Metalab'. To wydanie jest przewidywane jako ostatnie przed wersją 2.0, która, mam nadzieję, będzie pełnym Howto. Pracuję nad istotnymi zmianami, które spowodują zwiększenie głównego numeru wersji. 11..22.. IInnnnee llookkaalliizzaaccjjee tteeggoo ddookkuummeennttuu Najnowsza publiczna wersja tego dokumentu powinna być zawsze dostępna na Linux Documentation Project site (i kopiach, w Polsce - Sunsite ). Najbardziej aktualna wersja jest również przechowywana na mojej stronie domowej w kilku formatach: � źródło SGML . To jest format źródłowy, tak jak to napisałem używając pakietu SGML Tools. � HTML . To jest HTML, automatycznie wygenerowany ze źródła SGML. � czysty tekst . To jest czysty tekst, który również został automatycznie wygenerowany ze źródła SGML. 22.. JJaakk nniiee sskkaassoowwaaćć pplliikkóóww Trzeba pamiętać, że Linux różni się od MS-DOS jeśli chodzi o kasowanie plików. W MS-DOS (jak i w Windows 95), dosyć łatwo jest odzyskać skasowane pliki - `system operacyjny' (używam tego terminu dosyć swobodnie) dostarcza nawet narzędzi, które automatyzują ten proces. W Linux-ie jest inaczej. Reguła numer jeden (podstawowa wskazówka) brzmi: RRÓÓBB KKOOPPIIEE ZZAAPPAASSOOWWEE bez względu na wszystko. Pomyśl o wszystkich swoich danych. Być może, jak ja, trzymasz kilkuletni zbiór listów, kontaktów, programów, dokumentów na swoim komputerze. Pomyśl co by się stało z Twoim życiem, gdyby Twój dysk uległ katastrofalnemu uszkodzeniu, lub gdyby -- o wielkie nieba ! -- złośliwy craker wyczyścił Twój dysk. To nie jest niemożliwe; korespondowałem z wieloma ludźmi w takiej sytuacji. Myślę, że teraz wszyscy rozsądnie myślący użytkownicy Linux-a wyjdą, kupią urządzenie do robienia kopii zapasowych, opracują kalendarz archiwizacji i _b_ę_d_ą _s_i_ę _j_e_g_o _t_r_z_y_m_a_ć. Ja używam wolnego dysku twardego w innym komputerze i okresowo kopiuję tam przez sieć ethernet mój katalog domowy. Więcej informacji o planowaniu kalendarza archiwizacji znajdziesz u Frischa (1995) (patrz rozdział ``Bibliografia i Wyrazy Uznania''). Co wtedy, gdy nie ma kopii zapasowej? (lub nawet przy istnieniu kopii zapasowej: żadne środki bezpieczeństwa nie są złym rozwiązaniem w miejscu gdzie przechowywane są ważne dane). Spróbuj ustawić prawa dostępu do ważnych plików na 440 (lub mniej): odebranie sobie samemu praw zapisu oznacza, że rm będzie wymagał potwierdzenia przed skasowaniem. (Zauważyłem, że jeśli rekursywnie kasuję katalog rm -r, prośba potwierdzenia pojawi się przy pierwszym i drugim pliku, potem program zachowuje się jak rm -rf). Niezłą sztuczką dla wybranych plików jest utworzenie w ukrytym katalogu twardych dowiązań do nich. Kiedyś usłyszałem historię o administatorze, który przez pomyłkę skasował /etc/passwd (nieomal w ten sposób niszcząc system). Jednym z rozwiązań takiego kłopotu jest zrobienie czegoś następującego (jako root): # mkdir /.backup # ln /etc/passwd /.backup Teraz skasowanie pliku wymaga większego wysiłku: gdy napiszesz tylko # rm /etc/passwd wtedy # ln /.backup/passwd /etc odtworzy Twój plik. Oczywiście, to rozwiązanie nie pomoże jeśli nadpiszesz plik, więc nie zapomninaj o kopii zapasowej. W systemie plików ext2 jest możliwe użycie atrybutów ext2, aby ochraniać pliki. Atrybuty te mogą być zmieniane za pomocą komendy chattr. Istnieje atrybut `append-only`: plik z tym atrybutem może być tylko powiększany, nie może być skasowany i istniejąca zawartość nie może być nadpisana. Jeśli atrybut ten ma katalog, każdy plik czy katalog w nim leżący może być normalnie modyfikowany, ale żaden z plików nie może zostać skasowany. Atrybut `append-only' ustawia się poleceniem $ chattr +a FILE... Istnieje również atrybut `immutable', który może być zapalany lub gaszony tylko przez administratora. Pliku lub katalogu z tym atrybutem nie można zmienienić, skasować, zmienić jego nazwy, czy utworzyć do niego twardego dowiązania. Można go ustawić w następujący sposób: # chattr +i FILE... Ext2fs dostarcza również atrybutu `undeletable' (+u in chattr). Założenie było takie, że plik z tym atrybutem po skasowaniu zostaje przeniesiony w bezpieczne miejsce `safe location', aby rzeczywiste skasowanie przesunąć w czasie. Niestety funkcja ta nie jest jeszcze zaimplementowana w jądrze. Myślałem, że będzie większe zainteresowanie nią i stanie się to szybko, ale nie jest ona dostępna (według mojej wiedzy) w żadnej aktualnej wersji jądra. Niektórzy radzą, aby zrobić alias lub funkcję w powłoce rm, która wykonywałaby rm -i (będziesz musiał potwierdzić skasowanie _k_a_ż_d_e_g_o pliku). Dystrubucja Red Hat robi to domyślnie dla wszystkich użytkowników, w tym i dla root-a. Ja osobiście nie lubię oprogramowania, które nie może działać bez mojej pomocy, dlatego nie używam tego sposobu. Wcześniej, czy później może pojawić się kolejny problem: kiedy będziesz pracował w trybie singe- user, lub będziesz używał innej powłoki lub nawet innej maszyny, gdzie Twoja funkcja rm nie istnieje. Jeśli będziesz spodziewał się, że każde skasowanie wymaga potwierdzenia, dosyć łatwo jest nie przewidzieć tego, że kazałeś skasować zbyt wiele plików. Również skrypty i programy, które podmieniają rm mogą być bardzo niebezpieczne. Trochę lepszym rozwiązaniem jest użycie pakietu, który umożliwia `odtwarzalne' kasowanie poprzez specjalną komendę zastępująca rm. Szczegóły znajdziesz u Peeka (1993) (patrz rozdział ``Bibliografia i Wyrazy Uznania''). Jednak w ten sposób przyzwyczajamy użytkownika do pewniej nonszalancji przy kasowaniu plików. Nie jest to najlepsze, bowiem system typu Unix wymaga jednak uważnego działania. 33.. JJaakkiieeggoo wwssppóółłcczzyynnnniikkaa ooddzzyysskkaanniiaa sskkaassoowwaannyycchh pplliikkóóww mmooggęę ssiięę ssppooddzziieewwaaćć ?? To zależy. Problem wynika z tego, że w systemie operacyjnym wysokiej jakości, wielozadaniowym, wieloużytkownikowym, takim jak Linux, nie możesz przewidzieć kiedy ktoś zechce zapisać coś na dysk. Po chwili, w której kazałeś systemowi skasować jakiś plik, bloki przez niego zajęte mogą zostać użyte, gdy system będzie chciał zapisać coś nowego. (Jest to jeden przykład ogólnej zasady systemów typu Unix: jądro i związane z nim programy zakładają, że użytkownicy nie są idiotami). Ogólnie rzecz biorąc, im bardziej obciążona jest Twoja maszyna, tym mniej prawdopodobne jest odzyskanie plików. Znaczenie może mieć również fragmentacja dysku. Jeśli partycja, na której był skasowany plik jest bardzo pofragmentowana, masz małe szanse na odczytanie całej jego treści. Jeśli Twój komputer, tak jak mój, realnie jest maszyną jednoużytkownikową i nie robiłeś niczego co intensywnie korzystało z dysku w tragicznej chwili skasowania pliku, możesz się spodziewać współczynnika odzysku zbliżonego do tego wymienionego niżej. Ja odzyskałem prawie 94% plików (były to pliki binarne) w stanie nieuszkodzonym. Jeżeli otrzymasz 80% lub więcej, myślę, że będziesz z siebie zadowolony. 44.. JJaakk ooddzzyysskkaaćć sskkaassoowwaannee pplliikkii ?? Operacja ta polega głównie na znalezieniu danych na urządzeniu partycji i uczynieniu ich ponownie widocznymi dla systemu operacyjnego. Są dwa sposoby, żeby to zrobić: pierwszy polega na takiej zmianie systemu plików, żeby usunąć znacznik `deleted' ze skasowanych iwęzłów z nadzieją, że pliki nagle pojawią się na swoim miejscu. Inną metodą, bezpieczniejszą, ale wolniejszą jest znalezienie położenia interesujących danych na partycji i zapisaniu ich jako nowy plik w innym systemie plików. Przed odtwarzeniem danych musisz zrobić kilka rzeczy; patrz rozdziały ``Odmontowanie systemu plików'', ``Przygotowanie do bezpośrednich zmian w iwęzłach'' i ``Przygotowanie do zapisania danych w innym miejscu''. Informację jak odzyskiwać pliki znajdziesz w rozdziałach ``Szukanie skasowanych iwęzłów'', ``Uzyskiwanie szczegółowych informacji o iwęzłach'', ``Odzyskiwanie bloków danych'' i ``Bezpośrednie modyfikacje iwęzłów''. 55.. OOddmmoonnttoowwaanniiee ssyysstteemmuu pplliikkóóww Niezależnie od metody jaką wybrałeś, pierwszym krokiem jest odmontowanie systemu plików zawierającego skasowane pliki. Zdecydowanie nie polecam żadnych działań na zamontowanym systemie plików. Krok ten powinien być wykonany najszybciej jak to będzie możliwe od momentu, gdy zauważyłeś, że pomyłkowo skasowałeś pliki. Im szybciej odmontujesz system plików, tym większa będzie szansa, że Twoje dane nie zostaną nadpisane (zamazane). Najprostszą metodą, aby to zrobić jest: zakładając, że skasowane pliki były systemie plików /usr, # umount /usr Jeśli chcesz możesz również utrzymać widoczność katalogu /usr. Zamontuj go w trybie tylko-do-odczytu: # mount -o ro,remount /usr W przypadku, gdy skasowane pliki były na głównej partycji musisz dodać opcję -n, aby zabronić programowi mount na próby zapisu do /etc/mtab: # mount -n -o ro,remount / Poza tym wszystkim, możliwe jest również, że jakiś inny proces używa interesującego nas systemu plików (spowoduje to błąd typu `Resource busy' przy próbie odmontowania). fuser jest programem, który wyśle sygnał do każdego procesu używającego wskazanego pliku lub punktu montowania. Spróbuj tego dla partycji /usr: # fuser -v -m /usr W ten sposób uzyskasz listę przeszkadzających Ci procesów. Zakładając, że żaden z nich nie jest niezbędny, możesz napisać # fuser -k -v -m /usr aby wysłać sygnał SIGKILL do każdego z nich ( gwarantuje to ich zabicie), albo # fuser -k -TERM -v -m /usr aby przekazać każdemu sygnał SIGTERM (spowoduje to normalne zakończenie pracy procesów). 66.. PPrrzzyyggoottoowwaanniiee ddoo bbeezzppoośśrreeddnniicchh zzmmiiaann iiwwęęzzłłóóww Moja rada? Nie używaj tej metody. Nie uważam, żeby dobrym pomysłem była zabawa na niskim poziomie w systemie plików. Metoda ta stwarza również problemy jeśli chcesz odtworzyć pliki większe niż 12 bloków. W celu odzyskania dużych plików, tak czy owak, będziesz musiał użyć innej metody. (Chociaż patrz rozdział ``Czy będzie to kiedyś łatwiejsze?'' w celu dodatkowych informacji.) Jeżeli jednak chcesz koniecznie użyć tego sposobu, lepiej skopiuj bezpośrednio obraz partycji na inną partycję, a później zamontuj ją używając pętli zwrotnej (loopback): # cp /dev/hda5 /root/working # mount -t ext2 -o loop /root/working /mnt (Niektóre wersje mount nie potrafią tego zrobić. Jeśli Twój mount nie działa poprawnie, zalecam użycie najnowszej wersji, conajmniej 2.7. Dużo starsze wersje mają problemy z utrzymaniem bezpieczeństwa danych.) Używając pętli zwrotnej, nawet jeśli całkowicie zniszczysz system plików, możesz ponownie skopiować partycję i zacząć próby od nowa. 77.. PPrrzzyyggoottoowwaanniiee ddoo zzaappiissuu ddaannyycchh ww iinnnnyymm mmiieejjssccuu Jeżeli wybierzesz tę drogę działania, musisz znaleźć partycję ratunkową -- miejsce, gdzie zapiszesz nowe kopie odzyskanych plików. Na całe szczęście, twój system zawiera kilka partycji: prawdopodobnie partycję główną, /usr i /home. Wybierz jedną z nich i utwórz na niej nowy katalog. Jeśli masz tylko partycję główną i wszystko przechowujesz na niej, rozwiązanie troszkę się skomplikuje. Może masz partycje MS-DOS lub Windows, której bedziesz mógł użyć ? Albo masz sterownik do ramdisk-u w swoim jądrze, albo w module ? W celu użycia ramdisk-u (zakładając, że jądro jest nowsze od 1.3.48), napisz: # dd if=/dev/zero of=/dev/ram0 bs=1k count=2048 # mke2fs -v -m 0 /dev/ram0 2048 # mount -t ext2 /dev/ram0 /mnt W ten sposób stworzyłeś 2MB wolumen ramdisk-u i zamontowałeś do w /mnt. Krótkie ostrzeżenie: jeżeli używasz kerneld (lub zastępującego go kmod w jądrach 2.2.x i późnych 2.1.x) w celu automatycznego ładowania i odładowywania modułów, nie odmontowuj ramdisk-u dopóki nie skopiujesz wszystkich plików na bardziej trwały nośnik. W chwili, gdy go odmontujesz, kerneld zakłada, że może odładować moduł (zwykle jednak czeka pewien okres). Gdy to już się stanie, pamięć zostanie użyta przez inne części jądra i stracisz wszystkie godziny spędzone na odzyskiwaniu danych. Jeżeli masz napęd Zip, Jaz, LS-120 lub coś podobnego, może on spełniać z powodzeniem rolę partycji ratunkowej. W pozostałych przypadkach, użyj po prostu napędu stacji dyskietek. Będziesz jeszcze potrzebował programu, który potrafi czytać dane ze środka partycji. Właściwie może to zrobić dd, ale aby przeczytać dane leżące od 600 MB do 800 MB, dd musi przeczytać i zignorować pierwsze 600 MB. Zajmuje to dosyć dużo czasu, nawet na szybkich dyskach. Moim sposobem na obejście tego problemu było napisanie programu, który przeskakuje w środek partycji. Nazywa się on fsgrab; pakiet ze źródłem możesz znaleźć na mojej stronie domowej lub na Metalab-ie (i kopiach, w Polsce - Sunsite ). Jeśli będziesz chciał stosować tę metodę, w dalszej części tego mini- JTZ zakładam, że masz fsgrab. Nie potrzebujesz fsgrab-a, jeżeli żaden z plików, które starasz się odzyskać, nie zajmuje więcej niż 12 bloków (przeważnie blok ma rozmiar jednego kilobajta). Jeżeli musisz użyć fsgrab-a, ale nie chce Ci się go ściągać i kompilować, jest też prosta droga na przetłumaczenie polecenia dla fsgrab na polecenie dla dd. Mając fsgrab -c _c_o_u_n_t -s _s_k_i_p _d_e_v_i_c_e możesz użyć komendy dd (przeważnie jest to dużo wolniejsze) dd bs=1k if=_d_e_v_i_c_e count=_c_o_u_n_t skip=_s_k_i_p Muszę Cię ostrzec, że chociaż dla mnie fsgrab działa doskonale, nie mogę brać odpowiedzialności za jego funkcjonowanie. Pisałem go dosyś szybko i niestarannie, po prostu, aby działał poprawnie. Więcej szczegółów o gwarancji znajdziesz w rozdziale `No Warranty' w pliku COPYING dołaczonym do pakietu (the GNU General Public Licence). 88.. SSzzuukkaanniiee sskkaassoowwaannyycchh iiwwęęzzłłóóww Następnym krokiem jest odnalezienie w systemie plików tych iwęzłów, które zostały ostanio uwolnione. Do tego zadania użyjemy programu debugfs. Uruchom debugfs z nazwą urządzenia, na którym przechowywany jest system plików: # debugfs /dev/hda5 Jeżeli chcesz bezpośrednio wprowadzać zmiany do iwęzłów, dodaj opcję -w, aby umożliwić zapisywanie do systemu plików: # debugfs -w /dev/hda5 lsdel jest poleceniem debugfs, które wyszukuje skasowane iwęzły. Po zachęcie programu, napisz więc: debugfs: lsdel Po chwili świergotania dysku, długa lista zostanie przekierowana do Twojego ulubionego łamacza na strony (ang. pager) (wartość zmiennej $PAGER). Powinienneś zachować gdzieś kopię tej listy. Jeżeli używasz less, możesz po prostu napisać -o i nazwę pliku wyjściowego. W innym razie, będziesz musiał przesłać wyniki do pliku w inny sposób. Spróbuj czegoś takiego: debugfs: quit # echo lsdel | debugfs /dev/hda5 > lsdel.out Teraz, tylko na podstawie czasu skasowania, rozmiaru, praw własności i właściciela musisz określić, które iwęzły należały do skasowanych plików. Będzie to prawdopodobnie proste zadanie jeśli wypadek przydarzył się 5 minut temu, jeśli nie, przeszukaj listę bardzo uważnie. Polecam wydrukowanie sobie listy iwęzłów, które chcesz odzyskać. Ułatwi Ci to dalszą pracę. 99.. UUzzyysskkiiwwaanniiee sszzcczzeeggóółłoowwyycchh iinnffoorrmmaaccjjii oo iiwwęęzzłłaacchh debugfs dysponuje poleceniem stat, które wyświetla szczegółowe informacje o iwęźle. Wykonaj tę komendę dla wszystkich iwęzłów, które chcesz odzyskać. Na przykład, jeżeli interesuje Cię iwęzeł o numerze 148003, napisz tak: debugfs: stat <148003> Inode: 148003 Type: regular Mode: 0644 Flags: 0x0 Version: 1 User: 503 Group: 100 Size: 6065 File ACL: 0 Directory ACL: 0 Links: 0 Blockcount: 12 Fragment: Address: 0 Number: 0 Size: 0 ctime: 0x31a9a574 -- Mon May 27 13:52:04 1996 atime: 0x31a21dd1 -- Tue May 21 20:47:29 1996 mtime: 0x313bf4d7 -- Tue Mar 5 08:01:27 1996 dtime: 0x31a9a574 -- Mon May 27 13:52:04 1996 BLOCKS: 594810 594811 594814 594815 594816 594817 TOTAL: 6 Gdy chcesz odzyskać wiele plików, dobrze będzie jak zautomatyzujesz ten proces. Przy założeniu, że Twoja lsdel lista interesujących iwęzłów znajduje się w pliku lsdel.out, napisz coś takiego: # cut -c1-6 lsdel.out | grep "[0-9]" | tr -d " " > inodes Nowy plik inodes zawiera tylko numery iwęzłówm, które chcesz odzyskać, po jednym w jednej linii. Zapisaliśmy to, bowiem później bardzo nam się przyda. Potem piszesz po prostu: # sed 's/^.*$/stat <\0>/' inodes | debugfs /dev/hda5 > stats i plik stats zawiera wyniki wszystkich poleceń stat. 1100.. OOddzzyysskkiiwwaanniiee bbllookkóóww ddaannyycchh Ta część jest albo bardzo łatwa, albo trudna, w zależności od tego, czy plik który chcesz odzyskać zajmował więcej niż 12 bloków. 1100..11.. MMaałłee pplliikkii Jeżeli plik ma mniej niż 12 bloków, numery wszystkich bloków, które on zajmuje zapisane są w jednym iwęźle. Możesz odczytać je po wykonaniu polecenie stat dla tego iwęzła. Ponadto, w debugfs jest polecenie, które automatycznie odzyskuje taki plik. Weźmy ten sam przykład co poprzednio: debugfs: stat <148003> Inode: 148003 Type: regular Mode: 0644 Flags: 0x0 Version: 1 User: 503 Group: 100 Size: 6065 File ACL: 0 Directory ACL: 0 Links: 0 Blockcount: 12 Fragment: Address: 0 Number: 0 Size: 0 ctime: 0x31a9a574 -- Mon May 27 13:52:04 1996 atime: 0x31a21dd1 -- Tue May 21 20:47:29 1996 mtime: 0x313bf4d7 -- Tue Mar 5 08:01:27 1996 dtime: 0x31a9a574 -- Mon May 27 13:52:04 1996 BLOCKS: 594810 594811 594814 594815 594816 594817 TOTAL: 6 Plik ten zajmuje sześć bloków. Ponieważ jest to mniej niż 12, możemy użyć debugfs, aby zapisać plik w nowym miejscu, na przykład /mnt/recovered.000: debugfs: dump <148003> /mnt/recovered.000 Oczywiście można to zrobić również, posługując się fsgrab. Pokażę jak wygląda takie przykładowe wywołanie: # fsgrab -c 2 -s 594810 /dev/hda5 > /mnt/recovered.000 # fsgrab -c 4 -s 594814 /dev/hda5 >> /mnt/recovered.000 Zarówno przy korzystaniu z debugfs jak i fsgrab, na końcu pliku /mnt/recovered.000 pozostaną śmieci. Nie ma to większego znaczenia. Łatwo można się ich pozbyć. Najprostszą metodą jest odczytanie pola Size w iwęźle i wpisanie tej wartości za opcją bs komendy dd: # dd count=1 if=/mnt/recovered.000 of=/mnt/resized.000 bs=6065 Może się okazać, że jeden lub więcej z bloków zostało straconych, bowiem zostały już nadpisane. Jeżeli tak będzie, po prostu nie miałeś szczęścia: bloki te odeszły już na zawsze. (Wybraź sobie, że odmontowałeś je wcześniej!) 1100..22.. WWiięękksszzee pplliikkii Problem pojawia się, gdy plik zajmuje więcej niż 12 bloków danych. Przypadek ten wymaga pewnej wiedzy o tym jak zbudowany jest system plików UNIX-a. Dane pliku przechowywane są w jednostkach zwanych `blokami'. Bloki te są numerowane sekwencyjnie. Każdy plik ma również `iwęzeł', w którym przechowywane są informacje typu: właściciel, prawa dostępu i typ. Podobnie jak bloki, iwęzły są numerowane sekwencyjnie, chociaż mają one różne numeracje. Pozycja w katalogu odpowiadająca plikowi składa się z jego nazwy i numeru iwęzła. Jednak na postawie tych informacji jądro nie jest jeszcze w stanie odnaleźć na partycji danych odpowiadających jednej z pozycji w katalogu. Żeby to umożliwić, iwęzeł przechowuje położenia bloków danych zajmowanych przez plik. Zorganizowane jest to w następujący sposób: � Numery pierwszych 12 bloków danych przechowywane są bezpośrednio w iwęźle; czasami nazywa się je _b_l_o_k_a_m_i _b_e_z_p_o_ś_r_e_d_n_i_m_i. � Iwęzeł zawiera numer _p_o_ś_r_e_d_n_i_e_g_o _b_l_o_k_u. Blok pośredni zawiera numery następnych 256 bloków z danymi. � Iwęzeł zawiera numer _p_o_d_w_ó_j_n_i_e _p_o_ś_r_e_d_n_i_e_g_o _b_l_o_k_u. Blok podwójnie pośredni zawiera numery dodatkowych 256 bloków pośrednich. � Iwęzeł zawiera numer _p_o_t_r_ó_j_n_i_e _p_o_ś_r_e_d_n_i_e_g_o _b_l_o_k_u. Blok potrójnie pośredni zawiera numery dodatkowych 256 bloków podwójnie pośrednich. Przeczytaj to jeszcze raz: wiem, że to jest skomplikowane, ale bardzo ważne. Niestety wszystkie implementacje jądra, aż do wersji 2.0.36 podczas kasowania pliku zerują bloki pośrednie (podwójnie pośrednie, itd.). Jeśli Twój plik jest większy niż 12 bloków, nie masz gawarancji, że będzie możliwe odnalezienie numerów wszystkich jego bloków, nie mówiąc już nic o ich zawartości. Jedyną metodą jaką udało mi się znaleźć, jest oparcie się na założeniu, że plik nie był pofragmentowany. Jeżeli był, masz poważny problem. Zakładając, że plik nie był pofragmentowany, istnieje kilka sekcji bloków danych, w zależności od tego ile bloków danych zajmuje plik: 00 ddoo 1122 Numery bloków przechowywane są w iwęźle, jak to było opisane wcześniej. 1133 ttoo 226688 Po blokach bezpośrednich, odlicz jeden na blok pośredni, dalej znajduje się 256 bloków danych. 226699 ddoo 6655880044 Tak jak poprzednio jest: 12 bezpośrednich bloków, (nieprzydatny) blok pośredni i 256 bloków. Po tym wszystkim następuje (nieprzydatny) podwójnie pośredni blok oraz 256 powtórzeń jednego (nieprzydatnego) bloku pośredniego i 256 bloków danych. 6655880055 lluubb wwiięęcceejj Położenie piewszych 65804 bloków jak wyżej. Potem potrójnie pośredni blok i 256 powtórzeń `sekwecji podwójnie pośredniej'. Każda podwójnie pośrednia sekwencja zawiera (nieprzydatny) podwójnie pośredni blok, po którym następuje 256 powtórzeń jednego (nieprzydatnego) bloku pośredniego i 256 bloków danych. Oczywiście, nawet jeśli numery bloków, które przyjęliśmy, są poprawne, nie ma żadnych gwarancji, że dane są w nich są nienaruszone. Dodatkowo, im dłuższy był plik, tym mniejsze szanse, że system operacyjny zapisał go bez żadnej fragmentacji (za wyjątkiem wyjątkowych sytuacji). Założyłem, że rozmiar Twoich bloków wynosi 1024 bajty, tyle ile wartość standardowa. Jeśli Twój blok jest większy, niektóre z liczb podanych wyżej zmienią się. Sprecyzujmy: dopóki numer każdego bloku ma długość 4 bajtów, rozmiarbloku/4 jest liczbą numerów bloków, które mogą być przechowane w każdym bloku pośrednim. Każde wystąpienie liczby 256 we wcześniejszym opisie, zastąp na rozmiarbloku/4. Zmianie ulegną również ograniczenia na ilość wymaganych bloków. Popatrz na przykładowe odzyskiwanie dużego pliku. debugfs: stat <1387> Inode: 148004 Type: regular Mode: 0644 Flags: 0x0 Version: 1 User: 503 Group: 100 Size: 1851347 File ACL: 0 Directory ACL: 0 Links: 0 Blockcount: 3616 Fragment: Address: 0 Number: 0 Size: 0 ctime: 0x31a9a574 -- Mon May 27 13:52:04 1996 atime: 0x31a21dd1 -- Tue May 21 20:47:29 1996 mtime: 0x313bf4d7 -- Tue Mar 5 08:01:27 1996 dtime: 0x31a9a574 -- Mon May 27 13:52:04 1996 BLOCKS: 8314 8315 8316 8317 8318 8319 8320 8321 8322 8323 8324 8325 8326 8583 TOTAL: 14 Wydaje się, że mamy pewne szanse, że plik nie jest pofragmentowany. Pewne jest tylko, że pierwsze 12 bloków, których numery są zawarte w iwęźle, jest `po kolei'. Możemy więc odtworzyć te bloki: # fsgrab -c 12 -s 8314 /dev/hda5 > /mnt/recovered.001 Następny blok, wymieniony w iwęźle, 8326, jest blokiem pośrednim, który ignorujemy. Mamy jednak nadzieję, że nastepne 256 bloków jest naszymi blokami danych (numery 8327 do 8582). # fsgrab -c 256 -s 8327 /dev/hda5 >> /mnt/recovered.001 Ostatnim blokiem wymienionym w iwęźle jest 8583. Nadal zakładamy, że istnieje ciągłość w blokach. Jest to jednak uzasadnione bowiem: ostatnim blokiem danych był blok o numerze 8582 (8327 + 255). Blok 8583 jest podwójnie pośredni i może być zignorowany. Teraz może nastąpić do 256 powtórzeń bloku pośredniego (który można pominąć) i 256 bloków danych. Trochę arytmetyki i już można pisać kolejne polecenie. Zauważ, że pominęliśmy podwójnie pośredni blok 8583 oraz pośredni blok 8584 i rozpoczęliśmy czytać dane od bloku numer 8585. # fsgrab -c 256 -s 8585 /dev/hda5 >> /mnt/recovered.001 # fsgrab -c 256 -s 8842 /dev/hda5 >> /mnt/recovered.001 # fsgrab -c 256 -s 9099 /dev/hda5 >> /mnt/recovered.001 # fsgrab -c 256 -s 9356 /dev/hda5 >> /mnt/recovered.001 # fsgrab -c 256 -s 9613 /dev/hda5 >> /mnt/recovered.001 # fsgrab -c 256 -s 9870 /dev/hda5 >> /mnt/recovered.001 Dodajmy to wszystko, zapisaliśmy do tej pory 12 + (7 * 256) bloków, co daje 1804. Wyniki polecenia `stat' dla iwęzła dały nam `blockcount' (liczba bloków) równe 3616. Niestety są to bloki o rozmiarze 512 bajtów (zaszłość z UNIX-a), na prawdę potrzebujemy więc 3616/2 = 1808 bloków o rozmiarze 1024 bajty. Oznacza to, że musimy jeszcze odnaleźć cztery bloki. Ostatni przeczytany blok danych miał numer 10125. Tak jak to robiliśmy do tej pory, pomijamy blok pośredni (numer 10126) i możemy już zapisać ostatnie cztery bloki. # fsgrab -c 4 -s 10127 /dev/hda5 >> /mnt/recovered.001 Przy pewnym szczęściu udało nam się odzyskać cały plik. 1111.. BBeezzppoośśrreeddnniiee mmooddyyffiikkaaccjjee iiwwęęzzłłóóww Metoda ta jest dużo prostsza. Jednak, tak jak wspomniałem wcześniej, nie może być jeszcze stosowana do plików większych niż 12 bloków. W każdym iwęźle, który chcesz odzyskać musisz ustawić licznik podłączeń (linkcount) na jeden i czas skasowania (deletion time) na zero. Robi się to za pomocą polecenia mi (modify inode) w debugfs. Przykładowe wywołanie, modyfikacja iwęzła 148003 (tego co wcześniej): debugfs: mi <148003> Mode [0100644] User ID [503] Group ID [100] Size [6065] Creation time [833201524] Modification time [832708049] Access time [826012887] Deletion time [833201524] 0 Link count [0] 1 Block count [12] File flags [0x0] Reserved1 [0] File acl [0] Directory acl [0] Fragment address [0] Fragment number [0] Fragment size [0] Direct Block #0 [594810] Direct Block #1 [594811] Direct Block #2 [594814] Direct Block #3 [594815] Direct Block #4 [594816] Direct Block #5 [594817] Direct Block #6 [0] Direct Block #7 [0] Direct Block #8 [0] Direct Block #9 [0] Direct Block #10 [0] Direct Block #11 [0] Indirect Block [0] Double Indirect Block [0] Triple Indirect Block [0] Ustawiłem czas skasowania na 0, licznik podłączeń na 1 i nacisnąłem Enter dla wszystkich innych pól. Jest to pewną niedogodnością, jeżeli masz wiele plików do odzyskania. Myślę jednak, że można z tym żyć. Jeśli oczekujesz wygody, lepiej zacznij używać graficznego `systemu operacyjnego' ze ślicznym `Koszem na śmieci'. Przy okazji: polecenie mi pokazuje `Czas stworzenia' (Creation time) w iwęźle. To kłamstwo ! (lub, jak kto woli, pomyłka.) Prawda jest taka, że nie można w systemie plików UNIX-a stwierdzić kiedy dany plik został utworzony. Pole st_ctime w struct stat zawiera `czas zmiany iwęzła', czyli czas ostaniej zmiany, któregoś z parametrów iwęzła. To tyle z dzisiejszej lekcji. Nowsze wersje debugfs niż moja, prawdopodobnie nie wyświetalają niektórych pól w iwęźle (szczególnie, Reserved1 i Fragment). Po zmianie w iwęzłach, możesz wyjść z debugfs i napisać: # e2fsck -f /dev/hda5 Pomysł polega na tym, że każdy ze skasowanych plików został odkasowany, ale nie pojawił się w żadnym katalogu. Program e2fsck umie to wykryć i doda pozycję dla każdego z nich w katalogu /lost+found systemu plików. (Jeżeli partycja była zamontowana w /usr, pliki pojawią się w /usr/lost+found, gdy ją zamontujesz.) Pracą, którą musisz jeszcze zrobić, to nadanie plikom nazw i umieszczenie ich we właściwym miejscu drzewa plików. Po uruchomieniu e2fsck, wyświetli Ci on trochę informacji, ale zada również pytania, które zniszczenia naprawiać. Odpowiadaj `yes' (tak) na wszystko co dotyczy `summary information' lub iwęzłów, które zmieniałeś. Resztę pozostawiam do Twojej decyzji, pamiętaj, że nie jest najlepszą metodą odpowiadanie `tak' na wszystkie pytania. Po skończeniu pracy przez e2fsck, możesz ponownie zamontować system plików. Istnieje alternatywne rozwiązanie do pozwolenia, aby e2fsck utworzył pliki w /lost+found. Możesz użyć debugfs i stworzyć w systemie plików dołączenie (link) do iwęzła. Służy do tego polecenie link w debugfs, po zmianach w samym iwęźle: debugfs: link <148003> foo.txt W ten sposób powstanie w bieżącym katalogu plik o nazwie foo.txt; foo.txt będzie Twoim odzyskanym plikiem. Nadal musisz jednak uruchomić e2fsck, aby uaktualnić informacje ogólne, liczniki bloków itp. itd. 1122.. CCzzyy bbęęddzziiee ttoo kkiieeddyyśś łłaattwwiieejjsszzee?? Tak. Właściwie, mam nadzieję, że tak. Chociaż, gdy to piszę, aktualna, stabilna wersja jądra (seria 2.0.x) zeruje bloki pośrednie. Wersje serii rozwojowej 2.1.x i stabilnej 2.2.x nie mają tej wady. Dzisiaj, 2 lutego 1999 minęło dopiero kilka dni od wydania jądra 2.2.1; prawdopodobnie pojawi się ono w dystrybucjach za jeden, dwa miesiące. Kiedy wersje jądra rozwiążą problem zerowania bloków pośrednich, wiele moich ręcznych technik modyfikacji iwęzłów nie będzie już potrzebnych. W tym samym czasie stanie się możliwe użycie polecenia dump w debugfs dla dużych plików i innych programów narzędziowych do odzyskiwania plików. 1133.. CCzzyy ssąą jjaakkiieeśś pprrooggrraammyy aauuttoommaattyyzzuujjąąccee tteenn pprroocceess?? Pewnie, że są. Niestety cierpią one na te same problemy co ręczna technika zmian w iwęzłach: bloki pośrednie są nieodzyskiwalne. Warto im się przyjrzeć, bowiem wydaje się, że ograniczenie to wkrótce zniknie. Napisałem program e2recover, który jest właściwie tylko Perl-ową otoczką dookoła fsgrab. Stara się on poradzić sobie z wyzerowanymi blokami pośrednimi i wydaje sie, że działa całkiem nieźle dla dużych plików, które nie uległy fragmentacji. Ustawia poprawne prawa dostępu (i właściciela, gdy to jest możliwe). Upewnia się również, że odzyskiwany plik ma poprawny rozmiar. Program e2recover był planowany jako część poważnych zmian w tym Howto; oznacza to niestety, że więcej użytecznej dokumentacji do e2recover będzie zamieszczone dopiero w nowej wersji tego dokumentu. Jednak i teraz może on się komuś przydać; można go ściągnąć z mojej strony domowej , i wkrótce z Metalab-a (jest już w Polsce - Sunsite ). Scott D. Heavner jest autorem programu lde, the Linux Disk Editor. Może on być używany zarówno jako binarny edytor dysku i jako odpowiednik debugfs dla systemów plików ext2 i minix, a nawet dla systemu plików xia (chociaż wsparcie dla xia przestało być dostępne w jądrach 2.1.x i 2.2.x). Zawarto w nim kilka pomysłów wspomagających odzyskiwanie skasowanych plików: śledzenie listy bloków tworzących plik i wyszukiwanie danych na dysku. Zawiera on także całkiem użyteczną dokumentację o podstawach systemu plików oraz jak go używać do odzyskiwania plików skasowanych. Wersja 2.4 lde jest dostępna na Metalab-ie (i kopiach, w Polsce - Sunsite ), lub na stronie domowej autora . Inne możliwości oferowane są przez GNU Midnight Commander, mc. Jest to pełnoekranowe narzędzie do zarządzania plikami, oparte na znanym w środowisku MS-DOS programie o nazwie `NC'. mc obsługuje mysz zarówno na konsoli, jak i w oknie xterm-a, dostarcza mechanizm wirtualnych systemów plików, co umożliwia triki takie jak cd do archiwum tar. Odzyskiwanie plików obsługiwane jest przez jeden z takich wirtualnych systemów plików. Wszystko to brzmi bardzo zachęcająco, ale muszę przyznać, że nie używam tego programu -- wolę staromodne polecenia powłoki. Aby używać możliwości odzyskiwania skasowanych plików, musisz skonfigurować program z opcją --with-ext2undel; będziesz również potrzebował bibliotek w wersji rozwojowej i niektórych plików zawartych w pakiecie e2fsprogs. W ten sposób zbudowana jest wersja dostarczana w Debian GNU/Linux ; tak samo może być w innych dystrybucjach. Teraz możesz po prostu kazać mu cd undel:/dev/hda5, i otrzymasz `zawartość katalogu' ze skasowanymi plikami. Jak wiele innych i ten program bardzo źle radzi sobie z zerowaniem bloków pośrednich -- przeważnie odtwarza tylko pierwsze 12k większych plików. Aktualną wersję można ściągnąć z serwera ftp the Midnight Commander . 1144.. KKoollooffoonn Mam zamiar regularnie uaktualniać ten dokument tak długo jak będę miał wystarczająco dużo czasu i coś ciekawego do powiedzenia. Oznacza to, że bardzo mi zależy na komentarzach od czytelników. Czy moje pisanie może być bardziej zrozumiałe? Czy myślicie o czymś, co uczyniłoby problem prostszym? Jest jakiś program, który robi to wszystko automatycznie? Jeżeli masz coś do powiedzenia o tym dokumencie, albo o fsgrab, albo o e2recover, napisz do mnie [e-mail]. 1155.. WWyyrraazzyy uuzznnaanniiaa ii bbiibblliiooggrraaffiiaa `Jeżeli widzę dalej od innych, to dlatego, że stoję na ramionach olbrzymów.' (Isaac Newton) To mini-Howto wywodzi się z listu zamieszczonego w grupie comp.os.linux.misc przez Robina Glovera [e-mail]. Chciałbym podziekować Robinowi za wspaniałomyślne pozwolenie na przetworzenie jego pomysłów w to mini-Howto. Korzystając z okazji, chciałbym jeszcze raz podziękować wszystkim, którzy napisali do mnie o tym Howto. Otrzymywanie wyrazów wdzieczności czyni pracę wartą wysiłku. Niektóre odnośniki bibliograficzne: � FFrriisscchh, Ćleen (1995), _E_s_s_e_n_t_i_a_l _S_y_s_t_e_m _A_d_m_i_n_i_s_t_r_a_t_i_o_n, second e O'Reilly and Associates, Inc., ISBN: 1-56592-127-5. � GGaarrffiinnkkeell, Simson, Daniel WWeeiissee and Steven SSttrraassssmmaannnn (1994), _T_h_e _U_n_i_x_-_H_a_t_e_r_s _H_a_n_d_b_o_o_k, IDG Books, ISBN: 1-56884-203-1. Większość tej książki wypełniają jednynie młodociane jęki ludzi, którzy myślą że _i_c_h system operacyjny był o wiele lepszy od Unix-a; a reszta książki nie dotyczy Cię, jeżeli używasz dobrego otoczenia użytkownika jakim jest GNU. Są tam jednak pewne ciekawe rzeczy; na przykład, dyskusja o tym jak łatwo jest skasować plik pod Unix-em warta jest przeczytania. � GGlloovveerr, Robin (31 Jan 1996), _H_O_W_-_T_O _: _u_n_d_e_l_e_t_e _l_i_n_u_x _f_i_l_e_s _(_e_x_t_2_f_s_/_d_e_b_u_g_f_s_), comp.os.linux.misc Usenet posting. � PPeeeekk, Jerry, Tim OO''RReeiillllyy, Mike LLoouukkiiddeess et al (1993), _U_N_I_X _P_o_w_e_r _T_o_o_l_s, O'Reilly and Associates, Inc./Random House, Inc., ISBN: 0-679-79073-X. Second edition, 1998. 1166.. FFoorrmmaallnnoośśccii Wszystkie znaki towarowe są własnością ich prawowitych właścicieli. Konkretnie: � _M_S_-_D_O_S i _W_i_n_d_o_w_s są znakami towarowymi Microsoftu . � _U_N_I_X jest znakiem towarowym the Open Group . � _L_i_n_u_x jest znakiem towarowym zarejestrowanym w USA i kilku innych państwach dla Linusa Torvalds. Prawa autorskie do tego dokumentu 1997, 1999 posiada Aaron Crane [e-mail]. Może on być darmowo rozpowszechniany w całości, łącznie z tą notą autorską. Nie może być zmieniany bez zgody autora lub koordynatora Linux Documentation Project HOWTO. Nie dotyczy to tylko kopiowania jego części w celu przeglądania lub cytowania; w takim przypadku, części te muszą być poprawnymi cytatami i nie muszą zawierać noty o prawach autorskich. Autor oczekuje, ale nie wymaga, że ten kto będzie chciał sprzedawać kopie tego dokumentu, niezależnie od tego, czy na nośniku elektronicznym, czy papierowym, poinformuje jego lub koordynatora projektu Linux HOWTO o swoich zamiarach. Koordynatorem projektu Linux HOWTO jest aktulanie Tim Bynum linux- [e-mail]. 1177.. OOdd ttłłuummaacczzaa Starałem się, aby tłumaczenie było najwierniejsze z możliwych. Dlatego nie ma żadnych zmian w stosunku do orginału, za wyjątkiem odnośników do polskiej kopii serwera Metalab na Sunsite.icm.edu.pl. Czekam na komentarze pod adresem: Bartosz Sawicki [e-mail].