4.4BSD 操作系统的设计与实现

4.4BSD 内核提供了四种基本功能：进程、文件系统、通信和系统启动。本节概述了本书中对这四种基本服务的描述位置。

第 2.3 节到第 2.14 节介绍了与第 3 章到第 14 章相关的入门材料。我们将定义术语，提及基本系统调用，并探讨历史发展。最后，我们将说明许多主要设计决策的原因。

在本节中，我们将从两个方面来看待 4.4BSD 内核的组织

内核的大部分内容实现了应用程序通过系统调用访问的系统服务。在 4.4BSD 中，此软件已按以下方式组织

这些类别中的大部分软件都是机器无关的，可以在不同的硬件架构之间移植。

内核的机器相关方面与主流代码隔离。特别是，没有一个机器无关的代码包含特定架构的条件代码。当需要架构相关的操作时，机器无关的代码会调用位于机器相关代码中的架构相关函数。机器相关的软件包括

4.4BSD 内核中的机器无关软件 总结了构成 HP300 4.4BSD 内核的机器无关软件。第 2 列中的数字表示 C 源代码、头文件和汇编语言的行数。内核中的几乎所有软件都是用 C 编程语言编写的；不到 2%是用汇编语言编写的。如 4.4BSD 内核中的机器相关软件 中的统计数据所示，机器相关软件（不包括 HP/UX 和设备支持）仅占内核的 6.9%。

内核只有一小部分用于初始化系统。此代码在系统引导到操作时使用，负责设置内核硬件和软件环境（参见第 14 章）。一些操作系统（特别是那些物理内存有限的操作系统）会在执行完这些功能的软件后丢弃或覆盖执行这些功能的软件。4.4BSD 内核不会回收启动代码使用的内存，因为该内存空间在典型机器上仅占内核资源的 0.5%。此外，启动代码不会出现在内核中的一个位置——它散布在各个地方，并且通常出现在与其正在初始化的内容逻辑相关的位置。

内核级代码和用户级代码之间的边界由底层硬件提供的硬件保护功能强制执行。内核在独立的地址空间中运行，用户进程无法访问该地址空间。特权操作（例如启动 I/O 和停止中央处理单元 (CPU)）仅对内核可用。应用程序通过系统调用请求内核的服务。系统调用用于使内核执行复杂的操作，例如将数据写入辅助存储器，以及简单的操作，例如返回当前时间。所有系统调用对应用程序来说都是同步的：当内核执行与系统调用相关的操作时，应用程序不会运行。内核可能会在返回后完成与系统调用相关的一些操作。例如，write 系统调用会在进程等待的同时将要写入的数据从用户进程复制到内核缓冲区，但通常会在内核缓冲区写入磁盘之前从系统调用返回。

系统调用通常实现为硬件陷阱，它更改 CPU 的执行模式和当前地址空间映射。用户在系统调用中提供的参数在被使用之前会由内核验证。这种检查确保了系统的完整性。所有传递到内核的参数都复制到内核的地址空间，以确保验证后的参数不会作为系统调用的副作用而更改。系统调用的结果由内核返回，要么在硬件寄存器中，要么通过将其值复制到用户指定的内存地址中。与传递到内核的参数一样，用于返回结果的地址必须经过验证，以确保它们是应用程序地址空间的一部分。如果内核在处理系统调用时遇到错误，它会向用户返回错误代码。对于 C 编程语言，此错误代码存储在全局变量errno中，并且执行系统调用的函数返回-1。

用户应用程序和内核彼此独立运行。4.4BSD 不会在应用程序的地址空间中存储 I/O 控制块或其他与操作系统相关的数据结构。每个用户级应用程序都拥有一个独立的地址空间来执行。内核使大多数状态更改（例如，在另一个进程运行时挂起一个进程）对所涉及的进程不可见。

4.4BSD 支持多任务环境。每个任务或执行线程都被称为进程。4.4BSD 进程的上下文包括用户级状态（包括其地址空间的内容和运行时环境）和内核级状态（包括调度参数、资源控制和标识信息）。上下文包含内核在为进程提供服务时使用的一切内容。用户可以创建进程、控制进程的执行并在进程的执行状态发生变化时接收通知。每个进程都被分配一个唯一值，称为进程标识符（PID）。内核在向用户报告状态更改时以及用户在系统调用中引用进程时使用此值。

内核通过复制另一个进程的上下文来创建进程。新进程被称为原始父进程的子进程。在进程创建中复制的上下文包括进程的用户级执行状态和内核管理的进程系统状态。内核状态的重要组件在第 4 章中进行了描述。

进程生命周期在进程生命周期中进行了描述。进程可以使用fork系统调用创建一个作为原始进程副本的新进程。fork调用返回两次：一次在父进程中，返回值是子进程的进程标识符；一次在子进程中，返回值为 0。父子关系在系统中的进程集上引入了一种层次结构。新进程共享其父进程的所有资源，例如文件描述符、信号处理状态和内存布局。

虽然在某些情况下，新进程旨在成为父进程的副本，但加载和执行不同的程序是一个更有用且更典型的操作。进程可以使用execve系统调用将其自身覆盖为另一个程序的内存映像，并将一组参数传递给新创建的映像。一个参数是文件的名称，其内容采用系统识别的格式——要么是二进制可执行文件，要么是导致执行指定的解释器程序来处理其内容的文件。

进程可以通过执行exit系统调用来终止，并向其父进程发送 8 位的退出状态。如果进程希望与其父进程通信超过一个字节的信息，则它必须要么使用管道或套接字建立进程间通信通道，要么使用中间文件。第 11 章广泛讨论了进程间通信。

进程可以使用wait系统调用挂起执行，直到其任何子进程终止，该系统调用返回终止的子进程的 PID 和退出状态。父进程可以安排在子进程退出或异常终止时通过信号得到通知。使用wait4系统调用，父进程可以检索导致子进程终止的事件的信息以及进程在其生命周期内消耗的资源的信息。如果一个进程因为其父进程在其完成之前退出而成为孤儿，则内核会安排将子进程的退出状态传递回特殊的系统进程init：参见第 3.1 节和 14.6 节）。

内核如何创建和销毁进程的详细信息在第 5 章中给出。

进程根据进程优先级参数进行调度执行。此优先级由基于内核的调度算法管理。用户可以通过指定一个参数（nice）来影响进程的调度，该参数对整体调度优先级进行加权，但仍然有义务根据内核的调度策略共享底层 CPU 资源。

每个进程都有自己的私有地址空间。地址空间最初被划分为三个逻辑段：文本、数据和堆栈。文本段是只读的，包含程序的机器指令。数据段和堆栈段都是可读可写的。数据段包含程序的已初始化和未初始化数据部分，而堆栈段保存应用程序的运行时堆栈。在大多数机器上，堆栈段在进程执行时由内核自动扩展。进程可以通过进行系统调用来扩展或收缩其数据段，而进程只能在段的内容被文件系统中的数据覆盖或进行调试时更改其文本段的大小。子进程段的初始内容是父进程段的副本。

进程地址空间的全部内容不需要驻留才能执行进程。如果进程引用其地址空间中未驻留在主内存的部分，则系统将必要的页面信息调入内存。当系统资源稀缺时，系统使用两级方法来维护可用资源。如果可用内存适中，则系统将在进程未使用其资源时从进程中获取这些资源。如果资源严重短缺，系统将诉诸于将进程的整个上下文交换到辅助存储器。系统执行的按需分页和交换对进程来说是有效的透明的。但是，进程可以建议系统有关预期未来的内存使用情况，作为性能辅助。

UNIX I/O 系统的基本模型是一系列字节，可以随机或顺序访问。在典型的 UNIX 用户进程中，没有访问方法，也没有控制块。

不同的程序期望不同的结构级别，但内核不会对 I/O 强加结构。例如，文本文件的约定是使用单个换行符（ASCII 换行符）分隔的 ASCII 字符行，但内核对此约定一无所知。对于大多数程序的目的，该模型进一步简化为数据字节流或I/O 流。正是这种单一的通用数据形式使得 UNIX 基于工具的方法得以实现[Kernighan & Pike]。来自一个程序的 I/O 流可以作为几乎任何其他程序的输入。（这种传统的 UNIX I/O 流不应与第八版流 I/O 系统或 System V，Release 3 STREAMS 混淆，这两者都可以作为传统的 I/O 流访问。）

普通文件是字节的线性数组，可以从文件中的任何字节开始读取和写入。内核在普通文件中不区分任何记录边界，尽管许多程序将换行符识别为区分行尾，并且其他程序可能会强加其他结构。与文件相关的系统信息不会保存在文件中本身，但文件系统会为每个文件存储少量的所有权、保护和使用信息。

文件名组件是最多255个字符的字符串。这些文件名存储在称为目录的文件类型中。目录中关于文件的信息称为目录项，除了文件名外，还包括指向文件本身的指针。目录项可以引用其他目录，也可以引用普通文件。因此形成了目录和文件的层次结构，称为文件系统；

一个小文件系统如图一个小文件系统所示。目录可以包含子目录，并且对目录嵌套的深度没有固有的限制。为了保护文件系统的完整性，内核不允许进程直接写入目录。文件系统不仅可以包含普通文件和目录，还可以包含对其他对象的引用，例如设备和套接字。

文件系统形成一棵树，其开头是根目录，有时也称为斜杠，用单个斜杠字符(/)拼写。根目录包含文件；在图2.2中的示例中，它包含vmunix，这是内核可执行目标文件的副本。它还包含目录；在本例中，它包含usr目录。在usr目录中是bin目录，其中主要包含程序的可执行目标代码，例如ls和vi文件。

进程通过指定文件的路径名来识别文件，路径名是由零个或多个用斜杠(/)字符分隔的文件名组成的字符串。内核将两个目录与每个进程关联起来，用于解释路径名。进程的根目录是进程可以访问的文件系统中的最高点；它通常设置为整个文件系统的根目录。以斜杠开头的路径名称为绝对路径名，内核从进程的根目录开始解释它。

不以斜杠开头的路径名称为相对路径名，并且相对于进程的当前工作目录进行解释。（此目录也以较短的名称当前目录或工作目录而闻名。）当前目录本身可以用名为点的名称直接引用，用单个句点（.）拼写。文件名点点（..）指的是目录的父目录。根目录是它自己的父目录。

进程可以使用chroot系统调用设置其根目录，并使用chdir系统调用设置其当前目录。任何进程都可以随时执行chdir，但只有具有超级用户权限的进程才能执行chroot。Chroot通常用于设置对系统的受限访问。

使用图2.2中所示的文件系统，如果一个进程的根目录为文件系统的根目录，并且其当前目录为/usr，则它可以使用绝对路径名/usr/bin/vi从根目录引用文件vi，或者使用相对路径名bin/vi从其当前目录引用它。

系统实用程序和数据库保存在某些众所周知的目录中。定义良好的层次结构的一部分包括一个目录，其中包含每个用户的主目录，例如图2.2中的/usr/staff/mckusick和/usr/staff/karels。当用户登录时，其shell的当前工作目录将设置为主目录。在他们的主目录中，用户可以像创建普通文件一样轻松地创建目录。因此，用户可以构建任意复杂的子层次结构。

用户通常只知道一个文件系统，但系统可能知道这个虚拟文件系统实际上是由几个物理文件系统组成的，每个文件系统都在不同的设备上。物理文件系统不能跨越多个硬件设备。由于大多数物理磁盘设备都分为几个逻辑设备，因此每个物理设备可能有多个文件系统，但每个逻辑设备最多只有一个。一个文件系统（所有绝对路径名的锚点文件系统）称为根文件系统，并且始终可用。其他文件系统可以挂载；也就是说，它们可以集成到根文件系统的目录层次结构中。对已挂载文件系统的目录的引用会被内核透明地转换为对已挂载文件系统的根目录的引用。

link系统调用获取现有文件的名称和要为该文件创建的另一个名称。成功执行link后，可以通过任一文件名访问该文件。文件名可以使用unlink系统调用删除。当文件的最后一个名称被删除（并且拥有该文件打开的最后一个进程关闭它）时，该文件将被删除。

文件在目录中分层组织。目录是一种文件类型，但与普通文件相比，目录具有系统强加的结构。进程可以像读取普通文件一样读取目录，但只有内核才能修改目录。目录由mkdir系统调用创建，并由rmdir系统调用删除。在4.2BSD之前，mkdir和rmdir系统调用是通过一系列link和unlink系统调用实现的。添加显式创建和删除目录的系统调用的原因有三个：

chown系统调用设置文件的拥有者和组，chmod更改保护属性。应用于文件名的stat可用于读回文件的此类属性。fchown、fchmod和fstat系统调用应用于描述符而不是文件名，以执行相同的操作集。rename系统调用可用于在文件系统中为文件提供新名称，替换文件的一个旧名称。与目录创建和目录删除操作类似，rename系统调用被添加到4.2BSD中，以便为本地文件系统中的名称更改提供原子性。后来，它被证明对显式地将重命名操作导出到外部文件系统和网络上很有用。

truncate系统调用被添加到4.2BSD中，以允许文件缩短到任意偏移量。添加此调用主要是为了支持Fortran运行时库，该库的语义是将随机访问文件的末尾设置为程序最近访问该文件的位置。如果没有truncate系统调用，缩短文件的唯一方法是将所需的部分复制到一个新文件，删除旧文件，然后将副本重命名为原始名称。除了此算法速度慢之外，库还可能在文件系统已满时失败。

一旦文件系统具有缩短文件的能力，内核就会利用该能力来缩短大型空目录。缩短空目录的优点是减少了在创建或删除名称时内核搜索它们的时间。

新创建的文件将被分配创建它们的进程的用户标识符和创建它们的目录的组标识符。为保护文件提供了三级访问控制机制。这三个级别指定了文件对以下对象的访问权限：

每个访问级别都具有针对读取权限、写入权限和执行权限的单独指示器。

文件以零长度创建，并且在写入时可能会增长。当文件打开时，系统会维护一个指向文件的指针，该指针指示与描述符关联的文件中的当前位置。可以以随机访问方式在文件中移动此指针。通过fork或dup系统调用共享文件描述符的进程共享当前位置指针。由单独的open系统调用创建的描述符具有单独的当前位置指针。文件可能在其内部有空洞。空洞是文件中线性范围中的空区域，其中从未写入数据。进程可以通过将指针定位到当前文件末尾之后并写入来创建这些空洞。读取时，系统将空洞视为零值字节。

早期的UNIX系统每个文件名组件的限制为14个字符。此限制通常是一个问题。例如，除了用户希望为文件提供长描述性名称的自然愿望之外，形成文件名的常用方法是basename.extension，其中扩展名（指示文件类型，例如C源代码的.c或中间二进制对象的.o）为1到3个字符，为basename保留10到12个字符。源代码控制系统和编辑器通常会为其目的在前面或后面再添加两个字符，剩下8到10个字符。在一个英文单词中使用10或12个字符作为basename（例如multiplexer）很容易。

可以保持在这些限制内，但这很不方便甚至很危险，因为其他UNIX系统在创建文件时接受比限制更长的字符串，但随后会截断到限制。名为multiplexer.c（已为13个字符）的C语言源文件可能有一个源代码控制文件，前面带有s.，产生一个文件名s.multiplexer，它与multiplexer.ms的源代码控制文件无法区分，该文件包含C程序文档的troff源代码。两个原始文件的内容很容易混淆，而源代码控制系统没有任何警告。仔细的编码可以检测到此问题，但4.2BSD中首次引入的长文件名实际上消除了它。

针对本地文件系统的操作定义分为两个部分。所有本地文件系统共有的特性包括分层命名、锁定、配额、属性管理和保护。这些特性独立于数据存储方式。4.4BSD 只有一个实现来提供这些语义。

本地文件系统的另一部分是存储介质上数据的组织和管理。文件内容在存储介质上的布局由文件存储负责。4.4BSD 支持三种不同的文件存储布局。

尽管这些文件存储的组织方式完全不同，但这些差异对于使用文件存储的进程来说是无法区分的。

快速文件系统将数据组织成柱面组。根据文件在文件系统层次结构中的位置，可能一起访问的文件存储在同一个柱面组中。预计不会一起访问的文件会被移动到不同的柱面组中。因此，同时写入的文件可能会被放置在磁盘上的相距很远的位置。

日志结构文件系统将数据组织成日志。任何时间点正在写入的所有数据都会被收集在一起，并写入磁盘上的同一位置。数据永远不会被覆盖；相反，会写入文件的新的副本以替换旧的副本。旧文件会被垃圾回收进程回收，该进程在文件系统满且需要额外可用空间时运行。

基于内存的文件系统旨在将数据存储在虚拟内存中。它用于需要支持快速但临时数据的文件系统，例如 /tmp。基于内存的文件系统的目标是尽可能紧凑地打包存储，以最大限度地减少虚拟内存资源的使用。

最初，网络用于将数据从一台机器传输到另一台机器。后来，它发展到允许用户远程登录到另一台机器。下一个合乎逻辑的步骤是将数据带给用户，而不是让用户去获取数据——网络文件系统由此诞生。本地工作的用户不会在每次按键时都遇到网络延迟，因此他们拥有更灵敏的环境。

将文件系统带到本地机器是首批主要的客户端-服务器应用程序之一。服务器是导出一个或多个文件系统的远程机器。客户端是导入这些文件系统的本地机器。从本地客户端的角度来看，远程挂载的文件系统就像任何其他本地挂载的文件系统一样出现在文件树命名空间中。本地客户端可以切换到远程文件系统上的目录，并且可以读取、写入和执行该远程文件系统中的二进制文件，其方式与它们对本地文件系统执行这些操作的方式完全相同。

当本地客户端对远程文件系统执行操作时，请求会被打包并发送到服务器。服务器执行请求的操作，并返回请求的信息或指示请求被拒绝的原因的错误。为了获得合理的性能，客户端必须缓存经常访问的数据。远程文件系统的复杂性在于维护服务器与其众多客户端之间缓存的一致性。

尽管多年来已经开发了许多远程文件系统协议，但 UNIX 系统中最普遍使用的协议是网络文件系统 (NFS)，其协议和最广泛使用的实现是由 Sun Microsystems 完成的。4.4BSD 内核支持 NFS 协议，尽管实现是独立于协议规范完成的 [Macklem]. NFS 协议在第 9 章中进行了描述。

终端支持标准系统 I/O 操作，以及一组特定于终端的操作来控制输入字符编辑和输出延迟。在最低层是控制硬件终端端口的终端设备驱动程序。终端输入根据底层通信特性（如波特率）以及一组软件可控参数（如奇偶校验）进行处理。

在终端设备驱动程序之上是行规程，它提供不同程度的字符处理。当端口用于交互式登录时，会选择默认行规程。行规程在规范模式下运行；输入被处理以提供标准的面向行的编辑功能，并且输入以逐行的方式呈现给进程。

屏幕编辑器和与其他计算机通信的程序通常在非规范模式（也通常称为原始模式或逐字符模式）下运行。在此模式下，输入会立即传递给读取进程，无需解释。所有特殊字符输入处理都被禁用，没有删除或其他行编辑处理，所有字符都传递给正在从终端读取的程序。

可以在这两种极端情况之间配置终端的数千种组合。例如，想要异步接收用户中断的屏幕编辑器可能会启用生成信号的特殊字符并启用输出流控制，但在其他方面以非规范模式运行；所有其他字符都会未经解释地传递给进程。

在输出方面，终端处理程序提供简单的格式化服务，包括

进程可以通过控制请求单独禁用这些格式化服务中的每一个。

4.4BSD 中的进程间通信以通信域的形式组织。当前支持的域包括本地域（用于在同一台机器上执行的进程之间进行通信）、互联网域（用于使用 TCP/IP 协议族进行通信的进程之间进行通信，可能在互联网内）、用于需要运行它们的站点之间进行通信的 ISO/OSI 协议族，以及XNS 域（用于使用 XEROX 网络系统 (XNS) 协议进行通信的进程之间进行通信）。

在一个域内，通信发生在称为套接字的通信端点之间。如第 2.6 节所述，套接字系统调用创建一个套接字并返回一个描述符；其他 IPC 系统调用在第 11 章中进行了描述。每个套接字都有一个类型，用于定义其通信语义；这些语义包括可靠性、排序和防止消息重复等属性。

每个套接字都与一个通信协议相关联。此协议根据套接字的类型提供套接字所需的语义。应用程序在创建套接字时可以请求特定的协议，也可以允许系统选择适合正在创建的套接字类型的协议。

套接字可能绑定有地址。套接字地址的形式和含义取决于创建套接字的通信域。将名称绑定到本地域中的套接字会导致在文件系统中创建文件。

通过套接字传输和接收的普通数据是无类型的。数据表示问题是构建在进程间通信功能之上的库的责任。除了传输普通数据外，通信域还可以支持传输和接收特殊类型的称为访问权限的数据。例如，本地域使用此功能在进程之间传递描述符。

UNIX 上 4.2BSD 之前的网络实现通常通过重载字符设备接口来工作。套接字接口的目标之一是让简单的程序能够在流式连接上无需更改即可工作。此类程序只有在读取和写入系统调用保持不变的情况下才能工作。因此，原始接口保持不变，并使其在流式套接字上工作。为更复杂的套接字添加了一个新接口，例如用于发送数据报的套接字，其中必须在每个发送调用中提供目标地址。

另一个好处是新接口具有高度的可移植性。在伯克利提供测试版本后不久，套接字接口就被一个 UNIX 供应商移植到 System III（尽管 AT&T 直到 System V Release 4 发布才支持套接字接口，而是选择使用第八版流机制）。套接字接口也被移植到许多以太网板卡上运行，例如 Excelan 和 Interlan，这些公司正在向 PC 市场销售产品，这些机器太小，无法在主处理器中运行网络。最近，套接字接口被用作 Microsoft 用于 Windows 的 Winsock 网络接口的基础。

套接字 IPC 机制支持的一些通信域提供了对网络协议的访问。这些协议作为内核中套接字软件下方逻辑上独立的软件层实现。内核提供许多辅助服务，例如缓冲区管理、消息路由、协议的标准化接口以及网络接口驱动程序的接口，供各种网络协议使用。

在实现 4.2BSD 时，许多网络协议正在使用或开发中，每个协议都有其自身的优势和劣势。没有明确的优越协议或协议族。通过支持多种协议，4.2BSD 可以提供伯克利环境中可用的一组不同机器之间的互操作性和资源共享。多协议支持也为将来的更改提供了保障。如今为 10 到 100 兆比特/秒以太网设计的协议可能不适合未来的 1 到 10 吉比特/秒光纤网络。因此，网络通信层被设计为支持多种协议。新的协议被添加到内核中，而不会影响对旧协议的支持。旧应用程序可以继续使用旧协议在与运行较新网络协议的新应用程序相同的物理网络上运行。

在 4.2BSD 中实现的第一个协议族是 DARPA 的传输控制协议/互联网协议 (TCP/IP)。CSRG 选择 TCP/IP 作为第一个纳入套接字 IPC 框架的网络，因为来自 Bolt、Beranek 和 Newman (BBN) 的一个 DARPA 赞助项目公开了基于 4.1BSD 的实现。这是一个有影响力的选择：4.2BSD 实现是此协议套件使用极其广泛的主要原因。后来对 TCP/IP 实现的性能和功能改进也被广泛采用。TCP/IP 实现在第 13 章中进行了详细描述。

4.3BSD 的发布添加了 Xerox 网络系统 (XNS) 协议族，部分建立在马里兰大学和康奈尔大学完成的工作基础上。需要此套件来连接无法使用 TCP/IP 通信的隔离机器。

4.4BSD 的发布添加了 ISO 协议族，因为后者在美国内外越来越受到关注。由于为 ISO 协议定义的语义有些不同，因此套接字接口需要进行一些小的更改以适应这些语义。这些更改使得其他现有协议的客户端无法察觉。ISO 协议还需要对 4.3BSD 中内核提供的两级路由表进行大量添加。4.4BSD 大大扩展的路由功能包括具有可变长度地址和网络掩码的任意级别的路由。

引导机制用于启动系统运行。首先，必须将 4.4BSD 内核加载到处理器的内存中。加载完成后，它必须经过初始化阶段，将硬件设置为已知状态。接下来，内核必须进行自动配置，这是一个查找并配置连接到处理器的外围设备的过程。系统以单用户模式启动，同时启动脚本执行磁盘检查并启动会计和配额检查。最后，启动脚本启动通用系统服务并将系统提升到完全多用户操作。

在多用户操作期间，进程等待终端行和已配置用于用户访问的网络端口上的登录请求。检测到登录请求时，将生成登录进程并执行用户验证。登录验证成功后，将创建一个登录 Shell，用户可以在其中运行其他进程。