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Indice
1. Introducción
2. Tipos de Sistemas Operativos
3. Sistemas de Archivos
4. Administración de la Memoria
5. Administración de Procesos
6. Principios en el Manejo de Entrada - Salida
7. Núcleos de Sistemas Operativos
8. Caso de Estudio: UNIX
9. Caso de Estudio: VMS
10. Caso de Estudio: OS/2
11. Caso de Estudio: WindowsNT
12. Caso de Estudio: Procesos en Linux
13. Bibliografía.
1. Introducción
A finales de los 40's el uso de computadoras estaba restringido a aquellas empresas o instituciones que podían
pagar su alto precio, y no existían los sistemas operativos. En su lugar, el programador debía tener
un conocimiento y contacto profundo con el hardware, y en el infortunado caso de que su programa fallara, debía
examinar los valores de los registros y páneles de luces indicadoras del estado de la computadora para determinar
la causa del fallo y poder corregir su programa, además de enfrentarse nuevamente a los procedimientos de
apartar tiempo del sistema y poner a punto los compiladores, ligadores, etc; para volver a correr su programa,
es decir, enfrentaba el problema del procesamiento serial ( serial processing ).
La importancia de los sistemas operativos nace históricamente desde los 50's, cuando se hizo evidente que
el operar una computadora por medio de tableros enchufables en la primera generación y luego por medio del
trabajo en lote en la segunda generación se podía mejorar notoriamente, pues el operador realizaba
siempre una secuencia de pasos repetitivos, lo cual es una de las características contempladas en la definición
de lo que es un programa. Es decir, se comenzó a ver que las tareas mismas del operador podían plasmarse
en un programa, el cual a través del tiempo y por su enorme complejidad se le llamó "Sistema
Operativo". Así, tenemos entre los primeros sistemas operativos al Fortran Monitor System ( FMS ) e
IBSYS .
Posteriormente, en la tercera generación de computadoras nace uno de los primeros sistemas operativos con
la filosofía de administrar una familia de computadoras: el OS/360 de IBM. Fue este un proyecto tan novedoso
y ambicioso que enfrentó por primera vez una serie de problemas conflictivos debido a que anteriormente
las computadoras eran creadas para dos propósitos en general: el comercial y el científico. Así,
al tratar de crear un solo sistema operativo para computadoras que podían dedicarse a un propósito,
al otro o ambos, puso en evidencia la problemática del trabajo en equipos de análisis, diseño
e implantación de sistemas grandes. El resultado fue un sistema del cual uno de sus mismos diseñadores
patentizó su opinión en la portada de un libro: una horda de bestias prehistóricas atascadas
en un foso de brea.
Surge también en la tercera generación de computadoras el concepto de la multiprogramación,
porque debido al alto costo de las computadoras era necesario idear un esquema de trabajo que mantuviese a la unidad
central de procesamiento más tiempo ocupada, así como el encolado (spooling ) de trabajos para su
lectura hacia los lugares libres de memoria o la escritura de resultados. Sin embargo, se puede afirmar que los
sistemas durante la tercera generación siguieron siendo básicamente sistemas de lote.
En la cuarta generación la electrónica avanza hacia la integración a gran escala, pudiendo
crear circuitos con miles de transistores en un centímetro cuadrado de silicón y ya es posible hablar
de las computadoras personales y las estaciones de trabajo. Surgen los conceptos de interfaces amigables intentando
así atraer al público en general al uso de las computadoras como herramientas cotidianas. Se hacen
populares el MS-DOS y UNIX en estas máquinas. También es común encontrar clones de computadoras
personales y una multitud de empresas pequeñas ensamblándolas por todo el mundo.
Para mediados de los 80's, comienza el auge de las redes de computadoras y la necesidad de sistemas operativos
en red y sistemas operativos distribuidos. La red mundial Internet se va haciendo accesible a toda clase de instituciones
y se comienzan a dar muchas soluciones ( y problemas ) al querer hacer convivir recursos residentes en computadoras
con sistemas operativos diferentes. Para los 90's el paradigma de la programación orientada a objetos cobra
auge, así como el manejo de objetos desde los sistemas operativos. Las aplicaciones intentan crearse para
ser ejecutadas en una plataforma específica y poder ver sus resultados en la pantalla o monitor de otra
diferente (por ejemplo, ejecutar una simulación en una máquina con UNIX y ver los resultados en otra
con DOS ). Los niveles de interacción se van haciendo cada vez más profundos.
2. Tipos de sistemas operativos
En esta sección se describirán las características que clasifican a los sistemas operativos,
básicamente se cubrirán tres clasificaciones: sistemas operativos por su estructura (visión
interna), sistemas operativos por los servicios que ofrecen y, finalmente, sistemas operativos por la forma en
que ofrecen sus servicios (visión externa).
Sistemas Operativos por su Estructura
Según [Alcal92], se deben observar dos tipos de requisitos cuando se construye un sistema operativo, los
cuales son:
Requisitos de usuario: Sistema fácil de usar y de aprender, seguro, rápido y adecuado al uso al que
se le quiere destinar.
Requisitos del software: Donde se engloban aspectos como el mantenimiento, forma de operación, restricciones
de uso, eficiencia, tolerancia frente a los errores y flexibilidad.
A continuación se describen las distintas estructuras que presentan los actuales sistemas operativos para
satisfacer las necesidades que de ellos se quieren obtener.
Estructura monolítica.
Es la estructura de los primeros sistemas operativos constituídos fundamentalmente por un solo programa
compuesto de un conjunto de rutinas entrelazadas de tal forma que cada una puede llamar a cualquier otra (Ver Fig.
2). Las características fundamentales de este tipo de estructura son:
Construcción del programa final a base de módulos compilados separadamente que se unen a través
del ligador.
Buena definición de parámetros de enlace entre las distintas rutinas existentes, que puede provocar
mucho acoplamiento.
Carecen de protecciones y privilegios al entrar a rutinas que manejan diferentes aspectos de los recursos de la
computadora, como memoria, disco, etc.
Generalmente están hechos a medida, por lo que son eficientes y rápidos en su ejecución y
gestión, pero por lo mismo carecen de flexibilidad para soportar diferentes ambientes de trabajo o tipos
de aplicaciones.
Estructura jerárquica.
A medida que fueron creciendo las necesidades de los usuarios y se perfeccionaron los sistemas, se hizo necesaria
una mayor organización del software, del sistema operativo, donde una parte del sistema contenía
subpartes y esto organizado en forma de niveles.
Se dividió el sistema operativo en pequeñas partes, de tal forma que cada una de ellas estuviera
perfectamente definida y con un claro interface con el resto de elementos.
Se constituyó una estructura jerárquica o de niveles en los sistemas operativos, el primero de los
cuales fue denominado THE (Technische Hogeschool, Eindhoven), de Dijkstra, que se utilizó con fines didácticos
(Ver Fig. 3). Se puede pensar también en estos sistemas como si fueran `multicapa'. Multics y Unix caen
en esa categoría.
En la estructura anterior se basan prácticamente la mayoría de los sistemas operativos actuales.
Otra forma de ver este tipo de sistema es la denominada de anillos concéntricos o "rings" (Ver
Fig. 4).
En el sistema de anillos, cada uno tiene una apertura, conocida como puerta o trampa (trap), por donde pueden entrar
las llamadas de las capas inferiores. De esta forma, las zonas más internas del sistema operativo o núcleo
del sistema estarán más protegidas de accesos indeseados desde las capas más externas. Las
capas más internas serán, por tanto, más privilegiadas que las externas.
Máquina Virtual.
Se trata de un tipo de sistemas operativos que presentan una interface a cada proceso, mostrando una máquina
que parece idéntica a la máquina real subyacente. Estos sistemas operativos separan dos conceptos
que suelen estar unidos en el resto de sistemas: la multiprogramación y la máquina extendida. El
objetivo de los sistemas operativos de máquina virtual es el de integrar distintos sistemas operativos dando
la sensación de ser varias máquinas diferentes.
El núcleo de estos sistemas operativos se denomina monitor virtual y tiene como misión llevar a cabo
la multiprogramación, presentando a los niveles superiores tantas máquinas virtuales como se soliciten.
Estas máquinas virtuales no son máquinas extendidas, sino una réplica de la máquina
real, de manera que en cada una de ellas se pueda ejecutar un sistema operativo diferente, que será el que
ofrezca la máquina extendida al usuario (Ver Fig. 5).
Cliente-servidor ( Microkernel)
El tipo más reciente de sistemas operativos es el denominado Cliente-servidor, que puede ser ejecutado en
la mayoría de las computadoras, ya sean grandes o pequeñas.
Este sistema sirve para toda clase de aplicaciones por tanto, es de propósito general y cumple con las mismas
actividades que los sistemas operativos convencionales.
El núcleo tiene como misión establecer la comunicación entre los clientes y los servidores.
Los procesos pueden ser tanto servidores como clientes. Por ejemplo, un programa de aplicación normal es
un cliente que llama al servidor correspondiente para acceder a un archivo o realizar una operación de entrada/salida
sobre un dispositivo concreto. A su vez, un proceso cliente puede actuar como servidor para otro." [Alcal92].
Este paradigma ofrece gran flexibilidad en cuanto a los servicios posibles en el sistema final, ya que el núcleo
provee solamente funciones muy básicas de memoria, entrada/salida, archivos y procesos, dejando a los servidores
proveer la mayoría que el usuario final o programador puede usar. Estos servidores deben tener mecanismos
de seguridad y protección que, a su vez, serán filtrados por el núcleo que controla el hardware.
Actualmente se está trabajando en una versión de UNIX que contempla en su diseño este paradigma.
Sistemas Operativos por Servicios
Esta clasificación es la más comúnmente usada y conocida desde el punto de vista del usuario
final. Esta clasificación se comprende fácilmente con el cuadro sinóptico que a continuación
se muestra en la Fig. 6.
Monousuarios
Los sistemas operativos monousuarios son aquéllos que soportan a un usuario a la vez, sin importar el número
de procesadores que tenga la computadora o el número de procesos o tareas que el usuario pueda ejecutar
en un mismo instante de tiempo. Las computadoras personales típicamente se han clasificado en este renglón.
Multiusuarios
Los sistemas operativos multiusuarios son capaces de dar servicio a más de un usuario a la vez, ya sea por
medio de varias terminales conectadas a la computadora o por medio de sesiones remotas en una red de comunicaciones.
No importa el número de procesadores en la máquina ni el número de procesos que cada usuario
puede ejecutar simultáneamente.
Monotareas
Los sistemas monotarea son aquellos que sólo permiten una tarea a la vez por usuario. Puede darse el caso
de un sistema multiusuario y monotarea, en el cual se admiten varios usuarios al mismo tiempo pero cada uno de
ellos puede estar haciendo solo una tarea a la vez.
Multitareas
Un sistema operativo multitarea es aquél que le permite al usuario estar realizando varias labores al mismo
tiempo. Por ejemplo, puede estar editando el código fuente de un programa durante su depuración mientras
compila otro programa, a la vez que está recibiendo correo electrónico en un proceso en background.
Es común encontrar en ellos interfaces gráficas orientadas al uso de menús y el ratón,
lo cual permite un rápido intercambio entre las tareas para el usuario, mejorando su productividad.
Uniproceso
Un sistema operativo uniproceso es aquél que es capaz de manejar solamente un procesador de la computadora,
de manera que si la computadora tuviese más de uno le sería inútil. El ejemplo más
típico de este tipo de sistemas es el DOS y MacOS.
Multiproceso
Un sistema operativo multiproceso se refiere al número de procesadores del sistema, que es más de
uno y éste es capaz de usarlos todos para distribuir su carga de trabajo. Generalmente estos sistemas trabajan
de dos formas: simétrica o asimétricamente. Cuando se trabaja de manera asimétrica, el sistema
operativo selecciona a uno de los procesadores el cual jugará el papel de procesador maestro y servirá
como pivote para distribuir la carga a los demás procesadores, que reciben el nombre de esclavos. Cuando
se trabaja de manera simétrica, los procesos o partes de ellos (threads) son enviados indistintamente a
cualesquira de los procesadores disponibles, teniendo, teóricamente, una mejor distribución y equilibrio
en la carga de trabajo bajo este esquema.
Se dice que un thread es la parte activa en memoria y corriendo de un proceso, lo cual puede consistir de un área
de memoria, un conjunto de registros con valores específicos, la pila y otros valores de contexto. Us aspecto
importante a considerar en estos sistemas es la forma de crear aplicaciones para aprovechar los varios procesadores.
Existen aplicaciones que fueron hechas para correr en sistemas monoproceso que no toman ninguna ventaja a menos
que el sistema operativo o el compilador detecte secciones de código paralelizable, los cuales son ejecutados
al mismo tiempo en procesadores diferentes. Por otro lado, el programador puede modificar sus algoritmos y aprovechar
por sí mismo esta facilidad, pero esta última opción las más de las veces es costosa
en horas hombre y muy tediosa, obligando al programador a ocupar tanto o más tiempo a la paralelización
que a elaborar el algoritmo inicial.
Sistemas Operativos por la Forma de Ofrecer sus Servicios
Esta clasificación también se refiere a una visión externa, que en este caso se refiere a
la del usuario, el cómo accesa los servicios. Bajo esta clasificación se pueden detectar dos tipos
principales: sistemas operativos de red y sistemas operativos distribuídos.
Sistemas Operativos de Red
Los sistemas operativos de red se definen como aquellos que tiene la capacidad de interactuar con sistemas operativos
en otras computadoras por medio de un medio de transmisión con el objeto de intercambiar información,
transferir archivos, ejecutar comandos remotos y un sin fin de otras actividades. El punto crucial de estos sistemas
es que el usuario debe saber la sintaxis de un cinjunto de comandos o llamadas al sistema para ejecutar estas operaciones,
además de la ubicación de los recursos que desee accesar. Por ejemplo, si un usuario en la computadora
hidalgo necesita el archivo matriz.pas que se localiza en el directorio /software/codigo en la computadora morelos
bajo el sistema operativo UNIX, dicho usuario podría copiarlo a través de la red con los comandos
siguientes: hidalgo% hidalgo% rcp morelos:/software/codigo/matriz.pas . hidalgo%. En este caso, el comando rcp
que significa "remote copy" trae el archivo indicado de la computadora morelos y lo coloca en el directorio
donde se ejecutó el mencionado comando. Lo importante es hacer ver que el usuario puede accesar y compartir
muchos recursos.
Sistemas Operativos Distribuídos
Los sistemas operativos distribuídos abarcan los servicios de los de red, logrando integrar recursos ( impresoras,
unidades de respaldo, memoria, procesos, unidades centrales de proceso ) en una sola máquina virtual que
el usuario accesa en forma transparente. Es decir, ahora el usuario ya no necesita saber la ubicación de
los recursos, sino que los conoce por nombre y simplementa los usa como si todos ellos fuesen locales a su lugar
de trabajo habitual. Todo lo anterior es el marco teórico de lo que se desearía tener como sistema
operativo distribuído, pero en la realidad no se ha conseguido crear uno del todo, por la complejidad que
suponen: distribuír los procesos en las varias unidades de procesamiento, reintegrar sub-resultados, resolver
problemas de concurrencia y paralelismo, recuperarse de fallas de algunos recursos distribuídos y consolidar
la protección y seguridad entre los diferentes componentes del sistema y los usuarios. Los avances tecnológicos
en las redes de área local y la creación de microprocesadores de 32 y 64 bits lograron que computadoras
mas o menos baratas tuvieran el suficiente poder en forma autónoma para desafiar en cierto grado a los mainframes,
y a la vez se dio la posibilidad de intercomunicarlas, sugiriendo la oportunidad de partir procesos muy pesados
en cálculo en unidades más pequeñas y distribuirlas en los varios microprocesadores para luego
reunir los sub-resultados, creando así una máquina virtual en la red que exceda en poder a un mainframe.
El sistema integrador de los microprocesadores que hacer ver a las varias memorias, procesadores, y todos los demás
recursos como una sola entidad en forma transparente se le llama sistema operativo distribuído. Las razones
para crear o adoptar sistemas distribuídos se dan por dos razones principales: por necesidad ( debido a
que los problemas a resolver son inherentemente distribuídos ) o porque se desea tener más confiabilidad
y disponibilidad de recursos. En el primer caso tenemos, por ejemplo, el control de los cajeros automáticos
en diferentes estados de la república. Ahí no es posible ni eficiente mantener un control centralizado,
es más, no existe capacidad de cómputo y de entrada/salida para dar servicio a los millones de operaciones
por minuto. En el segundo caso, supóngase que se tienen en una gran empresa varios grupos de trabajo, cada
uno necesita almacenar grandes cantidades de información en disco duro con una alta confiabilidad y disponibilidad.
La solución puede ser que para cada grupo de trabajo se asigne una partición de disco duro en servidores
diferentes, de manera que si uno de los servidores falla, no se deje dar el servicio a todos, sino sólo
a unos cuantos y, más aún, se podría tener un sistema con discos en espejo ( mirror ) a través
de la red,de manera que si un servidor se cae, el servidor en espejo continúa trabajando y el usuario ni
cuenta se da de estas fallas, es decir, obtiene acceso a recursos en forma transparente.
Ventajas de los Sistemas Distribuídos
En general, los sistemas distribuídos (no solamente los sistemas operativos) exhiben algunas ventajas sobre
los sistemas centralizados que se describen enseguida.
· Economía: El cociente precio/desempeño de la suma del poder de los procesadores separados contra el poder de uno solo centralizado es mejor cuando están distribuídos.
· Velocidad: Relacionado con el punto anterior, la velocidad sumada es muy superior.
· Confiabilidad: Si una sola máquina falla, el sistema total sigue funcionando.
· Crecimiento: El poder total del sistema puede irse incrementando al añadir pequeños sistemas, lo cual es mucho más difícil en un sistema centralizado y caro.
· Distribución: Algunas aplicaciones requieren de por sí una distribución física.
Por otro lado, los sistemas distribuídos también exhiben algunas ventajas sobre sistemas aislados. Estas ventajas son:
· Compartir datos: Un sistema distribuído permite compartir datos más fácilmente que los sistemas aislados, que tendrian que duplicarlos en cada nodo para lograrlo.
· Compartir dispositivos: Un sistema distribuído permite accesar dispositivos desde cualquier nodo en forma transparente, lo cual es imposible con los sistemas aislados. El sistema distribuído logra un efecto sinergético.
· Comunicaciones: La comunicación persona a persona es factible en los sistemas distribuídos, en los sistemas aislados no. _ Flexibilidad: La distribución de las cargas de trabajo es factible en el sistema distribuídos, se puede incrementar el poder de cómputo.
Desventajas de los Sistemas Distribuídos
Así como los sistemas distribuídos exhiben grandes ventajas, también se pueden identificar
algunas desventajas, algunas de ellas tan serias que han frenado la producción comercial de sistemas operativos
en la actualidad. El problema más importante en la creación de sistemas distribuídos es el
software: los problemas de compartición de datos y recursos es tan complejo que los mecanismos de solución
generan mucha sobrecarga al sistema haciéndolo ineficiente. El checar, por ejemplo, quiénes tienen
acceso a algunos recursos y quiénes no, el aplicar los mecanismos de protección y registro de permisos
consume demasiados recursos. En general, las soluciones presentes para estos problemas están aún
en pañales.
Otros problemas de los sistemas operativos distribuídos surgen debido a la concurrencia y al paralelismo.
Tradicionalmente las aplicaiones son creadas para computadoras que ejecutan secuencialmente, de manera que el identificar
secciones de código `paralelizable' es un trabajo ardúo, pero necesario para dividir un proceso grande
en sub-procesos y enviarlos a diferentes unidades de procesamiento para lograr la distribución. Con la concurrencia
se deben implantar mecanismos para evitar las condiciones de competencia, las postergaciones indefinidas, el ocupar
un recurso y estar esperando otro, las condiciones de espera circulares y , finalmente, los "abrazos mortales"
(deadlocks). Estos problemas de por sí se presentan en los sistemas operativos multiusuarios o multitareas,
y su tratamiento en los sistemas distribuídos es aún más complejo, y por lo tanto, necesitará
de algoritmos más complejos con la inherente sobrecarga esperada.
Por otro lado, en el tema de sistemas distribuídos existen varios conceptos importantes referentes al hadware
que no se ven en este trabajo: multicomputadoras, multiprocesadores, sistemas acoplados débil y fuertemente,
etc. En páginas 366 - 376 puede encontrarse material relacionado a estos conceptos.
3. Tipos de sistemas de archivos
Un sistema de archivos ( file system ) es una estructura de directorios con algún tipo de organización
el cual nos permite almacenar, crear y borrar archivos en diferenctes formatos. En esta sección se revisarán
conceptos importantes relacionados a los sistemas de archivos.
Almacenamiento Físico de Datos
En un sistema de cómputo es evidente que existe la necesidad por parte de los usuarios y aplicaciones de
almacenar datos en algún medio, a veces por periodos largos y a veces por instantes. cada aplicación
y cada usuario debe tener ciertos derechos con sus datos, como son el poder crearlos y borrarlos, o cambialos de
lugar; así como tener privacidad contra otros usuarios o aplicaciones. El subsistema de archivos del sistema
operativo se debe encargar de estos detalles, además de establecer el formato físico en el cual almacenará
los datos en discos duros, cintas o discos flexibles. Debe ser conocido por todos que tradicionalmente la información
en los sistemas modernos se almacena en discos duros, flexibles y unidades de disco óptico, y en todos ellos
se comparten algunos esquemas básicos para darles formato físico: las superficies de almacenamiento
son divididas en círculos concéntricos llamados "pistas" y cada pista se divide en "sectores".
A la unión lógica de varias pistas a través de varias superficies "paralelas" de
almacenamiento se les llama "cilindros", los cuales son inspeccionados al momento de lectura o escritura
de datos por las respectivas unidades fisicas llamadas "cabezas". Las superficies de almacenamiento reciben
el nombre de "platos" y generalmente están en movimiento rotatorio para que las cabezas accesen
a las pistas que los componen. Los datos se escriben a través de los sectores en las pistas y cilindros
modificando las superficies por medio de las cabezas.
El tiempo que una cabeza se tarda en ir de una pista a otra se le llama "tiempo de búsqueda" y
dependerá de la distancia entre la posición actual y la distancia a la pista buscada. El tiempo que
tarda una cabeza en ir del sector actual al sector deseado se le llama tiempo de latencia y depende de la distancia
entre sectores y la velocidad de rotación del disco. El impacto que tiene las lecturas y escrituras sobre
el sistema está determinado por la tecnología usada en los platos y cabezas y por la forma de resolver
las peticiones de lectura y escritura, es decir, los algoritmos de planificación.
Algoritmos de planificación de peticiones
Los algoritmos de planificación de peticiones de lectura y escritura a discos se encargan de registrar dichas
peticiones y de responderlas en un tiempo razonable. Los algoritmos más comunes para esta tarea son:
· Primero en llegar, primero en ser servido ( FIFO ): Las peticiones son encoladas de acuerdo al orden en que llegaron y de esa misma forma se van leyendo o escribiendo las mismas. La ventaja de este algoritmo es su simplicidad y no causa sobrecarga, su desventaja principal es que no aprovecha para nada ninguna característica de las peticiones, de manera que es muy factible que el brazo del disco se mueva muy ineficientemente, ya que las peticiones pueden tener direcciones en el disco unas muy alejadas de otras. Por ejemplo, si se están haciendo peticiones a los sectores 6,10,8,21 y 4, las mismas serán resueltas en el mismo orden. _ Primero el más cercano a la posición actual: En este algoritmo las peticiones se ordenan de acuerdo a la posición actual de la cabeza lectora, sirviendo primero a aquellas peticiones más cercanas y reduciendo, así, el movimiento del brazo, lo cual constituye la ventaja principal de este algoritmo. Su desventaja consiste en que puede haber solicitudes que se queden esperando para siempre, en el infortunado caso de que existan peticiones muy alejadas y en todo momento estén entrando peticiones que estén más cercanas. Para las peticiones 6,10,8,21 y 4, las mismas serán resueltas en el orden 4,6,8,10 y 21.
· Por exploración ( algoritmo del elevador ): En este algoritmo el brazo se estará moviendo en todo momento desde el perímetro del disco hacia su centro y viceversa, resolviendo las peticiones que existan en la dirección que tenga en turno. En este caso las peticiones 6,10,8,21 y 4 serán resueltas en el orden 6,10,21,8 y 4; es decir, la posición actual es 6 y como va hacia los sectores de mayor numeración (hacia el centro, por ejemplo), en el camino sigue el sector 10, luego el 21 y ese fue el más central, así que ahora el brazo resolverá las peticiones en su camino hacia afuera y la primera que se encuentra es la del sector 8 y luego la 4. La ventaja de este algoritmo es que el brazo se moverá mucho menos que en FIFO y evita la espera indefinida; su desventaja es que no es justo, ya que no sirve las peticiones en el orden en que llegaron, además de que las peticiones en los extremos interior y exterior tendrán un tiempo de respuesta un poco mayor.
· Por exploración circular: Es una variación del algoritmo anterior, con la única diferencia que al llegar a la parte central, el brazo regresa al exterior sin resolver ninguna petición, lo cual proveerá un tiempo de respuesta más cercana al promedio para todas las peticiones, sin importar si están cercas del centro o del exterior.
Asignación del espacio de almacenamiento
El subsistema de archivos se debe encargar de localizar espacio libre en los medios de almacenamiento para guardar archivos y para después borrarlos, renombrarlos o agrandarlos. Para ello se vale de localidades especiales que contienen la lista de archivos creados y por cada archivo una serie de direcciones que contienen los datos de los mismos. Esas localidades especiales se llaman directorios. Para asignarle espacio a los archivos existen tres criterios generales que se describen enseguida.· Asignación contigua: Cada directorio contiene la los nombres de archivos y la dirección del bloque inicial de cada archivo, así como el tamaño total de los mismos. Por ejemplo, si un archivo comienza en el sector 17 y mide 10 bloques, cuando el archivo sea accesado, el brazo se moverá inicialmente al bloque 17 y de ahí hasta el 27. Si el archivo es borrado y luego creado otro más pequeño, quedarán huecos inútiles entre archivos útiles, lo cual se llama fragmentación externa.
· Asignación encadenada: Con este criterio los directorios contienen los nombres de archivos y por cada uno de ellos la dirección del bloque inicial que compone al archivo. Cuando un archivo es leído, el brazo va a esa dirección inicial y encuentra los datos iniciales junto con la dirección del siguiente bloque y así sucesivamente. Con este criterio no es necesario que los bloques estén contiguos y no existe la fragmentación externa, pero en cada "eslabón" de la cadena se desperdicia espacio con las direcciones mismas. En otras palabras, lo que se crea en el disco es una lista ligada.
· Asignación con índices ( indexada ): En este esquema se guarda en el directorio un bloque de índices para cada archivo, con apuntadores hacia todos sus bloques constituyentes, de mabnera que el acceso directo se agiliza notablemente, a cambio de sacrificar varios bloques para almacenar dichos apuntadores. Cuando se quiere leer un archivo o cualquiera de sus partes, se hacen dos accesos: uno al bloque de índices y otro a la dirección deseada. Este es un esquema excelente para archivos grandes pero no para pequeños, porque la relación entre bloques destinados para índices respecto a los asignados para datos es incosteable.
Métodos de acceso en los sistemas de archivos.
Los métodos de acceso se refiere a las capacidades que el subsistema de archivos provee para accesar datos
dentro de los directorios y medios de almacenamiento en general. Se ubican tres formas generales: acceso secuencial,
acceso directo y acceso directo indexado.
· Acceso secuencial: Es el método más lento y consiste en recorrer los componentes de un archivo uno en uno hasta llegar al registro deseado. Se necesita que el orden lógico de los registros sea igual al orden físico en el medio de almacenamiento. Este tipo de acceso se usa comunmente en cintas y cartuchos.
· Acceso directo: Permite accesar cualquier sector o registro inmediatamente, por medio de llamadas al sistema como la de seek. Este tipo de acceso es rápido y se usa comúnmente en discos duros y discos o archivos manejados en memoria de acceso aleatorio. _ Acceso directo indexado: Este tipo de acceso es útil para grandes volúmenes de información o datos. Consiste en que cada arcivo tiene una tabla de apuntadores, donde cada apuntador va a la dirección de un bloque de índices, lo cual permite que el archivo se expanda a través de un espacio enorme. Consume una cantidad importante de recursos en las tablas de índices pero es muy rápido.
Operaciones soportadas por el subsistema de archivos
Independientemente de los algoritmos de asignación de espacio, de los métodos de acceso y de la forma
de resolver las peticiones de lectura y escritura, el subsistema de archivos debe proveer un conjunto de llamadas
al sistema para operar con los datos y de proveer mecanismos de protección y seguridad. Las operaciones
básicas que la mayoría de los sistemas de archivos soportan son:
· Crear ( create ) : Permite crear un archivo sin datos, con el propósito de indicar que ese nombre ya está usado y se deben crear las estructuras básicas para soportarlo.
· Borrar ( delete ): Eliminar el archivo y liberar los bloques para su uso posterior.
· Abrir ( open ): Antes de usar un archivo se debe abrir para que el sistema conozca sus atributos, tales como el dueño, la fecha de modificación, etc. _ Cerrar ( close ): Después de realizar todas las operaciones deseadas, el archivo debe cerrarse para asegurar su integridad y para liberar recursos de su control en la memoria.
· Leer o Escribir ( read, write ): Añadir información al archivo o leer el caracter o una cadena de caracteres a partir de la posición actual. _ Concatenar ( append ): Es una forma restringida de la llamada `write', en la cual sólo se permite añadir información al final del archivo. _ Localizar ( seek ): Para los archivos de acceso directo se permite posicionar el apuntador de lectura o escritura en un registro aleatorio, a veces a partir del inicio o final del archivo.
· Leer atributos: Permite obtener una estructura con todos los atributos del archivo especificado, tales como permisos de escritura, de borrado, ejecución, etc.
· Poner atributos: Permite cambiar los atributos de un archivo, por ejemplo en UNIX, donde todos los dispositivos se manejan como si fueran archivos, es posible cambiar el comportamiento de una terminal con una de estas llamadas.
· Renombrar ( rename ): Permite cambiarle el nombre e incluso a veces la posición en la organización de directorios del archivo especificado. Los subsistemas de archivos también proveen un conjunto de llamadas para operar sobre directorios, las más comunies son crear, borrar, abrir, cerrar, renombrar y leer. Sus funcionalidades son obvias, pero existen también otras dos operaciones no tan comunes que son la de `crear una liga' y la de `destruir la liga'. La operación de crear una liga sirve para que desde diferentes puntos de la organización de directorios se pueda accesar un mismo directorio sin necesidad de copiarlo o duplicarlo. La llamada a `destruir nla liga' lo que hace es eliminar esas referencias, siendo su efecto la de eliminar las ligas y no el directorio real. El directorio real es eliminado hasta que la llmada a `destruir liga' se realiza sobre él.
Algunas facilidades extras de los sistemas de archivos
Algunos sistemas de archivos proveen herramientas al administrador del sistema para facilitarle la vida. Las más
notables es la facilidad de compartir archivos y los sistemas de `cotas'.
La facilidad de compartir archivos se refiere a la posibilidad de que los permisos de los archivos o directorios
dejen que un grupo de usuarios puedan accesarlos para diferentes operaciones" leer, escribir, borrar, crear,
etc. El dueño verdadero es quien decide qué permisos se aplicarán al grupo e, incluso, a otros
usuarios que no formen parte de su grupo. La facilidad de `cotas' se refiere a que el sistema de archivos es capaz
de llevar un control para que cada usuario pueda usar un máximo de espacio en disco duro. Cuando el usuario
excede ese límite, el sistema le envía un mensaje y le niega el permiso de seguir escribiendo, obligándolo
a borrar algunos archivos si es que quiere almacenar otros o que crezcan. La versión de UNIX SunOS contiene
esa facilidad.
Sistemas de Archivos Aislados
Los sistemas de archivos aislados son aquellos que residen en una sola computadora y no existe la posibilidad de
que, aún estando en una red, otros sistemas puedan usar sus directorios y archivos. Por ejemplo, los archivos
en discos duros en el sistema MS-DOS clásico se puede ver en esta categoría.
Sistemas de Archivos Compartidos o de Red
Estos sistemas de archivos es factible accesarlos y usarlos desde otros nodos en una red. Generalmente existe un
`servidor' que es la computadora en donde reside el sistema de archivos físicamente, y por otro lado están
los `clientes', que se valen del servidor para ver sus archivos y directorios de manera como si estuvieran localmente
en el cliente. Algunos autores les llaman a estos sistemas de archivos `sistemas de archivos distribuídos'
lo cual no se va a discutir en este trabajo.
Los sistemas de archivos compartidos en red más populares son los provistos por Netware, el Remote Filke
Sharing ( RFS en UNIX ), Network File System ( NFS de Sun Microsystems ) y el Andrew File System ( AFS ). En general,
lo que proveen los servidores es un medio de que los clientes, localmente, realicen peticiones de operaciones sobre
archivos los cuales con `atrapadas' por un `driver' o un `módulo' en el núcleo del sistema operativo,
el cual se comunica con el servidor a través de la red y la operación se ejecuta en el servidor.
Existen servidores de tipo "stateless y no-stateless". Un servidor "stateless" no registra
el estado de las operaciones sobre los archivos, de manera que el cliente se encarga de todo ese trabajo. La ventaja
de este esquema es que si el servidor falla, el cliente no perderá información ya que ésta
se guarda en memoria localmente, de manera que cuando el servidor reanude su servicio el cliente proseguirá
como si nada hubiese sucedido. Con un servidor "no-stateless", esto no es posible.
La protección sobre las operaciones se lleva a cabo tanto el los clientes como en el servidor: si el usuario
quiere ejecutar una operación indebida sobre un archivo, recibirá un mensaje de error y posiblemente
se envíe un registro al subsistema de `seguridad' para informar al administrador del sistema de dicho intento
de violación.
En la práctica, el conjunto de permisos que cada usuario tiene sobre el total de archivos se almacena en
estructuras llamadas `listas de acceso' ( access lists ).
Tendencias actuales
Con el gran auge de las redes de comunicaciones y su incremento en el ancho de banda, la proliferación de
paquetes que ofrecen la compartición de archivos es común. Los esquemas más solicitados en
la industria es el poder accesar los grandes volúmenes de información que residen en grandes servidores
desde las computadoras personales y desde otros servidores también. Es una realidad que la solución
más socorrida en las empresas pequeñas es usar Novell Netware en un servidor 486 o superior y accesar
los archivos desde máquinas similares.
A veces se requieren soluciones más complejas con ambientes heterogéneos:
diferentes sistemas operativos y diferentes arquitecturas. Uno de los sistemas de archivos más expandidos
en estaciones de trabajo es el NFS, y prácticamente todas las versiones de UNIX traen instalado un cliente
y hasta un servidor de este servicio. Es posible así que una gran cantidad de computadoras personales (de
10 a 80 ) accesen grandes volúmenes de información o paquetería (desde 1 a 8 Gygabytes ) desde
una sola estación de trabajo, e incluso tener la flexibilidad de usar al mismo tiempo servidores de Novell
y NFS. Soluciones similares se dan con algunos otros paquetes comerciales, pero basta ya de `goles'. Lo importante
aquí es observar que el mundo se va moviendo poco a poco hacia soluciones distribuídas, y hacia la
estandarización que, muchas veces, es `de facto'.
4. Administracion de la memoria
En esta sección se describirán las técnicas más usuales en el manejo de memoria,
revisando los conceptos relevantes. Se abarcarán los esquemas de manejo simple de memoria real, la multiprogramación
en memoria real con sus variantes, el concepto de `overlays', la multiprogramación con intercambio y los
esquemas de manejo de memoria virtual.
Panorama general
Un vistazo al material que se va a cubrir en esta sección se muestra en la figura 4.1. Es una gráfica
en donde se especifican, en términos generales, los conceptos más importantes en cuanto a las técnicas
empleadas en el manejo de memoria.
Manejo de memoria en sistemas monousuario sin intercambio
Este esquema es aún muy frecuente en México y se usa principalmente en sistemas monousuario y monotarea,
como son las computadoras personales con DOS. Bajo este esquema, la memoria real es tomada para almacenar el programa
que se esté ejecutando en un momento dado, con la visible desventaja de que si se está limitado a
la cantidad de RAM disponible únicamente. La organización física bajo este esquema es muy
simple: El sistema operativo se ubica en las localidades superiores o inferiores de la memoria, seguido por algunos
manejadores de dispositivos ( `drivers' ). Esto deja un espacio contiguo de memoria disponible que es tomado por
los programas del usuario, dejando generalmente la ubicación de la pila (` stack' ) al último, con
el objetivo de que ésta pueda crecer hasta el máximo posible. Estas diferentes opciones se pueden
ver en la figura 4.2. Como es obvio, bajo estos esquemas no se requieren algoritmos sofisticados para asignar la
memoria a los diferentes procesos, ya que éstos son ejecutados secuencialmente conforme van terminando.
Multiprogramación en memoria real
En los 60's, las empresas e instituciones que habían invertido grandes sumas en la compra de equipo de cómputo
se dieron cuenta rápidamente que los sistemas en lote invertían una gran cantidad de tiempo en operaciones
de entrada y salida, donde la intervención de la unidad central de procesamiento era prácticamente
nula, y se comenzaron a preguntar cómo hacer que se mantuviera más tiempo ocupada. Fue así
como nació el concepto de multiprogramación, el cual consiste en la idea de poner en la memoria física
más de un proceso al mismo tiempo, de manera que si el que se está ejecutando en este momento entraba
en un periodo de entrada/salida, se podia tomar otro proceso para que usara la unidad central de procesamiento.
De esta forma, la memoria fisica se dividía en secciones de tamaño suficiente para contener a varios
programas.
De esta manera, si un sistema gastaba en promedio 60% de su tiempo en entrada/salida por proceso, se podía
aprovechar más el CPU. Anterior a esto, el CPU se mantenía ese mismo porcentaje ocioso; con la nueva
técnica, el tiempo promedio ocioso disminuye de la siguiente forma. Llámese al tiempo promedio que
el CPU está ocupado `grado de multiprogramación'. Si el sistema tuviese un solo proceso siempre,
y éste gastara 60% en entrada/salida, el grado de multiprogramación sería 1 - 60% = 40% =
0.4. Con dos procesos, para que el CPU esté ocioso se necesita que ambos procesos necesiten estar haciendo
entrada/salida, es decir, suponiendo que son independientes, la probabilidad de que ambos estén en entrada/salida
es el producto de sus probabilidades, es decir, 0.6x0.6 = 0.36. Ahora, el grado de multiprogramación es
1 - (probabilidad de que ambos procesos estén haciendo entrada/salida) = 1 - 0.36 = 0.64.
Como se ve, el sistema mejora su uso de CPU en un 24% al aumentar de uno a dos procesos. Para tres procesos el
grado de multiprogramación es 1 - (0.6) 3 = 0.784, es decir, el sistema está ocupado el 78.4% del
tiempo. La fórmula del grado de multiprogramación, aunque es muy idealista, pudo servir de guía
para planear un posible crecimiento con la compra de memoria real, es decir, para obtener el punto en que la adición
de procesos a RAM ya no incrementa el uso de CPU.
Dentro del esquema de multiprogramación en memoria real surgieron dos problemas interesantes: la protección
y la relocalización.
El problema de la relocalización
Este problema no es exclusivo de la multiprogramación en memoria real, sino que se presentó aquí
pero se sigue presentando en los esquemas de memoria virtual también. Este problema consiste en que los
programas que necesitan cargarse a memoria real ya están compilados y ligados, de manera que internamente
contienen una serie de referencias a direcciones de instrucciones, rutinas y procedimientos que ya no son válidas
en el espacio de direcciones de memoria real de la sección en la que se carga el programa. Esto es, cuando
se compiló el programa se definieron o resolvieron las direcciones de memoria de acuerdo a la sección
de ese momento, pero si el programa se carga en otro dia en una sección diferente, las direcciones reales
ya no coinciden. En este caso, el manejador de memoria puede solucionar el problema de dos maneras: de manera `estática'
o de manera `dinámica'. La solución `estática' consiste en que todas las direcciones del programa
se vuelvan a recalcular al momento en que el programa se carga a memoria, esto es, prácticamente se vuelve
a recompilar el programa. La solución `dinámica' consiste en tener un registro que guarde la dirección
base de la sección que va a contener al programa. Cada vez que el programa haga una referencia a una dirección
de memoria, se le suma el registro base para encontrar la dirección real. Por ejemplo, suponga que el programa
es cargado en una sección que comienza en la dirección 100. El programa hará referencias a
las direcciones 50,52,54. Pero el contenido de esas direcciones no es el deseado, sino las direcciones 150, 152
y 154, ya que ahí comienza el programa. La suma de 100 + 50, ...,etcétera se hacen al tiempo de ejecución.
La primera solución vale más la pena que la segunda si el programa contiene ciclos y es largo, ya
que consumirá menos tiempo en la resolución inicial que la segunda solución en las resoluciones
en línea.
El problema de la protección
Este problema se refiere a que, una vez que un programa ha sido caragado a memoria en algún segmento en
particular, nada le impide al programador que intente direccionar ( por error o deliberadamente ) localidades de
memoria menores que el límite inferior de su programa o superiores a la dirección mayor; es decir,
quiere referenciar localidades fuera de su espacio de direcciones. Obviamente, este es un problema de protección,
ya que no es legal leer o escribir en áreas de otros programas.
La solución a este problema también puede ser el uso de un registro base y un registro límite.
El registro base contiene la dirección del comienzo de la sección que contiene al programa, mientras
que el límite contiene la dirección donde termina. Cada vez que el programa hace una referencia a
memoria se checa si cae en el rango de los registros y si no es así se envía un mensaje de error
y se aborta el programa.
Particiones fijas o particiones variables
En el esquema de la multiprogramación en memroia real se manejan dos alternativas para asignarle a cada
programa su partición correspondiente: particiones de tamaño fijo o particiones de tamaño
variable. La alternativa más simple son las particiones fijas. Dichas particiones se crean cuando se enciende
el equipo y permanecerán con los tamaños iniciales hasta que el equipo se apague. Es una alternativa
muy vieja, quien hacía la división de particiones era el operador analizando los tamaños estimados
de los trabajos de todo el día. Por ejemplo, si el sistema tenía 512 kilobytes de RAM, podia asignar
64 k para el sistema operativo, una partición más de 64 k, otra de 128k y una mayor de 256 k. Esto
era muy simple, pero inflexible, ya que si surgían trabajos urgentes, por ejemplo, de 400k, tenían
que esperar a otro día o reparticionar, inicializando el equipo desde cero. La otra alternativa, que surgió
después y como necesidad de mejorar la alternativa anterior, era crear particiones contiguas de tamaño
variable. Para esto, el sistema tenía que mantener ya una estructura de datos suficiente para saber en dónde
habían huecos disponibles de RAM y de dónde a dónde habían particiones ocupadas por
programas en ejecución. Así, cuando un programa requería ser cargado a RAM, el sistema analizaba
los huecos para saber si había alguno de tamaño suficiente para el programa que queria entrar, si
era así, le asignaba el espacio. Si no, intentaba relocalizar los programas existentes con el propósito
de hacer contiguo todo el espacio ocupado, así como todo el espacio libre y así obtener un hueco
de tamaño suficiente. Si aún así el programa no cabía, entonces lo bloqueaba y tomaba
otro. El proceso con el cual se juntan los huecos o los espacios ocupados se le llama `compactación'. El
lector se habrá dado cuenta ya de que surgen varios problemas con los esquemas de particiones fijas y particiones
variables: ø En base a qué criterio se elige el mejor tamaño de partición para un programa
? Por ejemplo, si el sistema tiene dos huecos, uno de 18k y otro de 24 k para un proceso que desea 20 k, ø
Cual se le asigna ? Existen varios algoritmos para darle respuesta a la pregunta anterior, los cuales se ennumeran
y describen enseguida.
· Primer Ajuste: Se asigna el primer hueco que sea mayor al tamaño deseado.
· Mejor Ajuste: Se asigna el hueco cuyo tamaño exceda en la menor cantidad al tamaño deseado. Requiere de una búsqueda exhaustiva.
· Peor Ajuste: Se asigna el hueco cuyo tamaño exceda en la mayor cantidad al tamaño deseado. Requiere también de una búsqueda exhaustiva.
· El Siguiente Ajuste: Es igual que el `primer ajuste' con la diferencia que se deja un apuntador al lugar en donde se asignó el último hueco para realizar la siguiente búsqueda a partir de él.
· Ajuste Rápido: Se mantienen listas ligadas separadas de acuerdo a los tamaños de los huecos, para así buscarle a los procesos un hueco más rápido en la cola correspondiente.
Otro problema que se vislumbra desde aquí es que, una vez asignado un hueco, por ejemplo, con "el
peor ajuste", puede ser que el proceso requiriera 12 kilobytes y que el hueco asignado fuera de 64 kilobytes,
por lo cual el proceso va a desperdiciar una gran cantidad de memoria dentro de su partición, lo cual se
le llama `fragmentación interna'.
Por otro lado, conforme el sistema va avanzando en el día, finalizando procesos y comenzando otros, la memoria
se va configurando como una secuencia contigua de huecos y de lugares asignados, provocando que existan huecos,
por ejemplo, de 12 k, 28k y 30 k, que sumados dan 70k, pero que si en ese momento llega un proceso pidiéndolos,
no se le pueden asignar ya que no son localidades contiguas de memoria ( a menos que se realice la compactación
). Al hecho de que aparezcan huecos no contiguos de memoria se le llama `fragmentación externa'.
De cualquier manera, la multiprogramación fue un avance significativo para el mejor aprovechamiento de la
unidad central de procesamiento y de la memoria misma, así como dio pie para que surgieran los problemas
de asignación de memoria, protección y relocalización, entre otros.
Los overlays
Una vez que surgió la multiprogramación, los usuarios comenzaron a explorar la forma de ejecutar
grandes cantidades de código en áreas de memoria muy pequeñas, auxiliados por algunas llamadas
al sistema operativo. Es así como nacen los `overlays'.
Esta técnica consiste en que el programador divide lógicamente un programa muy grande en secciones
que puedan almacenarse el las particiones de RAM. Al final de cada sección del programa ( o en otros lugares
necesarios ) el programador insertaba una o varias llamadas al sistema con el fin de descargar la sección
presente de RAM y cargar otra, que en ese momento residía en disco duro u otro medio de almacenamiento secundario.
Aunque esta técnica era eficaz ( porque resolvía el problema ) no era eficiente ( ya que no lo resolvía
de la mejor manera ). Esta solución requería que el programador tuviera un conocimiento muy profundo
del equipo de cómputo y de las llamadas al sistema operativo. Otra desventaja era la portabilidad de un
sistema a otro: las llamadas cambiaban, los tamaños de particiones también. Resumiendo, con esta
técnica se podían ejecutar programas más grandes que las particiones de RAM, donde la división
del código corría a cuenta del programador y el control a cuenta del sistema operativo.
Multiprogramación en memoria virtual
La necesidad cada vez más imperiosa de ejecutar programas grandes y el crecimiento en poder de las unidades
centrales de procesamiento empujaron a los diseñadores de los sistemas operativos a implantar un mecanismo
para ejecutar automáticamente programas más grandes que la memoria real disponible, esto es, de ofrecer
`memoria virtual'.
La memoria virtual se llama así porque el programador ve una cantidad de memoria mucho mayor que la real,
y en realidad se trata de la suma de la memoria de almacenamiento primario y una cantidad determinada de almacenamiento
secundario. El sistema operativo, en su módulo de manejo de memoria, se encarga de intercambiar programas
enteros, segmentos o páginas entre la memoria real y el medio de almacenamiento secundario. Si lo que se
intercambia son procesos enteros, se habla entonces de multiprogramación en memoria real, pero si lo que
se intercambian son segmentos o páginas, se puede hablar de multiprogramación con memoria virtual.
La memoria virtual se apoya en varias técnicas interesantes para lograr su objetivo. Una de las teorias
más fuertes es la del `conjunto de trabajo', la cual se refiere a que un programa o proceso no está
usando todo su espacio de direcciones en todo momento, sino que existen un conjunto de localidades activas que
conforman el `conjunto de trabajo'. Si se logra que las páginas o segmentos que contienen al conjunto de
trabajo estén siempre en RAM, entonces el programa se desempeñará muy bien.
Otro factor importante es si los programas exhiben un fenómeno llamado `localidad', lo cual quiere decir
que algunos programas tienden a usar mucho las instrucciones que están cercanas a la localidad de la instrucción
que se está ejecutando actualmente.
Paginación pura
La paginación pura en el majejo de memoria consiste en que el sistema operativo divide dinámicamente
los programas en unidades de tamaño fijo ( generalmente múltiplos de 1 kilobyte ) los cuales va a
manipular de RAM a disco y viceversa. Al proceso de intercambiar páginas, segmentos o programas completos
entre RAM y disco se le conoce como `intercambio' o `swapping'. En la paginación, se debe cuidar el tamño
de las páginas, ya que si éstas son muy pequeñas el control por parte del sistema operativo
para saber cuáles están en RAM y cuales en disco, sus direcciones reales, etc; crece y provoca mucha
`sobrecarga' (overhead). Por otro lado, si las páginas son muy grandes, el overhead disminuye pero entonces
puede ocurrir que se desperdicie memoria en procesos pequeños. Debe haber un equilibrio.
Uno de los aspectos más importantes de la paginación, asi como de cualquier esquema de memoria virtual,
es la forma de traducir una dirección virtual a dirección real. Para explicarlo, obsérvese
la figura
Como se observa, una dirección virtual `v' = ( b,d) está formada por un número de página
virtual `b' y un desplazamiento `d'. Por ejemplo, si el sistema ofrece un espacio de direcciones virtuales de 64
kilobytes, con páginas de 4 kilobytes y la RAM sólo es de 32 kilobytes, entonces tenemos 16 páginas
virtuales y 8 reales. La tabla de direcciones virtuales contiene 16 entradas, una por cada página virtual.
En cada entrada, o registro de la tabla de direcciones virtuales se almacenan varios datos: si la página
está en disco o en memoria, quién es el dueño de la página, si la página ha
sido modificada o es de lectura nada mas, etc. Pero el dato que nos interesa ahora es el número de página
real que le corresponde a la página virtual. Obviamente, de las 16 virtuales, sólo ocho tendrán
un valor de control que dice que la página está cargada en RAM, así como la dirección
real de la página, denotada en la figura 4.3 como b' . Por ejemplo, supóngase que para la página
virtual número 14 la tabla dice que, efectivamente está cargada y es la página real 2 ( dirección
de memoria 8192 ). Una vez encontrada la página real, se le suma el desplazamiento, que es la dirección
que deseamos dentro de la página buscada ( b' + d ).
La tabla de direcciones virtuales a veces está ubicada en la misma meoria RAM, por lo cual se necesita saber
en qué dirección comienza, en este caso, existe un registro con la dirección base denotada
por la letra `a' en la figura 4.3.
Cuando se está buscando una página cualquiera y ésta no está cargada, surge lo que
se llama un `fallo de página' (page fault ). Esto es caro para el manejador de memoria, ya que tiene que
realizar una serie de pasos extra para poder resolver la dirección deseada y darle su contenido a quien
lo pide. Primero, se detecta que la página no está presente y entonces se busca en la tabla la dirección
de esta página en disco. Una vez localizada en disco se intenta cargar en alguna página libre de
RAM. Si no hay páginas libres se tiene que escoger alguna para enviarla hacia el disco. Una vez escogida
y enviada a disco, se marca su valor de control en la tabla de direcciones virtuales para indicar que ya no está
en RAM, mientras que la página deseada se carga en RAM y se marca su valor para indicar que ahora ya está
en RAM. Todo este procedimiento es caro, ya que se sabe que los accesos a disco duro son del orden de decenas de
veces más lentos que en RAM. En el ejemplo anterior se mencionó que cuando se necesita descargar
una página de RAM hacia disco se debe de hacer una elección. Para realizar esta elección existen
varios algoritmos, los cuales se describen enseguida. _ La primera en entrar, primera en salir: Se escoge la página
que haya entrado primero y esté cargada en RAM. Se necesita que en los valores de control se guarde un dato
de tiempo. No es eficiente porque no aprovecha ninguna característica de ningún sistema. Es justa
e imparcial. _ La no usada recientemente: Se escoge la página que no haya sido usada (referenciada) en el
ciclo anterior. Pretende aprovechar el hecho de la localidad en el conjunto de trabajo.
· La usada menos recientemente: Es parecida a la anterior, pero escoge la página que se usó hace más tiempo, pretendiendo que como ya tiene mucho sin usarse es muy probable que siga sin usarse en los próximos ciclos. Necesita de una búsqueda exhaustiva.
· La no usada frecuentemente: Este algoritmo toma en cuenta no tanto el tiempo, sino el número de referencias. En este caso cualquier página que se use muy poco, menos veces que alguna otra.
· La menos frecuentemente usada: Es parecida a la anterior, pero aquí se busca en forma exhaustiva aquella página que se ha usado menos que todas las demás.
· En forma aleatoria: Elige cualquier página sin aprovechar nada. Es justa e imparcial, pero ineficiente.
Otro dato interesante de la paginación es que ya no se requiere que los programas estén ubicados en zonas de memoria adyacente, ya que las páginas pueden estar ubicadas en cualquier lugar de la memoria RAM.
Segmentación pura
La segmentación se aprovecha del hecho de que los programas se dividen en partes lógicas, como son
las partes de datos, de código y de pila (stack). La segmentación asigna particiones de memoria a
cada segmento de un programa y busca como objetivos el hacer fácil el compartir segmentos ( por ejemplo
librerías compartidas ) y el intercambio entre memoria y los medios de almacenamiento secundario.
Por ejemplo, en la versión de UNIX SunOS 3.5, no existían librerías compartidas para algunas
herramientas, por ejemplo, para los editores de texto orientados al ratón y menús. Cada vez que un
usuario invocaba a un editor, se tenía que reservar 1 megabyte de memoria. Como los editores son una herramienta
muy solicitada y frecuentemente usada, se dividió en segmentos para le versión 4.x ( que a su vez
se dividen en páginas ), pero lo importante es que la mayor parte del editor es común para todos
los usuarios, de manera que la primera vez que cualquier usuario lo invocaba, se reservaba un megabyte de memoria
como antes, pero para el segundo, tercero y resto de usuarios, cada editor extra sólo consumía 20
kilobytes de memoria. El ahorro es impresionante. Obsérvese que en la segmentación pura las particiones
de memoria son de tamaño variable, en contraste con páginas de tamaño fijo en la paginación
pura. También se puede decir que la segmentación pura tiene una granularidad menor que la paginación
por el tamanó de segmentos versus tamaño de páginas. Nuevamente, para comprender mejor la
segmentación, se debe dar un repaso a la forma en que las direcciones virtuales son traducidas a direcciones
reales, y para ellos se usa la figura 4.4. Prácticamente la traducción es igual que la llevada a
cabo en la paginación pura, tomando en consideracióñ que el tamaño de los bloques a
controlar por la tabla de traducción son variables, por lo cual, cada entrada en dicha tabla debe contener
la longitud de cada segmento a controlar. Otra vez se cuenta con un registro base que contiene la dirección
del comienzo de la tabla de segmentos. La dirección virtual se compone de un número de segmento (s)
y un desplazamiento ( d ) para ubicar un byte (o palabra ) dentro de dicho segmento. Es importante que el desplazamiento
no sea mayor que el tamaño del segmento, lo cual se controla simplemente checando que ese valor sea mayor
que la dirección del inicio del segmento y menor que el inicio sumado al tamaño.
Una ves dada una dirección virtual v=( s,d ), se realiza la operación b + s para hallar el registro
(o entrada de la tabla de segmentos ) que contiene la dirección de inicio del segmento en la memoria real,
denotado por s'. Ya conociendo la dirección de inicio en memoria real s' sólo resta encontrar el
byte o palabra deseada, lo cual se hace sumándole a s' el valor del desplazamiento, de modo que la dirección
real ® r = s'+ d.
Cada entrada en la tabla de segmentos tiene un formato similar al mostrado en la figura 4.5. Se tienen campos que
indican la longitud, los permisos, la presencia o ausencia y dirección de inicio en memoria real del segmento.
Según amplios experimentos [Deitel93] sugieren que un tamaño de páginas de 1024 bytes generalmente
ofrece un desempeño muy aceptable. Intuitivamente parecería que el tener páginas del mayor
tamaño posible haría que el desempeño fuera óptimo pero no es así, a menos que
la página fuera del tamaño del proceso total. No es así con tamaños grandes de página
menores que el proceso, ya que cuando se trae a memoria principal una página por motivo de un solo byte
o palabra, se están trayendo muchísimos más bytes de los deseados. La dependencia entre el
número de fallas respecto al tamaño de las páginas se muestra en la figura 4.6.
Un hecho notable en los sistemas que manejan paginación es que cuando el proceso comienza a ejecutarse ocurren
un gran número de fallos de página, porque es cuando está referenciando muchas direcciones
nuevas por vez primera, después el sistema se estabiliza, conforme el número de marcos asignados
se acerca al tamaño del conjunto de trabajo.
El la figura 4.7 se muestra la relación entre el tiempo promedio entre fallas de página y el número
de marcos de página asignados a un proceso. Allí se ve que el tiempo entre fallas decrece conforme
se le asignan más páginas al proceso. La gráfica se curva en un punto, el cual corresponde
a que el proceso tiene un número de páginas asignado igual al que necesita para almacenar su conjunto
de trabajo. Después de eso, el asignarle a un proceso más páginas que las de su conjunto de
trabajo ya no conviene, ya que el tiempo promedio entre fallas permanece sin mucha mejora. Un aspecto curioso de
aumentar el número de páginas a un proceso cuando el algoritmo de selección de páginas
candidatas a irse a disco es la primera en entrar primera en salir es la llamada `anomalía FIFO' a `anomalía
de Belady'. Belady encontró ejemplos en los que un sistema con un número de páginas igual
a tres tenía menos fallas de páginas que un sistema con cuatro páginas. El ejemplo descrito
en [Tanxx] es injusto. Si se mira con cuidado, obviamente si se compara un sistema con 10 páginas contra
otro de 5, ya de inicio el primer sistema tendrá 5 fallos de página más que el de 5, porque
se necesitan diez fallos para cargarlo. A esto debería llamársele `anomalía de Belady con
corrección.
Sistemas combinados
La paginación y la segmentación puras son métodos de manejo de memoria bastante efectivos,
aunque la mayoría de los sistemas operativos modernos implantan esquemas combinados, es decir, combinan
la paginación y la segmentación. La idea de combinar estos esquemas se debe a que de esta forma se
aprovechan los conceptos de la división lógica de los programas (segmentos) con la granularidad de
las páginas. De esta forma, un proceso estará repartido en la memoria real en pequeñas unidades
(páginas) cuya liga son los segmentos. También es factible así el compartir segmentos a medida
que las partes necesitadas de los mismos se van referenciando (páginas). Para comprender este esquema, nuevamente
se verá cómo se traduce una dirección virtual en una localidad de memoria real. Para la paginación
y segmentacíon puras se puede decir que el direccionamiento es `bidimensional' porque se necesitan dos valores
para hallar la dirección real. Para el caso combinado, se puede decir que se tiene un direccionamiento `tridimensional'.
En la figura 4.8 [ Deitel93] se muestran las partes relevantes para lograr la traducción de direcciones.
El sistema debe contar con una tabla de procesos (TP). Por cada renglón de esa tabla se tiene un número
de proceso y una dirección a una tabla de segmentos. Es decir, cada proceso tiene una tabla de segmentos.
Cuando un proceso hace alguna referencia a memoria, se consulta TP para encontrar la tabla de segmentos de ese
proceso. En cada tabla de segmentos de proceso (TSP) se tienen los números de los segmentos que componen
a ese proceso. Por cada segmento se tiene una dirección a una tabla de páginas. Cada tabla de páginas
tiene las direcciones de las páginas que componen a un solo segmento. Por ejemplo, el segmento `A' puede
estar formado por las páginas reales `a','b','c','p' y `x'. El segmento `B' puede estar compuesto de las
páginas `f','g','j','w' y `z'.
Para traducir una dirección virtual v=(s,p,d) donde `s' es el segmento, `p' es la página y `d' el
desplazamiento en la página se hace lo siguiente. Primero se ubica de qué proceso es el segmento
y se localiza la tabla de segmentos de ese proceso en la TP. Con `s' como índice se encuentra un renglón
( registro) en la tabla de segmentos de ese proceso y en ese renglón está la dirección de
la tabla de páginas que componen al segmento. Una vez en la tabla de páginas se usa el valor `p'
como índice para encontrar la dirección de la página en memoria real. Una vez en esa dirección
de memoria real se encuentra el byte (o palabra) requerido por medio del valor de `d'.
Ahora, en este esquema pueden haber dos tipos de fallos: por fallo de página y por fallo de segmento. Cuando
se hace referencia a una dirección y el segmento que la contiene no está en RAM ( aunque sea parcialmente
), se provoca un fallo por falta de segmento y lo que se hace es traerlo del medio de almacenamiento secundario
y crearle una tabla de páginas. Una vez caragado el segmento se necesita localizar la página correspondiente,
pero ésta no existe en RAM, por lo cual se provoca un fallo de página y se carga de disco y finalmente
se puede ya traer la dirección deseada por medio del desplazamiento de la dirección virtual.
La eficiencia de la traducción de direcciones tanto en paginación pura, segmentación pura
y esquemas combinados se mejora usando memorias asociativas para las tablas de páginas y segmentos, así
como memorias cache para guardar los mapeos más solicitados.
Otro aspecto importante es la estrategia para cargar páginas ( o segmentos ) a la memoria RAM. Se usan más
comunmente dos estrategias: cargado de páginas por demanda y cargado de páginas anticipada. La estrategia
de caragdo por demanda consiste en que las páginas solamente son llevadas a RAM si fueron solicitadas, es
decir, si se hizo referencia a una dirección que cae dentro de ellas. La carga anticipada consiste en tratar
de adivinar qué páginas serán solicitadas en el futuro inmediato y cargarlas de antemano,
para que cuando se pidan ya no ocurran fallos de página. Ese `adivinar' puede ser que se aproveche el fenómeno
de localidad y que las páginas que se cargan por anticipado sean aquellas que contienen direcciones contiguas
a la dirección que se acaba de refenciar. De hecho, el sistema operativo VMS usa un esquema combinado para
cargar páginas: cuando se hace referencia a una dirección cuya página no está en RAM,
se provoca un fallo de página y se carga esa página junto con algunas páginas adyacentes.
En este caso la página solicitada se cargó por demanda y las adyacentes se cargaron por anticipación.
5. Administracion de procesos
Uno de los módulos más importantes de un sistema operativo es la de administrar los procesos y tareas
del sistema de cómputo. En esta sección se revisarán dos temas que componen o conciernen a
este módulo: la planificación del procesador y los problemas de concurrencia.
Planificación del procesador
La planificación del procesador se refiere a la manera o técnicas que se usan para decidir cuánto
tiempo de ejecución y cuando se le asignan a cada proceso del sistema. Obviamente, si el sistema es monousuario
y monotarea nohay mucho que decidir, pero en el resto de los sistemas esto es crucial para el buen funcionamiento
del sistema.
Niveles de planificación
En los sistemas de planificación generalmente se identifican tres niveles: el alto, em medio y el bajo.
El nivel alto decide que trabajos (conjunto de procesos) son candidatos a convertirse en procesos compitiendo por
los recursos del sistema; el nivel intermedio decide que procesos se suspenden o reanudan para lograr ciertas metas
de rendimiento mientras que el planificador de bajo nivel es el que decide que proceso, de los que ya están
listos (y que en algún momento paso por los otros dos planificadores) es al que le toca ahora estar ejecutándose
en la unidad central de procesamiento. En este trabajo se revisaran principalmente los planificadores de bajo nivel
porque son los que finalmente eligen al proceso en ejecución.
Objetivos de la planificación
Una estrategia de planificación debe buscar que los procesos obtengan sus turnos de ejecución apropiadamente,
conjuntamente con un buen rendimiento y minimización de la sobrecarga (overhead) del planificador mismo.
En general, se buscan cinco objetivos principales:
· Justicia o Imparcialidad: Todos los procesos son tratados de la misma forma, y en algún momento obtienen su turno de ejecución o intervalos de tiempo de ejecución hasta su terminación exitosa.
· Maximizar la Producción: El sistema debe de finalizar el mayor numero de procesos en por unidad de tiempo.
· Maximizar el Tiempo de Respuesta: Cada usuario o proceso debe observar que el sistema les responde consistentemente a sus requerimientos.
· Evitar el aplazamiento indefinido: Los procesos deben terminar en un plazo finito de tiempo.
· El sistema debe ser predecible: Ante cargas de trabajo ligeras el sistema debe responder rápido y con cargas pesadas debe ir degradándose paulatinamente. Otro punto de vista de esto es que si se ejecuta el mismo proceso en cargas similares de todo el sistema, la respuesta en todos los casos debe ser similar.
Características a considerar de los procesos
· No todos los equipos de cómputo procesan el mismo tipo de trabajos, y un algoritmo de planificación que en un sistema funciona excelente puede dar un rendimiento pésimo en otro cuyos procesos tienen características diferentes. Estas características pueden ser:
· Cantidad de Entrada/Salida: Existen procesos que realizan una gran cantidad de operaciones de entrada y salida (aplicaciones de bases de datos, por ejemplo).
· Cantidad de Uso de CPU: Existen procesos que no realizan muchas operaciones de entrada y salida, sino que usan intensivamente la unidad central de procesamiento. Por ejemplo, operaciones con matrices.
· Procesos de Lote o Interactivos: Un proceso de lote es más eficiente en cuanto a la lectura de datos, ya que generalmente lo hace de archivos, mientras que un programa interactivo espera mucho tiempo (no es lo mismo el tiempo de lectura de un archivo que la velocidad en que una persona teclea datos) por las respuestas de los usuarios.
· Procesos en Tiempo Real: Si los procesos deben dar respuesta en tiempo real se requiere que tengan prioridad para los turnos de ejecución.
· Longevidad de los Procesos: Existen procesos que tipicamente requeriran varias horas para finalizar su labor, mientras que existen otros que solonecesitan algunos segundos.
Planificación apropiativa o no apropiativa (preemptive or not preemptive)
La planificación apropiativa es aquella en la cual, una vez que a un proceso le toca su turno de ejecución
ya no puede ser suspendido, ya no se le puede arrebatar la unidad central de procesamiento. Este esquema puede
ser peligroso, ya que si el proceso contiene accidental o deliberadamente ciclos infinitos, el resto de los procesos
pueden quedar aplazados indefinidamente. Una planificación no apropiativa es aquella en que existe un reloj
que lanza interrupciones periodicas en las cuales el planificador toma el control y se decide si el mismo proceso
seguirá ejecutándose o se le da su turno a otro proceso. Este mismo reloj puede servir para lanzar
procesos manejados por el reloj del sistema. Por ejemplo en los sistemas UNIX existen los 'cronjobs' y 'atjobs',
los cuales se programan en base a la hora, minuto, día del mes, día de la semana y día del
año.
En una planificación no apropiativa, un trabajo muy grande aplaza mucho a uno pequeño, y si entra
un proceso de alta prioridad esté también debe esperar a que termine el proceso actual en ejecución.
Asignación del turno de ejecución
Los algoritmos de la capa baja para asignar el turno de ejecución se describen a continuación:
· Por prioridad: Los procesos de mayor prioridad se ejecutan primero. Si existen varios procesos de mayor prioridad que otros, pero entre ellos con la misma prioridad, pueden ejecutarse estos de acuerdo a su orden de llegada o por 'round robin'. La ventaja de este algoritmo es que es flexible en cuanto a permitir que ciertos procesos se ejecuten primero e, incluso, por más tiempo. Su desventaja es que puede provocar aplazamiento indefinido en los procesos de baja prioridad. Por ejemplo, suponga que existen procesos de prioridad 20 y procesos de prioridad 10. Si durante todo el día terminan procesos de prioridad 20 al mismo ritmo que entran otros con esa prioridad, el efecto es que los de prioridad 10 estarán esperando por siempre. También provoca que el sistema sea impredecible para los procesos de baja prioridad.
· El trabajo más corto primero: Es dificil de llevar a cabo porque se requiere saber o tener una estimación de cuánto tiempo necesita el proceso para terminar. Pero si se sabe, se ejecutan primero aquellos trabajos que necesitan menos tiempo y de esta manera se obtiene el mejor tiempo de respuesta promedio para todos los procesos. Por ejemplo, si llegan 5 procesos A,B,C,D y E cuyos tiempos de CPU son 26, 18, 24, 12 y 4 unidades de tiempo, se observa que el orden de ejecución será E,D,B,C y A (4,12,18, 24 y 26 unidades de tiempo respectivamente). En la tabla siguiente se muestra en que unidad de tiempo comienza a ejecutarse cada proceso y como todos comenzaron a esperar desde la unidad cero, se obtiene el tiempo promedio de espera.
Proceso Espera desde Termina Tiempo de Espera
A 0 4 4
B 0 16 16
C 0 34 34
D 0 58 58
E 0 84 84Tiempo promedio = (4 + 16 + 34 + 58 + 84 )/5 = 39 unidades.
· El primero en llegar, primero en ejecutarse: Es muy simple, los procesos reciben su turno conforme llegan. La ventaja de este algoritmo es que es justo y no provoca aplazamiento indefinido. La desventaja es que no aprovecha ninguna característica de los procesos y puede no servir para unproceso de tiempo real. Por ejemplo, el tiempo promedio de respuesta puede ser muy malo comparado con el logrado por el del trabajo más corto primero. Retomando el mismo ejemplo que en el algoritmo anterior, obtenemos un tiempo de respuesta promedio (26+44+68+80+84)/5 = 60 unidades, el cual es muy superior a las 39 unidades que es el mejor tiempo posible.
· Round Robin: También llamada por turno, consiste en darle a cada proceso un intervalo de tiempo de ejecución (llamado time slice), y cada vez que se vence ese intervalo se copia el contexto del proceso a un lugar seguro y se le da su turno a otro proceso. Los procesos están ordenados en una cola circular. Por ejemplo, si existen tres procesos, el A,B y C, dos repasadas del planificador darían sus turnos a los procesos en el orden A,B,C,A,B,C. La ventaja de este algoritmo es su simplicidad, es justo y no provoca aplazamiento indefinido.
· El tiempo restante más corto: Es parecido al del trabajo más corto primero, pero aquií se está calculando en todo momento cuánto tiempo le resta para terminar a todos los procesos, incluyendo los nuevos, y aquel que le quede menos tiempo para finalizar es escogido para ejecutarse. La ventaja es que es muy útil para sistemas de tiempo compartido porque se acerca mucho al mejor tiempo de respuesta, además de responder dinámicamente a la longevidad de los procesos; su desventaja es que provoca más sobrecarga porque el algoritmo es más complejo.
· La tasa de respuesta más alta: Este algoritmo concede el truno de ejecución al proceso que produzca el valor mayor de la siguiente formula:
tiempo que ha esperado + tiempo total para terminar
valor = ___________________________________________
tiempo total para terminar.
Es decir, que dinámicamente el valor se va modificando y mejora un poco las deficiciencias del algoritmo del trabajo más corto primero.· Por politica: Una forma de asignar el turno de ejecución es por politica, en la cual se establece algún reglamento específico que el planificador debe obedecer. Por ejemplo, una politica podría ser que todos los procesos reciban el mismo tiempo de uso de CPU en cualquier momento. Esto sig- nifica, por ejemplo, que si existen 2 procesos y han recibido 20 unidades de tiempo cada uno (tiempo acumulado en time slices de 5 unidades) y en este momento entra un tercer proceso, el planificador le dara inmediatamente el turno de ejecución por 20 unidades de tiempo. Una vez que todos los procesos están 'parejos' en uso de CPU, se les aplica 'round robin'.
5.2 Problemas de Concurrencia
En los sistemas de tiempo compartido (aquellos con varios usuarios, procesos, tareas, trabajos que reparten el
uso de CPU entre estos) se presentan muchos problemas debido a que los procesos compiten por los recursos del sistema.
Imagine que un proceso está escribiendo en la unidad de cinta y se le termina su turno de ejecución
e inmediatamente después el proceso elegido para ejecutarse comienza a escribir sobre la misma cinta. El
resultado es una cinta cuyo contenido es un desastre de datos mezclados. Así como la cinta, existen una
multitud de recursos cuyo acceso debe der controlado para evitar los problemas de la concurrencia.
El sistema operativo debe ofrecer mecanismos para sincronizar la ejecución de procesos: semáforos,
envío de mensajes, 'pipes', etc. Los semáforos son rutinas de software (que en su nivel más
interno se auxilian del hardware) para lograr exclusión mutua en el uso de recursos. Para entender este
y otros mecanismos es importante entender los problemas generales de concurrencia, los cuales se describen enseguida.
· Condiciones de Carrera o Competencia: La condición de carrera (race condition) ocurre cuando dos o más procesos accesan un recurso compartido sin control, de manera que el resultado combinado de este acceso depende del orden de llegada. Suponga, por ejemplo, que dos clientes de un banco realizan cada uno una operación en cajeros diferentes al mismo tiempo.
· El usuario A quiere hacer un depósito. El B un retiro. El usuario A comienza la transacción y lee su saldo que es 1000. En ese momento pierde su turno de ejecución (y su saldo queda como 1000) y el usuario B inicia el retiro: lee el saldo que es 1000, retira 200 y almacena el nuevo saldo que es 800 y termina. El turno de ejecución regresa al usuario A el cual hace su depósito de 100, quedando saldo = saldo + 100 = 1000 + 100 = 1100. Como se ve, el retiro se perdió y eso le encanta al usuario A y B, pero al banquero no le convino esta transacción. El error pudo ser al revés, quedando el saldo final en 800.
· Postergación o Aplazamiento Indefinido(a): Esto se mencionó en el apartado anterior y consiste en el hecho de que uno o varios procesos nunca reciban el suficiente tiempo de ejecución para terminar su tarea. Por ejemplo, que un proceso ocupe un recurso y lo marque como 'ocupado' y que termine sin marcarlo como 'desocupado'. Si algún otro proceso pide ese recurso, lo verá 'ocupado' y esperará indefinidamente a que se 'desocupe'.
· Condición de Espera Circular: Esto ocurre cuando dos o más procesos forman una cadena de espera que los involucra a todos. Por ejemplo, suponga que el proceso A tiene asignado el recurso 'cinta' y el proceso B tiene asignado el recurso 'disco'. En ese momento al proceso A se le ocurre pedir el recurso 'disco' y al proceso B el recurso 'cinta'. Ahi se forma una espera circular entre esos dos procesos que se puede evitar quitándole a la fuerza un recurso a cualquiera de los dos procesos.
· Condición de No Apropiación: Esta condición no resulta precisamente de la concurrencia, pero juega un papel importante en este ambiente. Esta condición especifica que si un proceso tiene asignado un recurso, dicho recurso no puede arrebatársele por ningún motivo, y estará disponible hasta que el proceso lo 'suelte' por su voluntad.
· Condición de Espera Ocupada: Esta condición consiste en que un proceso pide un recurso que ya está asignado a otro proceso y la condición de no apropiación se debe cumplir. Entonces el proceso estará gastando el resto de su time slice checando si el recurso fue liberado. Es decir, desperdicia su tiempo de ejecución en esperar. La solución más común a este problema consiste en que el sistema operativo se dé cuenta de esta situación y mande a una cola de espera al proceso, otorgándole inmediatamente el turno de ejecución a otro proceso.
· Condición de Exclusión Mutua: Cuando un proceso usa un recurso del sistema realiza una serie de operaciones sobre el recurso y después lo deja de usar. A la sección de código que usa ese recurso se le llama 'región crítica'. La condición de exclusión mutua establece que solamente se permite a un proceso estar dentro de la misma región crítica. Esto es, que en cualquier momento solamente un proceso puede usar un recurso a la vez. Para lograr la exclusión mutua se ideo también el concepto de 'región crítica'. Para logar la exclusión mutua generalmente se usan algunas técnicas para lograr entrar a la región crítica: semáforos, monitores, el algoritmo de Dekker y Peterson, los 'candados'. Para ver una descripción de estos algoritmos consulte
· Condición de Ocupar y Esperar un Recurso: Consiste en que un proceso pide un recurso y se le asigna. Antes de soltarlo, pide otro recurso que otro proceso ya tiene asignado.
Los problemas descritos son todos importantes para el sistema operativo, ya que debe ser capaz de prevenir o corregirlos.
Tal vez el problema más serio que se puede presentar en un ambiente de concurrencia es el 'abrazo mortal',
también llamado 'trabazón' y en inglés deadlock. El deadlock es una condición que ningún
sistema o conjunto de procesos quisiera exhibir, ya que consiste en que se presentan al mismo tiempo cuatro condiciones
necesarias: La condición de no apropiación, la condición de espera circular, la condición
de exclusión mutua y la condición de ocupar y esperar un recurso. Ante esto, si el deadlock involucra
a todos los procesos del sistema, el sistema ya no podrá hacer algo productivo. Si el deadlock involucra
algunos procesos, éstos quedarán congelados para siempre.
En el área de la informática, el problema del deadlock ha provocado y producido una serie de estudios
y técnicas muy útiles, ya que éste puede surgir en una sola máquina o como consecuencia
de compartir recursos en una red.
En el área de las bases de datos y sistemas distribuidos han surgido técnicas como el 'two phase
locking' y el 'two phase commit' que van más allá de este trabajo. Sin embargo, el interés
principal sobre este problema se centra en generar técnicas para detectar, prevenir o corregir el deadlock.
Las técnicas para prevenir el deadlock consisten en proveer mecanismos para evitar que se presente una o
varias de las cuatro condiciones necesarias del deadlock. Algunas de ellas son:
· Asignar recursos en orden lineal: Esto significa que todos los recursos están etiquetados con un valor diferente y los procesos solo pueden hacer peticiones de recursos 'hacia adelante'. Esto es, que si un proceso tiene el recurso con etiqueta '5' no puede pedir recursos cuya etiqueta sea menor que '5'. Con esto se evita la condición de ocupar y esperar un recurso.
· Asignar todo o nada: Este mecanismo consiste en que el proceso pida todos los recursos que va a necesitar de una vez y el sistema se los da solamente si puede dárselos todos, si no, no le da nada y lo bloquea.
· Algoritmo del banquero: Este algoritmo usa una tabla de recursos para saber cuántos recursos tiene de todo tipo. También requiere que los procesos informen del máximo de recursos que va a usar de cada tipo. Cuando un proceso pide un recurso, el algoritmo verifica si asignándole ese recurso todavía le quedan otros del mismo tipo para que alguno de los procesos en el sistema todavía se le pueda dar hasta su máximo. Si la respuesta es afirmativa, el sistema se dice que está en 'estado seguro' y se otorga el recurso. Si la respuesta es negativa, se dice que el sistema está en estado inseguro y se hace esperar a ese proceso.
Para detectar un deadlock, se puede usar el mismo algoritmo del banquero, que aunque no dice que hay un deadlock,
sí dice cuándo se está en estado inseguro que es la antesala del deadlock. Sin embargo, para
detectar el deadlock se pueden usar las 'gráficas de recursos'. En ellas se pueden usar cuadrados para indicar
procesos y círculos para los recursos, y flechas para indicar si un recurso ya está asignado a un
proceso o si un proceso está esperando un recurso. El deadlock es detectado cuando se puede hacer un viaje
de ida y vuelta desde un proceso o recurso. Por ejemplo, suponga los siguientes eventos:
evento 1: Proceso A pide recurso 1 y se le asigna.
evento 2: Proceso A termina su time slice.
evento 3: Proceso B pide recurso 2 y se le asigna.
evento 4: Proceso B termina su time slice.
evento 5: Proceso C pide recurso 3 y se le asigna.
evento 6: Proceso C pide recurso 1 y como lo está ocupando el proceso A, espera.
evento 7: Proceso B pide recurso 3 y se bloquea porque lo ocupa el proceso C.
evento 8: Proceso A pide recurso 2 y se bloquea porque lo ocupa el proceso B.
En la figura 5.1 se observa como el 'resource graph' fue evolucionando hasta que se presentó el deadlock,
el cual significa que se puede viajar por las flechas desde un proceso o recurso hasta regresar al punto de partida.
En el deadlock están involucrados los procesos A,B y C.
Una vez que un deadlock se detecta, es obvio que el sistema está en problemas y lo único que resta
por hacer es una de dos cosas: tener algún mecanismo de suspensión o reanudación [Deitel93]
que permita copiar todo el contexto de un proceso incluyendo valores de memoria y aspecto de los periféricos
que esté usando para reanudarlo otro día, o simplemente eliminar un proceso o arrebatarle el recurso,
causando para ese proceso la pérdida de datos y tiempo.
6. Principios en el manejo de entrada - salida
El código destinado a manejar la entrada y salida de los diferentes periféricos en un sistema operativo
es de una extensión considerable y sumamente complejo. Resuelve la necesidades de sincronizar, atrapar interrupciones
y ofrecer llamadas al sistema para los programadores. En esta sección se repasarán los principios
más importantes a tomar en cuenta en este módulo del sistema operativo.
Dispositivos de Entrada - Salida
Los dispositivos de entrada salida se dividen, en general, en dos tipos: dispositivos orientados a bloques y dispositivos
orientados a caracteres. Los dispositivos orientados a bloques tienen la propiedad de que se pueden direccionar,
esto es, el programador puede escribir o leer cualquier bloque del dispositivo realizando primero una operación
de posicionamiento sobre el dispositivo. Los dispositivos más comunes orientados a bloques son los discos
duros, la memoria, discos compactos y, posiblemente, unidades de cinta. Por otro lado, los dispositivos orientados
a caracteres son aquellos que trabajan con secuencias de byes sin importar su longitud ni ningúna agrupación
en especial. No son dispositivos direccionables. Ejemplos de estos dispositivos son el teclado, la pantalla o display
y las impresoras.
La clasificación anterior no es perfecta, porque existen varios dispositivos que generan entrada o salida
que no pueden englobarse en esas categorías. Por ejemplo, un reloj que genera pulsos. Sin embargo, aunque
existan algunos periféricos que no se puedan categorizar, todos están administrados por el sistema
operativo por medio de una parte electrónica - mecánica y una parte de software.
Controladores de Dispositivos ( Terminales y Discos Duros)
Los controladores de dispositivos (también llamados adaptadores de dispositivos) son la parte electrónica
de los periféricos, el cual puede tener la forma de una tarjeta o un circuito impreso integrado a la tarjeta
maestra de la computadora. Por ejemplo, existen controladores de discos que se venden por separado y que se insertan
en una ranura de la computadora, o existen fabricantes de computadoras que integran esa funcionalidad en la misma
tarjeta en que viene la unidad central de procesamiento (tarjeta maestra).
Los controladores de dispositivos generalmente trabajan con voltajes de 5 y 12 volts con el dispositivo propiamente,
y con la computadora a través de interrupciones. Estas interrupciones viajan por el 'bus' de la computadora
y son recibidos por el CPU el cual a su vez pondrá en ejecución algún programa que sabrá
qué hacer con esa señal. A ese programa se le llama 'manejador de disposito' (device driver). Algunas
veces el mismo controlador contiene un pequeño programa en una memoria de solo lectura o en memoria de acceso
aleatoria no volátil y re-escribible que interactúa con el correspondiente manejador en la computadora.
En la figura 6.1 se muestra un esquema simple de dispositivos orientados a bloques y otros a caracteres.
Por ejemplo, la terminal (CRT) tiene un 'chip' que se encarga de enviar cadenas de bits por medio de un cable serial
que a su vez son recibidos por un controlador de puerto serial en la computadora. Este 'chip' también se
encarga de leer secuencias de bits que agrupa para su despiegue en la pantalla o para ejecutar algunas funciones
de control. Lo importante en todos estos dispositivos es que se debe ejercer un mecanismo para sincronizar el envío
y llegada de datos de manera concurrente.
Para intercambiar datos o señales entre la computadora y los controladores, muchas veces se usan registros
o secciones predefinidas de la memoria de la computadora. A este esquema se le llama 'manejo de entrada - salida
mapeado por memoria' (memory mapped I/O). Por ejmplo, para una IBM PC se muestran los vectores de interrupción
y las direcciones para la entrada -salida en la tabla 6.1.
Controlador Dirección(Hex) Vector de Interrupción
Reloj 040 - 043 8
Teclado 060 - 063 9
Disco Duro 320 - 32F 13
Impresora 378 - 37F 15
Monitor Mono 380 - 3BF -
Monitor Color 3D0 - 3DF -
Disco Flexible 3F0 - 3F7 14Tabla 6.1 Direcciones de Mapeo de Entrada - Salida
Acceso Directo a Memoria (DMA)
El acceso directo a memoria se inventó con el propósito de liberar al CPU de la carga de atender
a algunos controladores de dispositivos. Para comprender su funcionamiento vale la pena revisar cómo trabaja
un controlador sin DMA. Cuando un proceso requiere algunos bloques de un dispositivo, se envia una señal
al controlador con la dirección del bloque deseado. El controlador lo recibe a través del 'bus' y
el proceso puede estar esperando la respuesta (trabajo síncrono) o puede estar haciendo otra cosa (trabajo
asíncrono). El controlador recibe la señal y lee la dirección del bus. Envía a su vez
una o varias señales al dispositivo mecánico (si es que lo hay) y espera los datos. Cuando los recibe
los escribe en un buffer local y envía una señal al CPU indicándole que los datos están
listos. El CPU recibe esta interrupción y comienza a leer byte por byte o palabra por palabra los datos
del buffer del controlador (a través del device driver) hasta terminar la operación.
Como se ve, el CPU gasta varios ciclos en leer los datos deseados. El DMA soluciona ese problema de la manera siguiente.
Cuando un proceso requiere uno o varios bloques de datos, el CPU envía al controlador la petición
junto con el número de bytes deseados y la dirección de en dónde quiere que se almacenen de
regreso. El DMA actuará como un 'cpu secundario' [Stal92] en cuanto a que tiene el poder de tomar el control
del 'bus' e indicarle al verdadero CPU que espere. Cuando el controlador tiene listos los datos, el DMA 'escucha'
si el 'bus' está libre aprovechando esos ciclos para ir leyendo los datos del buffer del controlador e ir
escribiéndolos en el área de memoria que el CPU le indicó. Cuando todos los datos fueron escritos,
se le envía una interrupción al CPU para que use los datos. El ahorro con el DMA es que el CPU ya
no es interrumpido (aunque sí puede ser retardado por el DMA) salvando así el 'cambio de contexto'
y además el DMA aprovechará aquellos ciclos en que el 'bus' no fue usado por el CPU.
El hecho de que los controladores necesiten buffers internos se debe a que conforme ellos reciban datos de los
dispositivos que controlan, los deben poder almacenar temporalmente, ya que el CPU no está listo en todo
momento para leerlos.
Principios en el Software de Entrada - Salida
Los principios de software en la entrada - salida se resumen en cuatro puntos: el software debe ofrecer manejadores
de interrupciones, manejadores de dispositivos, software que sea independiente de los dispositivos y software para
usuarios.
Manejadores de interrupciones
El primer objetivo referente a los manejadores de interrupciones consiste en que el programador o el usuario no
debe darse cuenta de los manejos de bajo nivel para los casos en que el dispositivo está ocupado y se debe
suspender el proceso o sincronizar algunas tareas. Desde el punto de vista del proceso o usuario, el sistema simplemente
se tardó más o menos en responder a su petición.
Manejadores de disposisitivos
El sistema debe proveer los manejadores de dispositivos necesarios para los periféricos, así como
ocultar las peculiaridades del manejo interno de cada uno de ellos, tales como el formato de la información,
los medios mecánicos, los niveles de voltaje y otros. Por ejemplo, si el sistema tiene varios tipos diferentes
de discos duros, para el usuario o programador las diferencias técnicas entre ellos no le deben importar,
y los manejadores le deben ofrecer el mismo conjunto de rutinas para leer y escribir datos.
Software independiente del dispositivo
Este es un nivel superior de independencia que el ofrecido por los manejadores de dispositivos. Aquí el
sistema operativo debe ser capaz, en lo más posible, de ofrecer un conjunto de utilerías para accesar
periféricos o programarlos de una manera consistente. Por ejemplo, que para todos los dispositivos orientados
a bloques se tenga una llamada para decidir si se desea usar 'buffers' o no, o para posicionarse en ellos.
Software para usuarios
La mayoría de las rutinas de entrada - salida trabajan en modo privilegiado, o son llamadas al sistema que
se ligan a los programas del usuario formando parte de sus aplicaciones y que no le dejan ninguna flexibilidad
al usuario en cuanto a la apariencia de los datos. Existen otras librerías en donde el usuario si tiene
poder de decisión (por ejemplo la llamada a "printf" en el lenguaje "C"). Otra facilidad
ofrecida son las áreas de trabajos encolados (spooling areas), tales como las de impresión y correo
electrónico.
Relojes
Los relojes son esenciales para el buen funcionamiento de cualquier sistema porque juegan un papel decisivo en
la sincronización de procesos, en la calendarización de trabajos por lote y para la asignación
de turnos de ejecución entre otras tareas relevantes. Generalmente se cuenta con dos relojes en el sistema:
uno que lleva la hora y fecha del sistema y que oscila entre 50 y 60 veces por segundo y el reloj que oscila entre
5 y 100 millones de veces por segundo y que se encarga de enviar interrupciones al CPU de manera periódica.
El reloj de mayor frecuencia sirve para controlar el tiempo de ejecución de los procesos, para despertar
los procesos que están 'durmiendo' y para lanzar o iniciar procesos que fueron calendarizados.
Para mantener la hora y fecha del sistema generalmente se usa un registro alimentado por una pila de alta duración
que almacena estos datos y que se programan de fábrica por primera vez. Así, aunque se suspenda la
energía la fecha permanece. Para lanzar procesos (chequeo de tiempo ocioso de un dispositivo, terminación
del time slice de un proceso, etc), se almacena un valor en un registro (valor QUANTUM) el cual se decrementa con
cada ciclo del reloj, y cuando llega a cero se dispara un proceso que ejecutará las operaciones necesarias
(escoger un nuevo proceso en ejecución, verificar el funcionamiento del motor del disco flexible, hacer
eco de un caracter del teclado, etc).
7. Nucleos de sistemas operativos
Los núcleos (kernels) de los sistemas operativos se pueden ubicar en dos categorias: monolíticos
o micronúcleos (microkernels). El primer tipo de núcleo es el más tradicionalmente usado,
mientras que los micronúcleos forman parte delas tendencias modernas en el diseño de sistemas operativos.
Para comprender mejor qué diferencias existen entre ambas categorías, se necesita revisar algunos
conceptos.
Trabajos, Procesos y Thread
Estos tres conceptos van definiendo el grado de granularidad en que el sistema operativo trata a las masas de operaciones
que se tienen que realizar. Un trabajo se conceptualiza como un conjunto de uno o más procesos. Por ejemplo,
si se tiene que hacer el trabajo de correr el inventario, tal vez se subdivida ese trabajo en varios procesos:
obtener la lista de artículos, número en existencia, artículos vendidos, artículos
extraviados, etc. Un proceso se define como la imagen de un programa en ejecución, es decir, en memoria
y usando el CPU. A este nivel de granularidad, un proceso tiene un espacio de direcciones de memoria, una pila,
sus registros y su 'program counter'. Un thread es un trozo o sección de un proceso que tiene sus propios
registros, pila y 'program counter' y puede compartir la memoria con todos aquellos threads que forman parte del
mismo proceso.
Objetos
Un objeto es una entidad que contiene dos partes principales: una colección de atributos y un conjunto
de métodos (también llamados servicios). Generalmente los atributos del objeto no pueden ser cambiados
por el usuario, sino solamente a través de los métodos. Los métodos sí son accesibles
al usuario y de hecho es lo único que él observa: los métodos conforman lo que se llama la
'interfaz' del objeto. Por ejemplo, para el objeto 'archivo' los métodos son abrir, cerrar, escribir, borrar,
etc. El cómo se abre, se cierra, se borra, etc; está escondido para el usuario, es decir, los atributos
y el código están 'encapsulados'. La única forma de activar un método es a través
del envío de mensajes entre los objetos, o hacia un objeto.
Cliente - Servidor
Un cliente es un proceso que necesita de algún valor o de alguna operación externa para poder trabajar.
A la entidad que prove ese valor o realiza esa operación se le llama servidor. Por ejemplo, un servidor
de archivos debe correr en el núcleo (kernel) o por medio de un proceso 'guardián' al servidor de
archivos que escucha peticiones de apertura, lectura, escritura, etc; sobre los archivos. Un cliente es otro proceso
guardián que escucha esas peticiones en las máquinas clientes y se comunica con el proceso servidor
a través de la red, dando la apariencia de que se tienen los archivos en forma local en la máquina
cliente.
Núcleo Monolítico
Los núcleos monolíticos generalmente están divididos en dos partes estructuradas: el núcleo
dependiente del hardware y el núcleo independiente del hardware. El núcleo dependiente se encarga
de manejar las interrupciones del hardware, hacer el manejo de bajo nivel de memoria y discos y trabajar con los
manejadores de dispositivos de bajo nivel, principalmente. El núcleo independiente del hardware se encarga
de ofrecer las llamadas al sistema, manejar los sistemas de archivos y la planificación de procesos. Para
el usuario esta división generalmente pasa desapercibida. Para un mismo sistema operativo corriendo en diferentes
plataformas, el núcleo independiente es exactamente el mismo, mientras que el dependiente debe re-escribirse.
Microkernel
Un núcleo con 'arquitectura' micronúcleo es aquél que contiene únicamente el manejo
de procesos y threads, el de manejo bajo de memoria, da soporte a las comunicaciones y maneja las interrupciones
y operaciones de bajo nivel de entrada-salida. [Tan92]. En los sistemas oprativos que cuentan con este tipo de
núcleo se usan procesos 'servidores' que se encargan de ofrecer el resto de servicios (por ejemplo el de
sistema de archivos) y que utilizan al núcleo a través del soporte de comunicaciones.
Este diseño permite que los servidores no estén atados a un fabricante en especial, incluso el usuario
puede escoger o programar sus propios servidores. La mayoría de los sistemas operativos que usan este esquema
manejan los recursos de la computadora como si fueran objetos: los servidores ofrecen una serie de 'llamadas' o
'métodos' utilizables con un comportamiento coherente y estructurado. Otra de las características
importantes de los micronúcleos es el manejo de threads. Cuando un proceso está formado de un solo
thread, éste es un proceso normal como en cualquier sistema operativo.
Los usos más comunes de los micronúcleos es en los sistemas operativos que intentan ser distribuídos,
y en aquellos que sirven como base para instalar sobre ellos otros sistemas operativos. Por ejemplo, el sistema
operativo AMOEBA intenta ser distribuído y el sistema operativo MACH sirve como base para instalar sobre
él DOS, UNIX, etc.
8. Caso De Estudio: UNIX
Unix es uno de los sistemas operativos más ampliamente usados en computadoras que varían desde las
personales hasta las macro. Existen versiones para máquinas uniprocesador hasta multiprocesadores. Debido
a su historia, que evoluciona en los Laboratorios Bell de AT&T con un simulador de un viaje espacial en el
sistema solar, pasando por su expansión en universidades y la creación de las versiones más
importantes que son la de la Universidad de Berkeley y el Sistema V de la misma AT&T.
Estandarización de UNIX
Debido a las múltiples versiones en el mercado de UNIX, se comenzaron a publicar estándares para
que todas la s versiones fuesen 'compatibles'. La primera de ellas la lanzó AT&T llamada SVID (System
V Interface Definition) que defininía cómo deberían ser las llamadas al sistema, el formato
de los archivos y muchas cosas más, pero la otra versión importante, la de Bekeley (Berkeley Software
Distribution o BSD) simplemente la ignoró. Después la IEEE usó un algoritmo consistente en
revisar las llamadas al sistema de ambas versiones (System V y BSD) y aquellas que eran iguales las definió
como estándares surgiendo así la definición 'Portable Operating System for UNIX' o POSIX,
que tuvo buen éxito y que varios fabricantes adoptaron rápidamente. El estándard de POSIX
se llama 1003.1 Posteriormente los institutos ANSI e ISO se interesaron en estandarizar el lenguaje 'C' y conjuntamente
se publicaron definiciones estándares para otras áreas del sistema operativo como la interconectividad,
el intérprete de comandos y otras. En la tabla 8.1 se muestran las definiciones de POSIX.
Estándard Descripción
1003.0 Introducción y repaso.
1003.1 Llamadas al sistema.
1003.2 Intérprete y comandos.
1003.3 Métodos de prueba.
1003.4 Extensiones para tiempo real.
1003.5 Lenguaje Ada.
1003.6 Extensiones para la seguridad
1003.7 Administración del Sistema.
1003.8 Acceso transparente a archivos.
1003.9 Lenguaje Fortran.
1003.10 Supercómputo.
Tabla 8.1 Los Estándares de POSIX
Al momento del auge de los estándares de POSIX desgraciadamente se formó un grupo de fabricantes
de computadoras (IBM, DEC y Hewlett-Packard) que lanzaron su propia versión de UNIX llamada OSF/1 (de Open
Software Fundation). Lo bueno fue que su versión tenía como objetivo cumplir con todas los estándares
del IEEE, además de un sistema de ventanas (el X11), una interfaz amigable para los usuarios (MOTIF) y las
definiciones para cómputo distribuido (DCE) y administración distribuida (DME). La idea de ofrecer
una interfaz amigable en UNIX no fue original de OSF, ya en la versión 3.5 de SunOS de Sun Microsystems
se ofrecía una interfaz amigable y un conjunto de librerías para crear aplicaciones con interfaz
gráfica técnicamente eficiente y poderosa llamada SunWindows o SunVIEW. Esta interfaz junto con sus
librerías estaban evolucionando desde la versión para máquinas aisladas hacia una versión
en red, donde las aplicaciones podían estarse ejecutando en un nodo de la red y los resultados gráficos
verlos en otro nodo de la red, pero Sun tardó tanto en liberarlo que le dio tiempo al MIT de lanzar el X11
y ganarle en popularidad.
AT&T formó, junto con Sun Microsystems y otras compañias UNIX International y su versión
de UNIX, provocando así que ahora se manejen esas dos corrientes principales en UNIX.
8.2 Filosofía de UNIX
Las ideas principales de UNIX fueron derivadas del proyecto MULTICS (Multiplexed Information and Computing Service)
del MIT y de General Electric. Estas ideas son:
· Todo se maneja como cadena de bytes: Los dispositivos periféricos, los archivos y los comandos pueden verse como secuencias de bytes o como entes que las producen. Por ejemplo, para usar una terminal en UNIX se hace a través de un archivo (generalmente en el directorio /dev y con nombre ttyX).
· Manejo de tres descriptores estándares: Todo comando posee tres descriptores por omisión llamados 'stdin', 'stdout' y 'stderr', los cuales son los lugares de donde se leen los datos de trabajo, donde se envían los resultados y en donde se envían los errores, respectivamente. El 'stdin' es el teclado, el 'stdout' y el 'stderr' son la pantalla por omisión (default).
· Capacidades de 'entubar' y 'redireccionar': El 'stdin', 'stdout' y el 'stderr' pueden usarse para cambiar el lugar de donde se leen los datos, donde se envían los resultados y donde se envían los errores, respectivamente. A nivel comandos, el símbolo de 'mayor que' (>) sirve para enviar los resultados de un comando a un archivo. Por ejemplo, en UNIX el comando 'ls' lista los archivos del directorio actual (es lo mismo que 'dir' en DOS). Si en vez de ver los nombres de archivos en la pantalla se quieren guardar en el archivo 'listado', el redireccionamiento es útil y el comando para hacer la tarea anterior es 'ls > listado'. Si lo que se desea es enviar a imprimir esos nombres, el 'entubamiento' es útil y el comando sería 'ls | lpr', donde el símbolo "|" ( pipe) es el entubamiento y 'lpr' es el comando para imprimir en UNIX BSD.
· Crear sistemas grandes a partir de módulos: Cada instrucción en UNIX está diseñada para poderse usar con 'pipes' o 'redireccionamiento', de manera que se pueden crear sistemas complejos a través del uso de comandos simples y elegantes. Un ejemplo sencillo de esto es el siguiente. Suponga que se tienen cuatro comandos separados A,B,C y D cuyas funcionalidades son:
· A: lee matrices checando tipos de datos y formato.
· B: recibe matrices, las invierte y arroja el resultado en forma matricial.
· C: recibe una matriz y le pone encabezados 'bonitos'
· D: manda a la impresora una matriz cuidando el salto de página, etc.Como se ve, cada módulo hace una actividad específica, si lo que se quiere es un pequeño sistema que lea un sistema de ecuaciones y como resultado se tenga un listado 'bonito', simplemente se usa el entubamiento para leer con el módulo A la matriz, que su resultado lo reciba el B para obtener la solución, luego esa solución la reciba el módulo C para que le ponga los encabezados 'bonitos' y finalmente eso lo tome el módulo D y lo imprima, el comando completo sería ' A | B | C | D '. ø Fácil no ?
Sistema de Archivos en UNIX
El sistema de archivos de UNIX, desde el punto de vista del usuario, tiene una organización jerárquica
o de árbol invertido que parte de una raíz conocida como "/" (diagonal). Es una diagonal
al revés que la usada en DOS. Internamente se usa un sistema de direccionamiento de archivos de varios niveles,
cuya estructura más primitiva se le llama 'information node' (i-node) cuya explicación va más
allá de este trabajo. El sistema de archivos de UNIX ofreceun poderoso conjunto de comandos y llamadas al
sistema. En la tabla 8.2 se muestran los comandos más útiles para el manejo de archivos en UNIX vs.
VMS.
| Comando en UNIX | Comando en VMS | Utilidad |
| rm | delete | borra archivos |
| cpb | copy | copia archivos |
| mv | rename | renombra archivos |
| ls | dir | lista directorio |
| mkdir | create/directory | crea un directorio |
| rmdir | delete | borra directorio |
| ln | - | crea una 'liga simbolica' |
| chmod | set protection | maneja los permisos |
| chown | set uic | cambia de dueño |
Tabla 8.2 Manejo de Archivos en UNIX y VMS
La protección de archivos en UNIX se maneja por medio de una cadena de permisos de nueve caracteres. Los nueve caracteres se dividen en tres grupos de tres caracteres cada uno.
| RWX | RWX | RWX |
|
1 |
2 |
3 |
El primer grupo (1) especifica los permisos del dueño del archivo. El segundo grupo especifica los permisos
para aquellos usuarios que pertenecen al mismo grupo de trabajo que el dueño y finalmente el tercer grupo
indica los permisos para el resto del mundo. En cada grupo de tres caracteres pueden aparecer las letras RWX en
ese orden indicando permiso de leer (READ), escribir (WRITE) y ejecutar (EXECUTE). Por ejemplo, la cadena completa
RWXR-XR-- indica que el dueño tiene los tres permisos (READ,,WRITE,EXECUTE), los miembros de su grupo de
trabajo tienen permisos de leer y ejecutar (READ,EXECUTE) y el resto del mundo sólo tienen permiso de leer
(READ). Las llamadas al sistema más útiles en UNIX son 'open', 'close' e 'ioctl'. Sirven para abrir,
cerrar archivos; y establecer las características de trabajo. Por ejemplo, ya que en UNIX las terminales
se accesan a través de archivos especiales, el 'ioctl' (input output control) sirve para establecer la velocidad,
paridad, etc; de la terminal.
El núcleo de UNIX
El núcleo de UNIX (kernel) se clasifica como de tipo monolítico, pero en él se pueden encontrar
dos partes principales [Tan92]: el núcleo dependiente de la máquina y el núcleo independiente.
El núcleo dependiente se encarga de las interrupciones, los manejadores de dispositivos de bajo nivel (lower
half) y parte del manejo de la memoria. El núcleo independiente es igual en todas las plataformas e incluye
el manejo de llamadas del sistema, la planificación de procesos, el entubamiento, el manejo de sentilde;ales,
la paginación e intercambio, el manejo de discos y del sistema de archivos.
Los procesos en UNIX
El manejo de procesos en UNIX es por prioridad y round robin. En algunas versiones se maneja también un
ajuste dinámico de la prioridad de acuerdo al tiempo que los procesos han esperado y al tiempo que ya han
usado el CPU. El sistema provee facilidades para crear 'pipes' entre procesos, contabilizar el uso de CPU por proceso
y una pila común para todos los procesos cuando necesitan estarse ejecutando en modo privilegiado (cuando
hicieron una llamada al sistema). UNIX permite que un proceso haga una copia de sí mismo por medio de la
llamada 'fork', lo cual es muy útil cuando se realizan trabajos paralelos o concurrentes; también
se proveen facilidades para el envío de mensajes entre procesos. Recientemente Sun Microsystems, AT&T,
IBM, Hewlett Packard y otros fabricantes de computadoras llegaron a un acuerdo para usar un paquete llamado ToolTalk
para crear aplicaciones que usen un mismo método de intercambio de mensajes.
El manejo de memoria en UNIX
Los primeros sistema con UNIX nacieron en máquinas cuyo espacio de direcciones era muy pequeño (por
ejemplo 64 kilobytes) y tenían un manejo de memoria real algo complejo. Actualmente todos los sistemas UNIX
utilizan el manejo de memoria virtual siendo el esquema más usado la paginación por demanda y combinación
de segmentos paginados, en ambos casos con páginas de tamaño fijo. En todos los sistemas UNIX se
usa una partición de disco duro para el área de intercambio. Esa área se reserva al tiempo
de instalación del sistema operativo. Una regla muy difundida entre administradores de sistemas es asignar
una partición de disco duro que sea al menos el doble de la cantidad de memoria real de la computadora.
Con esta regla se permite que se puedan intercambiar flexiblemente todos los procesos que estén en memoria
RAM en un momento dado por otros que estén en el disco. Todos los procesos que forman parte del kernel no
pueden ser intercambiados a disco. Algunos sistemas operativos (como SunOS) permiten incrementar el espacio de
intercambio incluso mientras el sistema está en uso (en el caso de SunOS con el comando 'swapon'). También
es muy importante que al momento de decidirse por un sistema operativo se pregunte por esa facilidad de incrementar
el espacio de intercambio, así como la facilidad de añadir módulos de memoria RAM a la computadora
sin necesidad de reconfigurar el núcleo.
El manejo de entrada/salida en UNIX
Derivado de la filosofía de manejar todo como flujo de bytes, los dispositivos son considerados como archivos
que se accesan mediante descriptores de archivos cuyos nombres se encuentran generalmente en el directorio '/dev'.
Cada proceso en UNIX mantiene una tabla de archivos abiertos (donde el archivo puede ser cualquier dispositivo
de entrada/salida). Esa tabla tiene entradas que corresponden a los descriptores, los cuales son números
enteros [Deitel93] obtenidos por medio de la llamada a la llamada del sistema 'open'. En la tabla 8.3 se muestran
las llamadas más usuales para realizar entrada/salida.
| Llamada | Función |
| open | Obtener un descriptor entero. |
| close | Terminar las operaciones sobre el archivo |
| lseek | Posicionar la entrada/salida. |
| read,write | Leer o escribir al archivo (dispositivo) |
| ioctl | Establecer el modo de trabajo del dispositivo |
Tabla 8.3 Llamadas al sistema de entrada/salida
En UNIX es posible ejecutar llamadas al sistema de entrada/salida de dos formas: síncrona y asíncrona.
El modo síncrono es el modo normal de trabajo y consiste en hacer peticiones de lectura o escritura que
hacen que el originador tenga que esperar a que el sistema le responda, es decir, que le de los datos deseados.
A veces se requiere que un mismo proceso sea capaz de supervisar el estado de varios dispositivos y tomar ciertas
decisiones dependiendo de si existen datos o no. En este caso se requiere una forma de trabajo asíncrona.
Para este tipo de situaciones existen las llamadas a las rutinas 'select' y 'poll' que permiten saber el estado
de un conjunto de descriptores.
9. Caso De Estudio: VMS
El sistema operativo VMS (Virtual Memory System) es uno de los más robustos en el mercado, aunque es propietario
de la compañia Digital Equipment Corporation. Actualmente con su versión OpenVMS 5.x existe para
los procesadores de las máquinas VAX (CISC) y con el Alpha-chip (RISC). Ofrece un amplio conjunto de comandos
a través de su intérprete Digital Command Language (DCL), utilidades de red (DECnet), formación
de 'clusters' de computadoras para compartir recursos, correo electrónico y otras facilidades. Es un sistema
operativo multiusuario/multitarea monolítico.
El manejo de archivos en VMS
El sistema de archivos de VMS es jerárquico aunque la descripción de sus senderos tiene una sintaxis
propia. En la figura 9.1 se muestra un ejemplo.
Los archivos en VMS se referencían con la sintaxis 'nombre.tipo;versión', donde 'nombre' es una cadena
de caracteres alfanuméricos, 'tipo' es la extensión del archivo y se usa generalmente para describir
a qué aplicación pertenece ('pas'=pascal, 'for' fortran, etc.) y 'versión' es un número
entero que el sistema se encarga de asignar de acuerdo al número de veces que el archivo ha sido modificado.
Por ejemplo, si se ha editado tres veces el archivo 'lee.pas', seguro que existirán las versiones 'lee.pas;1',
'lee.pas;2' y 'lee.pas;3'. De esta forma el usuario obtiene automáticamente una 'historia' de sus archivos.
La protección de los archivos se realiza mediante listas de control de acceso (Access Control Lists). Se
pueden establecer protecciones hacia el dueño del archivo, hacia los usuarios privilegiados (system), hacia
los usuarios que pertenecen al mismo grupo de trabajo que el dueño y hacia el resto del mundo. Para cada
uno de los anteriores usuarios se manejan cuatro permisos: lectura, escritura, ejecución y borrado. Por
ejemplo, el siguiente comando:
$ set protection=(S:rwed,O:rwed,G:d:W:e) lee.pas
establece que el archivo 'lee.pas' dará todos los permisos al sistema (S:rwed) y al dueño (O:rwed),
mientras que a los miembros del grupo de trabajo le da permiso de borrar (G:d) y al resto del mundo permiso de
ejecución (W:e). [VMS89].
Una lista de los comandos sobre archivos más útiles en VMS se mostró en la tabla 8.2, que
son bastante mnemónicos en contraste con los comandos crípticos de UNIX.
En VMS, a través de su 'Record Management System' (RMS) se obtienen las facilidades para la manipulación
de archivos tanto locales como en red. En el RMS, se provenn facilidades tales como: múltiples modos de
acceso a archivos para lograr accesarlos en forma concurrente y permitiendo su consistencia e integridad, establecimiento
de candados automáticos al momento de apertura para evitar actualizaciones erróneas y optimización
interna en las operaciones de entrada/salida al accesar los archivos. En el caso de que los archivos no son locales,
sino remotos, se utiliza internamente el protocolo llamado 'Data Access Protocol' (DAP).
Manejo de procesos en VMS
Soporta muchos ambientes de usuario tales como : Tiempo crítico, desarrollo de programas interactivos, batch,
ya sea de manera concurrente, independiente o combinado.
El calendarizador VAX/VMS realiza calendarización de procesos normales y de tiempo real, basados en la prioridad
de los procesos ejecutables en el Balance Set.Un proceso normal es referido a como un proceso de tiempo compartido
o proceso background mientras que los procesos en tiempo real se refieren a los de tiempo crítico.
En VMS los procesos se manejan por prioridades y de manera apropiativa. Los procesos se clasifican de la prioridad
1 a la 31, siendo las primeras quince prioridades para procesos normales y trabajos en lote, y de la 16 a la 31
para procesos privilegiados y del sistema. Las prioridades no permanecen fijas todo el tiempo sino que se varían
de acuerdo a algunos eventos del sistema. Las prioridades de los procesos normales pueden sufrir variaciones de
hasta 6 puntos, por ejemplo, cuando un proceso está esperando un dispositivo y éste fue liberado.
Un proceso no suelta la unidad central de procesamiento hasta que exista un proceso con mayor prioridad.
El proceso residente de mayor prioridad a ser ejecutado siempre se selecciona para su ejecución.Los procesos
en tiempo crítico son establecidos por el usuario y no pueden ser alterados por el sistema. La prioridad
de los procesos normales puede ser alterada por el sistema para optimizar overlap de computación y otras
actividades I/O.
Un aspecto importante del planificador de procesos en VMS es la existencia de proceso 'monitor' o 'supervisor',
el cual se ejecuta periódicamente para actualizar algunas variables de desempeño y para re-calendarizar
los procesos en ejecución.
Existen versiones de VMS que corren en varios procesadores, y se ofrece librerías para crear programas con
múltiples 'threads'. En específico se proveen las interfaces 'cma', 'pthread' y 'pthread-exception-returning'.
Todas estas librerías se conocen como DECthreads e incluyen librerías tales como semáforos
y colas atómicas para la comunicación y sincronización entre threads. El uso de threads sirve
para enviar porciones de un programa a ejecutar en diferentes procesadores aprovechando así el multiproceso.
Servicios del Sistema para el Control de Procesos
· Crear un proceso:
El servicio de creado de sistema permite a un proceso crear otro. El proceso creado puede ser un subproceso o un proceso completamente independiente. (se necesitan privilegios para hacer esto).
· Suspender un proceso:
Esto es que le permite a un proceso suspenderse a sí mismo o a otro (también necesita tener privilegios).
· Reanudar un proceso:
Permite a un proceso reanudar a otro si es que este tiene privilegios para hacerlo.
· Borrar un proceso:
Permite que se borre el proceso mismo o a otro si es que es un subproceso, o si no tiene que tener privilegios de borrado.
· Dar Prioridad:
Permite que el proceso mismo se ponga prioridad o a otros, para el calendarizador.
· Dar el modo de espera:
Permite que el proceso escoja de dos modos: el modo por default es cuando un proceso requiere un recurso y está ocupado y espera a que esté desocupado, y el otro modo es cuando está ocupado el recurso, el proceso no espera y notifica al usuario que el recurso no se encuentra disponible en ese momento en lugar de esperar.
· Hibernar:
Es cuando un proceso se hace inactivo pero está presente en el sistema. Para que el proceso continue necesita de un evento para despertar.
· Wake:
Esto activa a los procesos que estan hibernando.
· Exit:
Es cuando se aborta un proceso.
· Dar nombre al proceso:
Este puede dar un nombre al proceso mismo o cambiarlo (el PCB contiene el nombre).
Manejo de memoria en VMS
El sistema operativo VMS utiliza un esquema de manejo de memoria virtual combinado de segmentación paginada
que se describe exactamente como se vió en el capítulo de administración de memoria de este
trabajo. Lo novedoso en VMS es que usa un doble esquema de paginación cuando las páginas se van a
intercambiar de memoria RAM hacia disco duro. En primer lugar, cuando una página necesita cargarse a RAM
ésta se carga junto con varias páginas que están adyacentes, justificando esto por medio de
la teoría del conjunto de trabajo que especifica que es muy probable que las referencias a memoria en el
futuro inmediato caerán precisamente en esas páginas. De este modo, se tiene un doble algoritmo:
al hecho de cargarse las páginas cuando se necesitan se le llama 'paginación por demanda' y al hecho
de traerse las otras páginas del conjunto de trabajo por anticipado se le llama 'paginación anticipada'.
El manejo de entrada/salida en VMS
En VMS, se usan nombres 'lógicos' para describir a los dispositivos existentes en el sistema. Un concepto
importante tanto en archivos como en dispositivos es el 'User Identification Code' (UIC) que permite establecer
protecciones adicionales a los ACL. En los dispositivos se manejan cinco tipos de permisos: leer, escribir, ejecutar,
borrar y controlar. No todos los permisos se aplican a todos los dispositivos. El permiso de 'control' no se maneja
explícitamente sino que se otorga por omisioacute;n al dueño y al sistema. Los permisos de los discos,
unidades de cinta y otros dispositivos son establecidos por el administrador del sistema.
Los dispositivos reciben nombres 'lógicos', por ejemplo, para una unidad de cinta el nombre puede ser 'MTA0'.
System Interface" (SCSI) que son ampliamente usados en diversas plataformas. El intercambio de datos entre
la unidad central de proceso y los periféricos se lleva a cabo a través de los 'buses' normalizados
UNIBUS y MASSBUS.
10. Caso De Estudio: OS/2
El sistema operativo OS/2 ha tenido una historia turbulenta en el seno de Microsoft e IBM, creciendo en algún
tiempo bajo equipos de trabajo de ambas compañias y prosiguiendo finalmente con la última. Los objetivos
para este sistema operativo eran: compatibilidad para ejecutar los programas existentes para DOS en las computadoras
80x86, ofrecer la multitarea, la facilidad de memoria virtual y servicios de red de área local [Alcal92].
Manejo de archivos en OS/2
Debido al objetivo inicial de mantener compatibilidad con DOS, las versión 1.0 de OS/2 era muy similar a
la de éste sistema operativo. Posteriormente en las versiones 2.x mejoró el sistema de archivos con
otras facilidades, como ofrecer dos modos de trabajo: el síncrono y el asíncrono. El modo síncrono
se realiza a través del llamado a las rutinas 'DosRead' y 'DosWrite', mientras que el asíncrono se
realiza por medio de 'DosReadAsync' y 'DosWriteAsync'. En el caso de que se estén ejecutando varios 'threads'
de un proceso, la sincronización de las operaciones sobre archivos se puede realizar a través de
semaacute;foros con la llamada a la rutina 'DosMuxSemWait'.
Respecto a los discos duros, OS/2 permite crear varias particiones en un solo disco y mantener sistemas de archivos
en cada partición con su propio 'File Allocation Table' (FAT) en cada partición. A este tipo de particiones
se les llama 'particiones ampliadas'. OS/2 continua usando nombres de archivos de ocho caracteres y extensiones
de tres con un punto que los separa. En la tabla 10.1 se muestran algunas llamadas para la manipulacioacute;n de
archivos.
| Llamada | Descripción |
| DosBufReset | Graba al disco los buffers del archivo |
| DosClose | Cierra el archivo |
| DosDelete | Borra el archivo |
| DosDevIOCtl | Establece parámetros de trabajo |
| DosMkDir | Crea un directorio |
| DosNewSize | Cambia el tamaño de archivo |
| DosFileInfo | Obtiene información sobre el archivo |
| DosSetFileInfo | Establece información del archivo |
| DosOpen | Abre un archivo |
| DosSetFileMode | Establece el modo de operación |
| DosRmDir | Borra un directorio vacío |
| DosSelectDisk | Selecciona un disco para trabajar |
Tabla 10.1 Algunas llamadas de OS/2 para archivos
Como en UNIX y algunos otros sistemas operativos, OS/2 permite ser instalado en una partición de disco duro
y dejar otras intactas para instalar otros sistemas operativos, dando así la facilidad de poder usar una
misma computadora con diferentes sistemas operativos. OS/2 ofrece una interfaz gráfica para que el usuario
trabaje, en particular ofrece un ícono para representar los archivos y una barra de menús para realizar
operaciones sobre ellos como abrirlos, cerralos, copiarlos, etc. Si el usuario está acostumbrado a teclear
comandos, entonces puede pedir una sesión de DOS para usar los comandos habituales de ese sistema operativo.
En particular, en el ambiente de ventanas se tiene un ícono denominado 'Sistema OS/2' que contiene otro
ícono llamado 'Unidades' y ahí existen íconos que representan el disco duro, unidades de disco
flexible, etc. Para realizar copias de archivos, borrados, etc; basta con arrastrar los íconos correspondientes
de/hacia el origen/destino deseado. La versión inicial de OS/2 tenía incluído el sistema Windows,
pero debido a las regalías que debía pagar a Microsoft, éste fue eliminado y el usuario debe
adquirirlo por separado, y configurarlo al momento de instalación.
Manejo de procesos en OS/2
OS/2 utiliza un esquema de planificación apropiativa, es decir, los procesos pueden ser suspendidos para
darle su turno de ejecución a otro diferente. Los procesos pueden estar dividos en 'threads' que cuentan
con sus propios registros, pila y contador de programa y todos los 'threads' de un mismo proceso comparten la memoria.
Esto facilita la comunicación entre ellos y la sincronización. También es posible que un proceso
genere un proceso hijo, en tal caso el hijo hereda todos los atributos del padre como son los descriptores de archivos
abiertos, los valores en memoria, etc; prácticamente igual que el sistema operativo UNIX.
Otra facilidad de OS/2 es la facilidad de crear 'conductos' lo cual también es una función heredada
de UNIX.
La calendarización de procesos o 'threads' se hace por prioridad y dándoles una intervalo de ejecución
a cada proceso o 'thread'. Se manejan tres niveles de prioridades: procesos preferentes, procesos preferentes interactivos
y procesos normales. OS/2 eleva a la categoría de prefentes a aquellos procesos que hacen mucha E/S.
Otra facilidad notable de OS/2 es la carga dinámica de librerías, que consiste en la generación
de aplicaciones cuyas librerías no forman parte del coacute;digo compilado, sino que son cargadas cuando
el programa es ejecutado. Esto sirve bastante sobre todo cuando las librerías son de uso común. Como
se ve, esta facilidad es parecida a las del sistema operativo UNIX SunOS.
Manejo de memoria en OS/2
La versión inicial de OS/2 usaba segmentación pura debido sobre todos a las restricciones de los
procesadores. Pero ya que el 80386 soportaba segmentación y paginación, IBM prometió un manejo
de memoria virtual más sofisticado. El algoritmo de sustitución de segmentos era el 'Menos Recientemente
Usado'. Con el 80386 se rompió la barrera de segmentos de 64 kilobytes para ofrecer los llamados 'segmentos
gigantes' que podian estar formados de varios segmentos de 64k. Debido a que OS/2 debe hacer uso del modo protegido,
no se permiten algunos manejadores de extensión de memoria que violan este modo de trabajo. En particular,
la versión 2.0 soporta aplicaciones que usan el modo protegido de DOS 'DOS Protect-Mode Interface', el 'Expanded
Memory Specification' (EMS), o el 'Extended Memory Specification' (XMS). Los programas que usan WINMEM32.DLL no
eran soportados, ni los que accesan directamente los sectores fisicos del disco duro.
Para estas fechas, es posible contar con una versión de OS/2 que maneje la memoria con paginación.
Manejo de entrada/salida en OS/2
En OS/2 se tuvo un gran problema de diseño en este aspecto, ya que se deseaba dar compatibilidad a los programas
existentes para DOS. En este aspecto, existen gran cantidad de programas de DOS que accesaban directamente algunos
periféricos, incluso interceptando los vectores de interrupciones para realizar un manejo propio en la entrada/salida.
Todos esos programas no son soportados en forma nativa en OS/2, sino que deben ser recreados usando una facilidad
llamada 'supervisor de dispositivos'.
OS/2 sigue soportando la idea de 'device drivers' en una forma parecida que en DOS. De hecho, algunos estudiosos
de los sistemas operativos afirman que DOS se puede considerar como un sistema 'microkernel' por esta característica.
Para que un proceso sea candidato a manejar un dispositivo, debe informarlo a través de una llamada a 'DosMonOpen'
y 'DosMonReg'. El supervisor de dispositivos usará un modelo de productor-consumidor para enviar y recibir
datos con el proceso candidato. Tambieacute;n es factible que para un mismo dispositivo el supervisor envíe
los datos a varios procesos interesados en leer de él. Los dispositivos en OS/2 se clasifican en aquellos
orientados a bloques y aquellos orientados a caracteres. Los dispositivos orientados a caracteres se manejan de
manera síncrona.
Los procesos también pueden indicar los permisos de los archivos y dispositivos para indicar quiénes
pueden accesarlos al mismo tiempo. De este modo se consigue que los datos estén íntegros.
También existe el servicio de reloj, lo cual permite sincronizar algunos eventos, por medio del reloj del
sistema que oscila 32 veces por segundo y otro que oscila millones de veces. Dependiendo de la precisión
deseada se usa el reloj adecuado. Las llamadas para el reloj de mayor precisión se hacen en un área
llamada 'segmento de información global' por medio de la rutina 'DosGetInfoSeg'.
11. Caso De Estudio: WindowsNT
Windows NT es el nuevo sistema operativo de Microsoft. Fue diseñado para tomar ventaja de todo el poder
que ofrecen los procesadores más avanzados de Intel, así como algunos de los procesadores RISC. Windows
NT es la respuesta de Microsoft a UNIX. NT ofrece los mismos servicios que UNIX, interopera con redes UNIX pero
remplaza los comandos criacute;pticos de UNIX, su estructura de archivos ARCANE y la mezcla de GUIs con una simple
y estandarizada interfaz para el usuario como lo es Windows. Además, NT tiene las características
que originalmente iba a tener el OS/2: un avanzado sistema operativo de 32 bits y compatibilidad con Windows GUI,
además de soportar las aplicaciones hechas en DOS pero liberándose de las limitaciones de éste.
Las características de diseño que hacen de Windows NT un sistema operativo avanzado son
· Extensibilidad: El código podrá ser alterado (crecer o cambiar) de manera sencilla según cambien las necesidades del mercado.
· Portabilidad: El código podrá utilizar cualquier procesador sin que esto afecte su desempeño de manera negativa.
· Confiabilidad y robustez: El sistema deberá auto-protegerse tanto de los malos funcionamientos internos como de los externos. Así mismo se deberá comportar de manera predecible en cualquier momento y las aplicaciones no deberán afectar su funcionamiento en forma negativa.
· Compatibilidad: El sistema se extendará hacia la tecnología existente pero al mismo tiempo sus API y sus UI serán compatibles con los sistemas ya existentes de Microsoft.
· Multiprocesamiento y escalabilidad: Las aplicaciones podrán tomar ventaja de cualquier computadora y los usuarios podrán correr las mismas aplicaciones tanto en una computadora de un procesador como en una multiprocesador.
· Cómputo distribuído: NT será capaz de repartir sus tareas computacionales a otras computadoras en la red para dar a los usuarios más poder que el que tenga cualquier computadora por sí misma en la red. Podrá usar computadoras tanto local como remotamente de manera transparente al usuario (efecto de sinergia en red).
· Desempeño: El sistema debe responder y ser lo más rápido posible en cada plataforma HW.
· Compatibilidad con POSIX: POSIX (Portable Operating System based on UNIX) es un estándar especificado por el gobierno de los EU, el cual deberán de cumplir todos los contratos en el área computacional que sean vendidos a ese gobierno. NT puede proporcionar un ambiente opcional para la ejecución de aplicaciones POSIX.
· Seguridad certificable por el gobierno de EU: El gobierno de EU estableció niveles de seguridad computacional como guías a cumplir para todas las aplicaciones gubernamentales. El rango de estos niveles va desde la D (menor) hasta la A (mayor), en donde la C y B tienen varios subniveles. NT puede soportar el C2 (el dueño del sistema tiene el derecho de decidir quién tiene permiso de acceso y el sistema operativo puede detectar cuándo los datos son accesados y por quién) pero en futuras versiones puede ser mejorada para alcanzar niveles de seguridad más altos.
Características de WindowsNT
Un sistema operativo es un programa complejo que necesita un modelo unificado para asegurarse que el sistema puede
acomodar sus características propias sin que éstas alteren el diseño. El diseño de
Windows NT fue guiado por una combinación de diversos modelos que fueron unidos en Windows NT. Los razgos
característicos de NT son:
· Direccionamiento de 32-bits.
· Soporte de memoria virtual.
· Preemptive multitasking.
· Soporte para multiprocesador.
· Arquitectura cliente/servidor.
· Seguridad e integridad del sistema.
· Compatibilidad con otros Sistemas Operativos.
· Independencia de plataformas.
· Networking (Interoperatividad).
El núcleo de WindowNT
El núcleo es la base del sistema operativo, en donde reside el ejecutivo del NT por medio del cual se realizan
las siguientes operaciones:
· Entradas y salidas de tareas al sistema.
· Proceso de interrupciones y excepciones.
· Sincronización de los multiprocesadores.
· Recuperación del sistema después de una caída.
Entradas y salidas de tareas al sistema
Cada objeto de tipo tarea es creado como una respuesta a una requisición de la aplicación que contenga
una mini-tarea consistente en una llamada al kernel que es usada para iniciar la ejecución de una tarea
más larga, cada una de las tareas puede encontrarse en los estados de ejecución, espera en cola,
espera por recursos, lista para ejecución o finalizada. El kernel cuenta con un módulo llamado despachador
que se encarga de permitir la entrada de los procesos y de darlos por terminados. El despachador igualmente examina
la prioridad de los procesos para determinar en qué orden van a ser ejecutados; suspendiendo y activando
los procesos.
Proceso de interrupciones y excepciones
En Windows NT se manejan las interrupciones como en cualquier sistema operativo. La llegada de señales por
el bus debido a fallas de los programas o por peticiones de entrada/salida de los periféricos son atrapadas
por el núcleo. En la Figura 11.1 se pueden observar las partes del núcleo de WindowsNT. El paso de
los subsistemas de OS/2, POSIX y Win32 hacia los servicios del sistema se hace a través de mensajes y de
atrapado de interrupciones.
Sincronización de los multiprocesadores.
Esta característica asegura que sólo una tarea puede accesar un mismo recurso a la vez. En un sistema
basado en multiprocesadores con memoria compartida, dos o más procesadores pueden estar ejecutando tareas
que necesitan accesar la misma página de memoria o realizar operaciones sobre un mismo objeto. El núcleo
y el ejecutivo de NT proveen mecanismos para asegurar la integridad del sistema a través de la sincronización;
en el caso del kernel la sincronización es manejada a través de candados colocados en puntos críticos
de las instrucciones del nivel despachador, de esta manera, ningún otro procesador puede ejecutar código
o accesar datos protegidos por uno de los candados de tipo spin hasta que éste es liberado. El ejecutivo
del NT realiza la sincronización a través de la familia de los objetos de sincronización.
Recuperación del sistema
La última función del kernel consiste en la recuperación del sistema en caso de una caída.
Cuando existe una falla de alimentación en un sistema NT se dispara una interrupción de alta prioridad
la cual dispara a su vez una serie de tareas diseñadas para preservar la integridad del sistema operativo
y de los datos tan rápido como sea posible.
El mcro-núcleo de WindowsNT contiene una capa de abstracción del hw que es el límite entre
el ejecutivo del NT y el hw específico de la computadora. NT fue diseñado de tal manera que los cambios
de código son mínimos para ser acoplados a las diferentes plataformas de hw tomando como ejemplo
los sistemas UNIX.
Arquitectura cliente/servidor
Windows NT tiene dos modos de operar, modo usuario y modo privilegiado (kernel). Programas de aplicaciones como
una base de datos, una hoja de cálculo, o un sistema de reservaciones de un hotel, siempre son ejecutadas
en modo usuario. El ejecutivo de NT es el corazón del sistema. El ejecutivo de NT realiza tareas como el
manejo de entradas y salidas, la memoria virtual, y todos lo procesos, además de controlar las ligas entre
NT y el hardware de la computadora. El ejecutivo de NT es ejecutado en modo kernel, el cual es una modo de alta
seguridad libre de interferencias de los procesos de los usuarios. Consúltese la figura 11.1.
El modo usuario, hay también los llamados subsistemas protegidos. Un ejemplo de estos es el Win32 API. Usando
esta API los programadores no tienen porque preocuparse acerca del hardware donde el programa va a ser ejecutado
y por otro lado protege al sistema de aquellos programadores que traten de modificar su memoria y para hacer que
falle el sistema. Adicionalmente el API tiene reglas de seguridad que protegen a los otros subsistemas de interferencias
entre ellos.
En el ambiente de NT los programas de aplicación de los usuarios son los clientes y los subsistemas protegidos
son los servidores. Las aplicaciones (clientes) mandan mensajes a los subsistemas protegidos a través del
ejecutivo de NT, el cual provee un conjunto de servicios compartidos para todos los servidores. Y a su vez los
servidores contestan a los clientes de la misma forma.
En NT, los servidores ejecutándose en un procesador local pueden mandar mensajes de sus clientes a otros
servidores que estén siendo ejecutados en procesadores remotos sin que se necesite que el cliente sepa algo
de los servidores remotos.
El modelo cliente/servidor hizo que el sistema operativo fuera más eficiente eliminando recursos duplicados
y elevó el soporte que ofrece el sistema operativo para multiproceso y redes. Esta arquitectura permite
que otros API's sean añadidos sin tener que aumentar un nuevo ejecutivo de NT para su manejo. Por otro lado
cada subsistema es un proceso separado en su propias memorias protegidas, así, si uno de los subsistemas
falla no hace que todo el sistema falle también.
El ejecutivo NT (Ver figura 11.1) es un sistema operativo completo que no cuenta con interfaz y está compuesto
de cuatro capas, siendo éstas las siguientes:
· Servicios del sistema: son las llamadas al sistema que sirven como medio de comunicación entre los modos de los procesos y los componentes del ejecutivo. La manera en que interactúan los dos componentes anteriormente mencionados es a través de llamadas al sistema; en otras palabras los servicios del sistema son el API para el modo de usuario.
· Componentes del ejecutivo: el ejecutivo de NT tiene seis componentes primarios cada uno de los cuales realiza el siguiente conjunto de operaciones críticas del sistema: manejador de objetos, monitoreo de la seguridad del sistema, manejador de procesos, facilidad para la llamada de procesos locales, manejador de la memoria virtual y manejador de las entradas y salidas.
Manejador de Objetos
Este módulo es el responsable de crear, manejar y borrar los objetos del ejecutivo de NT, siendo este tipo
de objetos procesos y datos, así como objetos propios de los niveles del sistema.
Existen dos tipos principales de objetos: los objetos ejecutivos que son creados dentro del ejecutivo y que son
accesibles para el ejecutivo y los subsistemas protegidos, y la otra clase se objetos que son sólo accesibles
por el ejecutivo y que se llaman objetos del kernel y que sólo pueden ser modificados dentro del mismo.
El manejador de objetos tiene las siguientes funciones:
· Asignar memoria.
· Asigna un descriptor de seguridad del objeto el cual permite o prohíbe el acceso a dicho objeto.
· Coloca el nombre del objeto dentro de la posición adecuada en el directorio de objetos.
· Crea y regresa un "manejador" o apuntador al objeto el cual elimina la necesidad de llamar al objeto por su ubicación.
Monitor de la seguridad del sistema
El monitor de la seguridad del sistema trabaja en conjunción con el manejador de objetos para proveer un
mecanismo de control de acceso a los objetos mismos.
La información de control de acceso esta atada a cada objeto, dentro de esta información cada objeto
maneja una lista de control de accesos ( ACL ) en esta lista cada objeto registra los permisos de acceso con los
que cuenta su creador pero siempre manteniendo la peculiaridad de que el dueño de dicho objeto puede cambiar
los permisos.
Manejo de archivos en WindowsNT
En lo relativo al sistema de archivos de NT tiene compatibilidad con los siguientes sistemas de archivos:
· FAT (DOS)
· HPFS (OS/2)
La migración de archivos desde DOS o Windows 16-bits al sistema manejador de archivos de Windows NT (NTFS)
puede dar como resultado que el sistema y los usuarios confundan la seguridad de estos archivos pero esto tiene
una fácil solución con la intervención del administrador.
La facilidad de soportar diferentes tipos de archivos ayuda a lograr una característica llamada 'personalidad
del sistema operativo'. Esta característica consiste en la facilidad de que un sistema operativo soporte
la ejecución de aplicaciones creadas para un sistema operativo diferente. Como se puede observar en la figura
11.1, los susbsistemas de Win32, de POSIX y de OS/2 complementan el logro de diferentes personalidades.
Manejo de procesos en WindowsNT
En la arquitectura de NT los procesos son segmentados en componentes más pequeños llamados 'threads'.
WindowsNT soporta varias tareas al mismo tiempo. Existen dos tipos de multitarea, el apropiativo (preemptive) y
el no apropiativo (no preemptive). Con la multitarea apropiativa la ejecución de un 'thread' puede ser suspendida
después de un tiempo determinado (time slice) por el sistema operativo para permitir que otro thread sea
ejecutado. Mientras que con la multitarea no apropiativa, es el thread el que determina cuándo le regresará
el control al sistema operativo para permitir que otro thread sea ejecutado. NT así como OS/2 y UNIX usan
preemptive multitasking para soportar la ejecución "simultánea" de varios procesos.
Manejador de Procesos.
El manejador de procesos es un componente ambiental que crea y destruye procesos y tareas, como el manejador de
objetos, el manejador de procesos ve los procesos como si fueran objetos en efecto el manejador de procesos puede
ser considerado como un instancia específica del manejador de objetos porque dicho manejador crea, maneja
y destruye un sólo tipo de objetos.
Se puede únicamente distinguir una funcionalidad adicional al manejador de objetos con la que cuenta el
manejador de procesos que consiste en el manejo del estadío de cada uno de los procesos (ejecutar, suspender,
reiniciar, terminar una tarea).
Las llamadas a procedimientos locales (LPC, ver figura 11.1) son usadas para pasar mensajes entre dos diferentes
procesos corriendo dentro de un mismo sistema NT, estos sistemas fueron modelados utilizando como modelo las llamadas
a procedimientos remotos (RPC); los RPC consisten en una manera estandarizada de pasar mensajes entre un cliente
y un servidor a través de una red. Similarmente los LPC's pasan mensajes de un procedimiento cliente a un
procedimiento servidor en un mismo sistema NT.
Cada proceso cliente en un sistema NT que tiene capacidad de comunicación por medio de LPC's debe tener
por lo menos un objeto de tipo puerto asignado a él, este objeto tipo puerto es el equivalente a un puerto
de TCP/IP en un sistema UNIX.
Soporte para multiprocesador
Existen dos tipos de multiproceso, el asimétrico y el simétrico. En el asimétrico hay un procesador
(maestro) en el cual se ejecuta el sistema operativo y los demás (esclavos) donde se ejecutan las demás
tareas. La ventaja de éste es que al aumentar más procesadores se tiene que hacer un cambio mínimo
y fácil para el manejo de éstos y en general se eliminan muchos problemas de integridad de datos.
La gran desventaja es que al haber sólo una copia del sistema operativo en un sólo procesador (maestro)
cuando este procesador falla todo el sistema falla porque todos los recursos que son manejados por el sistema operativo
no pueden ser accesados.
En el simétrico se ejecuta el sistema operativo - o una gran parte de él - en cualquiera de los procesadores
disponibles y todos ellos tienen acceso a los recursos a menos que cada recurso sea asignado a un procesador específico.
Aunque es mas difícil de implementar tiene muchas más ventajas. Primero, este tipo de sistemas tienden
a ser más eficientes porque las tareas tanto del sistema operativo como de los usuarios pueden ser distribuídas
en forma balanceada a todos los procesadores. Debido a que las demandas del sistema operativo pueden ser repartidas
a todos los procesadores, el tiempo de inactividad de un procesador mientras otro está sobretrabajando es
mínimo. Segunda, si un procesador falla, es posible que sus tareas sean repartidas entre los demás
y no es necesario que todo el sistema sea parado o que falle el sistema. Y finalmente, la portabilidad del sistema
es mayor debido a que no sigue la arquitectura de mastrer/slave. NT implementa este modelo de multiproceso.
Seguridad e integridad del sistema
Seguridad en relación a Windows NT se refiere a dos cosas básicamente:
· El control total en el acceso al sistema y a los archivos o subdirectorios que hay en el sistema. (Control de acceso y seguridad del sistema)
· La protección individual de los procesos y del sistema operativo, para que en caso de un bug o de un programa destructivo no pueda hacer que el sistema se caiga o afecte a otros programas o aplicaciones. (Integridad del sistema)
En el primer punto, el control sobre el acceso al sistema se refiere al manejo de user names y passwords para
poder accesar al sistema operativo, de esta manera se mantienen a los usuarios sin autorización fuera del
sistema. El siguiente nivel de seguridad en cuanto a este punto se refiere, son los privilegios que tiene un usuario,
todos los usuarios o grupos de usuarios a los directorios y archivos del sistema, p.e. el acceso a los archivos
del sistema de NT está estrictamente limitado al administrador del sistema, mientras que las aplicaciones
comunes como lo son hojas de cálculo o procesadores de palabras pueden ser accesados por todos los usuarios.
El segundo punto trata acerca de la integridad del sistema, la pérdida de información en sistemas
operativos para un sólo usuario no es tan grave comparada con la de los sistemas operativos para redes,
en los cuales se pudo haber perdido información que tardará horas en ser recuperada. NT tiene amplias
facilidades para asegurar la integridad del sistema para hacer correr a NT bajo condiciones difíciles, así
como para recuperar el sistema de manera rápida y sencilla.
Control de Acceso y Seguridad del sistema.
Windows NT cuenta con un extenso sistema de control de seguridad para el acceso a archivos. El propósito
de la seguridad en Windows NT es brindarle el acceso sólo a aquellos usuarios que están autorizados,
controlar el acceso concurrente a archivos, a los directorios y a los recursos del sistema.
La seguridad en los sistemas Windows NT debe ser configurada por el administrador del sistema siendo necesario
para todos los sistemas un administrador (incluyendo los sistemas monousuarios). El administrador establece los
nombres de usuario, crea grupos de usuarios, asigna los usuarios a los grupos, controla los passwords, permite
los niveles de acceso a las funcionalidades del sistema; en pocas palabras el administrados controla todos los
puntos de acceso al sistema.
El administrador puede controlar el acceso específico a ciertas funciones del sistema, especialmente aquellas
que afectan el funcionamiento del mismo, este sistema de control es llamado la política de derechos del
usuario. De esta manera el administrador a través de esta política puede controlar las labores que
efectúa un usuario tanto local como remotamente.
Integridad del sistema
Entendemos por integridad del sistema a la habilidad del mismo de permanecer activo cuando una de sus aplicaciones
falla. Windows NT está diseñado para prevenir la caída catastrófica del sistema en
caso de que algunas de sus aplicaciones falle y para esto establece los siguientes cuatro mecanismos de protección
de memoria:
· Espacio de direcciones separado: cada proceso maneja sus propias direcciones virtuales y el sistema prohíbe el acceso a espacios de memoria de otros procesos.
· Modos de Kernel y usuarios separados: todas las aplicaciones corren en modo de usuario pro lo tanto está prohibido el acceso o modificación del código o datos del sistema que residan en el kernel.
· Banderas de páginas: cada página de la memoria virtual tiene una bandera la cual determina cómo puede ser accesada en modo usuario y en modo kernel.
· Seguridad de los Objetos: el manejador virtual de la memoria crea un tipo especial de objeto llamado objeto-sección el cual funciona como una ventana hacia la memoria virtual, por lo tanto cada vez que un proceso accesa un objeto-sección el sistema determina si el proceso tiene los permisos de lectura y/o escritura sobre éste.
Dentro de la integridad del sistema Windows NT establece políticas y procedimientos de protección
el acceso a recursos de esta manera protege a los procesos de caer en estados muertos cuando compiten por recursos.
Manejo de memoria en WindowNT
Como se mencionó al comienzo de este capítulo, WindowsNT es un sistema operativo de 32 bits con la
facilidad del manejo de memoria virtual. A continuación se verán a detalle las caracteristicas ofrecidas
en este S.O.
Direccionamiento de 32 bits
Este tipo de direccionamiento tiene varias ventajas. Primera, eliminando la memoria segmentada, el desarrollo de
software es mas fácil y rápido. Los programadores no necesitarán estar familiarizados con
los requerimientos de memoria de sus aplicaciones. Además, el direccionamiento de 32-bits mejora el desempeño
del sistema eliminando parte del 'overhead' del software para el manejo de la memoria. Quitando los manejadores
de memoria elimina también las incompatibilidades en hw y sw, lo que significa que la instalación
y configuración de NT es tan simple y fácil como la de DOS o la de 16-bit Windows.
La ventaja final del direccionamiento de 32-bits es un incremento considerable en el tamaño disponible para
los programas y los datos. NT soporta un máximo de 4 Gigas de programas y sistema, lo que es n veces más
grande de lo que soporta el DOS o el mismo 16-bit Windows, ésta es una gran ventaja si se van a manejar
aplicaciones complejas que procesan archivos muy grandes (como los de procesamiento de imágenes) o a aplicaciones
orientadas a transacciones críticas, las cuales serían imposibles de implementar en DOS y Windows.
Soporte de memoria virtual
El direccionamiento de 32-bits le da a las aplicaciones acceso a 4 Gigabytes de memoria, de los cuales 2 Gigas
están reservados para uso del sistema operativo, y que son más que suficientes para casi cualquier
aplicacion concebible.
Cuando el usuario o el administrador instala por primera vez NT, el NT setup program checa cuánto espacio
en RAM y en DD está disponible. Basándose en esto NT crea un swap file, el cual debe de ser al menos
del mismo tamaño del RAM. El manejador de memoria virtual de NT realiza dos tareas básicas. Primero,
maneja los datos guardados en disco y mapea las direcciones de los datos que están en disco al espacio de
direcciones en 32-bits lineales. Las aplicaciones pueden hacer operaciones con los datos sin importar la localización
física de ellos (disco o RAM).
Segundo, el manejador de memoria virtual mueve algunas porciones del RAM al swap file cuando los procesos tratan
usar más RAM del que está disponible. En este caso, las partes inactivas de RAM son movidas temporalmente
al swap file hasta que son necesitadas en RAM, el tamaño de página con que se hace el swap de RAM
a disco es de 4 K. Es decir, se usa paginación por demanda.
Manejador de memoria virtual
El manejador de memoria virtual (MMV) de los sistemas NT realiza tres funciones escenciales: el manejo del espacio
virtual de cada uno de los procesos, el espacio de memoria compartida entre los procesos, la protección
de la memoria virtual de cada proceso. Dentro del manejo de la memoria virtual de cada proceso se realizan las
siguientes tareas :
· Reservar y liberar la memoria virtual
· La lectura y escritura de páginas de memoria virtual
· El establecimiento de candados en las páginas seleccionadas de la memoria virtual lo cual significa, el mantiene unas páginas de la memoria real sin ser intercambiadas a disco (swap).
· El encadenamiento de la información dentro de las páginas de memoria virtual protegida
· El vaciado de las páginas virtuales a disco
El manejador de memoria virtual permite que uno o varios procesos compartan las mismas páginas de memoria
virtual, de tal manera que dos o más procesos puedan tener manejadores a la misma área de memoria
virtual. El MMV tiene una característica singular que consiste en el poder direccionar una pequeña
área del espacio de memoria virtual de otro proceso, esta ventana del espacio total de memoria virtual de
procesos es llamada vista y ésta permite que un proceso trabaje con muchas porciones pequeñas de
largos espacios de memoria virtual para crear su propio espacio de memoria virtual.
Memoria protegida
El manejador de memoria de Windows NT permite proteger ciertas regiones de memoria de accesos inadvertidos o deliberados
realizados por otros procesos. El MMV es responsable de hacer el mapeo entre las direcciones de memoria virtual
y las direcciones de hw específicas asegurando de esta manera que dos procesos no puedan accesar una misma
página de memoria. El MMV utiliza técnicas de manejo de memoria en hw que están disponibles
en la computadora host y de esta manera establece la protección a cada una de las páginas. Todas
las protecciones de las páginas no están provistas por el hw por lo que Windows NT tuvo que hacerlo
a través del sw definiendo páginas individuales de memoria como de lectura y escritura, sólo
lectura, sólo escritura, de ejecución o sin acceso.
Para aplicaciones que utilizan largos sectores de memoria Windows NT introduce un concepto llamado " bookend
" el cual consiste en un página que marca el final del código o de datos; cuando el proceso
llega a una de estas páginas llamadas páginas guardia sabe que se encuentra en un estado fuera de
memoria y solicita memoria adicional al MMV protegiendo de esta manera la caída de la aplicación.
En situaciones donde dos o más procesos necesitan accesar la misma región de memoria, el MMV realiza
una copia de la página para que el segundo proceso lo utilice estableciendo de esta manera el mecanismo
de protección de páginas y a su vez estableciendo la memoria compartida.
Cuando un proceso quiere modificar ciertos datos en la memoria compartida debe primero modificarlo en su copia
de las páginas de memoria y después notificar al MMV que necesita actualizar los cambios en las páginas
de los demás procesos, previniendo de esta manera que el proceso modifique directamente las páginas
de memoria que no le pertenecen.
Manejo de entrada/salida en WindowsNT
En Windows NT el manejador de las entradas y salidas debe ser considerado más bien como un despachador de
las entradas y salidas al sistema, puesto que este módulo establece la comunicación entre los subsistemas
protegidos y los controladores de dispositivos por otro lado.
Cuando cualquier aplicación solicita un servicio de entrada/salida, el manejador de entradas/salidas convierte
la solicitud en un IRP (I/O request packet) e identifica el manejador de dispositivos adecuado para llevar acabo
la requisición hecha por el proceso. Cada uno de los manejadores de dispositivos recibe el paquete de datos
y lo procesa mandando el resultado hacia el manejador de entradas y salidas o si es necesario mandando su resultado
al siguiente manejador de dispositivos para que procese su resultado, teniendo como destino final, el paquete de
datos, el manejador de entradas y salidas. Después de que una requisición ha sido pasada a un manejador
de dispositivos éste es responsable del control de las mismas a través de sistemas de colas.
Compatiblidad con otros Sistemas Operativos
Una de los más grandes cualidades dentro de Windows NT es la capacidad de soportar múltiples sistemas
operativos. Un sistema NT puede simultáneamente correr la mayoría de los programas de DOS, Windows
16-bits, y la mayoría de las aplicaciones orientadas a caracteres de OS/2 versión 1.x y las que cumplan
con el estándar POSIX
Independencia de plataformas
El propósito de Windows NT es el de ser un sistema operativo diseñado para correr en distintas plataformas
soportando los siguientes procesadores:
· La familia Intel x86
· De motorola 680x0
· El MIPS 400
· El ALFA de Dec.
· El HP-PA de Hewlett Packard
· Los SPARC RISC processors de Sun Microsystems.
· El RS/6000 de IBM
· Una futuras versiónes del Powerpc (Apple, IBM y Motorola)
La independencia de plataforma está basada en el concepto de el desarrollar un kernel específico
para cada uno de los distintos procesadores que sirva de interfaz entre el hardware específico y las llamadas
al sistema de NT.
Interoperatividad (Networking)
Windows NT ofrece cuatro tipos diferentes de soporte de redes:
· Punto a punto: En las conexiones punto a punto con otros sistemas Windows NT y Windows para grupos.
· Interoperabilidad: con otros sistemas operativos orientados a red como lo son : DEC Pathworks, Novell Network, BanyanVINES a través de la arquitectura de sistemas abiertos de Windows ( WOSA ) , al igual que sistemas UNIX basados en TCP/IP.
· SNA: Conexiones a host basados en redes SNA a través de una propia versión de los servidores de comunicaciones de Microsoft DCA.
· Soporte para redes Microsoft basadas en sistemas operativo de red LAN Manager.
12. Caso de Estudio: Procesos en Linux
Linux se ha convertido hoy día en protagonista de actualidad por méritos propios. Se trata de un
núcleo de sistema operativo bajo licencia GNU que no sólo permite disponer de un potente sistema
operativo, sino también aprender la teoría de sistemas estudiando su código fuente.
Introduccion
A estas alturas todos conocemos bien las características principales de un sistema operativo como Linux.
Se trata de un sistema libre, compatible con el estándar para sistemas operativos POSIX 1003.1, que incluye
numerosas áreas de funcionamiento del Unix System V y del BSD 4.3. Es capaz de aportar al usuario multitarea,
acceso multiusuario, protección de archivos en su sistema de ficheros (además de soportar a la mayoría
de los restantes sistemas de ficheros existentes) y otras muchísimas ventajas más.
Sin embargo, no siempre sabemos cómo se consiguen algunas de esas características, o no llegamos
a aprovechar del todo las oportunidades que nos ofrece. Trataremos de aportar más claridad sobre uno de
estos aspectos de Linux, la multitarea y los procesos. Para ello describiremos el funcionamiento y la base de los
procesos en Linux. Y en el segundo pasaremos a un campo más práctico que será el de la programación
de los mismos bajo el lenguaje C, haciendo uso del estándar POSIX. Trataremos de imprimir al texto un nivel
alto, pero con la suficiente claridad para que los menos avanzados puedan captar algo de luz entre tanto nuevo
conocimiento.
Concepto de "proceso"
El Proceso podría definirse como un programa en ejecución. Y también podría considerarse
que el objetivo último de un sistema operativo es el de crear, ejecutar y destruir procesos, de acuerdo
a las órdenes de los usuarios. Así, podríamos realizar un símil entre el famoso anuncio
de las cucarachas y los procesos. Los procesos nacen, crecen, se reproducen, y mueren. Quizás, considerar
que un proceso pueda crecer no es algo demasiado acertado, aunque ya iremos viendo a lo largo de este artículo
el porqué de esta comparación tan aparentemente absurda.
Para que un programa pueda ser ejecutado, ha de residir con sus datos en memoria principal, de forma que Linux
mantiene por cada proceso una serie de estructuras de información que permiten identificar las características
de éste, así como los recursos que tiene asignados. Estos recursos son, entre otros, los descriptores
de los ficheros abiertos y los de los puertos de comunicaciones. El BCP, o bloque de control de proceso, es una
estructura encargada de almacenar una parte muy importante de dicha información. Linux mantiene una tabla
de procesos con todos los BCP de los procesos existentes. Dicha tabla se construye como una estructura estática
por razones de eficiencia, de forma que puede contener un número determinado de BCP 's, todos del mismo
tamaño. Este número determinado de BCP 's se establece en al arranque del sistema operativo, como
un parámetro de configuración del mismo, y en Linux tradicionalmente ha tenido el valor de 256. Como
comentábamos un poco más arriba, parte de la información que contiene el BCP son los descriptores
de ficheros abiertos y puertos de comunicaciones. Como idea base tenemos entonces que un proceso se encuentra formado
por el contenido de los segmentos de memoria en los que residen el código y los datos del mismo (imagen
de memoria o core image), el contenido de los registros del modelo de programación, y el contenido del BCP.
En el siguiente apartado vamos a ver de donde surgen los procesos. No lo hacen por arte de magia sino que, como
veréis, nacen unos de otros, siendo el proceso creador de otro el proceso PADRE, y el creado el proceso
HIJO. Si un proceso no nace de la nada, nos encontramos con el famoso problema del huevo o la gallina, ¿qué
fue antes? Por suerte bajo Linux todo tiene una sola explicación nada filosófica (al menos no literaria).
El inicio de Linux
Una vez que conocemos lo que es un proceso, vamos a explicar brevemente cómo se inicia Linux, para introducir
nuevos conceptos sobre el tema que nos ocupa.
Cuando se arranca un computador (o en su defecto se pulsa el botón de RESET) se genera una señal
eléctrica de RESET que carga unos valores predefinidos en los registros. En concreto esta señal carga
en el PC (el registro program counter) la dirección de un programa denominado iniciador ROM. Este realiza
tres funciones. Primero un test del sistema, que sirve para detectar sus características y comprobar si
el conjunto funciona correctamente. En segundo lugar realiza una fase de lectura y almacenamiento en memoria del
programa cargador del sistema operativo. Finalmente el iniciador ROM da control a este programa. En Linux este
programa cargador del sistema operativo, suele ser el archiconocido LILO.
Cuando toma el control LILO, encuentra el núcleo de Linux y lo carga en memoria principal. Entonces, comienza
en el punto de entrada "start:" (se puede comprobar todo esto examinando el código del núcleo
situado en el directorio /usr/src/linux/kernel-version). Se trata de una serie de instrucciones en lenguaje ensamblador
que se encargan de inicializar el hardware. En un PC, una vez los parámetros básicos se encuentren
establecidos, se cambia el estado de la máquina al Modo Protegido, se salta a la dirección de comienzo
del núcleo, y comienza a partir de aquí el inicio real del sistema operativo. Este inicio comprende
el establecimiento de una serie de parámetros básicos (la MMU (tabla de páginas), el coprocesador,
la tabla descriptora de interrupciones, etcétera). Una vez se completa esta fase, se llama a la primera
función en C de todo el proceso, start kernel() (contenida en el archivo init/maw.c).
La ejecución de esta función, se convierte en el proceso número 0 del sistema. Éste,
tras salvar una serie de datos sobre el hardware creado por el código en ensamblador, realiza una llamada
al sistema mediante un fork() (instrucción que produce nuevos procesos, dos procesos idénticos, cada
una con una copia de espacio de direcciones adicional). Esta llamada al sistema se encarga de crear un proceso
HIJO a partir del proceso llamante, convirtiéndose este último en el proceso PADRE.
El nuevo proceso 1 se encarga de llevar a cabo todas las operaciones restantes para inicializar Limsx. Para ello
ejecuta la función init() que inicializa el sistema de ficheros y monta el sistema de ficheros del root
mediante la llamada al sistema setup, aparte de otras muchas cosas. Se establece una conexión con la consola
y se abren los descriptores de fichero 0, l y 2. Se realiza entonces la ejecución del programa /sbin/init
(otras alternativas son /etc,/init ó /bin/init). Normalmente éste iniciará los procesos que
trabajarán en segundo plano o background (más adelante se aclarará este término), y
se asegura que el programa getty está ejecutándose en todas las terminales conectadas, de forma que
cualquier usuario pueda comunicarse con la máquina.
El proceso que ejecuta el programa init, suele considerarse como el Padre de todos los procesos del sistema. Dentro
de todos los programas, init tiene un status especial por ser ejecutado directamente por el núcleo, y no
puede ser por tanto interrumpido. Los procesos siguientes son ejecutados directamente por init o por alguno de
sus procesos hijos.
Por tanto, todo el proceso de arranque (y también la secuencia de apagado) es controlado por init. Así,
prácticamente se puede entender que el núcleo trabaja en segundo plano, y que tiene como objetivo
gestionar los procesos arrancados, dedicarles tiempo de cálculo y posibilitar y controlar el acceso al hardware.
Ahora sabemos cómo se inicia, en lí neas generales, un sistema operativo como Linux, y de paso hemos
resuelto la respuesta a la pregunta del ¿qué fue antes?. En general esa respuesta sería el
proceso Init, a partir del cual suele establecerse la jerarquía de procesos. También llegamos a la
conclusión de que cualquier programa en ejecución es un proceso, hijo de algún otro.
Cuando interactuamos con nuestra máquina, lo hacemos a través de
una interfaz dispuesta para ello. En el modo texto el shell típico en Linux es bash, y por supuesto éste
no es más que un proceso en ejecución que nos facilita la comunicación con el ordenador. Cuando
decidimos ejecutar algún programa concreto desde bash, lo que en definitiva ocurre es que bash crea un proceso
hijo mediante la llamada al sistema fork(). Es en éste, donde con otra llamada al sistema, exec(), se carga
en memoria y comienza a ejecutar el programa solicitado por nosotros.
Dentro de un proceso
Hemos dado ya la definición de proceso y el nacimiento de la jerarquía de procesos dentro de Linux.
Pero nos queda aún mucho por profundizar dentro del concepto de proceso, puesto que para manejarlos debemos
conocer sus características principales para poder manejarlos de forma eficaz haciendo desaparecer la magia
que pudiera rodearlos.
Información perteneciente a un proceso
El proceso, ya lo decíamos anteriormente, tiene asociado una serie de elementos de información que
pueden organizarse en tres grupos: estado del procesador, imagen de memoria y tablas del sistema operativo.
Vamos a detallar resumidamente, parte del contenido de cada uno de los grupos de información propuestos.
Estado del procesador: Está formado por el contenido de todos sus registros. Esencialmente son los registros
generales, el contador de programa, el puntero de pila, los registros de estado y los registros especiales.
Esta información reside en los registros del computador cuando el proceso se encuentra en estado de ejecución,
y cuando éste cambia de estado la información pasa a almacenarse al BCP.
Imagen de memoria: La imagen de memoria está formada por los espacios de memoria que está autorizando
el proceso a utilizar. Esta posee una serie de características. El proceso solamente puede tener información
en su imagen de memoria y no fuera de ella. Si genera una dirección que esté fuera, el hardware de
protección deberá detectarlo y generar un trap o excepción (Linux posee rutinas de tratamiento
para cada una de esas excepciones, y en este caso se encarga de proteger el resto del espacio no asignado al proceso
que ha generado la excepción).
Los procesos suelen necesitar asignación dinámica de memoria. Por lo tanto, la imagen de memoria
deberá ser capaz de adaptarse a estas necesidades, creciendo o decreciendo adecuadamente.
Tablas del sistema operativo: El sistema operativo mantiene una serie de tablas que describen a los procesos y
a los recursos del sistema. La información asociada al proceso se encuentra parcialmente en el BCP, y parcialmente
fuera de él. La decisión de incluir la información en esa estructura depende de varios factores,
entre ellos eficiencia y necesidad de compartir información. Por ejemplo, las informaciones que tienen un
tamaño variable no deben incluirse en el BCP (que tiene un tamaño estático) por razones de
eficiencia. Y la información que ha de ser compartida por varios procesos tampoco.
El BCP
Vemos continuamente la importancia que posee el BCP. Sin embargo, aún no conocemos a ciencia cierta qué
información guarda dicha estructura. Vamos a describirla:
Información de identificación: aquí se identifica al usuario y al proceso. En sistemas Unix,
(el caso de Linux) suelen incluirse los siguientes datos:
pid del proceso: identificador de proceso, que es el número de proceso en el sistema.
pid deI padre: identificador de proceso del padre.
P_pgpr: pid del cabeza de grupo.
Identificador de usuario real: uid real.
Identificador de grupo real: gid real.
Identificador de usuario efectivo: uid efectivo.
Identificador de grupo efectivo: gid efectivo.
Estado del procesador: contiene los valores iniciales del estado del procesador o su valor en el instante en que
fue interrumpido el proceso.
Información de control del proceso: aquí se incluye información que permite gestionar el proceso.
Podemos destacar los siguientes datos:
Información de planificación y estado: estado actual del proceso, evento por el que espera el proceso
(si es que está en espera), prioridad del proceso (para decidir cuándo debe ejecutarse antes que
otro proceso), etcétera.
Descripción de los punteros de memoria asignados al proceso.
Recursos asignados (ficheros abiertos y puertos asignados).
Punteros para estructurar los procesos en colas o anillos. Por ejemplo, los procesos que están en estado
Listo, pueden estar organizados en una cola, de forma que se facilite la labor del planificador (explicaremos más
adelante lo qué es).
Información para almacenar señales y mensajes en la comunicación entre procesos (los procesos
pueden y en numerosas ocasiones deben comunicarse).
Vida de un proceso
Establecíamos al principio el símil entre las cucarachas y los procesos. Y es que se considera que
la vida de un proceso consta de tres etapas:
Creación del proceso (nacimiento): El proceso es creado por el sistema operativo cuando así lo solicita
otro proceso, que se convierte en el padre del nuevo.
Ejecución del proceso (vida del mismo): Los procesos pueden ejecutarse en dos modalidades: batch o interactiva.
Un proceso que se ejecuta en modo batch, también llamado background, no está asociado a ningún
terminal. Deberá tomar sus datos de entrada de un fichero y deberá depositar sus resultados en otro
fichero. Por el contrario, un proceso interactivo está asociado a un terminal, por el que recibe la información
del usuario y por el que contesta con los resultados (por ejemplo un editor de texto).
Muerte del proceso: Un proceso puede morir por varias causas. Bien porque el programa ha finalizado su ejecución,
bien porque se produce algún error en su ejecución, o porque el usuario u otro proceso manden que
finalice.
Durante la ejecución del mismo puede suceder que desde éste se creen procesos nuevos (reproducción),
y que su zona de datos crezca en tamaño (crecimiento del proceso). Hoy en día aún no es muy
corriente que un programa crezca en su zona de código. Ello implicaría que el programa es capaz de
generar código. Sin duda este es un campo en el que actualmente se investiga fuertemente en Inteligencia
Artificial, un programa capaz de generar código para tratar situaciones desconocidas, y que incluso sea
capaz de variarlo en tiempo de ejecución. Pero esto se encuentra fuera del tema del artículo.
Gupos de Procesos
Los procesos forman grupos que tienen diversas propiedades. El conjunto de procesos creados a partir de un shell
forma un grupo de procesos, también pueden formar un grupo los procesos dependientes de un terminal y los
que dependen de un socket.
El interés de los grupos de procesos radica en que hay determinadas operaciones que se pueden realizar sobre
los procesos de un determinado grupo, que no se pueden hacer sobre el resto de procesos del sistema.
Estados del proceso
Ya sabemos que un programa en ejecución es un proceso, pero a su vez el proceso puede encontrarse en varios
estados, y que nos permitirán más adelante adentrarnos en la explicación del funcionamiento
de la multitarea:
Ejecución: en este estado el proceso está siendo ejecutado por el procesador, es decir, que se encuentra
en la fase de procesamiento.
Bloqueado: un proceso bloqueado está esperando a que ocurra un evento y no puede seguir ejecutando hasta
que termine dicho evento. Una situación típica que produce el bloqueo de un proceso, es la petición
por parte de éste de una operación de entrada salida. Hasta que la operación no finaliza el
proceso queda bloqueado.
Listo: un proceso se encuentra en el estado de listo cuando puede entrar en fase de procesamiento. Más adelante
veremos que como pueden ser varios los procesos en este estado, es misión del sistema operativo decidir
cuál de ellos es el que pasa a ejecutarse primero. La parte del sistema encargada de ello se denomina planificador.
Espera: es frecuente tener una lista de procesos batch en espera para ser ejecutados cuando se pueda. El sistema
operativo analizará esa lista para lanzar la ejecución de los procesos según se dispongan
de los recursos necesarios.
Suspendido: el objetivo de la suspensión estriba en dejar suficiente memoria a los procesos no suspendidos
para que su conjunto residente tenga un tamaño adecuado que evite la hiperpaginación (efecto fácilmente
reconocible cuando el sistema parece detenerse y sólo dedicarse a leer continuamente del disco duro. Entonces
es momento de suspender o matar alguno de los procesos no suspendidos existentes).
Las transiciones en el estado de un proceso exigen un trabajo cuidadoso por parte del sistema operativo para que
se hagan correctamente. El aspecto más delicado se refiere al contenido de los registros del computador.
Parte de la información del proceso en ejecución se encuentra repartida entre dichos registros. Si
el sistema operativo entrara en acción sin cuidado, bien podría sobreescribir la información
contenida en parte de esos registros. Para evitar esta situación, cuando se decide que el proceso en ejecución
cambie de estado, el sistema operativo lo primero que hace es salvar el contenido de todos los registros, teniendo
cuidado de no modificarlos anteriormente. Sus valores los almacena en el BCP correspondiente. Cuando el sistema
operativo decide volver a pasar el proceso al estado de ejecución, devuelve a los registros los valores
previamente grabados en el BCP. Así puede seguir ejecutándose sin notar diferencia alguna.
Formación de un proceso
Cuando creamos un objeto ejecutable, un programa que al mandar ejecutarse se convertirá en proceso, no sólo
contiene éste el código del programa, sino que, además, se le añade la siguiente información:
Cabecera que contiene entre otras informaciones el estado inicial de los registros y el tamaño del código
y de los datos.
Los datos con su valor inicial.
Al solicitar la ejecución de un programa, el sistema operativo ha de pasar a la formación del proceso
correspondiente. La formación de un proceso consiste en completar todas las informaciones que lo constituyen.
Así, cuando se crea un nuevo proceso el sistema operativo debe realizar las siguientes operaciones: Asignar
un espacio de memoria para albergar la imagen de memoria del proceso. Este espacio es virtual y estará formado
normalmente por varios segmentos.
Seleccionar un BCP libre de la tabla de procesos.
Rellenar el BCP con el uid, el pid, la descripción de la memoria asignada, los valores iniciales de los
registros indicados en el fichero objeto, etcétera.
Además en el momento de creación del proceso se pasan al mismo una serie de variables que se conocen
como el "entorno del proceso". El entorno se encuentra formado por una tabla NOMBRE-VALOR que se incluye
en la pila del proceso. El nombre especifica el nombre de la variable y el valor su valor (algo totalmente obvio
por otra parte). Los procesos pueden utilizar las variables del entorno para definir su comportamiento. El entorno
se establece y modifica por los siguientes mecanismos:
Por defecto.
Mediante mandatos del shell (export).
Mediante rutinas de biblioteca que puede llamar el propio proceso (putenv, getenv).
Un ejemplo de configuración de entorno es el archivo profile que se lee al entrar en la cuenta del usuario
correspondiente.
Multitarea
Linux es un sistema operativo multitarea o multiproceso (a los procesos también se les denomina en ocasiones
tareas). Esto implica que es capaz de poner en ejecución varios procesos simultáneamente. Sin embargo,
dentro de la mayoría de los PC de nuestras casas hay un solo procesador, y casi todos sabemos que un procesador
es capaz de ejecutar un solo programa a la vez.
¿Cómo se resuelve este problema? La solución más directa bien parece poner varios procesadores,
pero esto seguiría siendo un tanto ineficiente. En realidad muchos de los elementos que rodean a los procesos
nacieron como necesidad de emular con un procesador la multitarea real.
El sistema operativo se encarga de gestionar la ejecución de los procesos, de forma que normalmente asigna
pequeñas rodajas de tiempo a cada proceso para ejecutarse. Una vez concluida dicha rodaja, se detiene el
proceso, pasándolo al estado Listo, espera o bloqueado según el momento, y se asigna el procesador
al proceso que decida el sistema operativo. Así hasta que finalice su tiempo del nuevo proceso y se repite
el bucle continuamente.
La parte del sistema operativo que gestiona los procesos se llama planificador, y su implementación ha ido
creciendo en complejidad a medida que Linux crecía de versión. Actualmente se tienen muchísimos
aspectos en cuenta a la hora de gestionar los procesos y se consigue una perfecta ilusión de multitarea,
que otros sistemas operativos, no hay que dejar de destacarlo, no acaban de conseguir. Y es que éste es
uno de los aspectos en que Linux no ha dejado de mejorar desde su nacimiento.
Servidores, demonios, procesos ligeros y procesos núlos
Vamos a definir una serie de términos con relación al tema que nos ocupa:
Servidores: es un proceso que está pendiente de recibir órdenes de trabajo que provienen de otros
procesos, que se denominan clientes. Una vez recibida la orden la ejecuta y responde al peticionario con el resultado.
Demonios: un demonio es un proceso que se arranca al iniciar el sistema operativo puesto que debe estar siempre
activo. No mueren, en muchos casos están en espera de un evento o tienen encomendada una labor determinada
que hay que realizar de forma periódica. No suelen realizar su trabajo directamente sino que lanzan otros
procesos para ello. Y se ejecutan en background sin estar asociados por tanto a ningún terminal o proceso
login.
Proceso Ligero: es un programa en ejecución que comparte la imagen de memoria y otras informaciones con
otros procesos ligeros. Se trata básicamente de un proceso con varios flujos de ejecución. Desde
el punto de vista de la programación cada proceso ligero se define como una función cuya ejecución
se puede lanzar en paralelo con otras.
Proceso Nulo: se trata de un proceso cuya finalidad es entretener al procesador cuando éste no tiene ninguna
otra tarea que hacer (un procesador no para nunca de ejecutar instrucciones, de ahí la necesidad de este
proceso).
13. Bibliografía
· -Sistemas Operativos -David Luis La Red Martínez, profesor titular por concurso de "Sistemas
Operativos" - Universidad Nacional del Nordeste - U.N.N.E. - Argentina - Publicación Virtial en: http://exa.unne.edu.ar/depar/areas/informatica/SistemasOperativos/SOF.htm
· http://www.tau.org.ar/base/lara.pue.udlap.mx/sistoper/ seminario de Sistemas operativos.
· Revista Solo Programadores Linux, Año III Nº 26 Tercer Época Ed. Revistas Profesionales
S.L., Nota a cargo de Javier Martinez Villacampa, Desarrollador independiente.
Trabajo enviado por:
Genovece, Claudio
Szeman, Sergio
yodeargentina1972@hotmail.com
Tomadera, Pablo
Trincado, Marcelo
Zapata, Nestor
Tecnicatura Superior en Analistas de Sistemas
Asignatura: Arquitectura de Computadoras.