WWW.DISSERS.RU

БЕСПЛАТНАЯ ЭЛЕКТРОННАЯ БИБЛИОТЕКА

   Добро пожаловать!

Pages:     || 2 | 3 | 4 |
-- [ Страница 1 ] --

Московский государственный университет имени М. В. Ломоносова Факультет вычислительной математики и кибернетики А. В. Столяров Введение в операционные системы конспект лекций Москва 2006 УДК 681.3.066

Автор будет признателен за конструктивную критику, в том числе за сооб щения об обнаруженных в тексте пособия опечатках.

Адрес для связи: avst@cs.msu.ru.

Авторские права ©Андрей Викторович Столяров, 2006 Черновая версия от 21 января 2006 г.

прикладные программы система программирования управление логическими устройствами ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА управление физическими устройствами а п п а р а т у р а Рис. 1: Структурная схема вычислительной системы Лекция 1 1 О чем этот курс Общую структуру вычислительной системы можно представить в виде диаграммы, показанной на рис. 1. Важное место в этой схеме занимают два слоя, отвечающие за управление аппаратурой (устройствами на физическом и логическом уровне) и составляющие операционную систему.

Читатель наверняка без труда сможет привести примеры операционных систем: это системы семейства Microsoft Windows (Windows 95, Windows 98, Windows NT, Windows 2000 и Windows XP), системы семейства Unix (SunOS/Solaris, FreeBSD, NetBSD, AIX, Linux и т.д.), другие системы (VMS, OS/360, Plan9, THE, MacOS...).

Предназначение операционных систем - обеспечить управление ресурса ми вычислительной системы таким образом, чтобы прикладным программам не приходилось учитывать особенности конкретной аппаратуры.

Задача нашего курса лекций состоит, в основном, в выработке понимания того, как устроены операционные системы изнутри и как они выглядят с точки зрения прикладного программиста.

Следует отметить, что операционные системы представляют собой ди намично развивающуюся область компьютерной инженерии, в связи с чем необходима определенная осторожность в расстановке акцентов при изуче нии этой области. Специальные знания о конкретных операционных систе мах способны в считанные годы полностью устареть: так, в настоящее время являются совершенно неактуальными знания об особенностях некогда более чем популярных систем MSDOS и Windows3.1. В мире систем Unix изменения не столь динамичны, однако определенный дрейф наблюдается и там.

В связи с этим настоящий курс лекций не основывается ни на какой кон кретной операционной системе и не ставит своей целью ознакомление чита телей (слушателей) с профессиональной информацией, касающейся работы с теми или иными конкретными программными продуктами из области опера ционных систем. Такие знания имеют шанс устареть раньше, чем слушатели данного курса получат дипломы.

Напротив, в настоящем курсе делается попытка рассмотреть операцион ные системы как обобщенную категорию и сформировать понимание базовых принципов работы, касающихся операционных систем как класса программ.

Вместе с тем, понимание большинства разделов данного курса было бы затруднено без иллюстрации на конкретных примерах. Такие примеры, где это необходимо, приводятся на основе операционных систем семейства Unix.

Этот выбор обусловлен несколькими соображениями:

• Во-первых, операционные системы семейства Unix традиционно оказы ваются мало подвержены влиянию посторонних (непрограммистских) факторов при их проектировании;

такие факторы, как маркетинговая привлекательность, продаваемость, попросту руководящие указания от людей, недостаточно компетентных в программировании, способны сде лать операционную систему совершенно непригодной для использова ния в качестве иллюстрации базовых принципов, что и происходит, к сожалению, в мире Windows.

• Во-вторых, достаточно часто средства, появившиеся исходно в мире Unix, становятся стандартом и для других операционных систем;

на пример, именно так произошло с понятием сокетов, исходно возникшем в BSD и использующимся сейчас как в Unix, так и в системах линии Windows.

• Во-третьих, хотя в мире Unix определенные изменения время от време ни и происходят, эти изменения обычно носят эволюционный характер и не затрагивают архитектурных основ. Так, с созданием графических оболочек, получивших собирательное название XWindow, никаких се рьезных изменений в самих операционных системах не произошло. Это позволяет надеяться, что знания, имеющие отношение к Unix, могут оказаться слушателям более полезными, нежели знания, относящиеся к другим операционным системам.

Подчеркнем, что изучение Unix как таковое не является в данном курсе самоцелью;

все приведенные сведения о Unix даются прежде всего с целью иллюстрации общих принципов функционирования операционных систем.

2 Краткая история вычислительной техники 2.1 Ранние вычислительные устройства В качестве первой в истории вычислительной машины называют механи ческий арифмометр Вильгельма Шиккарда, созданный в 1623 году. Машина была названа счетными часами, поскольку была основана на механических деталях, характерных для часов. Счетные часы оперировали шестиразряд ными целыми числами и способны были производить сложение и вычитание.

Переполнение отмечалось звоном колокольчика. До наших дней машина не сохранилась, но в 1960 году была создана работающая копия.

По некоторым сведениям, машина Шиккарда могла быть и не самой пер вой механической счетной машиной: известны эскизы Леонардо да Винчи (XVI в.), на которых изображен счетный механизм. Был ли этот механизм воплощен в металле, неизвестно.

Самой старой из счетных машин, сохранившихся до наших дней, являет ся арифмометр Блеза Паскаля, созданный в 1645 году. Паскаль начал работу над машиной в 1642 году в возрасте 19 лет. Отец изобретателя работал сбор щиком налогов и вынужден был проводить долгие изнурительные подсчеты;

своим изобретением Блез Паскаль надеялся облегчить работу отца. Первый образец имел пять десятичных дисков, то есть мог работать с пятизначными числами. Позднее были созданы машины, имевшие до восьми дисков. Сло жение на машине Паскаля выполнялось легко, что же касается вычитания, то для него приходилось использовать метод девятичных дополнений.

Тридцать лет спустя Лейбниц построил механическую машину, способ ную выполнять сложение, вычитание, умножение и деление, а также извле кать квадратные корни. Помимо этого, именно Лейбниц предложил двоичную систему представления чисел, которая сейчас используется во всех вычисли тельных машинах.

В 1820 году Чарльз Ксавьер Томас создал машину, названную просто арифмометр. Арифмометр имел устройство, схожее с машиной Лейбница, и выполнял те же операции;

работа Томаса интересна в-основном тем, что именно его арифмометр стал первой счетной машиной, запущенной в серий ное производство.

Английский математик Чарлз Беббидж (1792-1871) в 1823 году начал ра боту над более сложной машиной - разностной. Эта машина должна была реализовывать метод конечных разностей для построения математических таблиц. Работа частично финансировалась английским правительством. Из начально Беббидж предполагал построить машину, работающую с шестираз рядными числами и вычисляющую разности второго порядка.

В 1830 году в результате конфликта Беббиджа с инженером Йозефом Кле ментом, нанятым ранее для работы над машиной, Клемент отказался от даль нейших работ, и создание машины приостановилось. Самого Беббиджа это не смутило. Теперь он планировал создание машины, работающей с двадцати разрядными числами и использующей разности шестого порядка. Более того, в 1834 году Беббидж и вовсе утратил интерес к разностной машине, придя к выводу, что строить следует машину универсальную, не ограниченную в своей работе одной задачей. Эту машину он назвал аналитической.

К сожалению, аналитическая машина так и не была построена. Работы над разностными машинами обошлись английскому правительству в фунтов стерлингов (аналогичное количество денег Беббидж потратил и из своего состояния). Не получив никакой работающей машины, правительство отказалось финансировать дальнейшие исследования Беббиджа.

Беббидж успел выполнить полные чертежи будущей машины и даже во плотить в металле некоторые ее узлы. Несмотря на то, что машина так и не была построена, именно аналитическая машина Беббиджа стала первой попыткой создать программируемую вычислительную машину.

В путешествии в Италию Беббидж познакомился с итальянским мате матиком Луиджи Менабри, который в 1842 году опубликовал на француз ском языке статью с описанием машины Беббиджа. Статью перевела на ан глийский в 1843 году леди Ада Августа Лавлейс, дочь поэта Байрона. Леди Лавлейс снабдила свой перевод развернутыми комментариями, значительно превышающими по размеру саму статью. В одном из разделов этих коммен тариев приводится полный набор команд для вычисления чисел Бернулли на аналитической машине;

этот набор команд считается первой в истории ком пьютерной программой, а сама Ада Лавлейс - первым программистом. Язык программирования Ada назван в ее честь.

2.2 Электромеханические и релейные машины В конце 1930х годов немецкий инженер Конрад Цузе начал работу над электромеханическими вычислительными машинами. Первая машина, со зданная в 1937 году и названная Z1, представляла собой электромеханиче ский калькулятор с ограниченными возможностями программирования, вос принимающий инструкции с перфоленты. Следующая машина Конрада Цузе, Z2, была основана на телефонных реле. В 1941 году Цузе завершил маши ну Z3, представлявшую собой первое полностью функционирующее програм мируемое вычислительное устройство. Машина имела 2200 реле, работала с тактовой частотой 5-10 Гц и имела длину машинного слова 22 бита. Z3 ис пользовала двоичную арифметику. Идею использования реле для реализации двоичной арифметики приписывают Клоду Шеннону, предложившему отоб ражение булевой алгебры на электромагнитные реле в своей магистерской диссертации в 1937 году;

так или иначе, Конрад Цузе впервые успешно при менил двоичную арифметику в реально работающей машине.

Оригинал Z3 был уничтожен в 1944 году при бомбардировках Берлина авиацией союзников. Уничтожены были помещения основанной Цузе компа нии Zuse Apparatebau. К счастью, почти завершенная к тому времени машина Z4 была ранее эвакуирована в безопасное место. В 1960 году машина Z3 была воссоздана в качестве экспоната для Немецкого технического музея.

В 1950 году завершенная машина Z4 стала первым в мире компьютером, проданным за деньги.

Если Аду Лавлейс следует считать первым программистом-теоретиком, то Конрад Цузе, по-видимому, является первым программистом-практиком.

Вторая мировая война помешала работам Цузе оказать серьезное влияние на мировые научные разработки в области автоматизации вычислений, что, однако, не умаляет его заслуги как создателя первой работающей програм мируемой вычислительной машины.

Тем временем в США, в Bell Labs Джордж Стибитс также разрабаты вал вычислительные машины на основе реле. Первая работающая машина была создана в 1938 году. В 1940 году Стибитс продемонстрировал машину, выполнявшую вычисления над комплексными числами. Эта разработка из вестна также как первая машина, управлять которой можно было удаленно по телефонной линии с помощью телетайпа. Машина была продемонстриро вана на конференции, среди участников которой были Джон Фон Нейман, Джон Моушли и Норберт Винер.

2.3 Первое поколение ЭВМ (радиолампы) В 1938 году Винсент Атанасов и Клиффорд Берри (университет штата Айова) создали специализированную машину для решения систем линейных уравнений, впервые применив радиолампы. В определенном смысле, именно их компьютер, названный ABC (Atanasoff Berry Computer), стал первой в истории электронно-вычислительной машиной1.

Вторая мировая война также сыграла определенную роль в развитии вы числительной техники. Так, в Великобритании при участии Алана Тьюринга была создана полностью электронная машина Colossus (1943), предназначав шаяся для расшифровки перехваченных немецких сообщений. Colossus раз рабатывался и эксплуатировался в обстановке строгой секретности;

подроб Долгое время первой ЭВМ считался ENIAC;

первенство Атанасова и Берри было установлено в су дебном порядке, а патент Моушли на ENIAC был признан недействительным ности проекта стали доступны общественности только через 30 лет, а к тому времени они представляли разве что исторический интерес.

В определенном смысле больше повезло американскому проекту ENIAC, выполненному в университете штата Пенсильвания Дж. Преспером Эккер том и Джоном Уильямом Моушли. Создание ENIAC финансировалось из военного бюджета США и имело целью автоматизацию расчета таблиц наве дения тяжелой артиллерии. Работы над машиной были завершены только в 1946 году, когда война уже закончилась;

возможно, именно этим обусловлена доступность информации о проекте ENIAC для научной общественности.

В проекте ENIAC принимал участие Джон Фон Нейман. Изначальная версия ENIAC требовала перемонтирования проводов для смены програм мы;

в 1948 году машина была по рекомендации Фон Неймана снабжена спе циальным устройством для хранения программы, а один из регистров был приспособлен для выполнения функций счетчика команд. Переделка снизи ла быстродействие машины примерно в шесть раз, однако при этом средняя продолжительность перепрограммирования снизилась с нескольких дней до нескольких часов, так что изменение было признано прогрессивным.

Позже Джон Фон Нейман покинул проект ENIAC, чтобы возглавить раз работку компьютера IAS (Immediate Address Storage). Компьютер начал ра боту в в 1951 году, а полностью готов был в 1952.

Некоторые авторы утверждают, что именно IAS стал первой в истории машиной Фон Неймана - термин, которому соответствуют практически все ныне существующие компьютеры. Под машиной Фон Неймана понимается вычислительная машина, имеющая однородное запоминающее устройство, предназначенное как для хранения данных, так и для хранения команд, со ставляющих программу. Архитектурный принцип Фон Неймана иногда назы вают также принципом хранимой программы. Сам принцип был сформули рован Фон Нейманом в 1945 году в статье, посвященной еще одному проекту, названному EDVAC.

Имеются сведения о том, что принцип хранимой программы был сформу лирован раньше Фон Неймана;

так, схожие принципы упоминаются в патент ной заявке Конрада Цузе, датированной 1936 годом. Встречаются утвержде ния и о том, что IAS был далеко не первой вычислительной машиной, хра нившей программу в том же пространстве памяти, что и данные. При этом упоминают такие проекты, как IBM SSEC (1948), Manchester SSEM (1948), BINAC (1949) и другие.

Так или иначе, словосочетание машина Фон Неймана является устояв шимся термином, используемым для обозначения вычислительных машин, соответствующих принципу хранимой программы.

Тот факт, что сама программа является (в соответствии с принципом Фон Неймана) данными, хранящимися в памяти, позволяет вычислительной ма шине самой генерировать и изменять программы. Иначе говоря, становится можно написать программы, обрабатывающие другие программы. Таким об разом, появление принципа хранимой программы сделало возможными сна чала системы программирования, включающие компиляторы, а затем и опе рационные системы как таковые.

Появление архитектурного принципа Фон Неймана следует считать, види мо, одним из самых серьезных достижений периода ламповых ЭВМ, называ емых традиционно ЭВМ первого поколения. Различные авторы расходятся во мнении, считать ли относящимися к первому поколению машины, не поддер живавшие хранимую программу;

так, одни авторы предлагают первыми ма шинами первого поколения считать компьютер Атанасова и Берри, Colossus и ENIAC, другие предлагают отсчитывать историю первого поколения с ма шины IAS (поскольку, например, IBM SSEC был электромеханическим, а не ламповым, а Colossus и ENIAC не обладали способностью хранить програм мы).

2.4 Второе поколение ЭВМ (машины на транзисторах) Транзистор, полупроводниковый прибор с тремя контактами, способный заменить радиолампы в электронных устройствах, был изобретен Джоном Бардином, Уолтером Браттейном и Уильямом Шокли в уже упоминавшихся Bell Labs;

в 1956 году изобретатели были удостоены Нобелевской премии по физике.

Схематически транзистор (устройство достаточно миниатюрное и непри хотливое) способен заменить громоздкую и ненадежную радиолампу при по строении электронных логических элементов. Естественным следствием это го факта стал переход компьютеростроителей на новую элементную базу. Вы числительные машины, построенные на основе транзисторов, принято назы вать ЭВМ второго поколения.

Условно эпоху машин второго поколения можно ограничить 1955 - годами. Именно к этому периоду относится начало массового производства вычислительных машин. Так, компания Digital Equipment Corporation прода ла около 50000 экземпляров компьютера PDP-8. Кстати, эта машина знаме нита еще и тем, что именно в ее архитектуре был впервые применен принцип общей шины.

К эпохе компьютеров второго поколения относятся такие важные иннова ции, как замена коммутационных панелей, применявшихся для программи рования ранних компьютеров, на устройства ввода с перфокарт;

появление языков программирования высокого уровня (первым языком программиро вания считается Фортран, разработанный Бекусом в период с 1954 по годы);

и, наконец, появление операционных систем.

В качестве первой операционной системы (во всяком случае, одной из пер вых) обычно называют FORTRAN Monitor System, работавшей на машине IBM 7094. До появления FMS при выполнении каждой задачи оператор с по мощью считывающего устройства вводил в машину с перфокарт программу на Фортране, исходные данные к этой программе и сам транслятор Фортрана;

только после этого (при условии отсутствия ошибок) машина могла присту пить собственно к расчету. При такой схеме работы много времени уходило на ручные манипуляции с колодами перфокарт, а в случае возникновения ошибок (обычное дело в программировании) - и на обдумывание результа тов и исправление исходной программы. При этом дорогостоящая большая машина попросту простаивала. Появление FMS позволило формировать па кеты программ на магнитных лентах с помощью более дешевой машины IBM 1401;

сформированную ленту переносили на IBM 7094 и запускали на выпол нение, а результаты, записанные на другую ленту, распечатывали опять же с помощью IBM 1401. Сразу по окончании работы с предыдущей задачей вне зависимости от результата большая машина приступала к работе со следую щей задачей, исключая, таким образом, простои.

2.5 Третье поколение ЭВМ (интегральные схемы) Появление интегральных схем (изобретатель Роберт Нойс, 1958) позволи ло кардинально уменьшить физические размеры ЭВМ. Обычно большие вы числительные машины, построенные на основе интегральных схем, называют ЭВМ третьего поколения. К периоду господства ЭВМ третьего поколения можно условно отнести 1965 - 1980 годы.

К наиболее важным нововведениям этого периода следует отнести, во первых, возникновение семейств ЭВМ, совместимых между собой и создание унифицированных аппаратных компонентов, подходящих к разным машинам (обычно в рамках одного семейства).

Во-вторых, именно к этому периоду относится появление мультипро граммного режима, или режима мультизадачности, то есть такого спо соба использования вычислительной машины, при котором в памяти нахо дятся одновременно несколько выполняющихся программ. Первоначально та кой режим был предназначен для уменьшения времени простоя центрального процессора: в то время, когда одна программа затребовала операцию ввода вывода (например, чтения данных с ленты) и ожидает ее завершения, про цессор может выполнять другую программу.

Позже с изобретением терминального доступа и диалогового режима ра боты с ЭВМ мультизадачность позволила работать с одной машиной одно временно нескольким пользователям;

так появились многопользовательские терминальные комплексы.

2.6 Четвертое поколение (персональные компьютеры) С появлением сверхбольших интегральных схем стало возможно умень шить габариты компьютера до размеров настольного прибора, а стоимость снизить до уровня, на котором компьютеры оказались доступны частным лицам.

По своим возможностям первые персональные компьютеры настолько от ставали от больших машин, что у некоторых профессиональных программи стов бум персональных компьютеров вызывал недоумение. Так, полноценная поддержка мультизадачного режима на персональных компьютерах линии IBM PC стала возможна лишь в 1986 году с появлением процессора Intel 80386.

В настоящее время персональные компьютеры далеко обогнали компью теры третьего поколения и используются не только как настольные рабо чие приборы для конечных пользователей, но и в качестве мощных серверов.

Массовость компьютеров на основе архитектуры IBM PC делает эти маши ны самыми дешевыми из представленных на рынке;

в результате, например, компания Google для построения своей поисковой системы предпочла исполь зовать кластер из сотен персональных компьютеров - это оказалось много кратно дешевле решений аналогичной мощности на основе специализирован ных серверных машин.

3 Задачи современных операционных систем На современных компьютерах операционная система играет чрезвычай но важную роль, освобождая прикладные программы от решения рутинных задач. Перечислим задачи, решаемые операционными системами.

• Мультизадачный режим работы. Операционная система позволяет за пускать на одной машине одновременно несколько программ и изолиру ет программы друг от друга, исключая их взаимное влияние. Пользова тельской программе предоставляется абстрактная виртуальная маши на, которую можно использовать, как если бы никаких других программ в системе не выполнялось.

• Управление устройствами ввода-вывода. Операционная система берет на себя все тонкости обращения с периферийными устройствами раз личных типов, предоставляя пользовательским программам простой интерфейс, абстрагированный от особенностей конкретного оборудова ния.

• Управление оперативной памятью. Объема физической памяти может быть недостаточно для размещения всех выполняющихся в системе про грамм и их данных;

программы могут быть чувствительны к адресам, в которых их размещают;

при активном размещении и удалении про грамм в памяти может возникнуть проблема фрагментации (когда об щий объем свободной памяти достаточен для размещения очередной программы, но при этом нарезан на небольшие блоки в разных местах адресного пространства). Современная аппаратура имеет специальные возможности, предназначенные для решения этих и других проблем с использованием оперативной памяти. Управление этими возможностя ми также возлагается на операционную систему.

• Взаимодействие процессов. Процессы не всегда выполняются незави симо друг от друга;

в ряде случаев необходимы средства их влияния друг на друга (например, обмен информацией)2. Современные операци онные системы предоставляют пользовательским программам возмож ность такого взаимодействия.

• Разграничение полномочий. Регламентирование доступа пользователей (или, точнее говоря, пользовательских программ) к ресурсам вычис лительной системы представляет собой важнейшую задачу многополь зовательских операционных систем. При этом следует отметить, что и в однопользовательской ситуации (например, на личном персональ ном компьютере, которым пользуется один человек) функции регла ментирования доступа оказываются весьма востребованными, а иногда и необходимыми. Это вызвано тем, что реально доступ к ресурсам осу ществляет не пользователь, а запускаемые им программы;

фактически при запуске любой программы пользователь передает управление своим компьютером автору этой программы. Вместе с тем, далеко не всякой программе можно безгранично доверять. Отсутствие функций регла ментирования доступа в некоторых популярных операционных систе мах приводит к эпидемиям вирусов и троянских программ. Кроме того, в таких системах зачастую ошибка, пусть и незлонамеренная, в одной из программ приводит к уничтожению всей системы вместе с важными пользовательскими данными.

К взаимодействию процессов обычно относят, кроме всего прочего, и обмен данными по компьютерной сети Задача Задача Задача Рис. 2: Одновременное выполнение задач на одном процессоре Лекция 4 Мультизадачность 4.1 Одновременное исполнение нескольких задач Как уже упоминалось на первой лекции, мультизадачность или режим мультипрограммирования - это такой режим работы вычислительной систе мы, при котором несколько программ могут выполняться в системе одновре менно.

Следует отметить, что для этого, вообще говоря, не нужны несколько физических процессоров. Вычислительная система может иметь всего один процессор, что не мешает само по себе реализации режима мультипрограм мирования. Так или иначе, количество процессоров в системе, в общем случае, меньше количества одновременно выполняемых программ.

Ясно, что процессор в каждый момент времени может выполнять только одну программу. Что же, в таком случае, понимается под мультипрограмми рованием?

Кажущийся парадокс разрешается введением следующего определения одновременности для случая выполняющихся программ (процессов, или за дач):

Две задачи, запущенные на одной вычислительной системе, на зываются выполняемыми одновременно, если периоды их выполне ния (временн отрезок с момента запуска до момента завершения ой каждой из задач) полностью или частично перекрываются.

Итак, если процессор, работая в каждый момент времени с одной задачей, при этом переключается между несколькими задачами, уделяя внимание то одной из них, то другой, эти задачи в соответствии с нашим определением будут считаться выполняемыми одновременно (см. рис. 2).

работа ожидание (простой) работа Рис. 3: Простой процессора в однозадачной системе 4.2 Пакетный режим В простейшем случае мультизадачность позволяет решить проблему про стоя центрального процессора во время операций ввода-вывода. Представим себе вычислительную систему, в которой выполняется одна задача (напри мер, обсчет сложной математической модели). В некоторый момент времени задаче может потребоваться операция обмена данными с каким-либо внеш ним устройством (например, чтение очередного блока входных данных либо, наоборот, запись конечных или промежуточных результатов).

Скорость работы внешних устройств (лент, магнитных барабанов, дисков и т.п.) обычно на порядки ниже, чем скорость работы центрального процессо ра, и в любом случае никоим образом не бесконечна. Так, для чтения задан ного блока данных с диска необходимо включить привод головки, чтобы пере местить ее в нужное положение (на нужную дорожку) и дождаться, пока сам диск повернется на нужный угол (для работы с заданным сектором);

затем, пока сектор проходит под головкой, прочитать записанные в этом секторе данные во внутренний буфер контроллера диска1;

наконец, следует разме стить прочитанные данные в той области памяти, где их появления ожидает пользовательская программа, и лишь после этого вернуть ей управление.

Все это время (как минимум, время, затрачиваемое на перемещение го ловки и ожидание нужной фазы поворота диска) центральный процессор бу дет простаивать (рис. 3). При этом, возможно, во входной очереди заданий имеются задачи, на решение которых можно было бы употребить время цен трального процессора, впустую пропадающее в ожидании окончания опера ций ввода-вывода.

Именно так поступают мультизадачные операционные системы. Как толь ко активная задача затребует проведение операции ввода-вывода, операци онная система выполняет необходимые действия по запуску контроллеров устройств на исполнение запрошенной операции, после чего заменяет актив Чтение непосредственно в оперативную память теоретически возможно, но технически сопряжено с определенными трудностями и применяется редко задача 1 блокировка готовность задача задача Рис. 4: Пакетная ОС ную задачу на другую - новую или уже имеющуюся. Замененная задача в этом случае считается перешедшей в состояние ожидания результата ввода-вывода, или состояние блокировки.

В простейшем случае новая активная задача остается в режиме выполне ния до тех пор, пока она не завершится либо не затребует, в свою очередь, проведение операции ввода-вывода. При этом блокированная задача по окон чании операции ввода-вывода переходит из состояния блокировки в состоя ние готовности к выполнению, но переключения на нее не происходит (см.

рис. 4);

это обусловлено тем, что операция смены активной задачи, вообще говоря, отнимает много процессорного времени.

Такой способ построения мультизадачности, при котором смена активной задачи происходит только в случае ее окончания или запроса на операцию ввода-вывода, называется пакетным режимом2, а операционные системы, реализующие этот режим,- пакетными операционными системами.

Режим пакетной мультизадачности является самым эффективным с точ ки зрения использования вычислительной мощности центрального процессо ра, поэтому именно пакетный режим используется для управления суперком пьютерами и другими машинами, основное назначение которых - большие объемы численных расчетов.

4.3 Другие способы планирования времени ЦП. Режим разделения времени С появлением первых терминалов и диалогового (иначе говоря, интер активного) режима работы с компьютерами возникла потребность в других Русскоязычный термин пакетный режим является устоявшимся, хотя и не слишком удачным пере водом английского термина batch mode ;

слово batch можно также перевести как колода (собственно, изначально имелись в виду колоды перфокарт, олицетворявшие задания). Не следует путать этот термин с терминами, использующими слово packet, которое тоже обычно переводится на русский как пакет.

стратегиях смены активных задач, или, как принято говорить, планирования времени центрального процессора.

Действительно, пользователю, ведущему диалог с той или иной програм мой, вряд ли захочется ждать, пока некая активная задача, вычисляющая, скажем, обратную матрицу порядка 100x100, завершит свою работу. При этом много процессорного времени на обслуживание диалога с пользователем не требуется: в ответ на каждое действие пользователя (например, нажатие на клавишу) обычно необходимо выполнить набор действий, укладывающийся в несколько миллисекунд, тогда как самих таких событий пользователь да же в режиме активного набора текста может создать никак не больше трех четырех в секунду (скорость компьютерного набора 180 символов в минуту считается очень высокой и достигается только профессиональными маши нистками). Соответственно, было бы нелогично ждать, пока пользователь полностью завершит свой диалоговый сеанс: б ольшую часть времени процес сор мог бы производить арифметические действия, необходимые для задачи, вычисляющей матрицу.

Решить проблему позволяет режим разделения времени. В этом режиме каждой задаче отводится определенное время работы, называемое квантом времени. По окончании этого кванта, если в системе имеются другие готовые к исполнению задачи, активная задача принудительно приостанавливается и заменяется другой задачей. Приостановленная задача помещается в очередь задач, готовых к выполнению и находится там, пока остальные задачи отра ботают свои кванты;

затем она снова получает очередной квант времени для работы, и т.д.

Естественно, если активная задача затребовала операцию ввода-вывода, она переводится в состояние блокировки (точно так же, как и в пакетном режиме). Задачи, находящиеся в состоянии блокировки, не ставятся в очередь на выполнение и не получают квантов времени до тех пор, пока операция ввода-вывода (или другая причина блокировки) не будет завершена, и задача не перейдет в состояние готовности к выполнению.

Некоторые операционные системы, включая ранние версии Windows, при меняли стратегию, занимающую промежуточное положение между пакетным режимом и режимом разделения времени. В этих системах задачам выделял ся квант времени, как и в системах разделения времени, но принудительной смены текущей задачи по истечении кванта времени не производилось;

си стема проверяла, не истек ли квант времени у текущей задачи, только ко гда задача обращалась к операционной системе за какими-либо услугами (не обязательно за вводом-выводом). Таким образом, задача, не нуждающаяся в услугах операционной системы, могла оставаться на процессоре сколь угод но долго, как и в пакетных операционных системах. Такой режим работы называется невытесняющим. В современных системах он не применяется, поскольку налагает слишком жесткие требования на исполняемые в систе ме программы;

так, в ранних версиях Windows любая программа, занятая длительными вычислениями, блокировала работу всей системы.

4.4 Планирование времени ЦП в режиме реального вре мени В некоторых специальных случаях режим разделения времени также ока зывается непригоден. В некоторых ситуациях, таких как управление поле том самолета, ядерным реактором, автоматической линией производства и т.п., некоторые задачи должны быть завершены строго до определенного мо мента времени;

так, если автопилот самолета, получив сигнал от датчиков тангажа и крена, потратит на вычисление необходимого корректирующего воздействия больше времени, чем допустимо, самолет может вовсе потерять управление.

В случае, когда выполняемые задачи (как минимум некоторые из них) имеют жесткие рамки по необходимому времени завершения, применяются операционные системы реального времени. В отличие от систем разделения времени, задача планировщика реального времени не в том, чтобы дать всем программам отработать некоторое время, а в том, чтобы обеспечить гаран тированное время реакции на определенные внешние события.

В некоторых случаях возможно при необходимости пропустить ту или иную операцию, если на нее не хватило времени;

так, при воспроизведении видеопотока можно в случае крайней необходимости попросту пропустить некоторые кадры, в то время как те кадры, которые показываются на экране, должны быть распакованы и обсчитаны к строго определенным моментам времени. В подобных случаях говорят о мягкой системе реального времени, в противоположность жесткой3 (автопилот самолета).

4.5 Требования к аппаратуре для обеспечения мульти задачного режима Ясно, что для построения мультизадачного режима работы вычислитель ной системы аппаратура (прежде всего сам центральный процессор) должна обладать определенными свойствами.

Вернемся к ситуации с операцией ввода-вывода (рис. 3 и 4). В ситуации однозадачной системы (рис.3) во время исполнения операции ввода-вывода Соответствующие английские термины - soft и hard.

центральный процессор мог непрерывно опрашивать контроллер устройства на предмет его готовности (завершена ли требуемая операция), после чего произвести необходимые действия по подготовке к возобновлению работы активной задачи (в частности, скопировать прочитанные данные из буфера контроллера в область памяти, в которой задача ожидает появления данных).

Следует отметить, что в этом случае процессор был бы непрерывно занят во время операции ввода-вывода, несмотря на то, что никаких полезных вычис лений он при этом не производил. Такой способ взаимодействия называется активным ожиданием. Как уже было сказано, такой подход неэффективен, так как процессорное время можно было бы использовать с б ольшей пользой.

4.5.1 Аппарат прерываний При переходе к мультизадачной обработке, показанной на рис. 4, возни кает определенная проблема. В момент завершения операции ввода-вывода процессор занят исполнением второй задачи. Между тем, в момент заверше ния операции требуется как минимум перевести первую задачу из состояния блокировки в состояние готовности;

более того, могут потребоваться и дру гие действия, такие как копирование данных из буфера контроллера, сброс контроллера (например, выключение мотора диска), а в более сложных си туациях - инициирование другой операции ввода-вывода, ранее отложенной (это может быть операция чтения с того же диска, которую выдала другая задача в то время, как первая операция еще выполнялась).

Проблема состоит в том, каким образом операционная система узнает о завершении операции ввода-вывода, если процессор при этом занят выполне нием другой задачи и непрерывного опроса контроллера не производит.

Решить проблему позволяет аппарат прерываний. В данном конкретном случае в момент завершения операции контроллер подает центральному про цессору определенный сигнал (электрический импульс), называемый запро сом прерывания. Центральный процессор, получив этот сигнал, прерывает выполнение активной задачи и передает управление процедуре операцион ной системы, которая выполняет все необходимые по окончании операции ввода-вывода действия. После этого управление возвращается активной за даче.

4.5.2 Защита памяти Рассмотрим другие проблемы, возникающие при одновременном нахожде нии в памяти машины нескольких программ. Если не предпринять специаль ных мер, одна из программ может модифицировать данные или код других программ или самой операционной системы. Даже если допустить отсутствие злого умысла у разработчиков всех запускаемых программ, от случайных ошибок в программах нас это допущение не спасет.

Ясно, что необходимы средства ограничения возможностей работающей программы по доступу к областям памяти, занятым другими программами.

Программно такую защиту можно реализовать разве что путем интерпре тации всего машинного кода исполняющейся программы, что категорически недопустимо из соображений эффективности. Таким образом, необходима ап паратная поддержка защиты памяти.

4.5.3 Привилегированный и ограниченный режимы Коль скоро существует защита памяти, процессор должен иметь набор ко манд для управления этой защитой. Если, опять таки, не предпринять специ альных мер, то такие команды сможет исполнить любая из выполняющихся программ, сняв защиту памяти или модифицировав ее конфигурацию. Такая возможность делает саму защиту памяти практически бессмысленной.

Рассматриваемая проблема касается не только защиты памяти, но и рабо ты с внешними устройствами. Чтобы обеспечить нормальное взаимодействие всех программ с устройствами ввода-вывода, операционная система должна взять непосредственную работу с устройствами на себя, а пользовательским программам предоставлять интерфейс для обращения к операционной систе ме за услугами по работе с устройствами. Иначе говоря, пользовательские программы должны иметь возможность работы с внешними устройствами только через операционную систему. Соответственно, необходимо запретить пользовательским программам выполнение команд процессора, осуществля ющих чтение/запись портов ввода-вывода.

Проблема решается введением двух режимов работы центрального про цессора: привилегированного и ограниченного4. В привилегированном режиме процессор может выполнять любые существующие команды. В ограниченном режиме выполнение команд, влияющих на систему в целом, запрещено;

разре шаются только команды, эффект которых ограничен модификацией данных в областях памяти, не закрытых защитой памяти. Сама операционная систе ма (программа, называемая еще ядром5 операционной системы) выполняется в привилегированном режиме, пользовательские программы - в ограничен ном.

В литературе привилегированный режим часто называют режимом ядра или режимом суперви зора (англ. kernel mode, supervisor mode). Ограниченный режим называют также пользовательским режимом (англ. user mode) или просто непривилегированным (англ. nonprivileged. Термин ограниченный режим избран в данном пособии как наиболее точно описывающий сущность данного режима работы центрального процессора без привязки к его использованию операционными системами.

Англ. kernel 4.5.4 Таймер Для реализации пакетного мультизадачного режима перечисленных ап паратных средств уже достаточно. Если же необходимо реализовать систему разделения времени или реального времени, в аппаратуре вычислительной системы требуется наличие еще одного компонента - таймера.

Действительно, планировщику операционной системы разделения време ни нужна возможность отслеживания истечения квантов времени, выделен ных пользовательским программам;

в системе реального времени такая воз можность также необходима, причем требования к ней даже более жесткие:

не сняв вовремя с процессора активное на тот момент приложение, планиров щик рискует попросту не успеть выделить более важным программам необхо димое им процессорное время, в результате чего могут наступить неприятные последствия (вспомните пример с автопилотом самолета).

Таймер представляет собой сравнительно простое устройство, вся функ циональность которого сводится в простейшем случае к генерации прерыва ний через равные промежутки времени. Эти прерывания дают возможность операционной системе получить управление, проанализировать текущее со стояние имеющихся задач и при необходимости сменить активную задачу.

4.5.5 Краткий итог Итак, для реализации мультизадачной операционной системы аппаратное обеспечение компьютера обязано поддерживать:

• аппарат прерываний;

• защиту памяти;

• привилегированный и ограниченный режимы работы центрального про цессора;

• таймер.

Первые три свойства необходимы в любой мультизадачной системе, послед нее может отсутствовать в случае пакетной планировки (хотя в реально су ществующих системах таймер присутствует всегда). Следует обратить вни мание, что из перечисленных свойств только таймер является отдельным устройством, остальные три представляют собой функции центрального про цессора.

5 Аппарат прерываний Современный термин прерывание довольно далеко ушел в своем разви тии от изначального значения;

начинающие программисты часто с удивлени ем обнаруживают, что некоторые прерывания вовсе ничего не прерывают.

Дать строгое определение прерывания было бы несколько затруднитель но. Вместо этого попытаемся объяснить сущность различных видов прерыва ний и найти между ними то общее, что и оправдывает существование самого термина.

5.1 Внешние (аппаратные) прерывания Прерывания в изначальном смысле уже знакомы нам по предыдущему параграфу. Те или иные устройства вычислительной системы могут осуще ствлять свои функции независимо от центрального процессора;

в этом случае им может время от времени требоваться внимание операционной системы, но единственный центральный процессор (или, что ничуть не лучше, все имею щиеся в системе центральные процессоры) может быть именно в такой момент занят обработкой пользовательской программы.

Аппаратные (или внешние) прерывания были призваны решить эту про блему. Для поддержки аппаратных прерываний процессор обычно имеет спе циально предназначенные для этого контакты;

электрический импульс, пред ставляющий обычно логическую единицу, поданный на такой контакт, вос принимается процессором как сигнал о том, что некоторому устройству тре буется внимание операционной системы.

В современных архитектурах, основанных на общей шине, для запроса прерывания используется одна из дорожек шины.

Последовательность событий при возникновении и обработке прерывания выглядит приблизительно следующим образом6:

1. Устройство, которому требуется внимание процессора, устанавливает на шине сигнал запрос прерывания.

2. Процессор доводит выполнение текущей программы до такой точки, в которой выполнение можно прервать так, чтобы потом восстановить его с того же места;

после этого процессор выставляет на шине сигнал подтверждение прерывания. При этом другие прерывания блокиру ются.

3. Получив подтверждение прерывания, устройство передает по шине некоторое число, идентифицирующее данное устройство;

это число на зывают номером прерывания.

Здесь приводится общая схема;

в действительности все намного сложнее.

4. Процессор сохраняет где-то (обычно на стеке) текущие значения счетчи ка команд и регистра слова состояния процесса;

это называется малым упрятыванием. Счетчик команд и слово состояния должны быть сохра нены по той причине, что выполнение первой же инструкции обработ чика прерывания изменит (испортит) и то, и другое, сделав прозрачный возврат из прерывания невозможным;

остальные регистры обработчик прерывания может при необходимости сохранить самостоятельно.

5. Устанавливается привилегированный режим работы центрального про цессора, после чего управление передается на точку входа процедуры в операционной системе, называемой обработчиком прерывания. Адрес обработчика может быть предварительно считан из специальных обла стей памяти, либо вычислен иным способом.

Обработчик прерывания может сразу же вернуть управление активной задаче, выполнив командуIRET(interrupt return). Это называется коротким прерыванием. При этом процессор выполнит восстановление слова состояния и счетчика задач, то есть прерванный процесс продолжится в точности с того места и состояния, на котором его прервали. Короткие прерывания система выполняет в случае, если (с точки зрения системы) пришедшее прерывание никаких действий не требует;

например, коротким может быть прерывание от системного таймера в случае, если никто кроме активной задачи не пре тендует на процессор.

Если операционной системе требуется выполнение каких-либо действий в ответ на поступившее прерывание, действия обработчика прерывания (назы ваемые длинным прерыванием) будут более сложными. Поскольку для вы полнения любых действий требуются регистры общего назначения, обработ чик прежде всего сохраняет на стеке значения регистров. Это называется полным упрятыванием. Затем необходимо покинуть критическую область ядра, отвечающую за начальную стадию обработки прерывания, и перей ти к исполнению процедур, прерывание которых не вызывает ошибок. При этом прерывания следует разблокировать, дав возможность работать другим устройствам.

После выполнения системных действий, которые повлекло за собой пре рывание, следует вызвать планировщик, чтобы выяснить, не пришло ли вре мя заменить активную задачу на другую. Возможно, пришедшее прерыва ние перевело из режима блокировки в режим готовности7 процесс, имеющий б ольший приоритет, нежели прерванная задача;

в этом случае все значения Например, прерывание может сигнализировать об окончании операции ввода-вывода, в ожидании которого некий процесс находился в состоянии блокировки регистров, сохраненные на стеке, а равно и сам указатель стека переписыва ются во внутреннюю структуру данных операционной системы, отвечающую за прерванный процесс, после чего восстанавливается стек (и, при необхо димости, его содержимое) процесса, который необходимо сделать активным вместо прерванного.

Следует обратить внимание на то, что переключение из привилегирован ного режима работы центрального процессора в ограниченный можно осуще ствить простой командой (поскольку в привилегированном режиме доступны все возможности процессора);

в то же время, переход из ограниченного (поль зовательского) режима обратно в привилегированный произвести с помощью обычной команды нельзя, поскольку это лишило бы смысла само существо вание привилегированного и ограниченного режимов.

Таким образом, прерывание является единственным (из извест ных нам на текущий момент) способом переключения процессора в привилегированный режим.

5.2 Внутренние прерывания (ловушки) Чтобы понять, о чем пойдет речь в этом параграфе, рассмотрим следу ющий вопрос: что следует делать центральному процессору, если активная задача выполнила целочисленное деление на ноль?

Ясно, что дальнейшее выполнение программы лишено смысла: результат деления на ноль невозможно представить каким-либо целым числом, так что в переменной, которая должна была содержать результат произведенного де ления, в лучшем случае будет содержаться мусор;

соответственно, и конечные результаты, скорее всего, окажутся иррелевантными.

Пытаться оповестить программу о происшедшем путем выставления какого-нибудь флага, очевидно, также бессмысленно. Если программист не произвел перед выполнением деления проверку делителя на равенство нулю, представляется и вовсе ничтожной вероятность того, что он станет проверять после деления значение какого-то флага.

Завершить текущую задачу процессор самостоятельно не может. Это слишком сложное действие, зависящее от реализации операционной системы.

Остается только один вариант: передать управление операционной систе ме с сообщением о происшедшем. Что делать с аварийной задачей, операци онная система решит самостоятельно.

Отметим, что требуется, вообще говоря, переключиться в привилегиро ванный режим и передать управление на некоторый обработчик;

перед этим желательно сохранить регистры (хотя бы счетчик команд и слово состоя ния);

даже если задача ни при каких условиях не будет продолжена с того же места (а предполагать это, вообще говоря, процессор не вправе), значе ния регистров в любом случае пригодятся операционной системе для анализа происшествия. Более того, каким-то образом следует сообщить операционной системе о причине того, что управление передано ей;

кроме деления на ноль, такими причинами могут быть нарушение защиты памяти, попытка выпол нить запрещенную или несуществующую инструкцию, попытка прочитать слово по нечетному адресу и т.п.

Легко заметить, что действия, которые должен выполнить процессор, ока зываются очень похожи на рассмотренный ранее случай аппаратного преры вания. Основное отличие состоит в отсутствии обмена по шине (запроса и подтверждения прерывания): действительно, информация о перечисленных событиях возникает внутри процессора, а не вне его8. Остальные шаги по обработке деления на ноль и других подобных ситуаций повторяют шаги по обрaботке аппаратного прерывания практически дословно.

Поэтому обработку ситуаций, в которых дальнейшее выполнение актив ной задачи оказывается невозможной по причине выполненных ею некор ректных действий, называют так же, как и действия по запросу внешних устройств - прерываниями. Чтобы не путать разные по своей природе преры вания, их делят на внешние (аппаратные) и внутренние;

такая терминология оправдана тем, что причина внешнего прерывания находится вне централь ного процессора, тогда как причина внутреннего - у ЦП внутри. Иногда внутренние прерывания называют иначе, например ловушками (traps) или как-то еще.

5.3 Программные прерывания. Системные вызовы.

Как уже говорилось, пользовательской задаче не позволяется делать ни чего, кроме преобразования данных в отведенной ей памяти. Все действия, затрагивающие внешний по отношению к задаче мир, выполняются через операционную систему. Соответственно, необходим механизм, позволяющий пользовательской задаче обратиться к ядру операционной системы за теми или иными услугами.

Обращение пользовательской задачи (процесса) к ядру опера ционной системы за услугами называется системным вызовом.

Ясно, что по своей сути системный вызов - это передача управления от пользовательской задачи ядру операционной системы. Однако здесь есть две проблемы. Во-первых, ядро работает в привилегированном режиме, а поль С точки зрения реализации внутренние прерывания могут оказаться многократно проще, чем аппарат ные, за счет того, что они всегда происходят на определенной фазе выполнения инструкции;

подробность читатель найдет в книге [8].

зовательский процесс - в ограниченном. Во-вторых, пространство адресов ядра для пользовательского процесса недоступно (как мы увидим на одной из следующих лекций, в адресном пространстве процесса этих адресов может вообще не быть). Впрочем, даже если бы оно было доступно, позволить про цессу передавать управление в произвольную точку ядра было бы несколько странно.

Таким образом, для осуществления системного вызова необходимо сме нить режим выполнения с пользовательского на привилегированный и пере дать управление в некоторую точку входа в операционной системе.

Нам уже известны два случая, в которых такие действия выполняют ся - это аппаратные и внутренние прерывания. Изобретать дополнительный механизм для системного вызова ни к чему;

для его реализации можно ис пользовать частный случай внутреннего прерывания, инициируемый специ ально предназначенной для этого машинной инструкцией (на разных архи тектурах соответствующая инструкция может называется TRAP, SVC, INT и т.д.). Отличие этого вида прерывания от остальных состоит в том, что оно происходит по инициативе пользовательской задачи, тогда как другие преры вания случаются без ее ведома (внешние - по требованию внешних устройств, внутренние - в случае непредвиденных обстоятельств, которые вряд ли были выполняемой программой предусмотрены).

Прерывание, возникающее по инициативе выполняющейся за дачи, называется программным прерыванием.

6 Привилегированный и ограниченный режи мы. Ядро и процессы.

В основе операционной системы всегда находится программа, осуществля ющая работу с аппаратурой, обрабатывающая прерывания и обслуживающая системные вызовы. Эта программа назвается ядром операционной системы.

В определенном смысле ядро и есть сама операционная система;

в некото рых случаях, однако, под словосочетанием операционная система понима ют большой набор программ, включающий, кроме ядра, еще разнообразные системные утилиты, программы для управления и настройки, иногда даже компиляторы и интерпретаторы языков программирования. В этом смысле термин операционная система может использоваться в разных значениях, тогда как использование термина ядро никакой неопределенности не остав Некоторые авторы не делают различия между терминами программное прерывание и системный вызов, называя системным вызовом как само обращение к ОС, так и программное прерывание, исполь зуемое для его осуществления.

ограниченный режим процессы привилегированный Я Д Р О режим Рис. 5: Ядро и процессы ляет.

Как уже говорилось, процессор в современных вычислительных системах имеет два режима выполнения команд: привилегированный и ограниченный.

В привилегированном режиме можно выполнять любые команды, имеющиеся на данном процессоре, в ограниченном же выполнение любых команд, влияю щих на что-либо за пределами ограниченной области памяти, заблокировано и вызывает внутреннее прерывание.

Единственной программой, выполняющейся в привилегирован ном режиме во время работы операционной системы, является яд ро операционной системы. Все остальные программы, вне зависимости от уровня их полномочий, выполняются в ограниченном режиме в виде про цессов (рис. 5), а все действия, выходящие за рамки преобразования данных в отведенной им памяти, выполняют путем обращения к ядру с помощью системных вызовов.

Понятие процесса и присущие процессам свойства будут подробно рас смотрены в нашем курсе позже. Пока отметим, что процесс можно упрощенно понимать как программу, которая выполняется (под управлением операци онной системы). Иначе говоря, процесс - это код выполняемой программы, данные, состояние (регистры, включая счетчик команд), а также доступные ресурсы и полномочия.

Столь многословное пояснение требуется, поскольку сама по себе программа - это еще не процесс;

так, одна и та же программа может быть запущена одновременно в нескольких экземплярах (возможно, даже разными пользователями системы), и речь в этом случае пой дет не об одном процессе, а о нескольких. Более того, процесс даже нельзя трактовать как пару программа + состояние, поскольку, вообще говоря, две запущенные копии одной про граммы теоретически могут находиться в совершенно одинаковом состоянии, что все равно не сделает эти копии одним процессом.

Сделаем еще одно важное замечание: каждый процесс в системе имеет уникальный идентификатор, обычно число;

система поддерживает глобаль ную таблицу процессов, в которой каждому существующему на текущий мо мент процессу соответствует определенная запись10.

Отметим на всякий случай, что ядро не обязательно представляет собой монолитную программу. В некоторых операционных системах ядро представ ляет собой набор взаимодействующих программ (архитектуры с микроядром и экзоядром);

во многих системах в ядро во время работы можно добавлять дополнительные модули.

Некоторые свои части ядро может оформить в виде процессов, работаю щих наравне с пользовательскими задачами в ограниченном режиме.

Известно, с другой стороны, что никакой код никакого пользователь ского процесса ни при каких условиях не может быть исполнен в привилегированном режиме процессора.

6.1 Эмуляция физического компьютера Поскольку при попытке выполнения процессом некорректной инструк ции (в том числе и инструкции, относящейся к привилегированным) возни кает прерывание, в результате которого ядро операционной системы полу чает управление, оказывается возможно сымитировать действия физической машины таким образом, чтобы у программы, работающей в рамках пользо вательского процесса, создалось впечатление, что эта программа работает в привилегированном режиме на машине, на которой никого кроме нее нет.

Действия, которые на физической машине осуществлял бы процессор в ответ на привилегированную команду, в режиме эмуляции выполняют обработчики прерываний по некорректной инструкции и нарушению защиты памяти.

В режиме такой эмуляции можно запустить в виде пользовательского про цесса ядро другой операционной системы или даже второй экземпляр той же самой.

Впервые такая эмуляция была реализована на IBM/360 операционной си стемой VM/360. Под VM/360 можно было запустить несколько операционных систем OS/360, причем каждая из них была уверена, что компьютер IBM/ находится в ее полном распоряжении. Более того, под VM/360 можно было загрузить в режиме эмуляции ее саму.

Читатель может заметить, что ранее мы использовали термин задача. Действительно, мы избегали употребления слова процесс до того, как стали известны хотя бы основные свойства этого понятия, полагая при этом слово задача интуитивно понятным.

РЕГИСТРЫ К Э Ш ОПЕРАТИВНАЯ ПАМЯТЬ Д И С К И Л Е Н Т Ы Рис. 6: Иерархия запоминающих устройств Лекция 7 Иерархия запоминающих устройств Информация в вычислительной системе может запоминаться и хранить ся устройствами различного типа в зависимости от того, насколько опера тивным должен быть доступ к данной информации, насколько долговремен ным должно быть ее хранение и каков ее объем. Иерархия запоминающих устройств схематически показана на рис. 6.

Наиболее оперативно доступна информация в регистрах центрального процессора. Однако объем регистровой памяти задается раз и навсегда при проектировании процессора и увеличен быть не может;

при этом объем ре гистровой памяти ограничен, т.к. каждый новый регистр ЦП увеличивает сложность схемы ЦП, требует введения дополнительных инструкций и в це лом может существенно повысить стоимость процессора.

Кэш-память предназначена для увеличения скорости доступа к данным, находящимся в оперативной памяти. Различают кэш первого уровня, физиче ски реализованный на одной микросхеме с ЦП, и кэш второго уровня, пред ставляющий собой отдельный конструктив, связанный с процессором непо средственно (без использования общей шины). В кэш-памяти дублируются данные из оперативной памяти, наиболее часто использующиеся выполняю щейся программой. Скорость доступа к кэшу существенно выше, чем к опера тивной памяти, однако сам кэш имеет достаточно сложное устройство, объем его ограничен, а стоимость гораздо выше, чем у оперативной памяти такого же объема.

скорость о б ъ е м с т о и м о с т ь Оперативная память1 является основным хранилищем программ и дан ных, находящихся в непосредственной обработке. Объем оперативной памяти может быть сравнительно большим, а стоимость ее в последние годы снизи лась. Тем не менее, ее объема может не хватить. Кроме того, содержимое оперативной памяти, кэша и регистров теряется с выключением компьюте ра, так что для долговременного хранения данных эти виды запоминающих устройств непригодны.

На следующем уровнем иерархии находятся магнитные диски или, гово ря в-общем, устройства долговременного хранения, позволяющие произво дить доступ к данным в произвольном порядке. Кроме собственно магнит ных дисков, к устройствам такого класса относятся, например, накопители на flash-картах. Ныне вышедшие из употребления магнитные барабаны также относились к этому классу. Объем таких устройств может быть на порядки больше, чем объем ОЗУ, а стоимость - существенно ниже. Кроме того, сохра ненная на дисках информация не теряется при выключении питания и может храниться долгое время. Однако для доступа к дискам требуются медленные (в сравнении со скоростью процессора и ОЗУ) операции ввода-вывода;

более того, процессор не в состоянии непосредственно обращаться к дискам, так что данные для их использования должны быть предварительно скопированы в оперативную память.

Срок хранения информации на дисках может составлять годы, но он все же ограничен. Для нужд архивирования применяют накопители на магнит ных лентах (стриммеры). Ленты представляют собой самый надежный, дол говременный и дешевый способ хранения данных. Недостаток лент состоит в невозможности доступа к блокам данных в произвольном порядке. Как пра вило, данные с лент перед использованием копируют на диски.

8 Управление оперативной памятью Регистровая память находится под непосредственным контролем програм миста. Кэш-память контролируется процессором автоматически;

програм мист может не принимать во внимание ее существование.

Что касается оперативной памяти, то распределение и управление ею яв ляется одной из важнейших задач операционной системы. Попытаемся рас смотреть эту проблемную область. Вопросы управления внешними устрой ствами будут рассматриваться на следующих лекциях.

Можно также встретить термины основная память и оперативное запоминающее устройство (ОЗУ). В англоязычной литературе используется термин RAM (Random Access Memory), который можно перевести как память произвольного доступа.

3 3 4 1 ОС ОС ОС Рис. 7: Возникновение фрагментации памяти 8.1 Проблемы, решаемые менеджером памяти Перечислим проблемы, с которыми сталкивается операционная система при управлении памятью.

1. Защита процессов друг от друга и операционной системы от процес сов. Управление аппаратной защитой памяти. Как уже говорилось, в мультизадачной системе необходимы аппаратные механизмы защиты памяти. Управление ими, включая выделение памяти процессам, воз лагается на операционную систему.

2. Недостаток объема оперативной памяти. Объема оперативной памя ти может не хватить для размещения ядра и всех процессов;

в этом случае современные операционные системы высвобождают физическую память, сбрасывая (откачивая) давно не использовавшиеся данные на диск.

3. Дублирование данных. Дублирование может возникнуть, например, при запуске нескольких копий одной и той же программы: хотя при этом их данные могут различаться, сегменты кода будут содержать в точности одно и то же. Естественно, такого дублирования желательно избегать.

4. Перемещение кода. Код программ может быть привязан к конкретным значениям адресов памяти, в которые загружается программа (напри мер, код может использовать переходы по абсолютным адресам). Вместе с тем, в мультизадачной ситуации, вообще говоря, неизвестно, в какое конкретно место физической памяти придется загружать конкретную программу;

если привязать ее к физическим адресам, именно это место в памяти может оказаться занято другой программой.

5. Фрагментация. При постоянном выделении и освобождении блоков па мяти разного размера может возникнуть ситуация, при которой очеред ной блок не может быть выделен, несмотря на то, что общее количество свободной памяти превышает его размер. Пример такой ситуации по казан на рис. 7. В некоторый момент мы не можем разместить в памя ти задачу №5, потому что нет подходящего свободного блока адресов, несмотря на то, что общее количество свободной памяти превышает раз мер новой задачи. С проблемой фрагментации непосредственно связана проблема увеличения размеров существующей задачи в случае, если ей потребовалась дополнительная память: может оказаться, что память за верхней границей задачи занята и расширять ее некуда.

Заметим, что большинство перечисленных проблем возникает лишь в мультизадачной ситуации. Действительно, если система однозадачна, то за щищать, вообще говоря, некого и не от чего, дублирование возникнуть не может (задача всего одна), проблемы с перемещением кода не возникают, т.к. все программы можно грузить с одного и того же адреса, отсутствует и фрагментация. Остается только проблема объема (для случая одной задачи, не умещающейся в памяти целиком), но и эта проблема оказывается решаема с помощью оверлейных структур (частей кода, загружаемых и выгружаемых под контролем основной программы), хотя это и сравнительно сложно.

В мультизадачной системе управление оперативной памятью становится сложной задачей, требующей как аппаратной, так и программной поддержки.

8.2 Управление памятью: общие понятия 8.2.1 Подкачка Для решения проблемы нехватки оперативной памяти операционные си стемы используют подкачку2. Подкачка состоит в том, что находящиеся в оперативной памяти данные, которые временно не используются (например, принадлежат блокированным задачам), могут быть для временного хранения перенесены на диск (откачаны), а при возникновении в них потребности – вновь загружены в оперативную память (подкачаны).

Память той или иной задачи может быть откачана на диск целиком (на пример, если данная задача блокирована). Кроме того, некоторые модели Английский термин – swapping организации управления памятью допускают откачку отдельных частей па мяти задачи;

при этом задача может продолжать выполняться. При попытке задачи обратиться к области своей памяти, которая в настоящее время от качана, возникает прерывание (в зависимости от используемого процессора это может быть прерывание по защите памяти или специальное страничное прерывание);

получив управление в результате этого прерывания, операци онная система определяет, что задаче требуется откачанная на диск область памяти, и подкачивает соответствующие данные в оперативную память, по сле чего продолжает выполнение прерванной задачи с того же места, так что задача ничего о факте откачки не знает.

8.2.2 Виртуальная память Использование виртуальной памяти позволяет эффективно преодоле вать проблему перемещения кода, а в некоторых случаях облегчает решение проблем дублирования данных, фрагментации и защиты. Реализация под качки также обычно опирается на виртуальную память, хотя теоретически может быть сделана и без нее.

Идея виртуальной памяти состоит в том, что исполнительные адреса, фи гурирующие в машинных командах, считаются не адресами физических яче ек памяти, а некоторыми абстрактными виртуальными адресами. Все мно жество виртуальных адресов называется виртуальным адресным простран ством. Виртуальные адреса преобразуются процессором в адреса ячеек па мяти (физические адреса) по некоторым правилам, причем эти правила могут динамически изменяться.

Обычно для каждой задачи задаются свои правила вычисления физиче ских адресов. Таким образом, в распоряжении задачи оказывается свое соб ственное виртуальное адресное пространство, при использовании которого можно никак не учитывать существование других задач.

При необходимости задачу (а в некоторых случаях и отдельную ее часть) можно перенести в другое место физической памяти, одновременно с этим изменив для этой задачи правила преобразования адресов так, чтобы не из менившиеся виртуальные адреса соответствовали новым физическим.

Некоторые виртуальные адреса могут не иметь соответствия физическим;

при попытке задачи обратиться к таким адресам возникает прерывание, ко торое может быть использовано, чтобы подкачать соответствующиу область данных с диска (если область откачана на диск) либо снять задачу (если область памяти с такими адресами задаче не выделялась).

вирт. адрес 2 база предел предел 1 база база физ. адрес а) б) в) Рис. 8: База и предел 8.3 Модели организации виртуальной памяти 8.3.1 Простейшая модель: база и предел Снабдим процессор двумя регистрами специального назначения, которые будем называть база и предел. Для простоты будем считать, что в привиле гированном режиме значения этих регистров игнорируются. После перехода процессора в ограниченный режим при выполнении любой команды процес сор (на аппаратном уровне) к любому заданному командой исполнительному адресу прибавляет значение базы и уже результат этого сложения использует в качестве адреса в физической памяти (рис. 8). Перед обращением к памяти процессор производит (опять же на аппаратном уровне) проверку, не превы шает ли полученный адрес значения предела. Если обнаруживается превы шение, процессор отрабатывает внутреннее прерывание нарушение защиты памяти. Модификация базы и предела при работе процессора в ограничен ном режиме запрещена.

Таким образом, регистр база задает адрес, начиная с которого в памяти располагается текущая задача. Исполнительные адреса, задаваемые инструк циями в коде задачи, не совпадают с настоящими адресами ячеек памяти, к которым в итоге производится обращение, так что эти адреса можно считать виртуальными.

Виртуальные адреса трактуются как беззнаковые, так что обратиться к физическим адресам, находящимся ниже базы, задача не может в принципе:

физический адрес, вычисленный как сумма виртуального адреса и базы, все гда будет больше базы. Таким образом, вся память ниже базы оказывается защищена от случайного или преднамеренного обращения со стороны задачи просто самим фактом трансляции адресов.

Регистр предел задает верхнюю границу блока памяти, доступного те кущей задаче. Это позволяет защитить также память, находящуюся выше предела.

Адреса в коде задачи теперь формируются в предположении, что задача будет работать в адресном пространстве, начинающемся с нуля. Операци онная система может загрузить задачу в любой свободный участок памяти:

проблема адаптации программы к адресам решается установкой соответству ющего значения базового и предельного регистров. Более того, при необхо димости задачу можно переместить в другое место памяти - для этого до статочно скопировать содержимое ее адресного пространства в память по но вым адресам и изменить соответствующим образом значения базы и предела.

Операционная система для передачи управления задаче заполняет базовый и предельный регистры, после чего переключает режим исполнения в ограни ченный и передает управление коду задачи. При возникновении прерывания ограниченный режим снимается и управление вновь получает код операцион ной системы, который, в числе прочего, может принять решение о передаче управления другой задаче, для чего достаточно изменить содержимое базо вого и предельного регистров на соответствующие другой задаче и передать ей управление.

Ясно, что проблемы защиты и адаптации к адресам таким образом реше ны. С проблемой объема памяти дела обстоят далеко не так гладко: на диск можно сбросить только целиком всю память той или иной задачи. Кроме то го, если объема физической памяти не хватает даже для одной задачи (то есть нашлась такая задача, потребности которой превышают объем физиче ской памяти), описанная модель выйти из положения не позволяет. Пробле ма фрагментации решается только путем перемещения задач в физической памяти, что влечет относительно дорогостоящие операции копирования су щественных объемов данных. Наконец, проблема дублирования не решена вообще.

8.3.2 Сегментная организация памяти Усовершенствуем модель база-предел. Для этого введем понятие сег мента. Под сегментом будем понимать область физической памяти, имею щую начало (по аналогии с базой) и длину (по аналогии с пределом). В отли чие от предыдущей модели, позволим каждой задаче иметь несколько пар база-предел, то есть несколько сегментов.

Конечно, такая смена модели существенно затронет как устройство про цессора, так и программное обеспечение, причем, если в модели база-предел потребовалась поддержка со стороны операционной системы, то в сегментной модели новую архитектуру придется учитывать и при написании кода поль зовательских программ (по крайней мере, если мы захотим писать на языке ассемблера;

трансляторы языков высокого уровня все нужные моменты учтут селектор смещение Таблица сегментов атрибуты начальный адрес размер Физический адрес Рис. 9: Сегментная организация памяти автоматически при переводе нашей программы в исполняемый код).

Итак, первое и наиболее видимое новшество состоит в том, что в исполня емом адресе (то есть в адресе, формируемом тем или иным способом инструк циями процессора) появляется специфическая часть, именуемая селектором сегмента. Под селектор сегмента можно отвести несколько старших битов адреса, либо использовать отдельный специально предназначенный регистр процессора.

Селектор сегмента содержит число, представляющее собой, упрощенно говоря, порядковый номер сегмента в таблице дескрипторов сегментов. На каждый сегмент эта таблица содержит физический адрес его начала и его длину, плюс к этому некоторые служебные параметры (например, флаги, разрешающие или запрещающие запись в этот сегмент, исполнение его со держимого в качестве кода и т.п.). Физический адрес ячейки памяти вычис ляется путем прибавления адреса начала сегмента, взятого из строки табли цы, выбранной селектором, к смещению, взятому из исполнительного адреса (рис. 9).

Возможность иметь несколько сегментов для одной задачи позволяет, на пример, сделать некоторый сегмент общим для двух и более задач (то есть теперь мы можем решить проблему дублирования).

Некоторые преимущества мы получаем и в отношении проблем объема и фрагментации. Откачивать на диск по-прежнему требуется сегмент целиком, но при наличии у каждой задачи нескольких сегментов это все же проще, чем откачивать всю задачу;

точно так же при перемещении данных с целью дефрагментации можно перемещать не задачу целиком, а лишь некоторые из ее сегментов, и, кстати, найти свободную область подходящего размера для размещения сегмента в среднем проще, чем для всей задачи3.

Кроме того, сегменты сами по себе представляют определенное удобство.

Представьте себе, что в нашей задаче имеется несколько больших таблиц, каждая из который может увеличиваться в размерах. Если использовать обычную (плоскую) модель памяти, не исключено, что одну из таблиц придет ся перемещать в другое место, чтобы дать возможность расширить другую таблицу;

при этом придется не только проводить копирование, но и пересчи тывать все указатели, содержавшие адреса внутри перемещенной таблицы.

Всех этих трудностей можно избежать, если под каждую таблицу выделить отдельный сегмент.

Отметим, что таблица дескрипторов сегментов хранится в оперативной памяти, так что, если не предпринять специальных мер, на каждое обращение активной программы к памяти потребовалось бы еще и обращение в память за информацией из этой таблицы, что снизило бы производительность систе мы практически вдвое. Поэтому разработчики архитектуры процессоров ор ганизуют хранение информации об используемых сегментах непосредственно в процессоре. Например, процессоры серии Intel загружают информацию из таблицы дескрипторов каждый раз при изменении содержимого сегментно го регистра;

информация из соответствующей строки таблицы дескрипторов загружается в невидимую часть сегментного регистра и хранится там до следующего его изменения.

8.3.3 Страничная организация памяти Более эффективно решить проблемы объема и фрагментации позволяет страничная организация памяти.

Отметим сразу, что в этой модели обычно каждая задача имеет свое соб ственное пространство виртуальных адресов и свои таблицы для перевода их в адреса физические.

Разделим физическую память на кадры4 фиксированного размера, а про странство виртуальных адресов - на страницы того же размера (рис. 10).

Если, к примеру, наш процессор использует 32-битные адреса, а физической памяти в компьютере установлено 512Mb (229 байт), мы можем разделить физическую память на 217 = 131072 кадров по 212 = 4096 байт, или 4Kb каждый;

виртуальное адресное пространство тогда разделится на 220 = 1048576 страниц такого же размера.

Заметим, что если размер страницы и кадра составляет степень двойки, Тем не менее, эти преимущества чисто количественные и всерьез на ситуацию не влияют Английский оригинал термина кадр в данном случае - frame;

некоторые русскоязычные авторы пользуются вместо слова кадр словом фрейм, либо используют слово страница как для обозначения страниц виртуальных адресов, так и для обозначения кадров физической памяти Физическая память Виртуальная память задачи 1 Виртуальная память задачи Рис. 10: Страничная организация памяти то соответствующее количество младших бит адреса (как виртуального, так и физического) представляют собой смещение относительно начала страницы или кадра, а остальные биты - номер страницы или кадра.

Остается каким-то образом для каждой задачи сопоставить некоторым (не всем!) страницам номера физических кадров. Важно, что сопоставление производится в произвольном порядке, то есть двум соседним страницам мо гут соответствовать кадры из совершенно разных областей физической па мяти.

Обычно отображение страниц на физические кадры осуществляется через таблицу страниц, принадлежащую активной задаче (рис. 11). Для каждой страницы таблица содержит запись, состоящую из номера кадра и служебных атрибутов. В число атрибутов обычно входит так называемый при знак присутствия, означающий, находится ли данная страница в настоящее время в оперативной памяти или нет. При попытке обра щения к странице, для которой признак присутствия сброшен, про цессор инициирует прерывание, называемое страничным;

получив это прерывание, операционная система производит, если возможно, подкачку соответствующей страницы с диска.

Существует проблема выбора размера страницы. Чем больше страница, тем больше памяти пропадает впустую в последних страницах задач. Так, с т р а н и ц ы с т р а н и ц ы к а д р ы Виртуальный адрес Номер страницы смещение Таблица страниц Номер физ. кадра атрибуты номер физ. кадра смещение Физический адрес Рис. 11: Страничное преобразование адреса если выбрать размер страницы 1Mb, то задача, занимающая чуть больше 1Mb, займет два физических кадра, причем второй почти весь (то есть почти 1Mb) не будет использоваться. С другой стороны, чем меньше размер стра ницы, тем больше количество самих страниц и тем, соответственно, больше размеры страничных таблиц.

Обычно размер страницы выбирают равным степени двойки, от 29 до байт. Процессоры Intel Pentium умеют работать со страницами размером 4Kb, 2Mb и 4Mb. Вообще, размер страницы 4Kb (212 байт) является наиболее по пулярным среди различных архитектур.

Обратим внимание, что при 32-битной адресации (4Gb адресуемого про странства) количество страниц составит 220, то есть больше миллиона. Если учесть, что каждая строка в таблице страниц занимает обычно 4 байта, по лучим, что на таблицу страниц каждого процесса требуется 4Mb памяти.

Безусловно, это неприемлемо: большинство задач занимает в памяти суще ственно меньше одного Mb, так что на таблицы страниц придется потратить больше памяти, чем на сами задачи. Одним из возможных решений явля ется искусственное ограничение количества страниц, но это решение далеко не лучшее, т.к. приводит к невозможности выполнения задач, требующих б ольшего количества памяти.

Более элегантное решение состоит в применении многоуровневых стра ничных таблиц. В этом случае номер страницы делится на группы битов, за дающих номер строки в таблицах соответствующих уровней;

таблица первого уровня содержит адреса таблиц второго уровня, и т.д., а таблица последнего уровня - номера физических кадров (рис. 12). В этом случае для каждой Виртуальный адрес табл. 1 табл. 2 смещение Таблица второго уровня Номер физ. кадра атрибуты Таблица первого уровня Адрес табл. 2го ур.

атрибуты номер физ. кадра смещение Физический адрес Рис. 12: Двухуровневая схема страничного преобразования задачи необходимо завести таблицу верхнего уровня и по одной таблице для всех остальных уровней;

остальные таблицы будут добавляться по необходи мости. Поскольку схема, как правило, содержит не более трех уровней5, для небольшой задачи требуется хранить всего две или три сравнительно неболь шие по размеру таблицы.

Рассмотрим для примера двухуровневую страничную схему для случая 32-битных адресов и размера страницы 4Kb. Смещение при таком размере страницы занимает 12 бит, на номер страницы остается 20 бит, из которых 10 используем для выбора строки в таблице первого уровня, остальные 10 для выбора строки в таблице второго уровня6. Тогда таблицы обоих уровней могут содержать 210 = 1024 строки, что при длине строки 4 байта требует 4096 байт, то есть каждая таблица занимает ровно один кадр в памяти.

Как можно заметить, страничная организация памяти снимает проблемы объема и фрагментации. Действительно, в рассмотренной модели физическая память выделяется кадрами, причем совершенно безразлично, будут ли кад ры соседними или нет;

любой свободный кадр может быть использован для любой задачи. Таким образом, фрагментация возникнуть не может. Далее, каждая страница независимо от других может быть в любой момент отка Обычно два уровня для 32-битных архитектур и три - для 64-битных Именно так обстоят дела в современных i386-совместимых процессорах;

в документации обычно та блица первого уровня называется каталогом таблиц, а таблицы второго уровня - собственно таблицами страниц чана на диск. При обращении к ней произойдет страничное прерывание, по которому операционная система может подкачать страницу обратно в память, после чего продолжить выполнение задачи в точности с инструкции, вызвав шей прерывание. Возможно, страница будет подкачана в совершенно другой физический кадр, но пользовательская задача этого не заметит, как и вообще самого факта подкачки. Благодаря независимой обработке отдельных стра ниц, задаче можно выделить больше памяти, чем физически есть на машине;

в этом мы ограничены только объемом виртуального адресного пространства и, конечно, выделенным дисковым пространством под своппинг.

К недостаткам страничной модели можно отнести, во-первых, сравнитель но большое количество неиспользуемой памяти в конце последней страницы каждой задачи (особенно при больших размерах страниц) и, во-вторых, боль шие объемы служебной информации (страничных таблиц).

Остановимся на этом подробнее. Если не предпринять специальных мер, при работе по двухуровневой табличной схеме каждое обращение к памяти за командой или данными потребует еще двух обращений: к таблице первого уровня и к таблице второго уровня. Ситуация, в общем, аналогична возник шей в сегментной модели, за исключением того, что страница - не сегмент, ее объем существенно меньше, а количество страниц - гораздо больше;

про грамма может за одну секунду успеть обратиться к нескольким десяткам страниц. Ясно, что хранить информацию о страничном соответствии в реги стровой памяти не получится из-за большого объема.

Решить проблему позволяет встроенное в процессор специальное устрой ство, называемое ассоциативной памятью7. Устройство представляет собой таблицу из двух полей - номер виртуальной страницы и информация о со ответствующем ей кадре (номер кадра и его атрибуты). Электронная схема ассоциативной памяти устроена так, что запрос к ней формируется не по номеру строки таблицы, а по значению первого поля, то есть по ключу.

Сличение предъявленного значения со значениями ключевого поля произ водится одновременно во всех строках таблицы (параллельными схемами).

Если в одной из строк значение совпадает, в качестве результата выдается второе поле той же строки (то есть номер кадра и его атрибуты).

Сложность реализации ассоциативной памяти растет нелинейно с увели чением количества строк, так что обычно число строк таблицы не превышает нескольких десятков (16 строк можно считать типичным примером емкости ассоциативной памяти).

При обращении к странице, о которой в ассоциативной памяти нет ин формации, производится преобразование через страничные таблицы (то есть В англоязычной литературе часто встречается термин Translation Lookaside Buffer, TLB, а в рус скоязычной - буфер быстрого преобразования адреса к страницам все-таки приходится обратиться), но после этого информация, полученная из таблиц, записывается в ассоциативную память. Если теперь программа обратится к той же самой странице, обращения к таблицам не потребуется. Когда все строки таблицы оказываются заполнены, очередное обращение к неизвестной странице приводит к тому, что информация об од ной из известных страниц из ассоциативной памяти удаляется.

Следует отметить, что информация об отображении страниц является ло кальной для каждой задачи, так что при смене активной задачи содержимое ассоциативной памяти приходится сбрасывать, и некоторое время новая за дача тратит на заполнение ассоциативной памяти своими данными. Таким образом, при страничной организации памяти смена задачи становится еще более дорогостоящей операцией, однако выбора у нас нет.

Отметим также, что управление ассоциативной памятью можно возло жить на операционную систему. В этом случае процессор вообще не делает никаких предположений о том, как устроены структуры данных, отвечаю щие за отображение страниц;

это полностью отдано на откуп операционной системе. В случае, если в ассоциативной памяти отсутствует строка относи тельно требуемого номера страницы, процессор генерирует прерывание, после чего операционная система должна программно произвести поиск или иное вычисление соответствующей информации и занести эту информацию в ас социативную память, после чего возобновить исполнение активной задачи.

8.3.4 Сегментно-страничная организация памяти Как говорилось ранее, сегментная модель организации памяти имеет свои специфические достоинства, делая адресное пространство задачи многомер ным. Сегментно-страничная модель представляет собой попытку объединить достоинства сегментной и страничной организации памяти. В этой модели за дача имеет несколько сегментов, причем каждый сегмент представляет собой самостоятельное виртуальное адресное пространство, поделенное на страни цы. Иначе говоря, каждой задаче приписывается, в общем случае, не одно отображение страниц в физические кадры, а несколько (по одному на каж дый сегмент).

Сегментно-страничная организация реализована, например, на i386 совместимых процессорах. Основным недостатком этой модели является ее чрезмерная сложность;

практически не известны операционные системы, су щественно использующие сегментно-страничную модель.

Лекция 9 История ОС Unix В конце 1960-x годов консорциум в составе концерна General Electrics, Массачусетского Технологического Института (MIT) и исследовательской компании Bell Laboratories (на тот момент - подразделения AT&T) разраба тывали операционную систему MULTICS.

О проекте MULTICS иногда говорят как о неудачном;

так или иначе, Bell Labs в некий момент из проекта вышла.

В число сотрудников Bell Labs, участвовавших в проекте MULTICS, вхо дил Кен Томпсон. По одной из легенд, в те времена его интересовала новая на тот момент область программирования - компьютерные игры. В силу дороговизны вычислительной техники того времени у Кена Томпсона бы ли определенные сложности с получением компьютерного времени для иг ры в написанную им Star Travel, поэтому он заинтересовался имевшейся в Bell Labs и маловостребованной на тот момент машиной PDP-7. Наличество вавшее для этой машины системное программное обеспечение Томпсона не устроило, и, пользуясь опытом, полученным в проекте MULTICS, он написал для PDP-7 свою операционную систему. Первоначально система Томпсона была двухзадачной, то есть позволяла запуск двух независимых процессов по числу подключенных к PDP-7 терминалов [9].

Название UNICS (по аналогии с MULTICS) в шутку предложил Брайан Керниган. Название закрепилось, только последние буквы CS были позже заменены на одну X (произношение при этом не изменилось).

К Кену Томпсону в его разработке присоединился Деннис Ритчи, и вдвоем они перенесли систему на более совершенный миникомпьютер PDP-11. Тогда же возникла идея переписать систему (по крайней мере, как можно б ольшую ее часть) на языке высокого уровня. Томпсон попытался использовать для этого усеченный диалект языка BCPL, который он назвал B. Однако язык оказался для этого слишком примитивен, в нем не было даже структурных данных. Ритчи предложил расширить язык. Так появилась первая версия языка C.

В 1973 году систему удалось переписать на C. Для того времени это был более чем сомнительный шаг: господствовала точка зрения, что высо коуровневое программирование с уровнем операционных систем принципи ально несовместимо. Время показало, однако, что именно этот шаг опреде лил на много лет тенденции развития индустрии. Язык программирования C и операционная система Unix сохраняют популярность спустя более чем лет после описываемых событий в-основном благодаря тому, что Unix ока зался первой ОС, переписанной на языке высокого уровня, а C оказался этим языком.

В 1974 году вышла статья Томпсона и Ритчи, в которой они рассказали о своих достижениях. PDP-11 на тот момент была машиной весьма популяр ной, установленной во многих университетах и других организациях, так что после выхода в свет статьи нашлось немало желающих попробовать восполь зоваться новой системой. На этом историческом этапе важную роль сыграло особое положение компании AT&T: антимонопольные ограничения не позво ляли ей участвовать в компьютерном бизнесе (как и вообще в любом бизнесе за пределами телефонии). В связи с этим копии Unix с исходными текстами предоставлялись всем желающим на некоммерческой основе. Согласно одной из легенд, Кен Томпсон подписывал каждый экземпляр словами с любовью, Кен (love, ken) [3].

Следующим серьезным шагом стал перенос Unix на новую архитектуру.

Идея этого была выдвинута Деннисом Ритчи и Стефаном Джонсоном;

для проведения эксперимента была приобретена машина Interdata 8/32. В рам ках этого проекта Джонсон разработал переносимый компилятор языка C, ставший, кстати, едва ли не первым переносимым компилятором в истории.

Перенос был завершен в 1977 году.

Важнейший вклад в развитие Unix внесли исследователи из университета Беркли. Одна из наиболее популярных веток Unix, BSD, представленная в настоящее время такими системами, как FreeBSD, NetBSD, OpenBSD и BSDi, была создана именно там (собственно, акроним BSD означает Berkley Software Distribution). Исследования, связанные с Unix, начались здесь в 1974 году;

определенную роль сыграли лекции Кена Томпсона, прочитанные в Беркли в 1975-1976 гг. Первая версия BSD была создана в 1977 году Биллом Джоем.

В 1984 году с AT&T после раздробления одного из ее подразделений были сняты антимонопольные ограничения. В итоге менеджмент AT&T на чал стремительную коммерциализацию Unix. Свободное распространение ис ходных текстов Unix было прекращено. Последующие годы ознаменовались противостояниями и изнурительными судебными тяжбами между разработ чиками Unix, в частности - между все той же AT&T и компанией BSDi, пытавшейся продолжать разработки на основе BSD. Неясности с юридиче ским статусом BSD затормозили развитие всего Unix-сообщества. Начиная с 1987 года в Беркли проводились работы по удалению кода, являющегося соб ственностью AT&T, из системы. Правовые споры были урегулированы лишь в 1993 году, когда AT&T продала свое подразделение, занимавшееся Unix (Unix Software Labs, USL) фирме Novell;

юристы последней идентифицирова ли три из 18000 (!) файлов, составлявшие действительный предмет спора, и заключили с университетом Беркли соглашение, устранившее разногласия.

Между тем, пока разработчики Unix были заняты междоусобицей, рынок оказался заполнен дешевыми компьютерами на основе процессоров Intel и операционными системами от Microsoft. Появившийся еще в 1986 году про цессор Intel 80386 был пригоден для Unix;

более того, делались и попытки переноса BSD на платформу i386, однако (не в последнюю очередь из-за пра вовых проблем) до начала 1992 года об этих разработках ничего слышно не было.

Другая интересная линия событий прослеживается с 1984 года, когда Ри чард Столлман основал Фонд свободного программного обеспечения и издал соответствующий идеологический манифест. Нарождающееся общественное движение для начала поставило себе целью создать свободную операционную систему. По некоторым сведениям, именно Столлман в 1987 году убедил ис следователей из Беркли в необходимости очистки BSD от кода, находящегося в собственности AT&T.

Сторонники Столлмана успели создать существенное количество свобод ных программных инструментов, но без полностью свободного ядра ОС цель оставалась все же далека. Положение изменилось лишь в начале 1990-х. В 1991 году финский студент Линус Торвальдс начал работу над ядром Unix подобной операционной системы для платформы i386, причем в этой работе код из других операционных систем не использовался вообще.

Как рассказывает сам Торвальдс, его творение сначала задумывалось как эмулятор тер минала для удаленного доступа к университетскому компьютеру. Соответствующая программа под Minix его не удовлетворяла. Чтобы заодно разобраться в устройстве i386, Торвальдс ре шил написать свой эмулятор терминала в виде программы, не зависящей от операционной системы. Позже автору потребовалась перекачка файлов, так что эмулятор терминала был снабжен драйвером дисковода;

в итоге автор с удивлением обнаружил, что пишет операцион ную систему [4].

Новая операционная система получила название Linux по имени своего создателя. Примечательно, что такое название дал системе один из сторон них участников проекта. Сам Торвальдс планировал назвать систему Freax.

Самый первый публично доступный код (версия 0.01) появился в 1991 году, первая официальная версия (1.0) - в 1994, вторая - в 1996.

Следует отметить (и это также отмечает сам Линус Торвальдс), что нема ловажную роль в стремительном взлете Linux сыграла судебная война меж ду AT&T и университетом Беркли, мешавшая распространению BSD на i386.

Linux получил изрядную фору на старте, в итоге оставив BSD на вторых ролях1.

Многие профессионалы в России с этим утверждением не согласятся. Так, в секторе Internet провайдинга в России FreeBSD существенно популярнее Linux’а. Следует признать, однако, что за преде лами России (и еще почему-то Японии) популярность FreeBSD существенно ниже Созданное Торвальдсом ядро решило главную проблему возглавляемого Ричардом Столлманом общественного движения;

полностью свободная опе рационная система, наконец, появилась. Более того, Торвальдс принял реше ние использовать для ядра предложенную Столлманом лицензию GNU GPL, так что Столлману и его единомышленникам осталось только заявить о до стигнутой цели.

В настоящее время торговая марка Unix не используется для имено вания конкретных операционных систем. Вместо этого речь идет о Unix подобных операционных системах, составляющих целое семейство. По по пулярности лидируют Linux (представленный несколькими сотнями вариан тов дистрибутивов от различных производителей) и (с некоторым отрывом) FreeBSD. Обе системы распространяются свободно. Кроме того, нельзя не отметить коммерческие системы семейства Unix, среди которых наиболее из вестен SunOS/Solaris (производитель - компания Sun Microsystems).

Эпоха конца восьмидесятых - начала девяностых породила рассогласо ванность в Unix-сообществе, снижавшую переносимость программ по причине различий в интерфейсах. Отчасти проблему решает появившийся стандарт POSIX 1003.1, описывающий основные системные вызовы Unix и созданный по принципу пересечения основных ветвей развития Unix (на тот момент BSD и System V).

Выдержав более чем тридцатилетнюю историю, Unix (уже не как конкрет ная операционная система, а как общий подход к их построению) совершенно не выглядит устаревшим, хотя при этом практически не претерпевал рево люционных изменений с середины 1970-х годов. Даже создание графической надстройки X Window не внесло существенных изменений в основы Unix.

10 Краткое введение в Unix Попытаемся дать краткое представление о Unix в надежде, что это позволит читателю провести самостоятельные эксперименты с какой-либо Unix’оподобной операционной системой.

10.1 Сеанс работы Сеанс работы с ОС Unix неразрывно связан с понятием терминала. Тер миналом называется устройство, подключаемое к линии связи, имеющее кла виатуру для ввода текстовой информации и дисплей (или принтер) для отоб ражения;

функциональность терминала сводится к передаче в линию связи Рис. 13: Терминал vt320 (Digital Equipment Corporation) текста, набираемого на клавиатуре, и отображение на дисплее (или принтере) текстов, полученных по линии связи. Первоначально в качестве терминалов использовались телетайпы;

позже принтеры были заменены дисплеями.

В настоящее время аппаратно реализованные текстовые терминалы при меняются редко. Тем не менее, сам термин в ОС Unix продолжает исполь зоваться: например, Linux и FreeBSD эмулируют терминалы на системной клавиатуре и видеокарте, причем эмулируется несколько виртуальных тер миналов, независимых друг от друга2.

Обычно операционные системы семейства Unix требуют от пользователя аутентификации (то есть, попросту говоря, ввода входного имени и пароля).

Входное имя и пароль вам сообщит системный администратор;

если же ком пьютер ваш, и вы сами поставили на него операционную систему, то пароль администратора, а также входное имя и пароль как минимум одного пользо вателя, скорее всего, вы задали при установке системы.

Программаgetty, предназначенная для запроса входного имени и пароля, запускается системой независимо на каждом из терминалов, заданных кон фигурацией системы. Таким образом, введя входное имя (логин) и пароль, вы запускаете сеанс работы с вашими правами на данном (одном) терминале;

на других терминалах, в том числе и виртуальных, можно независимо вы полнить вход в систему с правами того же или любого другого пользователя.

После входа в систему запускается программа, называемая командным интерпретатором. Эта программа в цикле прочитывает с терминала коман Для переключения между виртуальными терминалами используйте комбинацию Alt-Fn, где n - номер вирт. терминала, то есть 1, 2, 3,..., ды пользователя и выполняет их. Следует отметить, что командный интер претатор - это обыкновенная пользовательская программа, которую можно не считать частью операционной системы.

Существует несколько десятков различных командных интерпретаторов.

Мы будем рассматривать примеры для стандартного интерпретатора Bourne Shell.

10.2 Дерево каталогов и навигация. Файлы Система каталогов в ОС Unix несколько отличается от привычной пользо вателям MSDOS и WinXX, и наиболее заметные на первый взгляд отличия это отсутствие букв, обозначающих устройства (что-то вродеA:,C:и т.п.), а также то обстоятельство, что имена каталогов разделяются в ОС Unix не обратной, а прямой косой чертой (/).

После входа в систему вы окажетесь в вашем домашнем каталоге. До машний каталог - это место для хранения ваших личных файлов. Чтобы узнать имя (путь) текущего каталога, введите командуpwd:

$ pwd /home/stud/s Узнать, какие файлы находятся в текущем каталоге, можно с помощью командыls:

$ ls Desktop tmp Имена файлов в ОС Unix могут содержать любое количество точек в лю бых позициях, т.е. например, имяa.b..c...d....eявляется вполне допусти мым именем файла. При этом действует соглашение, что имена, начинающи еся с точки, соответствуют невидимым файлам. Чтобы увидеть все файлы, включая невидимые, можно воспользоваться командойls -a:

$ ls -a....bash_history Desktop tmp Некоторые из показанных имен могут соответствовать подкаталогам те кущего каталога, другие могут иметь специальные значения. Чтобы было проще различать файлы по типам, можно воспользоваться флажком-F:

$ ls -aF./../.bash_history Desktop/ tmp/ cp Копирование файла mv Переименование или перемещение файла rm Удаление файла mkdir Создание каталога rmdir Удаление каталога touch Создание файла или установка нового времени моди фикации less Просмотр содержимого файла с разбивкой на страни цы Таблица 1: Команды для работы с файлами Теперь мы видим, что все имена, кроме.bash_history, соответствуют ка талогам. Заметим, что. - это ссылка на сам текущий каталог, а.. ссылка на родительский каталог (т.е. каталог, содержащий текущий каталог;

в нашем примере это/home/stud).

Перейти в другой каталог можно командойcd:

$ pwd /home/stud/s $ cd tmp $ pwd /home/stud/s2003324/tmp $ cd..

$ pwd /home/stud/s $ cd /usr/include $ pwd /usr/include $ cd / $ pwd / $ cd $ pwd /home/stud/s Последний пример показывает, что командаcdбез указания каталога делает текущим домашний каталог пользователя, как это было сразу после входа в систему.

Основные команды работы с файлами перечислены в таблице 1.

10.3 Аргументы командной строки Большинство команд принимает дополнительные ключи, начинающиеся со знака ’-’. Так, командаrm -r the_dirпозволяет удалить директорию the_dirвместе со всем ее содержимым.

Как можно заметить, часто команда состоит из нескольких слов. Пояс ним это. Первое из слов является именем программы, которую следует запу стить, либо именем встроенной команды (то есть команды, обрабатываемой самим интерпретатором без применения внешних программ;

примером такой команды являетсяcd). Имя программы, подлежащей запуску, можно задать и с указанием каталога, в котором она находится, например:

$ /bin/ls -l -a $ /usr/local/bin/pine -f sent Остальные слова, составляющие команду, называются аргументами команд ной строки и могут задавать ключи, подобные рассмотренным выше (-a,-l и т.п.), имена файлов и каталогов, и т.п.

Обычно интерпретатор воспринимает символ пробела как разделитель параметров командной строки. При необходимости, однако, можно исполь зовать пробел и как обычный символ, в том числе, например, склеить несколько слов в один параметр. Так, если мы обнаружим файл, в имени ко торого содержится пробел (например, что-нибудь вроде just a file.txt ), стереть его можно одной из таких команд:

$ rm "just a file.txt" $ rm just\ a\ file.txt Кавычки и символ обратной косой черты позволяют отменить специальный смысл и для некоторых других символов, с которыми мы встретимся ниже.

10.4 Перенаправления ввода-вывода Практически все программы в ОС Unix следуют соглашению, по которому каждая программа имеет поток стандартного ввода, поток стандартного вывода и поток сообщений об ошибках.

Осуществляя обмен данными через стандартные потоки, большинство программ не делает предположений о том, с чем на самом деле связан тот или иной поток. Это позволяет использовать одни и те же программы как для работы с терминалом, так и для чтения из файла и/или записи в файл.

Командные интерпретаторы, в том числе классический Bourne Shell, предоставляют возможности для управления вводом-выводом запускаемых программ. Для этого используются символы<,>,>>,>&и|(см. таблицу 2).

cmd1 > file1 запустить программуcmd1, направив ее вы вод в файлfile1. Если файл существует, он будет перезаписан с нуля, если не существу ет - будет создан.

cmd2 < file2 запустить программуcmd2, подав ей содер жимое файлаfile2в качестве стандартного ввода. Если файла не существует, произойдет ошибка.

cmd3 > file1 < file2 запустить программуcmd3, перенаправив как ввод, так и вывод.

cmd1 | cmd2 запустить одновременно программы cmd1 и cmd2, подав данные со стандартного вывода первой на стандартный ввод второй.

cmd4 2> errfile направить поток сообщений об ошибках в файлerrfile.

cmd5 2>&1 | cmd6 объединить потоки стандартного вывода и вывода ошибок программыcmd5и направить все на стандартный ввод программеcmd Таблица 2: Примеры перенаправлений ввода-вывода Обычно в ОС Unix присутствует программаless, позволяющая постра нично просматривать содержимое файлов, пользуясь клавишами "Стрелка вверх", "Стрелка вниз", PgUp, PgDn и др. для прокрутки. Эта же програм ма позволяет постранично просматривать текст, поданный ей на стандарт ный ввод. Использование программыlessполезно в случае, если информа ция, выдаваемая какой-либо из запускаемых вами программ, не умещается на экран. Например, команда ls -lR | less позволит вам просмотреть список всех файлов, находящихся в текущей ди ректории и всех ее поддиректориях.

10.5 Управление процессами Список процессов, выполняющихся в настоящий момент, можно получить командойps:

$ ps PID TTY TIME CMD 2199 pts/5 00:00:00 bash 2241 pts/5 00:00:00 ps $ Как видно, команда по умолчанию выдает только список процессов, запу щенных в данном конкретном сеансе работы.

К сожалению, ключи командыpsочень сильно отличаются в зависимости от системы (в частности, они различны для FreeBSD и Linux). За подробной информацией следует обращаться к документации по конкретной ОС;

здесь мы ограничимся замечанием, что командаps axвыдаст список всех суще ствующих процессов, а командаps axuдополнительно выдаст информацию о владельцах процессов3.

Снять процесс можно с помощью сигнала. Поскольку сигналы нами пока не рассматривались, ограничимся замечанием, что командаkill 2736сни мает процесс номер 2736, если только процесс не предпринял специальных мер;

командаkill -9 2736уничтожит процесс в любом случае, и помешать этому процесс не может.

10.6 Выполнение в фоновом режиме Некоторые программы выполняются ощутимое время, при этом не требуя взаимодействия с пользователем через стандартные потоки ввода/вывода. Во время выполнения таких программ удобно иметь возможность продолжать давать команды командному интерпретатору.

Допустим, нам потребовался список всех файлов в файловой системе. Та кой список можно получить с помощью командыls -lR /. Естественно бы ло бы перенаправить ее вывод в файл, чтобы позднее иметь возможность его анализа. Заметим, что такая команда будет выполняться несколько минут, и ждать ее окончания нам бы не хотелось, поскольку эти несколько минут мы могли бы, например, использовать для набора текста в редакторе. Что бы запустить команду в фоновом режиме, к ней следует в конце приписать символ &, например:

$ ls -lR / >list.txt 2>/dev/null & [1] $ Перенаправление потока вывода сообщений об ошибках в/dev/nullсделано для того, чтобы сообщения о невозможности чтения некоторых каталогов не мешало нашей дальнейшей работе.

Это верно для ОС Linux и FreeBSD. В других ОС, например в SunOS/Solaris, опции команды ps имеют совершенно иной смысл В ответ на нашу команду система сообщает, что задание запущено в фо новом режиме в качестве фоновой задачи №1, причем номер запущенного процесса - 2437.

Если задача уже запущена не в фоновом режиме и нам не хочется ждать ее завершения, мы можем сделать обычную задачу фоновой. Для этого сле дует нажатьCtrl-Z, в результате чего выполнение текущей задачи будет приостановлено. Затем с помощью командыbg4 приостановленную задачу можно снова поставить на выполнение, но уже в фоновом режиме.

Также возможно сделать текущей (т.е. такой, окончания которой ожидает командный интерпретатор) любую из фоновых и приостановленных задач.

Это делается с помощью командыfg5.

10.7 Командные файлы Командный интерпретатор позволяет осуществлять не только работу в режиме диалога с пользователем, но и выполнение программ, называемых ко мандными файлами (скриптами). Файл с программой, предназначенной для исполнения интерпретатором Bourne Shell, должен начинаться со строки #!/bin/sh Язык Bourne Shell поддерживает работу с переменными. Имена перемен ных состоят из латинских букв, цифр, знака подчеркивания и начинаются всегда с буквы. Переменная может иметь значением любую строку симво лов. Чтобы присвоить переменной значение, необходимо написать оператор присваивания, например:

I= MYFILE=/tmp/the_file_name MYSTRING="Here are several words" Обратите внимание, что в имени переменной, а также вокруг знака равен ства (символа присваивания) не должно быть пробелов, в противном случае команда будет расценена не как присваивание, а как обычная команда, в ко торой знак присваивания - один из параметров.

Для обращения к переменной используется знак$, например:

$ echo $I $MYFILE $MYSTRING В результате выполнения этой команды будет напечатано:

От английского background - фон От английского foreground 10 /tmp/the_file_name Here are several words При необходимости скомпоновать слитный текст из значений переменных можно имена переменных заключать в фигурные скобки, например:

$ echo ${I}abc Эта команда напечатает:

10abc Для выполнения арифметических действий используется знак$(( )). На пример, команда $ I=$(( $I + 7 )) увеличит значение переменной I на семь.

С помощью встроенной в интерпретатор команды test можно осуще ствлять проверку выполнения различных условий. Если заданное условие выполнено, команда завершится с нулевым (успешным) кодом возврата, в противном случае - с единичным (неуспешным). Синонимом командыtest является символ открывающей квадратной скобки. Приведем несколько при меров.

[ -f "file.txt" ] # существует ли файл с именем file.txt [ "$I" -lt 25 ] # значение переменной I меньше [ "$A" = "abc" ] # значение переменной A является строкой abc [ "$A" != "abc" ] # значение переменной A не является строкой abc Это можно, например, использовать в условном операторе:

if [ -f "file.txt" ];

then cat "file.txt" else echo "Файл file.txt не найден" fi Следует отметить, что в качестве команды, проверяющей условие, может фигурировать не толькоtest, но и любая другая команда. Например:

if gcc -Wall -g myprog.c -o myprog;

then echo "Компиляция прошла успешно" else echo "При компиляции произошла ошибка" fi Язык поддерживает и более сложные конструкции, в том числе циклы. На пример, следующий фрагмент напечатает все числа от 1 до 100:

I= while [ $I -le 101 ];

do echo $I I=$(( $I + 1 )) done Для более подробной информации о программировании на языке Bourne Shell следует обратиться к специальной литературе [1].

10.8 Переменные окружения Одним из свойств процесса в ОС Unix является набор переменных окру жения. Окружение фактически представляет собой множество текстовых строк видаVAR=VALUE, гдеVAR- имя переменной, аVALUE- ее значение.

Процесс имеет возможность изменить свое окружение: добавить новые переменные, удалить уже имеющиеся или изменить их значения. Дочерние процессы обычно наследуют окружение процесса-родителя.

Одной из наиболее важных является переменная с именемPATH. Эта пере менная содержит список каталогов, в которых следует искать исполняемый файл, если пользователь дал команду, не указав каталог. Стоит также упомя нуть переменнуюHOME, содержащую путь к домашнему каталогу пользова теля;

переменнуюLANG, по которой многоязычные приложения определяют, на каком языке следует выдавать сообщения;

переменнуюEDITOR, в которую можно занести имя предпочитаемого редактора текстов. Разумеется, список переменных окружения этим не исчерпывается. Весь набор имеющихся в ва шем окружении переменных можно увидеть, дав командуsetбез параметров.

Интерпретатор командной строки предоставляет возможности по управ лению переменными окружения. Во-первых, при старте интерпретатор копи рует все окружение в свои собственные переменные (заметим, что внутренние переменные интерпретатора организованы так же, как переменные окруже ния, а именно - в виде набора строк видаVAR=VALUE), так что к ним можно обратиться:

$ echo $PATH /usr/local/bin:/bin:/usr/bin $ echo $HOME /home/stud/s $ echo $LANG ru_RU.KOI8-R Кроме того, интерпретатор предоставляет возможность копировать значения переменных обратно в окружение с помощью командыexport:

$ PATH=$PATH:/sbin:/usr/sbin $ export PATH или просто $ export PATH=$PATH:/sbin:/usr/sbin Отметим, что сами по себе присваивания внутренних переменных, подобные тем, что мы использовали в командных файлах в предыдущем параграфе, на окружение никак не влияют.

Переменную можно убрать из окружения с помощью командunsetи export:

$ unset MYVAR $ export MYVAR Модификация окружения влияет на выполнение всех команд, которые мы даем интерпретатору, поскольку запускаемые интерпретатором процессы наследуют уже модифицированный набор переменных окружения.

Кроме того, при необходимости можно отдельно взятую команду запу стить с модифицированным только для нее окружением. Это делается при мерно так:

$ VAR=value command Так, в ОС FreeBSD можно сменить информацию о пользователе, включая используемый командный интерпретатор, с помощью командыchfn, которая предлагает к редактированию определенный текст, из которого затем извле кает нужные значения. Эта команда по умолчанию запускает редактор тек стовvim, что не для всех пользователей удобно. Выйти из положения можно, например, так:

$ EDITOR=joe chfn В этом случае будет запущен редакторjoe.

Лекция 11 Ввод-вывод 11.1 Необходимость абстрагирования Устройства, подключаемые к компьютерам, могут выполнять самые раз ные функции, от домашнего будильника до управления космическими ко раблями. Существуют тысячи разнообразных устройств, причем некоторые из них могут выполнять схожие функции, но при этом требовать совершен но разных действий для управления. Прекрасным примером этого служат жесткий диск и flash-брелок: оба используются для долговременного хране ния файлов, причем читатель наверняка знает из собственного опыта, что работа с диском и с flash-брелком с точки зрения пользовательского интер фейса практически не различаются (и то, и другое устройство представляет ся абстрактным хранилищем файлов). Между тем, по своему внутреннему строению эти устройства не имеют между собой ничего общего.

Поддержка каждого конкретного устройства - задача достаточно слож ная, особенно если учесть все многообразие устройств;

заметим, что далеко не всегда на момент разработки программы известно, с какими устройствами ей придется работать у пользователей, причем некоторые из этих устройств могут еще и не существовать в природе, но будут изобретены раньше, чем A программа выйдет из употребления. Так, система верстки LTEX, с помощью которой подготовлено данное пособие, была выпущена за много лет до появле ния flash-брелков, что совершенно не мешает записывать результаты работы на flash.

Кроме того, если каждая программа будет вынуждена поддерживать (или хотя бы пытаться поддерживать) все возможные устройства, это приведет к необходимости огромных объемов программирования;

авторы программ бу дут вынуждены скорее тратить время на борьбу с устройствами, чем на при кладные задачи.

В связи с этим управление устройствами возлагается на операционную си стему. Прикладным программам для взаимодействия с устройствами предо ставляется простой интерфейс, абстрагированный от конкретных особенно стей отдельных устройств. Так, относительно любого устройства, способного содержать файлы, следует знать его размер, возможность записи на него и, может быть, сменность (то есть может ли пользователь данное устройство физически отключить во время работы). В этом плане прикладная програм ма может узнать, что в системе наличествуют устройство емкостью 80Gb, процессор ввод-вывод устройства оперативная память Рис. 14: Ввод-вывод с точки зрения аппаратуры постоянное;

емкостью 1.4Mb, сменное;

и емкостью 256Mb, сменное. То, что первое из них представляет собой жесткий диск с интерфейсом IDE, второе трехдюймовую дискету, а третье - flash-брелок, программе знать уже не обя зательно (хотя при необходимости такую информацию можно получить).

11.2 Две точки зрения на ввод-вывод Схематически ввод-вывод (или, говоря шире, управление устройствами) показан на рис. 14. Центральный процессор и оперативная память занима ют в этой схеме несколько особое место: несмотря на то, что и процессор, и память, несомненно, являются техническими устройствами, они не входят в число тех устройств, об управлении которыми идет речь. Иногда во избе жание путаницы говорят об управлении внешними устройствами, при этом подразумевается, что процессор и память - устройства внутренние.

Таким образом, взаимодействие между процессором и памятью не входит в понятие ввода-вывода;

с точки зрения, принятой при обсуждении аппарат ного обеспечения (в том числе среди программистов, создающих ядра опера ционных систем), ЦП и память представляют собой единый конструктив, а вводом-выводом считается обмен информацией между этим конструктивом и всем остальным миром.

Существует и иная точка зрения, принятая среди прикладных програм мистов. Эта точка зрения могла бы полностью совпадать с предыдущей, если бы не тот факт, что одна и та же программа, выполняя одни и те же дей ствия, в зависимости от обстоятельств, в которых ее запустили, может как осуществлять аппаратный ввод-вывод, так и не осуществлять его1. Пусть, например, имеется программаprog1, содержащая системный вызов, выдаю Имеется в виду, естественно, осуществление ввода-вывода через обращение к ОС щий строку"Hello, world"в поток стандартного вывода этой программы (например, программа может быть написана на C и содержать обычный вы зов функцииprintf). Если теперь вызвать эту программу командой prog1 > file то строка будет выведена в файлfile1на диске, что означает, что произойдет аппаратный ввод-вывод. Если же та же самая программа будет запущена командой prog1 | prog то никакого ввода-вывода (с аппаратной точки зрения) не последует: строка, выведенная программойprog1, будет подана на вход программеprog2, так что все взаимодействие, скорее всего, останется в рамках системы процессор память.

Поэтому прикладные программисты обычно под вводом-выводом пони мают любой обмен информацией между программой (задачей) и внешним миром, к которому относится, кроме прочего, и память за пределами данной задачи.

11.3 Драйверы 11.3.1 Назначение драйверов Под драйвером понимается программа (обычно являющаяся частью ядра операционной системы), отвечающая за работу с конкретным устройством.

Зная, как нужно работать с данным конкретным аппаратным устрой ством, драйвер скрывает особенности этого устройства от всей остальной системы. Другие части ядра обращаются к драйверу, вызывая его внешние функции, причем эти функции одинаковы для всех драйверов определенной категории.

Так, обращение к драйверу жесткого диска с целью записать сектор №55 и такое же обращение к драйверу дисковода для дискет будет (с точки зрения любой подсистемы ядра, кроме самих этих драйверов) выглядеть одинако во, несмотря на то, что эти устройства на аппаратном уровне управляются совершенно по-разному.

Таким образом, детали процесса управления конкретными устройствами оказываются локализованы в коде драйвера. При написании остальных ча стей операционной системы, а также при создании пользовательского про граммного обеспечения становится возможно их не учитывать.

11.3.2 Способы загрузки драйвера Обычно драйвер должен выполняться в привилегированном режиме, то есть быть частью ядра. Теоретически возможно выполнение драйвера и в пользовательском режиме, но такое применяется редко.

Существует три основных способа загрузки драйвера в ядро:

1. Включение кода драйвера в качестве модуля на этапе сборки ядра. При этом добавление или удаление драйвера требует пересборки (переком пиляции) ядра и перезагрузки операционной системы. Заметим, при этом пользователю должны быть доступны исходные тексты ядра либо, как минимум, его объектные модули и соответствующие им интерфейс ные файлы. Такой подход является традиционным для Unix’оподобных операционных систем.

2. Подключение драйвера на этапе загрузки операционной системы. При этом в системе имеется файл, содержащий список драйверов, и сами драйверы в виде отдельных файлов. При загрузке ядро анализирует список и подключает драйверы, после чего начинает работу. В этом случае для подключения дополнительного драйвера достаточно переза грузить систему. Перекомпиляция ядра не требуется. Традиционно этот подход использовали системы семейства Windows, а ранее - и MS-DOS.

3. Динамическая загрузка модулей в ядро. При таком подходе достаточно подготовить файл драйвера, соблюдающий определенные соглашения об именах, и выдать ядру соответствующий системный вызов, после чего модуль становится частью ядра. Ни перезагрузки, ни перекомпи ляции ядра не требуется. Более того, ненужные модули можно из ядра изъять. Такая возможность присутствует практически на всех совре менных Unix-системах, включая Linux, FreeBSD и Solaris. Необходимо отметить, что при высокой гибкости эта модель считается небезопас ной, т.к. позволяет запустить произвольный код в привилегированном режиме.

11.4 Ввод-вывод на разных уровнях ВС На первой лекции мы приводили условную (упрощенную) многоуровне вую структурную схему вычислительной системы (см. рис. 1 на стр. 3). По нятие ввода-вывода присутствует при описании любого из этих уровней, одна ко термины, в которых описывается сам ввод-вывод, меняются. Компоненты каждого уровня, получив от уровня более высокого соответствующее обра щение, переводят его в термины уровня более низкого и передают ниже, а пользователь prog > file прикладные программы printf("Hello, world");

система программирования write(1, "Hello, world", 12);

управление логическими устройствами disk#1, part#2, sector# управление физическими устройствами ide#0, slave, cyl.125, head 8, sec. а п п а р а т у р а Рис. 15: Ввод-вывод на разных уровнях вычислительной системы полученный ответ переводят, наоборот, в термины уровня более высокого и отправляют наверх. Таким образом, по мере движения от аппаратуры к поль зователю нарастает уровень абстрагирования, а сложность описания падает.

Рассмотрим для примера запуск программы с выводом информации в файл (рис. 15). Пользователь подает пользовательской программе (в дан ном случае - командному интерпретатору) команду на понятном пользова телю языке. Прикладная программа для вывода использует библиотечную функцию ввода-вывода высокого уровня. Библиотека функций, относящаяся к слою систем программирования, переводит полученный запрос на язык, по нятный более низкому уровню (ядру операционной системы);

таким языком является интерфейс системных вызовов, а переведенный запрос становится вызовом (например,write()) с соответствующими параметрами.

Операционная система на уровне процедур управления логическими устройствами преобразует параметры системного вызоваwrite()в после довательность действий, необходимых для записи полученной информации в файл, на открытый дескриптор которого сослался вызвавший процесс. Гово ря конкретнее, драйвер файловой системы переводит запрос в последователь ность операций по модификации секторов логического дискового устройства, а драйвер соответствующего логического диска, в свою очередь,- в после довательность операций над секторами диска физического. Соответствую щая последовательность запросов передается более низкоуровневым подпро граммам ядра, включающим драйвер физического диска. Этот драйвер уже осуществляет действия, необходимые для выполнения поступившего запро са с учетом особенностей конкретного имеющегося физического дискового устройства.

Отметим, что по окончании операции ввода-вывода сообщение об этом получает сначала обработчик соответствующего прерывания, который уже передает полученную информацию нужному драйверу. Обработчики преры ваний также относятся к слою управления физическими устройствами.

пользовательское ПО аппаратно-независимые компоненты ОС операционная драйверы физических устройств система обработчики прерываний а п п а р а т у р а Рис. 16: Уровни организации ввода-вывода 11.5 Уровни программной организации ввода-вывода В предыдущем параграфе упоминались, кроме аппаратуры, различные компоненты программного обеспечения, находящиеся на разных уровнях вы числительной системы, причем можно было заметить, что определенный об мен данными производится иногда и в рамках одного слоя: так, драйвер фай ловой системы и драйвер логического диска оба относятся к уровню управ ления логическими устройствами, а, скажем, драйвер физического диска и обработчик прерывания от физического диска - к уровню управления фи зическими устройствами.

В целях большей наглядности можно для программ, участвующих в обес печении ввода-вывода на разных уровнях вычислительной системы, ввести свое собственное деление на слои. Один из вариантов такого деления показан на рис. 16.

Разумеется, такое деление остается во многом условным. Так, файловая система и драйвер логического диска по-прежнему оказываются относящи мися к одному слою, на этот раз аппаратно-независимых компонентов ОС.

Кроме того, слой обработчиков прерываний не является слоем в полном смысле слова. Драйверы физических устройств отдают распоряжения устрой ствам о проведении тех или иных операций напрямую, и так же напрямую может осуществляться чтение результатов. Однако момент, когда следует на чать чтение, выбирается с помощью обработчиков прерываний, т.к. именно определенное прерывание сигнализирует о том, что данные для чтения гото вы. Обработка прерываний может сыграть свою роль и при выборе момента для инициирования операции ввода-вывода. Действительно, в момент, когда драйвер получил на вход запрос на проведение операции, устройство, кото рым управляет этот драйвер, может быть еще занято обработкой предыдущей операции. В этом случае и момент начала операции определется при посред стве обработчиков прерываний.

11.6 Взаимодействие ОС с аппаратурой 11.6.1 Понятие контроллера Для управления внешними устройствами центральный процессор спосо бен генерировать определенные комбинации логических значений;

в частно сти, на современных архитектурах процессор может передавать по общей шине определенные значения по определенным адресам.

Ясно при этом, что никакой из выводов ( ножек ) процессора не мо жет соответствовать конкретным действиям с внешними устройствами, та ким как перемещение читающих головок, запуск или останов моторов и т.п.:

во-первых, различных действий такого рода слишком много, а выводов у про цессора - ограниченное количество, и, во-вторых, такое построение архи тектуры ограничило бы ассортимент устройств, которыми может управлять данный конкретный процессор.

В связи с этим между внешним физическим устройством и процессором всегда имеется определенный посредник, называемый контроллером данного устройства.

Контроллер представляет собой электронную логическую схему, подклю ченную, с одной стороны, к общей шине компьютера, что позволяет обмени ваться данными с процессором, и, с другой стороны, - к соответствующему физическому устройству.

Поскольку контроллер создается всегда для управления конкретным устройством, для него не составляет проблемы генерировать именно такие электрические сигналы, которые необходимы для работы данного устройства.

С другой стороны, поскольку любой контроллер взаимодействует с процес сором путем приема и передачи определенных числовых значений по шине, процессор может быть запрограммирован на работу с любым контроллером, который только можно физически подключить к общей шине данного ком пьютера. Благодаря этому процессор может работать и с устройствами, ко торых на момент выпуска данного процессора еще не существовало.

11.6.2 Порты и буфера ввода-вывода Поскольку к общей шине может быть подключено одновременно большое количество различных контроллеров, необходимо каким-то образом разли чать, кому предназначены передаваемые данные или, наоборот, кто должен ответить на запрос данных. Для этого вводится понятие порта ввода-вывода.

Порт ввода-вывода представляет собой абстракцию, имеющую адрес, представимый на данной шине. Для каждого порта возможны (с точки зре ния процессора) операции записи и чтения, то есть, соответственно, пере дачи значения по заданному адресу и запроса значения с заданного адреса.

Диапазон возможных значений, как и диапазон адресов портов, зависит от архитектуры шины. За каждым контроллером числится один или несколь ко (а иногда целая область) таких портов ввода-вывода, причем, возможно, что некоторые из них могут быть только прочитаны, а некоторые - только записаны.

Pages:     || 2 | 3 | 4 |



© 2011 www.dissers.ru - «Бесплатная электронная библиотека»

Материалы этого сайта размещены для ознакомления, все права принадлежат их авторам.
Если Вы не согласны с тем, что Ваш материал размещён на этом сайте, пожалуйста, напишите нам, мы в течении 1-2 рабочих дней удалим его.