![](/user_photo/2706_HbeT2.jpg)
- •Эволюция операционных систем
- •Появление первых операционных систем
- •Появление мультипрограммных операционных систем для мэйнфреймов
- •Операционные системы и глобальные сети
- •Операционные системы мини-компьютеров и первые локальные сети
- •Развитие операционных систем в 80-е годы
- •Особенности современного этапа развития операционных систем
- •Задачи и упражнения
- •Назначение и функции операционной системы
- •Операционные системы для автономного компьютера
- •Ос как виртуальная машина
- •Ос как система управления ресурсами
- •Управление памятью
- •Управление файлами и внешними устройствами
- •Защита данных и администрирование
- •Интерфейс прикладного программирования
- •Пользовательский интерфейс
- •Сетевые операционные системы
- •Сетевые и распределенные ос
- •Два значения термина «сетевая ос»
- •Функциональные компоненты сетевой ос
- •Сетевые службы и сетевые сервисы
- •Встроенные сетевые службы и сетевые оболочки
- •Одноранговые и серверные сетевые операционные системы
- •Ос в одноранговых сетях
- •Ос в сетях с выделенными серверами
- •Требования к современным операционным системам
- •Задачи и упражнения
- •Архитектура операционной системы
- •Ядро и вспомогательные модули ос
- •Ядро в привилегированном режиме
- •Многослойная структура ос
- •Машинно-зависимые компоненты ос
- •Переносимость операционной системы
- •Микроядерная архитектура
- •Преимущества и недостатки микроядерной архитектуры
- •Трансляция библиотек
- •Способы реализации прикладных программных сред
- •Задачи и упражнения
- •Процессы и потоки
- •Мультипрограммирование
- •Мультипрограммирование в системах пакетной обработки
- •Мультипрограммирование в системах разделения времени
- •Мультипрограммирование в системах реального времени
- •Мультипроцессорная обработка
- •Планирование процессов и потоков
- •Понятия «процесс» и «поток»
- •Создание процессов и потоков
- •Планирование и диспетчеризация потоков
- •Состояния потока
- •Алгоритмы планирования, основанные на квантовании
- •Алгоритмы планирования, основанные на приоритетах
- •Смешанные алгоритмы планирования
- •Планирование в системах реального времени
- •Моменты перепланировки
- •1 Подробнее о прерываниях читайте в следующем разделе.
- •1 Скотт Максвелл. Ядро Linux в комментариях. — к. ДиаСофт, 2000.
- •Механизм прерываний
- •Программные прерывания
- •Диспетчеризация и приоритезация прерываний в ос
- •1 В операционных системах семейства unix эти части называют соответственно верхними половинами (top half) и нижними половинами (bottom half) обработчика прерываний.
- •Процедуры обработки прерываний и текущий процесс
- •Системные вызовы
- •1 В данном разделе мы будем говорить о синхронизации потоков, имея в виду, что если операционная система не поддерживает потоки, то все сказанное относится к синхронизации процессов.
- •Необходимость синхронизации и гонки
- •Критическая секция
- •Блокирующие переменные
- •1 Примитив — базовая функция ос.
- •Семафоры
- •V(s): переменная s увеличивается на 1 единым действием. Выборка, наращивание и запоминание не могут быть прерваны. К переменной s нет доступа другим потокам во время выполнения этой операции.
- •Синхронизирующие объекты ос
- •Сигналы
- •Задачи и упражнения
- •Управление памятью
- •Функции ос по управлению памятью
- •Типы адресов
- •Алгоритмы распределения памяти
- •Распределение памяти фиксированными разделами
- •Распределение памяти динамическими разделами
- •Перемещаемые разделы
- •Свопинг и виртуальная память
- •Страничное распределение
- •1 Здесь не учитывается возможность кэширования записей из таблицы страниц, которая рассматривается несколько позже.
- •1 Процессор Pentium позволяет использовать также страницы размером до 4 Мбайт одно- ' временно со страницами объемом 4 Кбайт.
- •Сегментное распределение
- •Сегментно-страничное распределение
- •Разделяемые сегменты памяти
- •Принцип действия кэш-памяти
- •Проблема согласования данных
- •Способы отображения основной памяти на кэш
- •1 В действительности запись в кэше обычно содержит несколько элементов данных.
- •Схемы выполнения запросов в системах с кэш-памятью
- •Задачи и упражнения
- •Ввод-вывод и файловая система
- •Задачи ос по управлению файлами и устройствами
- •Организация параллельной работы устройств ввода-вывода и процессора
- •Согласование скоростей обмена и кэширование данных
- •Разделение устройств и данных между процессами
- •Обеспечение удобного логического интерфейса между устройствами и остальной частью системы
- •Поддержка широкого спектра драйверов и простота включения нового драйвера в систему
- •Динамическая загрузка и выгрузка драйверов
- •Поддержка нескольких файловых систем
- •Поддержка синхронных и асинхронных операций ввода-вывода
- •Менеджер ввода-вывода
- •Многоуровневые драйверы
- •Специальные файлы
- •Логическая организация файловой системы
- •Цели и задачи файловой системы
- •Типы файлов
- •Иерархическая структура файловой системы
- •Имена файлов
- •Монтирование
- •1 На практике чаще используется относительная форма именования, которая не включает имя диска и цепочку имей каталогов верхнего уровня, заданных по умолчанию.
- •Атрибуты файлов
- •Логическая организация файла
- •Физическая организация файловой системы
- •Диски, разделы, секторы, кластеры
- •1 Иногда внешняя дорожка имеет несколько дополнительных секторов, используемых для замены поврежденных секторов в режиме горячего резервирования.
- •Физическая организация и адресация файла
- •1 Современные версии unix поддерживают и другие типы файловых систем, в том числе и пришедшие из других ос, как, например, fat.
- •Физическая организация fat
- •Физическая организация s5 и ufs
- •Физическая организация ntfs
- •1 В Windows nt логический раздел принято называть томом.
- •Структура файлов ntfs
- •Каталоги ntfs
- •Открытие файла
- •Обмен данными с файлом
- •Блокировки файлов
- •Стандартные файлы ввода и вывода, перенаправление вывода
- •Механизм контроля доступа
- •Организация контроля доступа в ос unix
- •Разрешения на доступ к каталогам и файлам
- •Встроенные группы пользователей и их права
- •Задачи и упражнения
Системные вызовы
Системный вызов позволяет приложению обратиться к операционной системе с просьбой выполнить то или иное действие, оформленное как процедура (или набор процедур) кодового сегмента ОС. Для прикладного программиста операционная система выглядит как некая библиотека, предоставляющая некоторый набор полезных функций, с помощью которых можно упростить прикладную программу или выполнить действия, запрещенные в пользовательском режиме, например обмен данными с устройством ввода-вывода.
Реализация системных вызовов должна удовлетворять следующим требованиям:
обеспечивать переключение в привилегированный режим;
обладать высокой скоростью вызова процедур ОС;
обеспечивать по возможности единообразное обращение к системным вызовам для всех аппаратных платформ, на которых работает ОС;
допускать легкое расширение набора системных вызовов;
обеспечивать контроль со стороны ОС за корректным использованием системных вызовов.
Первое требование для большинства аппаратных платформ может быть выполнено только с помощью механизма программных прерываний. Поэтому будем считать, что остальные требования нужно обеспечить именно для такой реализации системных вызовов. Как это обычно бывает, некоторые из этих требований взаимно противоречивы.
Для обеспечения высокой скорости было бы полезно использовать векторные свойства системы программных прерываний, имеющиеся во многих процессорах, то есть закрепить за каждым системным вызовом определенное значение вектора. Приложение при таком способе вызова непосредственно указывает в аргументе запроса значение вектора, после чего управление немедленно передается требуемой процедуре операционной системы (рис. 4.14, а). Однако этот децентрализованный способ передачи управления привязан к особенностям аппаратной платформы, а также не позволяет операционной системе легко модифицировать набор системных вызовов и контролировать их использование. Например, в процессоре Pentium количество системных вызовов определяется количеством векторов прерываний, выделенных для этой цели из общего пула в 256 элементов (часть которых используется под аппаратные прерывания и обработку исключений). Добавление нового системного вызова требует от системного программиста тщательного поиска свободного элемента в таблице прерываний, которого к тому же на каком-то этапе развития ОС может и не оказаться.
В большинстве ОС системные вызовы обслуживаются по централизованной схеме, основанной на существовании диспетчера системных вызовов (рис. 4.14, б). При любом системном вызове приложение выполняет программное прерывание с определенным и единственным номером вектора. Например, ОС Linux использует для системных вызовов команду INT 80h, а ОС Windows NT (при работе на платформе Pentium) — INT 2Eh. Перед выполнением программного прерывания приложение тем или иным способом передает операционной системе номер системного вызова, который является индексом в таблице адресов процедур ОС, реализующих системные вызовы (таблица sysent на рис. 4.14). Способ передачи зависит от реализации, например номер можно поместить в определенный регистр общего назначения процессора или передать через стек (в этом случае после прерывания и перехода в привилегированный режим их нужно будет скопировать в системный стек из пользовательского, это действие в некоторых процессорах автоматизировано). Также некоторым способом передаются аргументы системного вызова, они могут как помещаться в регистры общего назначения, так и передаваться через стек или массив, находящийся в оперативной памяти. Массив удобен при большом объеме данных, передаваемых в качестве аргументов, при этом в регистре общего назначения указывается адрес этого массива.
Диспетчер системных вызовов обычно представляет собой простую программу, которая сохраняет содержимое регистров процессора в системном стеке (поскольку в результате программного прерывания процессор переходит в привилегированный режим), проверяет, попадает ли запрошенный номер вызова в поддерживавмый ОС диапазон (то есть не выходит ли номер за границы таблицы) и передает управление процедуре ОС, адрес которой задан в таблице адресов системных вызовов.
Рис. 4.14. Децентрализованная и централизованная схемы обработки системных вызовов
Процедура реализации системного вызова извлекает из системного стека аргументы и выполняет заданное действие. Это действие может быть весьма простым, например чтение значения системных часов, так что системный вызов оформляется в виде одной функции. Более сложные системные вызовы,, такие как чтение из файла или выделение процессу дополнительного сегмента памяти, требуют обращения .основной функции системного вызова к нескольким внутренним процедурам ядра ОС, принадлежащим к различным подсистемам, таким как подсистема ввода-вывода или управления памятью.
После завершения работы системного вызова управление возвращается диспетчеру, при этом он получает также код завершения этого вызова. Диспетчер восстанавливает регистры процессора, помещает в определенный регистр код возврата и выполняет инструкцию возврата из прерывания, которая восстанавливает непривилегированный режим работы процессора.
Для приложения системный вызов внешне ничем не отличается от вызова обычной библиотечной функции языка С, связанной (динамически или статически) с объектным кодом приложения и выполняющейся в пользовательском режиме. И такая ситуация действительно имеет место — для всех системных вызовов в библиотеках, предоставляемых компилятором С, имеются так называемые «заглушки» (в англоязычном варианте используется термин «stub» — остаток, огрызок). Каждая заглушка оформлена как С-функция, при этом она содержит несколько ассемблерных строк, нужных для выполнения инструкции программного прерывания. Таким образом, пользовательская программа вызывает заглушку, а та, в свою очередь, вызывает процедуру ОС.
Для ускорения выполнения некоторых достаточно простых системных вызовов, которым к тому же не требуется работа в привилегированном режиме, требуемая работа полностью выполняется библиотечной функцией, которую несправедливо называть в данном случае заглушкой. Более точно, такая функция не является системным вызовом, а представляет собой «чистую» библиотечную функцию, выполняющую всю свою работу в пользовательском режиме в виртуальном адресном пространстве процесса, но прикладной программист может об этом и не знать — для него системные вызовы и библиотечные функции выглядят единообразно. Прикладной программист имеет дело с набором функций прикладного программного интерфейса — API (например, Win32 или POSIX), — состоящего и из библиотечных функций, часть из которых пользуется для завершения работы системными вызовами, а часть — нет.
Описанный табличный способ организации системных вызовов принят практически во всех операционных системах., Он позволяет легко модифицировать состав системных вызовов, просто добавив в таблицу новый адрес и расширив диапазон допустимых номеров вызовов.
Операционная система может выполнять системные вызовы в синхронном или асинхронном режимах. Синхронный системный вызов означает, что процесс, сделавший такой вызов, приостанавливается (переводится планировщиком ОС в состояние ожидания) до тех пор, пока системный вызов не выполнит всю требующуюся от него работу (рис. 4.15, а). После этого планировщик переводит процесс в состояние готовности и при очередном выполнении процесс гарантированно может воспользоваться результатами завершившегося к этому времени системного вызова. Синхронные вызовы называются также блокирующими, так как вызвавший системное действие процесс блокируется до его завершения.
Асинхронный системный вызов не приводит к переводу процесса в режим ожидания после выполнения некоторых начальных системных действий, например запуска операции вывода-вывода, управление возвращается прикладному процессу (рис. 4.15, 6).
Большинство системных вызовов в операционных системах являются синхронными, так как этот режим избавляет приложение от работы по выяснению момента появления результата вызова. Вместе с тем в новых версиях операционных систем количество асинхронных системных вызовов постепенно увеличивается, что дает больше свободы разработчикам сложных приложений. Особенно нужны асинхронные системные вызовы в операционных системах на основе микроядерного подхода, так как при этом в пользовательском режиме работает часть ОС, которым необходимо иметь полную свободу в организации своей работы, а такую свободу дает только асинхронный режим обслуживания вызовов микроядром.
Рис. 4.15. Синхронные и асинхронные системные вызовы
Синхронизация процессов и потоков
Цели и средства синхронизации
Существует достаточно обширный класс средств операционной системы, с помощью которых обеспечивается взаимная синхронизация процессов и потоков1. Потребность в синхронизации потоков возникает только в мультипрограммной операционной системе и связана с совместным использованием аппаратных и информационных ресурс об вычислительной системы. Синхронизация необходима для исключения гонок и тупиков при обмене данными между потоками, разделении данных, при доступе к процессору и устройствам ввода-вывода.