概述
FreeBSD可以在PC/AT兼容机器上运行。CPU是i386,i486,Pentium,
Pentium Pro以及其兼容芯片等。
1.1.1（略）
1，理论地址: 2个13 bit 长+32 bit 长
2，线形地址：32 bit 长的空间
3，物理地址：32 bit 长的空间
1.1.2进程的虚拟空间
1，text部分
这部分是执行文件的的text领域，也就是机器语言部分，对于这个部分的空间在机器上的物理内存页是共有的，还有，这部分最后的变量地址是etext。
2，data和bss部分
执行文件的data部分，也就是初始化的数据段和执行文件指定的内存变量。内存变量在开始的时候以0填充。这一段空间可以读写。它的边界也是以edata和end的地址做结尾。进程的malloc（）等内存分配的操作的时候，地址的增加方向向bss空间进行。
3，stack部分
也就是进程执行的时候的stack空间，这部分空间（从地址的最高位开始可以伸缩），其对于物理内存，伸缩程度由核心自动执行。
1.2 kernel的configure
freebsd的kernel构成文件在/usr/src/sys的目录下面。下面的子目录做一个介绍。
compile 编译核心的目录。
conf configure的目录。
ddb 核心调试的sounre code的目录。
dev 一部分的drivers的source code的目录。
gnu 浮点运算的仿真以及ex2fs文件系统的source code目录。
i386 依赖于pc/at机器的目录，以下介绍它的字目录。
apm suspend一些节电程序。
boot 不是kernel本身的东西，只是一些怎么从开机到读入kernel的boot program的source code。
conf config的一些依赖data。
isa isa bus的驱动程序类的source code。
eisa eisa bus的驱动程序类的source code。
include 对pc/at的一些include files
i386 对pc/at的一些核心code
ibcs2,linux 使各类的os的执行文件在freebsd上执行的code
isofs/cd9660
cd-rom在unix文件系统上操作的的有关code
kern 核心code
libkern 核心库的source code
miscfs 实现unix文件系统的code
msdosfs 在unix上操作ms-dos文件系统的有关code
net 实现network功能的基本部分code
netatalk实现appletalk network功能code
netinet 实现internet network功能的code
netipx 实现ipx功能的code
netns 实现ns network的code
netkey 实现网络加密部分的功能的code
nfs 实现nfs服务
pc98 对于pc98的支持
pccard 对pcmcia的支持
pci 对pci bus的驱动程序的source code
scsi 对cd-rom，hard disk,tape 等的scsi驱动程序的source code
sys 独立于机器体系结构的一部分code
ufs unix file system 的支持code
vm 虚拟内存管理的部分
1.2.1配置的操作----config command
在root权限下，config，make实行后，可以得到简单的kernel。
*configure file
移动到/usr/src/sys/i386/config看看。
GENERIC 从cd-rom等安装freebsd的时候对应于defaule kernel的配置file
LINT kernel组合功能的网罗的的配置file
下面4个是对配置很有必要的的依赖data file
Makefile.386 config生成的Makefile file的template.
devices.i386 对于unix filesystem可能的block型的device名字和major号的对照表
files.i386 记录kernel功能组合的基础上，依赖于pc/at机器的功能名称和各种功能实现的source code file的名字表。
options.i386 记录配置项目的表。
还有，majors.i386是记录对应驱动器的I/O表和major号的一个文件。于核心配置没关系。
对于新的i/o设备，如果要做device driver,对pc/at,要在files.i386(没有的话在/usr/src/sys/conf/files)追加相应的行，不然就不能把它加入到核心里面。
追加的格式为 相对path名 optional device-name device-driver
对于配置文件，首先，要设置cpu，bus，i/o设备,多少用户等。例如对于GENERIC machine "i386"
cpu "I386_CPU"
cpu "I486_CPU"
cpu "I586_CPU"
cpu "I686_COU"
ident GENERIC
maxusers 10
当作为server时候，应该把最大user设置大一点，以提高系统性能。
下一步，指定options，对于GENERIC
options MATH_EMULATE #support for x87 emulation
options INET #interNETworing
options FFS #Berkeley Fast Filesystem
options NFS #Network Filesystem
......
options指定的名字xxx等，如果在/usr/src/sys/conf/options或者在/usr/src/sys/i386/conf/options.i386中记载的时候，应在对应的opt_XXX.h中写入。没有的话，作为cc命令行的参数定义"-D"在Makefile里面追加。对于XXX的格式应该是
相对path名 optional xxx
下一步，对于config
config kernel root on wd0
(略)
配置文件剩下的部分应该是bus,i/o等一些硬件配置，一般有controller,device,disk,tape四类。例如
controller isa0
controller eisa0
controller pci0
等。
第二层的device和controller，记录了一些bus设备的连接。ISA的情况是
device device_name at isa? 参数
controller controller_name at isa? 参数
EISA和PCI就相对简单一点：
device device_name
controller controller_name
device_name里指定的设备名是，串口，并口，网络等装置。
第三层的disk和tape为
disk disk_name at 控制设备名 drive 号
tape tape_name at 控制设备名 drive 号
SCSI接口卡作为第二层的控制装置记录的同时
controller scbus0
作为通用的scsi控制设备。因此，对于它的hard disk,tape,cd-rom,mo设备，有
device sd0
device st0
device cd0
device od0
等，它可以自动识别和分配号码。
对于其他的scsi设备，有
device pt0 at scbus?
这些东西(bus,scsi,i/o)，在生成的ioconf.c以及相应的include中有反映。
configure的最后，不是一些物理设备，而是kernel内部的一些软设置
pseudo-device 理论设备名
首先，要考虑以下两个设备：
pseudo-device pty 16 #ttys - can go as high as 256
pseudo-device log #syslog interface (/dev/klog)
network使用的场合，应该有下面两个
pseudo-device loop
pseudo-device ether
这种情况下，最好有
pseudo-device bpfilter 4 #berkeley packet filter
pseudo-device tun 1 #Tunnel driver ( PPP)
想做floppy的时候，要
pseudo-device vn #Vnode driver ( turns a file into a device)
1.3 FreeBSD boot之前的工作
1.3.1pc/at机器的boot顺序
hard disk的最前面的一个block(512byte),叫做master boot recorder(MBR).这
里有启动限定的program和分区的信息。分区信息是指对于一个区是16byte长，最多
只能有4个区。16byte的内容是，分区哪里开始，哪里结束。哪种os，能否启动等。对
于freebsd，安装的时候向MBR写入了boot easy.
磁盘的结构如下图表示：
block Number
#0 #1 #2 ... #14 #15 #16 #17
-------------------------------------------------------------
disk no used
label
-------------------------------------------------------------
<-boot-> <---------boot2--------------> <--unix file system--
FreeBSD用的block#0--#14的15个block里面，含有读入freebsd的程序，bootease
只在block#0里面，在15个block中并没有。它的作用
。读入mbr，找freebsd的分区
。读入最初的15个block，到物理内存中0x0001000
。跳转到相当于block#2的内存位置
然后，屏幕表示为：
。。。
。。。
boot：
(参数说明略)
它的source是/usr/src/sys/i386/boot/biosboot,make之后，生成两个文件：
boot1,boot2分别写入block#1，block#2--#14中。
一般，一个物理的unix分区理论上可以有8个，比如swap，unix system等。
boot2部分是boot program，它读入kernel的文件名和option。然后
。找boot label指定的分区。
。构造unix filesystem，找指定的kernel
。从开始执行文件，text,data的顺序向物理内存读入。对bss清零。
。以option的选择，向开始位置跳转。
1.3.2 kernel的初始化动作
boot program执行之后，转向kernel的text段开始进行初始化，即先执行
locore.s的text段。因此是虚拟内存还没有发生作用，locore.s的开始部分必
须对offset进行补正。locore.s的作用是
。保存从boot program过来的option
。设定虚拟的stacker
。检测cpu的module
。对自己的bss空间进行0初始化
。为使虚拟内存工作，要保证最少的管理信息。然后是虚拟空间动作。
也就是，调用cpu有强的依赖关系的过程init386()(@i386/i386/machdep.c)，
然后进行kernel内的管理信息初始化，i/o设备的登记，生成4个kernel process
，再调用main()(@kern/init_main.c)。当main()返回locore.s时，应该有如下
5个进程：
PID TT STAT TIME COMMAND
0 ?? DLs 0:00.17 (swapper)
1 ?? Is 0:00.19 /sbin/init --
2 ?? DL 0:56.60 (pagedaemon)
3 ?? DL 0:00.06 (vmdaemon)
4 ?? DL 6:07.65 (updata)
从locore.s返回到process #1，/sbin/init开始动作，然后转向freebsd的普通
动作。
init386()和main()的处理大致如下：
。init386()
GDT和LDT,IDT,task stages处理的初始化，例外处理等locore.s没做的
事情，虚拟内存初始化。然后，根据boot program的参数，增加物理内
存page数。然后，作成process #0的雏形。
。main()
逐步调用构成kernel模块的的初始化部分。
但是，kernel构成的各个模块的初始化子程序一个个的列举出来运行很显然是
不行的。通常是利用时间连表的技能来运行它（ld command）。也就是，程序
是以很多个source分开编译和联结。相同的模块名字就对应于相同的地址来进
行调用。它在时间链表里面自动调节执行。
初始化时候，main（）函数要call的模块利用在sys/kernel.h里面定义的宏
SYSINIT()和SYSINIT_KT()进行登记。这样，kernel在link的时候，ld命令就
能够得到那些信息和进行配置列表。这个列表就是kernel的组成模块的初始化
routine的登记。检查source，
就可以找到初始化routine的部分。
如表：
print_caddr_t(copyright) kern/init_main.c
vm_men_init(NULL) vm/vm_init.c
syctl_order(&sysctl_) kern/kern_sysctl.c
kmemnit(NULL) kern/kern_malloc.c
fpu_init(NULL) i386/i386/math_emulate.c
cpu_startup(NULL) i386/i386/machdep.c
gnufpu_init(NULL) miscfs/devfs/devfs_tree.c
...
各个device的major号与处理routine的登记 （major循序号）
...
configure(NULL) i386/i386/autoconf.c
proc0_init(NULL) kern/init_main.c
rqinit(NULL) kern/kern_synch.c
vm_init_limits(&proc0) vm/vm_glue.c
vfsinit(NULL) kern/vfs_init.c
elf_insert_brand_entry(&linux_brand) i386/linux/linux_sysvec.c
initclocks(NULL) kern/kern_clock.c
mbinit(NULL) kern/uipc_mbuf.c
clst_init(NULL) kern/tty_subr.c
shmnit(NULL) kern/sysv_shm.c
seminit(NULL) kern/sysv_sem.c
msginit(NULL) kern/sysc_msg.c
kludge_splimp(&x_save_spl) kern/uipc_domain.c
ifinit(NULL) net/if.c
domaininit(NULL) kern/uipc_domain.c
kludge_splx(&x_save_spl) kern/uipc_domain.c
kmstartup(NULL) kern/subr_prof.c
sched_setup(NULL) kern/init_main.c
xxx_vfs_mountroot(NULL) kern/init_main.c
xxx_vfs_root_fdtab(NULL) kern/init_main.c
swapinit(NULL) kern/init_main.c
proc0_post(NULL) kern/init_main.c
kthread_init(NULL) kern/init_main.c
kproc_start(&page_kp) vm/vm_pageout.c
kproc_start(&vm_kp) vm/vm_pageout.c
kproc_start(&up_kp) kern/vfs_bio.c
scheduler(NULL) vm/vm_glue.c
( 表示有多个程序）
proc-post（）被呼叫后，main（）就是在对应process 0 的kernel的虚拟
内存里动作。kthread_init(),kproc_start(&page_kp),kproc_start(&vm_kp)
,kproc_start(&up_kp)等这几个进程，在fork（）后相继被调用。它就是相
应的进程1，2，3，4等。
除process 1 以外，其他的进程调用并不返回调用的地址。（也就是，main()
的跟随执行后，并不返回locore.s）。对于process #1的kernel的虚拟内存，
在kthread_init()返回后，main()的跟随就完了，回到locore.s后,process #1
的进程空间的配置文件/sbin/init就被执行。
main()在process #0对应的kernel虚拟内存运行后，进入时间链表scheduler()。
这个并不返回。那现在就有五个进程了。
然后，fork() 的调用在下面说明。
1，分配process ID，保证struct proc()用的空间。
2，复制父亲的process的虚拟内存空间，作成物理内存的变换表。对
应两个进程，采用相对应的物理内存表。
3，给回父亲的struct proc和struct user，然后对子进程的struct和
struct user进行初始化。
4，kernel的stacker也进行复制。
5，返回父进程后，标记生成的子进程。完成处理。
但是，process #0 -- 4 这五个进程的虚拟内存里面什么都没有。这些是核心
进程的特殊部分。进程0，2，3是调节系统存在的进程的执行优先级，监视物理
内存的不足，如果不够就使用swap区进行交换。进程4的作用就是定期调查核心
的unix文件系统的管理信息与驱动程序的管理信息的一致性，使它的信息一直
是最新的。
1.3.3 /sbin/init
从kernel里面看，/sbin/init就是单一的进程空间里动作，与一般的
user program一样，提供user使用的unix文件系统的环境的服务。
核心启动后最初的动作就是/sbin/init。作用如下：
。确保file system的一致性，进行mount。
。之后，network的设定和各种daemon的启动。
。监视终端的login的配置和动作状态。这个动作完了后（logout），
修改和配置 login。
也就是说，如果没有它，用户就不能使用unix文件系统。还有就是，如果boot
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)
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辅助设备号进行识别。实际上，对于
disk的特殊文件，有disk/slide/partition表示法，而且，文字型，块型等的特殊
设备文件也存在。以下就是一个ide硬盘的的文字型特殊设备文件的例子：
/dev/rwd0 1台ide的硬盘
/dev/rwd0s1 1台ide的硬盘的slide #1
/dev/rwd0s2 1台ide的硬盘的slide #2
/dev/rwd0s2a slide #2的partition a
/dev/rwd0s2b slide #2的partition b
...
/dev/rwd0s3 1台的ide的硬盘的slide #3
如果把rwd换成wd，对应的就是block型的特殊设备文件了。
对于磁盘，有如下的使用方法：
。对于slide的文字型特殊文件
读写disk label时候使用（disklabel command）
。对于对应的partition的文字型特殊文件
在分区上建立unix文件系统时候（newfs command）,文件系统修复，
检查（fsck）时候使用
。对于partition的block型的特殊文件
作为mount命令的参数使用
(下一节介绍虚拟文件系统和v-node，要休息了 )
2.2 虚拟文件系统和v-node
FreeBSD在disk上的除了ffs以外还可以操作各种各样的文件系统。主要的如
下：
。cd9660
可以对ISO9660形式的cd-rom的目录/文件构造的文件系统进行mount，
locate等目录层的操作
。ms-dos
对ms-dos文件系统进行目录层次的mount，定位等操作
。mfs
通过使用虚拟内存对swap区的一部分进行unix文件系统的构造，定位
作为目录的一部分进行读写
。nfs
由nfs server提供的remote目录级进行mount，定位的目录层操作。
。null
对已经存在的目录层的使用别名
。union
对已有的目录A（上层）在下层目录B上进行重叠 (不大理解这的意思
，大概是在下层目录里面又嫁接了上层目录的意思：译者)。文件名的查
找由上层优先进行。没有的话就转道下层。如果对下层的文件进行写操作
，它的拷贝就在上层上进行。举例说明，作业目录在上层，但cd-rom的源
在下层，两个目录重叠，那么编译source的时候，就相当方便了。
。procfs
对于进程号的目录作成mount point。通过文件名对各个目录的进程进行
控制。
。kernfs
为了对动作中的kernel有关的信息进行参考，而作成的mount point
。fdesc
对于各个进程，用它所打开的文件柄对应的文件作成的mount point
实际上，在核心内部，为了对它们进行统一操作，就对文件系统和v-node
进行抽象化，实际的处理过程就是调用各类的文件系统的模块进行处理。
2.2.1对虚拟文件系统的操作
各个文件系统可以提供的操作的一览如下，它在struct vfsops
(@sys/mount.h)里面定义：
。对文件系统进行mount的操作
。本文件系统的开始动作的操作
。本文件系统的umount操作
。表达文件系统的根的v-node的查找操作
。对一般用户的权限控制
。取得文件系统的状态
。内存内的管理信息写入介质中
。从i-node到v-node的取得操作
。v-node和nfs的文件柄的相互变换的操作
。文件系统实际的模块的初始化
对于文件系统，各个实际的操作routine在vfsops的形式提供准备工作。各个文件系
统的vfsops，在以下的表里的source进行定义：
--------------------------------------------------------------
file system vfsops的定义 source
--------------------------------------------------------------
ufs ufs_vfsops ufs/ffs/ffs_vfsops.c
cd9660 cd9660_vfsops isofs/cd9660/cd9660_vfsops.c
msdos msdosfs_vfsops msdosfs/msdosfs_vfsops.c
mfs mfs_vfsops ufs/mfs/mfs_vfops.c
nfs nfs_vfsops nfs/nfs_vfsops.c
null null_vfsops miscfs/nullfs/null_vfsops.c
nuion union_vfsops miscfs/union/union_vfsops.c
procfs procfs_vfsops miscfs/procfs/procfs_vfsops.c
kernfs kernfs_vfsops miscfs/kernfs/kernfs_vfsops.c
fdesc fdesc_vfsops miscfs/fdesc/fdesc_vfsops.c
devfs devfs_vfsops miscfs/devfs/devfs_vfsops.c
ext2fs ext2fs_vfsops gnu/ext2fs/ext2_vfsops.c
lfs lfs_vfsops ufs/lfs/lfs_vfsops.c
portal portal_vfsops miscfs/portal.portal_vfsops.c
umap umap_vfsops miscfs/umapfs/umap_vfsops.c
---------------------------------------------------------------
这些就是文件系统的实际模块(*_vfsops.c)，文件系统名称，文件系统号等等
在struct vfsconf(@sys/mount.h)里面汇总，各个模块里用宏VFS_SET()进入核
心。
根据main()(@kern/init_main.c),在kernel初始化的过程中，vfsinit()
(@kern/vfs_init.c)里面有
struct vfsconf *vfsconf[MOUNT_MAXTYPE+1];
struct vfsops *vfssw[MOUNT_MAXTYPE+1];
各种东西的设定，这些是，管理mount信息的struct mount(@sys/mount.h)的成员
mnt_vfc和mnt_op要指定所对应的文件系统的vfsconf,vfssw。还有宏VFS_操作名
(struct mount *,..)里，可以各个操作的调用。
2.2.2对v-node的操作
虚拟文件系统就是通过对i-node的抽象化之后的v-node的文件/目录进行io处理。
为了这个目的，作为对v-node的适用处理，有
。从v-node到文件名的查找，返回v-node
。打开/关闭v-node
。检查是否可能访问v-node
。得到-v-node的属性
。设定v-node的属性
。对v-node的输入/输出
。扩展v-node的硬连接和符号连接
。对v-node进行目录的作成和删除
。。。。
由这里开始，一共定义了41个。
v-node由struct vnode(@sys/vnode.h)里定义，作为类别在enum vtype
里面表示出来，一共是9种类。它包含着在各个文件系统上对各个的文件/目录（包
括特殊）文件进行统一识别的信息。为了实现这样，v-node一连串的操作就是在各
模块里通过宏VNODEOP_SET()和核心通讯。这些操作名和实现的routine只需要必要
的几个对应。在核心初始化里，vfs_opv_init()(@kern/vfs_init.c)就使从数据得
到的号码一一对应，收集了routine的地址的同一size的配列再进行组合。各个
v-node就一个一个指向这些配列。对v-node的操作在vnode_if.h里定义：
它以
VOP_操作名(v-node,...)
的统一形式记述。
下面是对v-node的操作的定义source：
------------------------------------------------------------------------
各个v-node操作（vnodeopv） source
------------------------------------------------------------------------
cd9660_fifoop_opv_desc isofs/cd9660/cd9660_vnops.c
cd9660_specop_opv_desc isofs/cd9660/cd9660_vnops.c
cd9660_vnodeop_opv_desc isofs/cd9660/cd9660_vnops.c
dead_vnodop_opv_desc miscfs/deadfs/dead_devfs_vnops.c
devfs_vnodeop_desc miscfs/devfs/devfs_vnops.c
ext2fs_fifoop_opv_desc gnu/ext2fs/ext2fs_vnops.c
ext2fs_specop_opv_desc gnu/ext2fs/ext2fs_vnops.c
ext2fs_vnodeop_opv_desc gnu/ext2fs/ext2fs_vnops.c
fdesc_vnodeop_opv_desc miscfs/fdesc/fdesc_vnops.c
ffs_fifoop_opv_desc ufs/ffs/ffs_vnops.c
ffs_specop_opv_desc ufs/ffs/ffs_vnops.c
ffs_vnodeop_opv_desc ufs/ffs/ffs_vnops.c
fifo_nfsv2nodeop_opv_desc nfs/nfs_vnops.c
fifo_vnodeop_opv_desc miscfs/fifofs/fifo_vnops.c
kernfs_vnodeop_opv_desc miscfs/kernfs/kernfs_vnops.c
lfs_fifoop_opv_desc ufs/lfs/lfs_vnops.c
lfs_specop_opv_desc ufs/lfs/lfs_vnops.c
lfs_vnodeop_opv_desc ufs/lfs/lfs_vnops.c
mfs_vnodeop_opv_desc ufs/mfs/mfs_vnops.c
msdosfs_vnodeop_opv_desc msdosfs/msdosfs_vnops.c
nfsv2_vnodeop_opv_desc nfs/nfs_vnops.c
null_vnodeop_opv_desc miscfs/nullfs/null_vnops.c
portal_vnodeop_opv_desc miscfs/portal/portal_vnops.c
procfs_vnodeop_opv_desc miscfs/procfs/procfs_vnops.c
spec_nfsv2nodeop_opv_desc nfs/nfs_vnops.c
spec_vnodeop_opv_desc miscfs/specfs/spec_vnops.c
umap_vnodeop_opv_desc miscfs/umapfs/umap_vnops.c
union_vnodeop_opv_desc miscfs/union/union_vnops.c
------------------------------------------------------------------------
这个基础上，spec_vnodeop_opv_spec里描述的操作群就是device driver
interface的东西！！
( 本小节完，待本岛主有空再继续 )
2.3 mount根目录之前的处理概要
mount根目录的时候，main()(@kern/init_main.c)的初始化的过程从xxx_vfs_mountroot()
(@kern/init_mail.c)被调用开始。如果处理过程正常，就对rootvp设定包含了root的
v-node。
。main()的初始化过程中，configure()(@autoconf.c)被调用。在这个，io设备
初始化完了后，就转移到如下两个变量的地址：一个是mountroot,是处理mount的routine,
另一个是mountrootvfsops,是处理虚拟文件系统的routine。在本机磁盘中，就进入变量
rootdev所指定的disk号中。这里就是,假定本机磁盘
mountroot vfs_mountroot
mountrootvfsop &ufs_vfsops
rootdev boot disk number
。xxx_vfs_mountroot()(@kern/init_main.c)
运行(*mountroot)(mountrootvfsops)后，就指明了root file system的mount.
。vfs_mountroot()(@kern/vfs_conf.c)
管理mount的了文件系统的信息的struct mount(@sys/mount.h),对它进行确认
，然后设定传递过来的对虚拟文件系统的操作群(&ufs_vfsops),才进行"root"
标记。根据VFS_MOUNT(mp,...)进行mount这个虚拟文件系统。mount成功后，就
追加file system的list。这里，由于传递了&ufs_vfsops，就可以调用
ffs_mount()(@ufs/ffs/ffs_vfsops.c)
。ffs_mount()
首先调用bdevvp()(@kern/vfs_subr.c),进行VBLK类别，spec_vnodeop_p
(@misc/specfs/spec_vnops.c) v-node操作，保证设定了驱动号的rootdev的
v-node的最新信息，然后设定rootvp。最后，通过ffs_mountfs()调用进行实际
的mount rootvp操作。
。ffs_mountfs()
各种各样的检查完了后，调用VOP_OPEN(),打开rootvp的v-node。在这里，如果
v-node的v_op成员在spec_vnodeop_p存在的话，就调用spec_open()(@misc/
specfs/spec_vnops.c)。
.spec_open
由于VBLK里包含v-node的种类，从v-node指定的device号取得major的
号，调用对应driver的XXopen() routine
续上，由VOP_IOCTL()(还是的通过spec_ioctl()(@misc/specfs/spec_vnops.c))
可以得到partition信息，然后该检查super block的内容。正确的话，就在struct
ufsmount(@ufs/ufs/ufsmount.h)设定unix file system，这样处理过程就完了。
2.2.4 struct buf 和block的输入输出routine
前节的ffs_mountfs()提到使用bread()(@kern/vfs_bio.c)读出partition的
super block。这个接口函数很快就会解释。它主要用于读取block型的device到
kernel内部的buffer中。
bread(struct vnode *vp, /*(in)输入对象的v-node*/
daddr_t blkno, /*(in)block号*/
int size, /*(in)读出的byte数量，block长的倍数*/
struct ucred * cred,/*(in)权限信息*/
struct buf ** bpp)/*(out)存储读来的data*/
同样的buffer link后的block输出的子程序是bwrite()。
bwrite(struct buf *bp) /*(out)可以输出的struct buf*/
两者之间共同的地方就是struct buf(@/sys/buf.h),它用于io处理中给device driver
做桥梁作用的数据结构。它记录了v-node,io的区别，可以io的block位置/byte数，存
储实际data buffer的address，io处理的进展情况等。
bread则通过getblk()对block输入的结构struct buf进行操作。getblk()调用在核心
管理buffer link和返回指定大小的block的struct buf。这个（缓冲区）内容在目的
block是否存在与指定v-node的指定位置block是否已经构成缓冲环有关。struct buf
里面有一个标志位，当缓冲环内容变化是，这个标志位就会改变。bread()根据这个
flag判断block是否已经缓冲，如果已经完成，它就终止退出。如果不是这样，则在
struct buf的mark里面标志，然后调用VOP_STRATEGY()。在v-node登记的strategy
routine记录了io处理的过程，所以bread()当实际的处理完了后，就调用biowait()
进入等待状态。然后，就转移到别的进程A。io处理完了后，调用biodone(),进程A
也可以继续进行。还有，调用bread()的一边，当完成操作后，就调用brelse(),在
里面对struct buf的flag重新设置，让它对别的程序开放。
bwrite也是同样的通过VOP_STRATEGY()对io处理要求进行登记，同时也调用biowait()
进入等待状态，同样，当实际操作完了后，也设置flag进行复位，使得其他程序可以
使用io，当空闲的时候，io就挂起，转向其他进程处理。
进程等待进入的时候，当然不限于只是调用biowait()。在bread()或者bwrite()之前，
系统必须分配足够的资源供它使用，比如一些缓冲区等。当进行实际io时候，1个block
也可以，多个block也可以，而且这样可以获得更高的效率，这样看起来，就象实际上
是连续操作了。
(代续)
2.2.5系统调用open()的处理概要
进程通过系统调用read()/write()进行io处理，它由文件描述符指定对哪里进
行i/o，文件描述符是0以上的整数，它在各个进程的struct proc的成员
struct filedesc *p_fd(struct filedesc(@sys/filedesc.h))保留的struct file
((@sys/file.h)进行选择添加。对struct file，它含有从文件的头的输入输出的byte
位置，输入操作，输出操作，输入输出控制，输入输出的准备状态的检查，执行close
的routine，以及描述io处理对象的信息(v-node,socket,pipe) 。系统调用open()
(@kern/vfs_syscalls.c)就是把包含路径信息的v-node找寻出来，为了对它进行io处理，
先要对struct file进行初始化，然后返回文件描述符。
从路径名查找v-nodehe和io准备操作由vn_open()(@kern/vfs_vnops.c)承担。
vn_open()通过namei()(@kern/vfs_lookup.c)查找路径对应的v-node名，由VOP_OPEN()
调用不同的v-node定义的准备过程routine。例如，有如下的处理方法。
。普通的file/directory
调用ufs_open()(@ufs/ufs/ufs_vnops.c)，检查open的mode
。特殊设备文件
调用spec_open()(@miscfs/specfs/spec_vnops.c)
文字型 调用device driver的open routine
快型 mount的时候出错。如果不是这样，就调用device driver的
open routine。
回过头来，namei()的任务是就是，对于指定的路径名，对应于跟目录或者当
前目录的v-node作为起点，通过lookup()(@kern/vfs_lookup.c)进行v-node查找。
lookup()从路径名开始的v-node(VDIR)开始查找。找到了的v-node作为新的起点继续进行
查找下一步的要素名，然后得到目的的v-node。这个时候，根据v-node的不同，目录的检
索方法也就不同。各个要素的实际检索由VOP_LOOKUP()来做。
2.2.6系统调用read()的处理概要
open()取得文件描述符后，对它的输入处理，有如下的流程。指定的文件描述符
的struct file内登记的处理routine有vn_read()(@kern/vfs_vnops.c),vn_write(),
vn_ioctl(),vn_select(),vn_closefile()，v_node
登记的操作routine不能分开使用。vn_*()里，只有在合适的前缀操作下，才能正确调用。
read()首先在struct uio(@sys/uio.h)登记进程指定的buffer的位置和长度。
执行read()后，vn_read()向struct file设定登记的文件的读写位置，然后调用VOP_READ()。
根据读出来的byte数，读写位置相应增加。
VOP_READ()的call routine则是与v-node有关，就象下图一样。
vn_read()
文字型/块型
/------------------
file/directory
spec_read() ---------ffs_read()-------VOP_READ()
block型
/--------------- char型
bread() device driver bread()
spec_strategy() ---------------ufs_strategy() --VOP_STRATEGY()
device driver spec_strategy() -------------/
device driver
。普通的file/directory
调用ffs_read()(@ufs/ufs/ufs_readwrite.c)。对应指定的读写位置，计算block
的位置，然后用bread()读出来。读出来的数据送到进程所准备的缓冲区。从bread()
传递过来的block并不是物理block的位置，而是把file作为block列的一个理论值。
从理论块到物理块的变换由VOP_STARATEGY()完成。也就是说，ufs_strategy()先把
文件内位置转化为物理block位置，然后从v-node记录的i-node把表示物理设备的
v-node 去出来，这个VOP_STRATEGY就调用spec()(@miscfs/specfs/spec_vnops.c)
让它进行输入要求。
。特殊设备文件
通过调用spec_read()(@miscfs/specfs/spec_vnops.c),把它分为文字型和块型两类。
文字型 调用device driver的输入routine
块型 通过bread()进行输入处理
对文件的系统调用write()的场合也是类似的处理流程(ufs_write()->bwrite()),
ufs_write()则要考虑到文件大小的延伸。
2.3 Device Driver
进程的io要求到这里说的差不多了。上面也解说了对于文字型，块型的驱动程序接口，就
是dev_spec_vnodeop_opv_desc里定义的子函数那些。参考设备驱动程序，在sys/conf.h
里定义的结构体。block型是
struct bdevsw{
d_open_t *d_open;
d_close_t *d_close;
d_strategy_t *d_strategy;
d_ioctl_t *d_ioctl;
d_dump_t *d_dump;
d_psize_t *d_psize; /*得到容量*/
int *d_flags;
char *d_name; /*device 名*/
struct cdesw *d_cdev; /*对应的文字型*/
int d_maj; /*major号*/
}
文字型的则是
struct cdevsw{
d_open_t *d_open;
d_close_t *d_close;
d_read_t *d_read; /* rawread() */
d_write_t *d_write; /* rawwrite()*/
d_ioctl_t *d_ioctl;
d_stop_t *d_stop; /* nostop()*/
d_reset_t *d_reset; /* nullreset()*/
d_devtotty_t *d_devtotty; /* nodevtotty*/
d_select_t *d_select; /* deltrue*/
d_mmap_t *d_mmap; /* nommap*/
d_strategy_t *d_strategy
char *d_name; /*device名*/
struct bdevsw *d_bdev; /*对应block型*/
int d_may; /*major号*/
}
两方面共同的部分有
xx_open(dev_t dev,int oflags,int devtype,struct proc *p)
xx_close(dev_t dev,int fflag,int devtype,struct proc *p)
xx_ioctl(dev_t dev,int cmd,caddr_t data,int fflag,struct proc *p)
xx_open()用于打开device号的设备。xx_close()则用于关闭它。xx_ioctl()则对设备的
动作状态，机能的取得，设置等进行控制，它通过int cmd命令和参数caddr_t data对之
进行处理。xx_open()的oflags则是系统调用open()里指定的标志。xx_close()和
xx_ioctl()的fflag是每个文件描述符设定的标志。int devtype用来区别设备类型是文
字型的还是块型的。struct proc *p是本次要求的进程号。
在文字型的操作里，有这三个函数
xx_read(dev_t dev,struct uio *uio,int ioflag)
xx_write(dev_t dev,struct uio *uio,int ioflag)
xx_select(dev_t dev,int which, struct proc *p)
xx_read()/xx_write()是对device号的io，struct uio *uio 是io的buffer，int ioflag
标志io动作的option。例如，输入data没准备好的场合不用进入等待状态也可以。
xx_select()检查是否可以进行io要求。
在块设备的操作中,有一个函数
xx_strategy(struct buf *bp)
它处理io要求。struct buf *bp里面包含着device号，输入还是输出，io的buffer等。
device号中的major号，对文字型的struct cdevsw *cdevsw[],对块型的struct
bdevsw *bdevsw[]，作为配列的添加字使用。向这些配列登记，就可以调出device driver
的登记routine。
对cdevsw[]登记的过程在kern/kern_conf.c,它使用
int cdevsw_add(
dev_t *descrip, /*收集device号的变量的指针*/
struct cdevsw *newentry,/*设置struct cdevsw的指针*/
struct cdevsw **oldentry,/*旧的设定内容的返回领域*/
)
另一方面，对bdevsw[]的登记过程则使用
int bdevsw_add_generic(
int bdev, /*block型的major号*/
int cdev, /*文字型的major浩*/
struct bdevsw *bdevsw, /*设定struct bdevsw的指针，对应d_cdev*/
)
block型的device和char型的device有着一定的对应关系。这些结构体相互参考。
bdevsw_add_generic()从block的结构体开始，对作为char型的device的结构体进行初始化。
还有，network interface的devive driver,并没有向cdevsw[]和bdevsw[]登记。而且也没有
device号。网络间的package流，和进程间与网络间的package流也没有特别指明。
调用登记routine的时候，可以把文件系统的modules作为特殊设备文件参考。登记
routine在什么地方都可以调用。
。main()(@kern/init_mail.c)的初始化过程中登记的routine调用的时候，各个
device driver的modules里由宏SYSINIT()准备进行。
。确认device driver里的io设备的存在的时候，调用登记routine。
当调用登记程序段的时候，如果major号和/dev/MAKEDEV的major号有冲突的时候，
就调用全部无关性device file的处理routine，也可能没有预期的的灾难事情。还有别的
以外事情，就是当/dev里没有对应的特殊设备文件的时候，也就不能从进程进行参考。
2.3.1驱动程序初始化
从文件系统的模块可以看出来，如果要对驱动程序的物理设备进行io,必须
先对它们进行初始化，否则不能处理process的io。核心初始化的过程里，一共登记
了两个基本的操作过程。
1.probe 确认io设备
2.attach 设置device driver内部的数据结构，使它能够对io设备
进行操作。登记中断子程序。
在device driver中的处理过程有：
1.i/o地址
i/o命令使用的地址，使io设备的控制硬件和数据交换。
2.中断号
io设备的状态变化的时候，向cpu发出通知。
3.共有内存地址
根据设备的不同，使用一部分内存空间进行cpu和数据的交换。
4.DMA通道
不用通过cpu做中介，设备和内存直接交换数据时候采用的通道的识别号。
cpu可以在数据传送的时候同时执行它的机器语言。
前两种是必须有的。设备根据他连接的总线设备不一样，处理过程也就不同。
这个在核心的configure中反映出来。
各种总线设备的device driver的初始化
驱动程序的初始化在main()初始化的过程中调用configure()
(@i386/i386autoconf.c).
EISA bus
连接EISA bus的io设备用的device driver的初始化在eisa_configure()
(@i386/eisa/eisaconf.c)。各个device driver在module里对struct eisa_driver
XXX(@i386/eisa/eisaconf.h)进行probe,attach等的设置，准备在宏DATA_SET
(eisadriver_set,XXX)进行登记。
eisa_configure()(@i386/eisa/eisaconf.c)对连接EISA bus的全部io设备
标志和i/o地址进行检测。之后便调用登记的probe子程序。在probe子程序中，通过
eisa_match_dev()(@i386/eisa/eisaconf.c)对自身检测，查找io设备，检测i/o中断
号，然后进行使用预定，之后用eisa_registerdev()(@i386/eisa/eisaconf.c)在
struct eisa_driver XXX对这个设备操作，作为device driver登记。全部的io设备
的控制device driver登记完毕后，eisa_configure()就调用device driver的attach
子程序。attach子程序则进行中断处理程序的登记和device driver的数据的初始化。
核心的configure文件登记了以下的一些device driver:
--------------------------------------------------------------------------
device device driver的情报 source 参考
--------------------------------------------------------------------------
mainboard_drv i386/eisa/eisaconf.c
ahb ahb_eisa_driver i386/eisa/aha1742.c scsi adapt
ahc ahc_eisa_driver i386/eisa/aic7770.c scsi adapt
bt bt_eisa_driver i386/eisa/bt74x.c scsi adapt
ep ep_eisa_driver i386/eisa/3c5x9.c network interface
fea pdq_eisa_driver i386/eisa/if_fea.c network interface
vx vx_eisa_driver i386/eida/if_vx_eisa.c network interface
--------------------------------------------------------------------------
PCI bus
连接pci bus的设备的初始化在pci_configure()(@pci/pci.c)进行。各个
device driver在module内的struct pci_device XXX(@pci/pcivar.h)设置probe和
attach，在通过宏DATA_SET(pcidevice_est,XXX)进行登记。
DATA_SET(pcibus_set,i386pci)(@i386/isa/pcibus.c)登记的子程序可以
得到有关pci bus的一些信息。之后和eisa bus处理过程一样进行各种各样的调用。
核心的configure文件登记了以下的一些device driver:
--------------------------------------------------------------------------
device device driver的情报 source 参考
--------------------------------------------------------------------------
ahc ahc_pci_driver pci/aic7870.c scsi adapt
bt bt_pci_driver pci/bt9xx.c scsi adapt
ncr ncr_device pci/ncr.c scsi adapt
amd trmamd_device pci/tek390.c scsi adapt
cy cy_device pci/cy_pci.c serial port
meteor met_device pci/meteor.c meteor通道
stl stlpcidriver i386/isa/stallion.c serial port
wdc wdc_pci_driver pci/wdc_p.c ide control
de dedevice pci/if_de.c network interface
ed ed_pci_driver pci/if_ed_p.c network interface
fpa pfadevice pci/if_pfa.c network interface
fxp fxp_device pci/if_pxp.c network interface
lnc lnc_pci_driver pci/if_lnc_p.c network interface
sr sr_pci_driver pci/if_sr_p.c network interface
vx vxdevice pci/if_vx_pci.c network interface
-------------------------------------------------------------------------
ISA bus
连接ISA bus的io设备的device driver的初始化在isa_configure()(@i386/
isa/isa.c)进行。和EISA,PCI很大的一个区别就是，在核心的配置文件中，要指定所
有的io地址等。
configure文件中，有象如下的记录
controller 控制设备名 at isa?...
device device名 at isa?...
这些内容在编译核心的目录下作为ioconf.c的struct isa_device
isa_devtab_XXX[]的初始值由config命令写进去。在struct isa_device(@i386/isa
/isa_device.h)的上，其次的成员变量由configure文件的记录内容进行设定。但是
，“名字”是控制设备名/device名的数字除外的部分。
-------------------------------------------------------------------------
member名 configure的记述内容
-------------------------------------------------------------------------
id_driver 名字drvier
id_iobase prot I/O address
id_irq irq号
id_drq drq DMA通道号
id_maddr iomem共有memory address
id_msize iosiz共有memory长度
id_intr vector device driver的中断处理程序名
id_unit 名字的后的数字(?)
id_flags flags
-------------------------------------------------------------------------
但是,和控制设备/device名有关的一些东西如bio,net,tty出现的场合，这
些一般成为isa_devtab_bio[],isa_devtab_net[],isa_devtab_tty[]数组的初始值。
没有的情况，则成为isa_tab_null[]的初始值。还有一个就是名字driver，它是各个
device driver的module内部的struct isa_driver(@i386/isa/isa_device.h)一个东
西。对isa bus设备的device driver，这个是一个固定值。
象这样的记录：
------------------------------------------------------------
disk device名 at 控制设备名 driver 数字
tape device名 at 控制设备名 driver 数字
------------------------------------------------------------
每个数字除外控制设备名(wdc或者fdc)，总结起来就是写进一个叫做
isa_biotab_控制设备名[]的数组的某个元素的初始设定值。但对unit成员填入数字
外，其他的也就和isa_devtab_bio[]的内容一样。
isa_configure()依照isa_devtab_bio[],isa_devtab_net[],
isa_devtab_tty[]的设定值调用probe子程序对设备的有无进行确认。有的话就继续
调用attach子程序。
probe子程序对设备进行确认，不同的probe子程序也有可能对同样的io地址
进行操作。所以为了防止这个问题，isa_configure()对已经确认过的的io地址不再
给别的probe进行动作。
同样，错认的可能性也有的。必要的时候没连接的设备的probe要禁止使用，
（在boot的参数的时候）。
