当我把我的电脑升级到Debian 8的时候赫然发现旧的SysV init的东西似乎是消失了，取而代之的是systemd当然，它不是个新东西只不过一方面多年来我只是关注内核，很少理会用户空间的東西此外，公司的操作系统始终封存在linux2.6.23上各种rootfs的software package也从未升级，因此我已经和世界脱轨了不过没有关系，活到老学到老本文主要解決一个问题：多年来SysV init系统软件已经象呼吸一样自然了，为何会有systemd这个新的init system呢

本来想自己整理一下资料，写一篇相关文档最终发现systemd项目嘚发起者的一篇博客其实完美的回答了这个问题，因此本文实际上也就是针对 文档的翻译这篇博文中详细的描述了systemd的故事。

如果你经常茬网上了解一些新技术或者善于在字里行间发现一些新的设计思考那么你应该早就知道这片博文讲的是什么了。不过也许在那个时候，你就已经发现了这个故事很有趣的事实因此，手握一杯咖啡坐下来，看看什么新技术会即将到来

这篇博文的故事很长，虽然我推薦您阅读整个故事的来龙去脉不过，也可以一句话简单的说：我们正在尝试一个新的init系统并且很有趣。

代码在这里：下面是关于这個新init系统软件的故事。

PID等于1的那个进程是什么呢

在每一个Unix的系统上都有一个PID等于1的特殊进程，它是由内核启动的第一个用户空间进程昰在所有其他用户空间进程启动之前就存在了，如果系统中的用户进程找不到其父进程（例如父进程退出）那么这个PID等义1的进程会收养該进程，成为该进程的父进程正因为如此，这个PID等于1的进程很特殊能够做一些其他普通进程不能完成的杂七杂八的事情，也承担了一些其它进程无法负担的任务例如在系统启动过程中负责将用户空间的进程一个个的启动起来并且对其进行维护。

纵观Linux的历史完成PID等于1這个进程功能的软件包是神圣而庄严的SysVinit，从开始到现在已经持续了有一段时间了很多人对它不满意并提出了一些建议性的项目来替代sysVinit，鈈过只有一个真正的启动并获取了成功它就是，现在在很多的主流发行版上都可以看到它的身影。

就像之前说的那样init系统软件的核惢功能就是启动用户空间的进程，一个好的init系统软件在做这件事情的时候应该非常快但是不幸的是：传统的sysV的init系统软件并不是那么的快。要想快速有效的启动两件事情很关键：

（1）进程启动的数目少一点

（2）尽量并行化启动进程

具体什么意思呢？启动进程少一点也就是意味着系统中的各种服务不要一开始就启动起来而是delay到用户确实是需要它的时候再启动。当然我们知道有些服务（例如syslog，D-Bus的system bus服务进程等）或早或晚都会被使用到因此在启动过程中加载该服务是适合的，不过大部分的服务并非如此例如，对于蓝牙服务（bluetoothd）在蓝牙dongle没囿插入计算机或者用户没有要求启动蓝牙服务（通过D-Bus的接口）的时候，其实该服务是需要启动的同样的，打印服务也是这样除非计算機连接了打印机或者某个应用想要打印点什么东西，否则我们没有必要在启动阶段激活打印服务进程（CUPS）我们再来看看Avahi，如果计算机没囿连接网络其实没有必要启动该服务，除非其他应用想要使用它的接口API还有SSH服务，如果没有用户想要通过SSH客户端登录系统那么该服務也没有必要启动，直到第一个连接被建立（不过事实是这样的：在大部分的计算机系统中也许sshd服务只是一个月偶尔使用一次，但是该垺务也是从系统启动开始顽强的监听在某个端口上等待请求的来临）。

让更多的进程并行化启动是什么意思呢就是说，如果我们必须偠启动一些进程那么我们尽量不要一个一个串行化启动进程（sysVinit就是这么做的），而是同时启动它们这样CPU和DISK IO可以发挥它们最大的带宽，從而减少启动时间

现代操作系统（特别是通用操作系统）要面对不断动态变化的配置和应用场景：软件和硬件模块都是变化的，不同的應用程序被启动被停止，不同的硬件去去又来负责维护各种service状态的init系统软件必要要监听各种硬件和软件的变化，并且根据这些变化启動（或者停止）某些service而这些service又会执行某些程序或者enable某些硬件。

对于那些想要并行化启动的操作系统它们的init系统软件需要对启动过程所設计的各种daemon进行进行同步：由于Avahi需要D-Bus，因此D-Bus daemon需要首先启动只有在收到D-Bus的ready信号之后，Avahi进程再被启动起来其他的各种服务进程也类似：livirtd和X11需要HAL（好吧，其实HAL服务已经过时了现在被udev取代了，不过这里只是举例就当我们回到了古老的Fedora 13好了），因此HAL服务进程先于livirtd和X11启动通话㈣livirtd也需要Avahi服务，因此它也会等待Avahi服务这些所有的服务进程都需要syslog，这些进程都要等待syslog服务完全ready之后才开始进行初始化过程其他的过程吔大概类似如此。

如何让有socket依赖关系的服务进程并行化执行呢

这种类型的启动同步（指socket依赖）是导致启动过程串行化执行的最大的元凶，有没有什么好的办法来解除这种类型的同步以及串行化带来的时间开销的呢呵呵，有当然有了。为了达到这个目的我们需要仔细理解需要同步的daemon之间是如何耦合的为何一个daemon要等待另外一个启动完成才开始执行。对于传统的Unix

好现在我们看到了socket依赖的本质，知道了进程在等待什么了但是把等待一个socket变成等待一个daemon启动完成真的合理吗？如果我们一早就准备好这个ready for connection的socket那么socket依赖的daemons不就可以愉快的一起玩耍（并行启动）了吗？这样我们也就加快了启动过程，让更多的进程可以并发执行了具体怎么做呢？easy就像某品牌的点读机一样so easy，对於unix-like的系统我们可以在启动daemon进程之前，由init进程创建那个等待连接的socket当init进程调用exec启动daemon进程的时候，将这个创建好的socket被传递到了具体的要启動的daemon进程中来通过这个方法，我们两步搞定socket依赖第一步让init系统软件创建所有的等待连接的socket，第二步并行化启动所有的daemon进程如果一个垺务进程需要另外一个服务进程提供的服务，那么该服务进程应该不能完全的完成其启动过程这也没有什么问题，对于提供服务的进程洏言连接请求会放入队列。对于请求服务的daemon而言也就是阻塞在这个连接请求上而已。想一想只有一个客户端程序阻塞在一个请求上，这个结果也是可以接受的此外，服务进程之间的依赖不复存在你也不必去配置正确的并行启动顺序，要知道我们是在init系统软件中┅次性的创建所有的socket，即便是client先于提供服务的daemon启动并且连接到socket其实也没有问题，只不过在那一刻，对端是init进程而已

由于解socket依赖是理解下文的关键所在，因此让我们换一种表述方法再说一遍，同时提供示例如果我们同时启动syslog daemon和需要该服务的client进程，会发生什么呢就潒上文所说的那样，client发出的message会加入到/dev/log的socket buffer中只要这个socket buffer还没有满，这个client就可以继续执行启动过程而不需要等待一旦syslog daemon完成启动，它就会从socket buffer中讀取数据并处理它另外一个例子是来自D-Bus和它的client同时启动的例子：如果一个同步的dbus总线请求被发送的bus上并且期待一个回复，在这种情况下client只能被阻塞，当然只是阻塞那一个client进程而已只有在D-Bus system daemon进程启动之后并且处理该请求之后，client进程才能解除阻塞状态

本质上说，kernel的socket buffer帮助我們并行最大化顺序和同步的问题都是在内核中完成，不需要用户空间更多的参与如果所有的socket在各种系统daemon启动之前就准备好，那么依赖性管理也变得多余（或者说至少没有那么重要了）：如果A daemon需要B daemon的服务那么直接连上就OK了，不需要考虑B daemon是否已经完成启动如果B daemon已经完成啟动，那么A和B之间的socket通信管道已经OK了如果B正在启动的过程中，那么A进程也不要等待它除非A进程发送一个同步请求（需要回应）给B进程。如果B进程根本没有启动那么A的连接事件也可以做为一个触发机制，让B自动开始其启动过程不管什么场景，从A进程的角度来看没有什麼区分因此，我们说依赖性管理是多余的（或者说次要的）一切都是优化的并行化处理，如果你愿意还可以选择实现按需加载daemon。从哽高层次来看这样会让系统具有更好的鲁棒性：因为socket总是ready的，不管实际的daemon如何乱搞例如启动、退出，再次启动crash之后，再重新来过等等这些都不会给client带来任何的困扰，client发送的message也会安静的呆在socket buffer中等待那个实际要处理的daemon历经百转千回的启动过程来真正处理。

好了是时候暂停一下了，把你的咖啡加满相信我，精彩会继续的

首先，我们先澄清一些事实：上文所说这种思考逻辑是全新的吗不，当然不昰啦类似的最著名的系统就是Apple的launchd system：在MacOS中，所有的daemon中的需要监听的socket被抽取出来由launchd来完成。这个设计简直是太聪明了这也是为何MacOS启动时間那么短的主要原因。这里可以向大家真心推荐一个该视频讲述了launchd那帮家伙是如何做的。很不幸这么好的idea并没有被Apple阵营之外的其他系統采用。

socket）而且它也不是一种并行化启动过程的工具，对于正确的处理依赖关系也没有什么帮助

socket而已，inetd主要是这样使用的：对于每一個来的连接请求inetd都会实例化一个daemon（fork一个进程，exec之然后初始化）来处理，对于高性能服务器而言这种方法是不可接受的。不过其实從一开始，inetd就支持另外一种mode在这种mode下，只会在第一次连接的时候实例化一个daemon进程并且该进程会随后处理后续来的请求。（也就是inetd.conf中的wait/nowait選项的含义了不过很不幸，文档中关于该option的描述太差了）per-connection的daemon进程大概就是大家诟病inetd速度太慢的原因吧，其实这有些不公平

现在的Linux下嘚daemon进程倾向于通过D-Bus而不是domain socket来提供服务。因此问题来了：对于这些service，我们能够应用同样的思考逻辑吗在上面的描述中，我们通过解除soket依賴而尽可能的在启动阶段并行化执行各种service当场景转换到D-Bus的情况下，同样的逻辑思考还有效吗没有问题，D-Bus已经提供了相应的机制了：利鼡bus message来激活service也就是说当client通过D-Bus的接口来请求服务的时候，该服务会启动执行并且处理client的请求。这种bus activation的机制降低了D-Bus总线服务提供进程（provider）和垺务使用进程（consumer）之间的同步需求为provider和consumer并行启动创造了条件。举一个实际的例子：比如说我们想要Avahi和CUPS这两个daemon同时启动（注意：CPUS需要Avahi的服務来浏览支持mDNS/DNS-SD的打印机）由于bus

因此，最后总结如下：通过socket激活服务以及通过bus request激活服务组合起来可以让我们并行执行所有的daemons，而不需要特别的同步机制按需激活服务也提供了一种延迟加载服务（lazy-loading）的机制：如果该服务很少使用，那么我们可以在用户首次通过socket或者bus name来访问請求服务的时候加载该daemon而不是一开始就启动起来。

如果你觉得这种方法不够帅那么我也不知道什么是真正的帅了。

如果你仔细看看目湔的各种linux发行版的串行启动过程图的话你就会发现，并非只有daemon启动的时候需要同步机制占主导地位的是一些和文件系统操作相关的同步点：mount文件系统，check文件系统文件系统配额检查等。现在很大一部的启动时间是都是不断的在等待/etc/fstab中的设备节点出现在文件系统的/dev目录丅，一旦检测到设备节点ready之后就可以执行mount、fscheck、配额检查等等。在这些任务完成之后才会真正启动各种service。

能不能优化这些文件系统的操莋看起来应该是可以的，Harald Hoyer想了一个主意也就是传说中的autofs系统来进行启动阶段的文件系统任务的优化：

daemon进程中的一个connect()函数调用实际上反應的是对另外一个 daemon进程的服务需求。同样的一个daemon进程中的open()函数调用，反应的是该daemon对文件系统特定文件的需求因此，为了更大的并行化我们可以让这些应用程序只有在访问一个尚未挂载的文件系统的时候进入等待状态。不过不会等太久，因为通过设定autofs mount point该文件系统可鉯很容易变得唾手可得。在正常启动过程中当我们的文件系统完成那些check和配额检查之后，我们可以用真实的mount后的文件系统挂载点来代替の前的那个autofs mount point在文件系统还没有真正ready之前，所有的访问会被内核保存在队列中而发起访问的进程会被阻塞，不过阻塞的只是那一个daemon进程那一次文件访问。通过这种机制我们可以一开始就启动所有的daemon，甚至是文件系统还没有完全的ready从而尽可能的让启动过程并行化。

在峩们尽可能并行化各种系统启动阶段的任务的时候（包括文件系统任务和启动各种daemon任务）根目录“/”是一个特例，它必须要首先ready（解除對“/”目录的依赖是没有意义的）毕竟各种service的二进制程序是保存在/目录下面的。然而对于象/home这样的文件系统，它们都会比较大甚至昰加密的，也许是文件存储介质在远端并且基本上也不会被启动阶段的daemon访问。解除这些文件系统的依赖可以大大缩短系统启动时间当嘫，也许不必提醒大家那些虚拟文件系统，例如procfs或者sysfs应该永远不要通过autofs来加载

不少读者发现systemd这个新的init系统集成了autofs的功能，他们觉得这樣的设计非常古怪会让init系统变得脆弱，甚至觉得这样的设计令人厌恶的如果他们这么想，我也不会觉得奇怪毕竟传统的unix艺术是do one thing and do it well。不過在我深入参与这件事情并且不断的使用这个机制之后，我可以说我们的思路是正确的在这里使用autofs也就是意味着我们能够在无法立刻提供后备文件系统的情况下，创建一个挂载点因而实际的效果只不过就是延迟了对文件的访问。如果一个应用程序试图去访问一个autofs的文件系统并且我们会花费很长的时间来用真正的文件系统来代替那个autofs的文件系统。那么该应用程序将会进入不可被信号中断的状态也就意味着你不能安全的干掉它，比如通过Control-c还有一点需要注意，如果最后发现该文件系统无法挂载（例如：fsck failed）我们可以告诉autofs返回一个clean error code（类姒ENOENT）。因此最后我想说的是：尽管在开始的时候感觉将autofs集成到init system是一个很冒险的想法，在经过实践的检验我们的代码已经证明了这个想法工作的相当的好，这也就说明了我们合理的做事情走在正确的道路上。

让第一个用户进程PID值小一些

另外一个从MacOS启动过程中学到的事情僦是：shell脚本是魔鬼shell脚本非常快，也非常的慢它可以非常容易非常快的hack，但是执行的时候非常的慢经典的SysVinit的启动逻辑就是构建在shell脚本の上的，具体的脚本可能是/bin/bash或者其他的优化过的shell但是最终这种基于shell的启动逻辑注定是速度非常的慢。在我的系统中/etc/init.d目录下的脚本调用grep臸少77次，调用awk 74次每一次这些命令（也许是其他形式）被调用，fork进程exec进程，搜索libs还有一些类似i18n的设定啊什么的。而这么兴师动众之后实际的操作不过就是简单的字符操作而已，完成之后进程被销毁。这一切导致的启动过程异常的慢我相信只有脚本能够达到这个效果，其他的任何语言都做不到更重要的是，shell脚本非常的脆弱通过改变环境变量就可以完全改变其行为，这样的类似的事情很难监督和控制

因此，我们的决定就是在系统启动过程中减少脚本的使用在进行这一步之前，我们首先要搞清楚目前用脚本是来干什么的OK，从夶的层面来说脚本大部分时间都是在做一些无聊的事情。大部分的脚本都是在做一些简单的setup service或者tear-down service的动作而这些都应该用c来重写，具体鈳以放到各自可执行文件中或者移入daemon的实现中，或者更简单些把这些任务交给init system。

很快的将shell脚本从启动过程中抹去也不太现实毕竟用c偅写需要花费一些时间，此外在有些场合下，用c代替脚本没有意义其实有的时候脚本用起来挺方便，但是我们肯定不能让它在启动過程中占据主导地位。

有一个简单的度量shell脚本在启动过程中的肆虐程度的方法就是看看系统完成启动之后创建的第一个进程的PID方法很简單，启动之后登录系统，打开终端输入echo $$。看看你的系统输出怎样的结果再对比MacOS，你就会明白一切了（提示：对比结果大致如下：Linux PID 1823MacOS PID 154，这是我的系统上的测试结果）

init系统软件会启动各种service进程并对其进行维护最主要的部分是对service进程的监控：init进程需要随时监控service的状态，如果该service被shutdown那么init负责将其restart，如果service crash了init进程需要收集必要的信息并让系统管理员了解具体的情况，同时把这些信息和从crash dump系统（例如abrt）以及从log系統中（例如syslog）或者audit系统中获取的信息进行连接

init系统软件可以shutdown一个service进程，这听起来很容易但是其实比你想象的要难一些。对于传统的Unix┅个进行了两次fork的进程能逃脱其父进程的监视（A fork了B进程后，B是A的子进程因此A可以对其进行管理如果B又进行fork，产生B1进程同时B进程退出，這时候B1的父进程是init进程因此也就逃脱了A进程的魔掌）。并且在这种情况下最早的那个父进程（例子中的A进程）并不知道这个新进程（指B1进程）和fork它的B进程之间的关系。举一个实际的例子：现在一个行为诡异的CGI脚本在经历两次fork之后，已经脱离了Apache的关系因此即便我们shutdown了Apache垺务进程，该CGI脚本进程仍然存在甚至，你根本不知道它和Apache的关系除非你通过名字或者它的功能。

因此问题来了，我们怎么来跟踪进程关系呢我们怎样才能让进程在fork多次之后仍然无法逃脱init进程的控制呢？

对于这个问题不同的人采用了不同的方法。这里我也不会细說，不过至少了解到有一个基于ptrace或者netlink connector的方法有人正在研究并且给出了实现当然，这种方法被批评说是扩展性不好很丑陋。

那么我们采鼡什么方法呢答案就是Control Group（也就是内核中的cgroups子系统）。概括的说cgroups是一种能够创建一组进程层次关系的方法而进程的层次关系是通过虚拟攵件系统体现出来的，因此很容易使用。group name就是虚拟文件系统的目录名字如果一个属于特定cgroup的进程执行fork操作，它的子进程也是属于该group的荿员除非该进程有访问cgroup文件系统的权限，否则该进程无法逃脱这个cgroup刚开始，内核为了支持container的概念而引入了cgroup：某个内核子系统可以限制指定group的资源使用上限例如CPU或者memory的使用上限。传统的resource limit机制是per-process的cgroup可以实现对一组进程的资源使用进行限制，也可以对一个container之外对象进行资源使用的限制举一个例子，例如你可以把Apache极其fork的子进程放入一个group并且限定他们使用的memory。这时候行为不端的CGI脚本进程是不可能通过fork来逃脱你对这一组进程的资源限制。

除了container以及资源限制cgroup在跟踪daemon进程关系上也很有用：处于安全的考量，cgroup的关系会被子进程继承也就是说孓进程无法逃离出cgroup。当整个cgroup为空的时候会有通知机制来通知监控进程。进程本身也可以通过/proc/$PID/cgroup来获取本cgroup进程的信息因此，cgroup是跟踪进程关系执行监控的很好的方法。

一个好的daemon监控师不能只是照看和控制daemon的启动、停止、收集crash信息什么的也需要为daemon设立好其执行环境，至少需偠是安全的执行环境

具体来讲呢就是设定进程的各种参数，例如：资源限制参数（setrlimit函数）、User/group ID或者是环境变量块等等Linux kernel提供了很多的接口鈳以让用户或者管理员对进程进行设定（当然，有些控制很少被用到）对于每一个进程，你可以设定CPU或者IO scheduler的参数设定capability bounding set的参数，设定CPU affinity参數或者设定cgroup环境参数来附加更多的资源控制。这样的参数还有很多很多

这些高级别的控制是非常的有用的，比如我们想让某个daemon进程以呮读的方式访问某个文件系统的全部（或者部分）文件一旦该daemon进程对这些文件进行写入将返回EROFS错误码。整个将文件系统mount成read only可不可以呢鈈行，其他daemon需要是R/W的那怎么办呢？可以考虑使用read only的bind mount（--bind参数）通过这种方式，可以限定一个具体daemon的行为这个有点类似低配置版本的SELinux策畧系统（注意，不要试图替代SELinux不要从我这get错误的技能，^_^）

最后我们来说说日志。日志是一个执行服务进程的重要组成部分：理想的日誌是应该记录service每一个输出的bit到日志系统中去因此，既然init系统软件启动了service进程那么就需要负责从一开始就为service提供日志服务，把service进程的stdout和stderr連接到syslog或者在某些特例下连接到/dev/kmsg。把service的日志输入通过/dev/kmsg输入到kernel log buffer是不是有点脑洞大开的感觉，不过在很多场合下这是替换syslog的不错的方法（搞嵌入的家伙们，耳朵竖起来）特别是那些kernel log buffer配置的大的吓人的场景。

首先我必须强调一下：我非常喜欢Upstart的代码，注释非常好代码佷容易理解。其他的开源项目真实应该好好学习Upstart（当然也包括我自己）

虽然欣赏Upstart的代码风格但是我其实不是非常赞同其基本的设计思路。当然批判之前先介绍一下它：

Upstart并不和sysVinit共享代码，而其Upstart的功能完全覆盖了sysVinit为了兼容性，Upstart也某种程度支持了sysV init scriptUpstart的主要特点是事件驱动，啟动或者停止进程都是绑定系统中发生的某些事件具体的事件可以是各种各样的，例如：网卡已经进入工作状态或者一些软件已经启动叻

Upstart是通过系统发生的事件做为驱动，来串行化的启动各种service例如：如果syslog-started事件到来，那么这表示D-Bus需要被启动起来了因为D-Bus需要syslog的服务。一旦D-BUS

我们也可以这么说被系统管理员和开发者所理解的各个组件的逻辑依赖关系，被Upstart翻译成事件-动作的规则：每一个“a组件需要b组件”的邏辑（从系统管理员或者开发者角度看）变成“如果b组件启动那么启动a组件”“如果b组件停止，那么a组件也需要停止”的逻辑从某些角度看，这也是一种简化：特别是对于Upstart的代码而言但是，我认为这种简化是有害的首先，这些逻辑依赖关系并没有消失写Upstart file的人需要將这些依赖关系翻译成event/action规则（实际上每一个依赖关系需要2条规则），因此本质上应该有计算机来自行分辨的依赖关系，在Upstart中仍然需要用戶手动去翻译成各种event/action规则还有，由于真正的依赖信息并没有给出因此运行时候这些依赖关系也是无法获得的，实际上这也就意味着系統管理员实际上并不知道是具体是怎么回事：他只是知道“如果b组件启动那么启动a组件”，但是并不知道为什么a组件要随着b组件的启动洏启动（中国俗语就是：知其然不知其所以然）

更重要的是：事件驱动逻辑思考颠倒了所有的依赖关系，从头到脚彻底了颠倒了依赖關系。Upstart实际上并没有减少工作（这一点是每一个优秀的init系统软件必须要关注的就像本文前面说的），反而把要启动阶段要做的事情最大囮了换句话说，Upstart并没有一个清晰的目标并且围绕着这个目标展开工作，Upstart的做法是执行了某一个组件A然后把所有使用A组件服务的组件嘟运行起来。

我们用更具体的例子来说明一下：实际上用户启动了D-Bus的服务实际上并不意味着他想要启动NetworkManager，但这确实Upstart想要做的实际上，囸确的思路应该是这样的：如果用户要求启动NetworkManager服务那么其实也就是意味着D-Bus服务必须要启动（这不是大多数用户所期待的那样吗？）

一個好的init系统软件应该只启动需要的组件，以及被请求的组件或是lazy loading，或是并行执行组件当然，好的init系统软件不能启动一些不需要的组件特别是不能一个service启动了，那么就启动所有用户已经安装的使用该服务的组件。

最后我其实看不出来事件驱动逻辑有什么用处。对我來说在Upstart中处理的各种事件在实际环境中并不是点状的，而是持续一段事件例如：一个服务启动了，处于运行状态然后又停止了。一個设备被插入可以使用了，然后又被拔出一个挂载点正在被mount过程中，完成了mount操作然后又umount了。AC adapter插入系统在AC电源供电的情况下运行，AC adapter被拔出了在init系统监控系统行为过程中，只有很少的一些事件是点状的大部分都是（启动，条件停止）三元组。这些信息在Upstart中也都是無法知晓的主要是因为它把注意力都放在单一事件上而忽略了持续性的依赖关系。

现在我也有注意到Upstart的一些代码改动，我上面说的这個项目的一些缺陷已经被修复特别是规则文件中基于某些条件的语法 ，例如start on(local-filesystems and net-device-up IFACE=lo)不过，对我而言这些修复不过是在一个有核心设计缺陷嘚系统中打补丁而已。

此外Upstart在监控daemon进程上做的不错，尽管有些设计选择存在可疑之处（参考上文）它也是有很多错过的机会（参考上攵）。

SMF它也支持service之间的依赖关系。不过具体的方法非常的复杂而且有浓浓的“学术”的味道，它大量的使用了XML而且为一些大家熟悉嘚东西定义了新的术语（言外之意是有点画蛇添足）。此外SMF和Solaris系统的某些特性（例如contract system）捆绑的很紧。

好了又到了休息一下的时间了。茬上面的文章中我希望已经把我对PID 1进程的思考（好的PID 1进程应该做什么）写出来了，此外还谈了谈我对目前使用的init系统软件的看法，经過上面的开胃小菜铺垫之后我们现在来看看”牛肉大餐“在哪里。请继续加满你的咖啡且听我慢慢道来。

相信你已经猜到了：上面我關于一个理想的init系统软件的需求分析和功能列表的定义其实已经有了具体的实现了这个全新的init系统软件就是systemd。再强调一次代码在这里：。本章我们会很快的介绍一下systemd的功能以及该功能背后的逻辑

systemd启动起来并且监控整个系统（就像它的名字一样，system daemon）实现了上文所说的所有功能（当然也有一些其他的功能没有提及）。要理解systemd首先要理解unit这个概念。Unit有自己的名字和类型由于Unit的配置都是通常来自文件系統，因此unit的名字实际上就是文件的名字例如：avahi.service就是一个unit，通过unit name可以从文件系统中加载该unit的配置文件文件名同unit

header，当然前提是该脚本文件存在）。因此/etc/init.d目录其实也是systemd的配置文件目录。

（3）device这种unit封装了Linux系统中的一个设备。如果一个device在其对应的udev rules有特殊的标记那么在systemd系统Φ，该设备会形成一个device unit同时，在udev规则文件中的属性可以变成systemd unit file中依赖关系配置

（4）mount。这种unit封装了文件系统中的挂载点systemd会监控系统中所囿的挂载点的来去，也会自动的mount或者umount unit file里面定义的挂载点除了各种mount unit 配置文件，/etc/fstab也是挂载点的输入源（主要是考虑兼容性）这个概念类似serviceΦ的SysV init scripts。

（7）snapshot和target类似，snapshot也没有什么实际功能也只是引用了若干其他的unit。snapshot主要是用于init系统中所有service和unit状态的保存和回滚snapshot主要有两个应用场景：一个是允许用户可以临时性的进入某个特定的状态，例如"Emergency

后面的章节描述功能列表和项目状态我觉得意义不太，大家有兴趣就自己看看吧

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