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| FreeBSD 核心 (1) |
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progam参数指定-s的话，它就过渡到单一的用户模式。相对来说，普通的用户 模式也就是multi模式。为了使普通用户能够使用系统，/sbin/init的参考文件 主要在/etc目录里放着。主要就是运行/etc/rc文件对系统进行初始化。 /etc/rc文件的主要内容和作用如下： 。使系统能够使用swap区 。检查/etc/fstab,检查它的连贯性，如果有问题就转到单一的用户模式 。mount nfs以外的文件系统 。读入network 的设定和各种daemon进程的设定情况的记录文件 /etc/c.conf，这个内容作为shell script的变量设定，以下的就是 各个shell的动作调整 。serial的初始化（/etc/rc.serial） 。运行PCMCIA卡的插拔监控守护进程（/etc/rc.pccard） 。network的部分初始化（/etc/rc.network） 。如果有nfs的时候就进行mount操作 。network的最终初始化（/etc/rc.network：启动和entwork有关的daemon） 。共有库的有关信息的初始化 。intd,lpd,sendmail的启动 。依赖系统的一些初始化进程 /etc/rc的处理完了后，/sbin/init就对/etc/ttys等记述的一些终端的用户login进行 监视。对于这个，/etc/ttys里指定的终端，fork()后的进程里： 。exec（）指定的程序（普通的情况是/usr/libexec/getty） 。/usr/libexec/getty进行终端速度等的设定。提示login:,等待用户输入 。用户输入后，名字作为参数exec() /etc/bin/login 。/usr/bin/login就提示出passwd:，等待用户的输入 。准备user名和passwd，对输入的用户名进行确定，正确的话就exec()用户 shell 下图就是/sbin/init的监视进程图： process #1 --------------------------------------------------------> /sbin/init | ^ \ | fork() | | fork() + exec() exec() exec() | | exec() process #n |---------->+--------->+------------------*+-------- getty login user的login shell process #m (第一章完，下一章介绍文件系统和驱动程序，liangvy) FreeBSD核心探讨.4.驱动程序篇 翻译：liangvy liangvy@bigfoot.com icewolf.leon 版权所有，可以转贴 第二章 文件系统和设备驱动程序 这章主要介绍文件系统和特殊的设备文件以及它们的对应关系。 2..1 disk上的 unix file system 的基本知识 首先介绍一下经典的unix file system的思维方法。 disk 的 partition就是从0到512byte的连续长度的block的东西。这里有 1.file/directory有关的固定长度的信息,i-node 2.file/directory的本体，data block 的两样不同的东西。partition的前面的附近块(block#16 ,1--15用于boot program )就是i-node,data block用的领域等等的开始位置(block号) 和长度(block数量)等的记录，叫做super-block。一个block可能的容量只 能有固定数目的i-node，所以如果分配了固定的i-node,收录了节点号和节 点的块号和块的位置就可以计算出来。 i-node就是 。表明i-node的种类(file ,direstory,device等) 。这个节点参考的次数(目录数) 。参考，作成，变化的时间 。权限 。所有者的user id / group id 。本体的长度 。收集本体的data block的block号码的固定长度的对应表 的一些记录。因为data block的对应表是固定的关系，比 如10个，最长就能够作出512*10=5k为止的file。 当文件比块大的时候，unix就采用成组联结的方式对它们进行管理。就是 把所有的空闲块以一定数目为一组的方法作成单向空闲块stacker。 特别地，文件的从先头的byte位置开始和i-node内的对应表有着密切的关系。 而且，对于i-node的输入输出，可以对应指定位置的数据块进行读写。重要 的是，核心可以依照这个管理表对io装置进行管理。 unix对io设备的操作也是作为（特殊）文件进行的。对于用i-node进行 描述的io设备，data block数据块的对应表就没必要了。这个部分的io设备 的识别就通过device号码来进行。向这些对i-node进行输入输出处理的， 就又设备驱动号区别，来进行device driver驱动。 那么，节点怎么的进行查找呢？partition的最初的目录（根目录）就是， 从第二个i-node开始，一个一个顺着节点进行查找。 比如，对于目录/uuu/vvv/.../yyy/zzz的查找方式，有这种关系： 。i-node #2 所存放的是root directory。读入它的本体，就可以找到 相应的uuu所对应的i-node。 。读入这个i-node所存放的directory的i-node本体，找到相应的vvv节点。 ...... 查找对应yyy的节点 。读入这个节点的本体信息，这里包含目录本题的内容，这样就可以找到 zzz所对应的i-node。 目录里面由于记录了对应文件名的节点号，所以，也有可能同一个节点号 根据文件名不一样，就可以找到不同的目录名。这就是硬连接(hard link). 但是，节点号有只存在于节点所在的分区的含义，所以，不同的分区， 这种硬连接就不具有存在的可能性。为了解决这个矛盾，就有了符号连接 （symble link）的说法。当节点是输入符号连接的时候，符号连接就包含 了这个节点的data block所指定的路径名。但是，空连接和loop连接这种 情况也是允许的，所以核心要指定循环连接的最大次数。具体由参数 MAXSYMLINKS(@sys/param.h)指定。 这样，多个分区建立一个文件系统就有可能了。启动核心的分区作为一个 已存的文件系统，其他的分区就嫁接到目录层上面。这个操作过程就是mount。 利用mount指令，就可以实现上面的操作。但是，mount之前的目录，在mount后 就给屏蔽了，直到mount结束，那些目录就可以再现。 以上就是经典的unix文件系统理论。但是，对于读入了i-node，就去读 data block ，这种情况，对于一个比较大的分区，硬盘磁头向disk head的距 离就太大了。总的来说，访问时间就会变长。在这里有一些指导思想： 。分区要比较小，多分小区 。了解超级块的地位，超级块记录了分区的信息，考虑由于介质的原因而 使这个超级块造成损害，所以，在分区内部就必须为它准备多几个拷贝。 。目录和它下层的文件，要在相同的领域内放置。 。确保单位data block要比磁盘的block大。 考虑了一些东西后，经过改良标准，freebsd就采用一个叫做FFS的文件系 统（Fast File System）,但这只是i-node领域/data领域的配置方法的变化，基 本的考虑方法并没有变。对磁盘分区进行文件系统的构造的初始化由命令newfs 提供。看看它的source就知道怎么配置的了。其他的构造(......)对应于kernel 的source，对于构成boot program的文件disk.c和sys.c(@i386/boot/biosboot) 比较简单易懂（单纯性）。 上面讲述的i-node对disk的partition的记录形式，详细的（source）在 struct dinode(@ufs/ufs/dinode.h)里面有。在核心内部使用的，包含这个东西 的是struct inode(@ufs/ufs.inode.h)。 描述io设备的文件叫特殊文件(special file)，他对应的i-node有两个种 类： 。块型(block) 和装置的固有的数据记录的单位（大多数的情况是512byte）无关。读写 的最小单位是1byte，可以在任意的场所里任意长度的data。核心对各个 block型的特殊文件进行固定的记录单位长度（倍数）进行缓冲(buffer) 管理，这样就可以处理任意长度的读写了. 。文字型(char) 读写的基本单位是，受到装置固有的date记录单位长的限定。没有block 型的缓冲管理，对应于装置的物理特性，读写属于专用。或者说，是读写 两用。 除了网络接口之外，io装置可以全部分为文字型和块型两个大类。总的来说， 磁盘操作的两样都用，但其他的io装置只有文字型。还有就是一些没对应物理设 备的kernel modules提供的虚拟设备也有，它们对应着文字型的特殊文件。特殊 文件习惯放在目录/dev里面。 对于特殊设备文件的i-node有block和chat两个类，设备通过驱动号进行记录 。通过这些，就可以识别device driver。device 号就是major号（8bit）（主设备 号）和minor号（24bit）（辅助设备号），device driver的识别就是由major的不 一样而区别。而且呢，block型，char型的等等可能存在最大数目是256种类。一般的 情况，同种类的设备不同数目的区别就是通过 |
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