- •Системное программное обеспечение Учебное пособие
- •Введение
- •1.Основные понятия
- •1.1.Функции и ресурсы ос
- •1.2.Структура программного обеспечения
- •1.3.Режимы функционирования компьютера
- •1.4.Классификация ос
- •1.5.Состав ос
- •2.Управление памятью
- •2.1. Основная память
- •2.2.Регистровая память
- •2.3.Кэш память
- •2.4.Организация основной памяти
- •2.4.1.Режимы работы процессоров Intel
- •2.4.2.Преобразование логического адреса в физический в реальном режиме
- •2.4.3.Адресация памяти в защищенном режиме
- •2.5.Управление памятью
- •2.5.1.Модели памяти
- •2.5.2.Динамическое распределение памяти
- •2.5.3.Динамическое распределение памяти в windows nt
- •2.5.4.Функции ос по управлению основной памятью
- •2.6.Виртуальная память
- •2.6.1.Преобразование виртуального адреса в реальный
- •2.6.2.Страничная организация
- •2.6.3.Сегментная организация
- •2.6.4.Странично-сегментная организация
- •2.6.5.Сплошная модель памяти flat
- •2.6.6.Функции для доступа к виртуальной памяти
- •2.6.6.1Освобождение виртуальной памяти
- •2.6.6.2Фиксирование страниц основной памяти
- •2.6.7.Стратегии управления виртуальной памятью
- •2.6.7.1Определение оптимального размера страниц
- •2.6.7.2Поведение программ при подкачке страниц
- •3.Процессы и задачи. Мультипроцессорные системы
- •3.1.Управление процессами
- •3.1.1.Блок управления процессом (pcb)
- •3.1.2.Управление асинхронными параллельными процессами
- •3.2.Мультизадачность
- •3.2.1.Виды мультизадачности:
- •3.2.2.Процессы и задачи
- •3.2.3.Распределение времени между задачами
- •3.2.4.Процессовая мультизадачность
- •3.2.5.Потоковая мультизадачность
- •3.2.6. Синхронизация задач
- •3.2.6.1Ожидание завершения задачи или процесса
- •3.2.6.2Синхронизация с помощью событий
- •3.2.7.Взаимоисключение
- •3.2.7.1Критические секции в программном интерфейсе windows
- •3.2.7.2Блокирующие функции
- •3.2.8.Семафоры
- •3.3.Тупики
- •3.3.1.Условия возникновения тупика
- •3.3.2.Предотвращение тупиков
- •3.3.3. Обход тупиков
- •3.3.4.Обнаружение тупиков
- •3.3.5.Восстановление после тупика
- •3.4.Средства обеспечения мультизадачности в защищенном режиме работы процессора Intel
- •3.4.1.Переключение задач
- •3.5.Обработка прерываний
- •3.5.1.Обработка прерываний в защищенном режиме
- •3.5.2.Обработка аппаратных прерываний
- •3.6.Управление потоками заданий. Планирование заданий и загрузка процессоров
- •3.6.1.Цели планирования
- •3.6.2.Критерии планирования
- •3.6.3.Дисциплины планирования
- •3.6.4.Многоуровневые очереди с обратными связями
- •3.7.Мультипроцессорные архитектуры. Планирование загрузки ресурсов
- •3.7.1.Параллелизм
- •3.7.2.Цели мультипроцессорных систем
- •3.7.3.Автоматическое распараллеливание
- •3.7.3.1Расщепление цикла
- •3.7.3.2Редукция высоты дерева
- •3.7.4.Мультипроцессорные операционные системы
- •3.7.5.Организация мультипроцессорных операционных систем
- •3.7.6.Производительность мультипроцессорных систем
- •3.7.7.Экономическая эффективность мультипроцессорных систем
- •3.7.8.Восстановление после ошибок
- •3.7.9.Перспективы мультипроцессорных систем
- •4.Управление внешней памятью и файловые системы
- •4.1.Структура дискового тома. Таблица разделов
- •4.2.Управление данными
- •4.2.1.Организация данных
- •4.2.2.Методы доступа
- •4.3. Файловые системы
- •4.3.1.Файловая система fat
- •4.3.2.Файловая система fat32
- •4.3.3.Функции windows api для работы с директориями
- •4.3.4.Файловая система windows 95
- •4.3.5.Файловая система нpfs (os/2)
- •4.3.5.1 Структура тома
- •4.3.5.2Файлы и Fnodes
- •4.3.5.3Каталоги
- •4.3.5.4Расширенные атрибуты
- •4.3.5.5Инсталлируемые файловые системы
- •4.3.5.6Проблемы эффективности
- •4.3.5.7Отказоустойчивость
- •4.3.6.Файловая система ntfs (Windows nt)
- •4.3.6.1Главная файловая таблица
- •4.3.6.2Атрибуты файла ntfs
- •4.3.6.3Длинные и короткие имена файлов
- •4.3.6.4Потоки данных
- •4.3.6.5Согласованность с posix
- •4.4.Асинхронные операции с файлами
- •4.5.Файлы, отображаемые на память
- •4.5.1.Создание отображения файла
- •4.5.2.Выполнение отображения на память
- •5.Средства ввода информации
- •5.1.Аппаратные и программные средства ввода информации с клавиатуры
- •5.1.1.Анализ и преобразование скэн-кода
- •5.1.2.Буфер клавиатуры
- •5.1.3.Схема работы буфера
- •5.1.4.Ввод информации с клавиатуры в Windows
- •5.1.4.1Поддержка горячих клавиш (нot-key)
- •5.1.4.2Языки и локализация
- •5.2.Управление манипулятором "мышь"
- •5.2.1.Аппаратные средства манипулятора
- •5.2.2.Программная поддержка "мыши" (на примере ms dos)
- •5.2.3.Основные функции интерфейса программы с манипулятором "мышь" (int 33н)
- •5.2.4.Чтение позиции курсора и состояния кнопок "мыши"
- •5.2.5.Управление мышью в приложениях Windows
- •5.2.5.1Обработка двойного щелчка (Double-Click Messages)
- •5.2.5.2Сообщения неклиентской области
- •5.2.5.3Активизация окна
- •6.Сетевые операционные системы
- •Литература
- •Оглавление
- •Учебное издание
- •394026 Воронеж, Московский просп., 14
4.3.5.3Каталоги
Каталоги, подобно файлам, базируются на Fnodes. Указатели на Fnode корневой директории находится в SuperBlock. Fnodes для некорневых каталогов ищутся через элементы подкаталогов в каталогах их хозяев. Каталоги могут расти до любого размера и создаются из 2 КБ блоков каталога, которые распределяются как четыре последовательных сектора на диске. Файловая система пытается распределять блоки каталога в полосе каталогов, которая размещается близко к центру диска. Если полоса каталогов полна, блоки каталога распределяются везде, где доступно свободное пространство.
Каждый 2 КБ блок каталога содержит от одного до множества элементов каталога. Элемент каталога содержит несколько полей, включая поля времени и даты, Fnode указатель, число для использования дисковыми утилитами, длину файла или имя каталога, само имя, и указатель B-дерева. Каждый элемент начинается словом, которое содержит длину элемента, что позволяет при необходимости очень быстро обходить блок каталога.
Количество элементов в блоке каталога зависит от длины имен. Если средняя длина имени файла - 13 символов, то блок каталога будет содержать приблизительно 40 входов. Элементы в блоке каталога сортируются по полю их имени (для английского алфавита). Последний элемент в блоке каталога - фиктивная запись, которая отмечает конец блока.
Когда каталог становится слишком большим, чтобы храниться в одном блоке, он увеличивается в размере путем добавление блоков 2 КБ которые организуются как B-дерево. При поиске собственного имени, файловая система просматривает блок каталога пока не находит соответствие или имя, являющееся лексикологически большим, чем цель поиска. В последнем случае, файловая система извлекает указатель B-дерева из элемента. Если нет никакого указателя, то это означает неудачный поиск; иначе файловая система следует за указателем на следующий блок каталога в дереве и продолжает поиск.
Можно предположить следующую ситуацию для подтверждения эффективности вышеописанных методов. Примем 40 элементов на блок, тогда дерево с двумя уровнями блоков каталога может содержать 1640 элементов каталога, а дерево с тремя уровнями может содержать 65,640 элементов!!! Другими словами, специфический файл может быть найден (или показано его отсутствие) в типичном каталоге с 65,640 файлами с максимально возможными тремя совпадениями - фактическое число операций с диском зависит от содержания кэша и расположения имени файла в блоке каталога B-дерева. Это - полная противоположность FAT, где в самом плохом случае более 4000 секторов нужно прочесть, чтобы установить наличие файла в каталоге, содержащим то же самое число файлов.
Структура каталога B-дерева имеет интересные особенности при некоторых дисковых операциях. Создание файла, переименование, или стирание может приводить к каскаду сложных операций, т.к. блоки каталога добавляются или освобождаются или имена перемещаются из одного блока в другой, а файловая система должна хранить сбалансированное дерево. Теоретически операция переименования может терпеть неудачу из-за отсутствия дискового пространства, даже если файл не увеличивается. Чтобы избежать такие неприятности, HPFS поддерживает небольшой пул свободных блоков, которые могут выводиться в аварийный каталог; указатель к этому пулу свободных блоков сохраняется в SpareBlock.