Архитектура и реализация операционной системы 4.4BSD

Ядро 4.4BSD предоставляет четыре основных системных сервиса: процессы, файловую систему, коммуникации и запуск системы. Этот раздел перечисляет, в каком месте этой книги описана каждая из этих служб.

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.

В этом разделе мы рассматриваем организацию ядра 4.4BSD с двух точек зрения:

Самая большая часть ядра реализует системные услуги, к которым приложения обращаются через системные вызовы. В 4.4BSD это программное обеспечение организуется по следующим принципам:

Большая часть программного обеспечения в этих категориях является машинно-независимой и переносима между различными аппаратными архитектурами.

Машинно-зависимые аспекты ядра отделены от основного кода. В частности, ни в одной части машинно-независимого кода не содержится кода, зависимого от конкретной архитектуры. Когда требуется произвести действия, зависимые от архитектуры, машинно-независимый код вызывает функцию, зависимую от архитектуры машины, которая находится в машинно-зависимой части кода. Машинно-зависимое программное обеспечение включает в себя

Машинно-независимое программное обеспечение в ядре 4.4BSD суммаризует машинно-независимый код, 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 Машинно-зависимое программное обеспечение для HP300 в ядре 4.4BSD, машинно-зависимый код, не включающий 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 работы. Ядро 4.4BSD не работает повторно с памятью, использованной начальным кодом, потому что этот объем 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.

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, 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.

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 результате побочного действия системного вызова. Результаты выполнения системного вызова возвращаются ядром 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 сохраняется в глобальной переменной errno, а функция, соответствующая системному вызову, возвращает в качестве 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 выполнения другого, незаметно для участвующих процессов.

4.4BSD поддерживает многозадачность. Каждая задача или выполняющийся поток называется процессом. Контекст процесса 4.4BSD состоит из состояния пользовательского уровня, включая содержимое его адресного пространства и окружения времени выполнения, и состояния уровня ядра, в который включаются параметры планировщика задач, управляющие ресурсы и идентифицирующая информация. В контекст включается все, что используется ядром при предоставлении своих сервисов процессу. Пользователи могут создавать процессы, управлять их выполнением и получать уведомления при изменении состояния выполнения процессов. Каждому процессу назначается уникальное число, называемое идентификатором процесса (PID). Это число используется ядром для идентификации процесса при сообщении пользователю об изменении его состояния, и пользователем для указания процесса в системном вызове.

Ядро создает процесс, дублируя контекст другого процесса. Новый процесс считается порожденным процессом исходного родительского процесса. Контекст, копируемый в ходе создания процесса, включает как состояние выполнения процесса уровня пользователя, так и системное состояние процесса, управляемое ядром. Важные компоненты состояния ядра описаны в Главе 4.

Жизненный цикл процесса изображен на 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 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 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 выполняемый файл, либо файл, который приводит к запуску указанной программы интерпретации для обработки его содержимого.

Процесс может завершить работу, выполнив системный вызов exit, посылающий 8-битовое значение состояния завершения своему родителю. Если процесс хочет передать родительскому процессу информацию, превышающую один байт, он должен либо создать канал межпроцессных коммуникаций при помощи конвейеров или сокетов, или при помощи промежуточного файла. Коммуникации между процессами подробно обсуждаются в Главе 11.

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 информацию 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.

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 но ограничен использованием ресурсов CPU согласно алгоритму планировщика задач ядра.

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 представляет собой стек программы на этапе выполнения. На большинстве машин сегмент стека автоматически расширяется 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 памяти, то система будет забирать ресурсы памяти от процессов, если они давно не использовались. Если ресурсов 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.

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 потоку ввода/вывода. Такое единое представление данных позволяет работать характерному для UNIX подходу на основе инструментов [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.)

Обычный файл представляет собой массив байтов, и может читаться и записываться, начиная с произвольного байта файла. Ядро не различает в обычных файлах границ записей, хотя многие программы воспринимают символы перевода строки в качестве признаков конца строк, но другие программы могут предполагать наличие других структур. В самом файле не хранится никакой системной информации о файле, но в файловой системе размещается некоторая информация о владельце, правах доступа и об использовании каждого файла.

Компонент под названием имя файла является строкой длиной до 255 символов. Эти имена хранятся в файле особого типа, который называется каталогом. Информация о файле в каталоге называется записью каталога и включает, кроме имени файла, указатель на сам файл. Записи каталога могут ссылаться как на другие каталоги, так и на обычные файлы. Таким образом формируется иерархия каталогов и файлов, которая и называется файловой системой filesystem;

Одна небольшая файловая система показана на Небольшая файловая система. 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 vmunix, копию выполнимого объектного файла ядра. В нем также расположены каталоги; в этом примере он содержит каталог usr. Внутри каталога usr располагается каталог bin, который в основном содержит выполнимый объектный код программ, таких, как ls и 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 ядром, 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 является предком самому себе.

Процесс может задать собственный корневой каталог при помощи системного вызова chroot, и установить текущий каталог системным вызовом chdir. Каждый процесс может в любой момент выполнить вызов chdir, но chroot позволено выполнять только процессу с административными привилегиями. Chroot обычно используется для ограничения доступа к системе.

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 /usr, он может обратиться к файлу vi либо от корня по абсолютному имени /usr/bin/vi, либо из текущего каталога с относительным именем 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, /usr/staff/mckusick и /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 создавать каталоги так же легко, как и обычные файлы. Таким образом, пользователь может строить иерархии каталогов 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 каталог смонтированной файловой системы.

Системный вызов link в качестве параметров принимает имя существующего файла и новое имя, которое будет присвоено файлу. После успешного выполнения вызова link, файл может быть доступен по любому из имен. Имя файла может быть удалено при помощи системного вызова unlink. Когда удаляется последнее имя для файла (и последний процесс, который держал файл открытым, закрыл его), удаляется и сам файл.

Файлы организованы иерархически в каталоги. Каталог является типом файла, но, в отличие от обычных файлов, каталог имеет структуру, определяемую системой. Процесс может читать каталог, как будто это обычный файл, но только ядру разрешено изменять каталог. Каталоги создаются системным вызовом mkdir и удаляются системным вызовом rmdir. До 4.2BSD системные вызовы mkdir и rmdir были реализованы как последовательность системных вызовов link и unlink. Имелось три причины для добавления системных вызовов специально для создания и удаления 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 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 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 нужной 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

Каждый уровень доступа имеет отдельные индикаторы прав для чтения, записи и выполнения.

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 текущей 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 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, 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).

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 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 s.multiplexer, которое не не будет отличаться от файла системы управления исходным кодом для файла multiplexer.ms, содержащего 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.

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.

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:

Хотя организация этих хранилищ совершенно различна, эти различия скрыты от процессов, использующих файловые системы.

В файловой системе Fast Filesystem организует данные в группы дорожек. Файлы, к которым, скорее всего, будет осуществляться доступ одновременно (на основе их расположения в иерархии файловой системы), хранятся на одной и той же группе дорожек. Файлы, к которым не предполагается одновременный доступ, перемещаются на разные группы дорожек. Таким образом, файлы, записываемые в одно и то же время, могут располагаться в абсолютно разных областях диска.

Файловая система с журнальной организацией организует данные в виде журнала. Все данные, записываемые в некоторый момент времени, собираются вместе и записываются в одно и то же место диска. Данные никогда не перезаписываются; вместо этого записывается новая копия файла, которая заменяет старую. Старые файлы уничтожаются процессом-сборщиком мусора, который запускается, когда файловая система переполняется и появляется необходимость в свободном пространстве.

Файловая система в памяти предназначена для хранения данных в виртуальной памяти. Она используется для файловых систем, в которых должны храниться временные данные с обеспечением быстрого доступа к ним, к примеру, /tmp. При организации файловой системы в памяти преследуется цель организовать максимально компактное хранение данных для минимизации использования ресурсов виртуальной памяти.

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 файловой 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 соответствия 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 [Macklem, 1994]. Протокол NFS описан в Главе 9.

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 программно контролируемых параметров, таких, как контроль четности.

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 процессу в виде целых строк.

Экранные редакторы и программы, которые взаимодействуют с другими машинами, обычно работают в неканоническом режиме (часто называемом raw-режимом или посимвольным режимом). В этом режиме входной поток передается в читающий процесс сразу же и без всякой обработки. Выключается вся обработка специальных символов, не выполняется удаление символов и другое редактирование строк, все символы передаются программе, которая выполняет чтение с терминала.

Терминал может быть настроен тысячами различных способов, промежуточных между этими двумя. Например, экранный редактор, которому необходимо получать прерывания от пользователя асинхронно, может разрешить использование специальных символов, которые генерируют сигналы и разрешить управление выходным потоком, в противном случае работать в неканоническом режиме; все остальные символы будут передаваться в процесс необработанными.

Что касается выходного потока, то терминальный обработчик предоставляет простые службы по его форматированию, включая

Каждый из этих сервисов преобразования может быть независимо выключен процессом при помощи управляющих запросов.

Межпроцессные коммуникации в 4.4BSD организованы в коммуникационные домены. К поддерживаемым на данный момент доменам относятся локальный домен для взаимодействия между процессами, выполняющимися на одной и той же машине; межсетевой домен для связи между процессами посредством набора протоколов TCP/IP (возможно, в сети Интернет); семейство протоколов ISO/OSI для взаимодействия между сайтами, которым нужна именно такая связь, и домен XNS для коммуникаций между процессами при помощи протоколов XEROX Network Systems (XNS).

В пределах домена соединения имеют место между конечными точками связи, также называемыми сокетами. Как отмечено в Разделе 2.6, системный вызов socket создает сокет и возвращает дескриптор; другие системные вызовы IPC описаны в Главе 11. Каждый сокет имеет тип, определяющий его коммуникационные свойства; к ним относятся такие характеристики, как надежность, сохранение последовательности передаваемой информации и предупреждение дублирования сообщений.

с каждым сокетом связан некоторый коммуникационный протокол. Этот протокол обеспечивает выполнение операций, требуемых сокету, согласно его типу. Приложения могут задавать нужный протокол при создании сокета или могут разрешить системе выбрать протокол, который соответствует типу создаваемого сокета.

Сокеты могут иметь адреса, связанные с ними. Формат и смысл адресов сокетов зависят от коммуникационного домена, в котором был создан сокет. Привязка имени к сокету в локальном домене приводит к созданию файла в файловой системе.

Обычные данные, передаваемые и получаемые при помощи сокетов, не имеют типа. Вопросы представления данных зависят от библиотек, которые находятся на верху коммуникационных сервисов. 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 процессами.

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 сокетов, таких, как те, что используются для посылки датаграмм и в которых при каждом вызове send должен указываться 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.

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 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 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, работающих с новым сетевым протоколом.

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 усовершенствования 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 двухуровневыми таблицами маршрутизации, имеющимися в 4.3BSD. К значительно расширенным возможностям по маршрутизации в 4.4BSD относятся раздельные уровни маршрутизации с адресами переменной длины и сетевыми масками.

Механизмы начальной загрузки используются для запуска системы. Сначала ядро 4.4BSD должно быть загружено в основную память процессора. После загрузки оно должно пройти через фазу инициализации для установки аппаратуры в известное состояние. Затем ядро должно выполнить автоконфигурацию, в процессе которой распознаются и настраиваются периферийные устройства, подключенные к процессору. Система начинает работу в однопользовательском режиме, пока начальный скрипт выполняет проверку дисков и включает подсчет статистики и использования квот. Наконец, начальный скрипт запускает общесистемные службы и переводит систему в полностью многопользовательский режим.

При работе в многопользовательском режиме процессы ждут запросов на вход в систему с терминальных линий и сетевых портов, которые были настроены на вход пользователей. После обнаружения запроса на вход, вызывается процесс входа в систему и выполняется аутентификация пользователя. Если она прошла успешно, запускается начальная оболочка, из которой пользователь может запускать дополнительные процессы.