Toto je starší verze dokumentu! —-

IN-POS 1. Architektury operačních systémů

Zadání

  • Struktury OS, služby OS, architektury OS,
  • procesy a vlákna, plánování běhu procesů a vláken, komunikace a synchronizace procesů, uváznutí,
  • správa paměti a virtualizace paměti,
  • ovládání vstupů a výstupů.
  • PB152, PA150

Vypracování

Struktury OS

Generické funkční komponenty OS:

  • Správa procesorů
  • Správa procesů a vláken
  • Správa (hlavní, operační) paměti
  • Správa souborů
  • Správa I/O systémů
  • Správa vnější (sekundární) paměti
  • Networking (síťování)
  • Systém ochran
  • Interpret příkazů
  • Systémové programy

Služby OS

  • Provádění programů
  • Přístup k IO zařízením
  • Přístup k souborům dat
  • Přístup k systémovým zdrojům
  • Chybové řízení
  • Protokolování
  • Vývoj programů,…

Architektury OS

Mikrokernel / Mikrojádro

  • Minimalistické jádro poskytující pouze základní funkcionalitu:
    • správa přerušení,
    • správa paměti,
    • správa procesorů,
    • správa procesů (komunikace mezi procesy pomocí zpráv).
  • Zbytek funkcionality je mimo jádro (např. drivery, služby systému souboru, virtualizace paměti).
  • příklad: MACH
  • ➕ snadná přenositelnost OS, jádro je malé
  • ➕ vyšší spolehlivost (moduly mají jasné API a jsou snadněji testovatelné)
  • ➕ vyšší bezpečnost (méně kódu OS běží v režimu jádra)
  • ➕ flexibilita (jednodušší modifikace, přidání, odebrání modulů)
  • ➕ všechny služby jsou poskytovány jednotně (výměnou zpráv)
  • ➖ zvýšená režie (volání služeb je nahrazeno výměnou zpráv mezi procesy)

Makrokernel / Monolitické jádro

  • Rozsáhlé jádro obsahující velké množství funkcionality v rámci jádra.
  • Funkcionality pro většinu aspektů činností OS (např. správa souborových systémů)
  • ➕ efektivnější komunikace (přímý přístup k celému jádru)
  • ➖ náročnější údržba a verifikace velkého množství kódu

Modulární jádro

  • Kompromis předchozích typů.
  • Jde o modularitu kódu jádra ne o modulární architekturu jádra (mikrojádro).
  • Značná část tvořena moduly, které lze přidávat a odebírat za běhu systému.
  • Moduly běží stejně jako zbytek jádra v privilegovaném režimu (fakticky se jedná o monolitické jádro).
  • příklad: Linux (LKM – Loadable Kernel Module)
    • ➕ přidání funkcionality za běhu (např. nové USB zařízení)
    • ➕ snížení paměťových nároků jádra (nahráváme jen moduly, které potřebujeme)
    • ➖ vyšší režie oproti speciálně zkompilovanému jádru
  • příklad: Windows
    • Do jádra Windows můžeme za běhu vkládat ovladače bežící v privilegovaném režimu.

Procesy a vlákna

Proces

  • Program zavedený do operační paměti, který je prováděn procesorem.
  • Je jednoznačně rozpoznatelný (unikátní PID - Process ID).
  • Hierarchie procesů – rodič-potomek, sourozenci

Význam procesu v OS

  • OS maximalizuje využití procesoru prokládáním běhu procesů (minimalizuje tak dobu odpovědi).
  • OS spravuje zdroje přidělováním procesům podle zvolené politiky (priorita, vzájemná výlučnost, zabraňuje uváznutí).
  • OS podporuje tvorbu procesu a jejich komunikaci.
  • OS s multiprogramováním (multiprogramování = multitasking)

Stavy procesu

  • Nový - proces je právě vytvářen
  • Běžící - proces je právě vykonáván nějakým CPU v systému
  • Čekající - proces čeká na nějakou událost/události (například dokončení výpočtu jiného procesu)
  • Připravený - proces čeká na přidělení procesoru, je připraven vykonávat svou úlohu
  • Ukončený - proces ukončil svou činnost, ale ještě stále existuje

Informace OS o procesu

Process Control Block – tabulka obsahující informace potřebné pro definici a správu procesu

  • stav procesu (běžící, připravený, …)
  • čítač instrukcí
  • registry procesoru
  • informace potřebné pro správu paměti
  • informace potřebné pro správu I/O
  • účtovací informace

Vlákno

Objekt, který vzniká v rámci procesu, je viditelný pouze uvnitř procesu a je charakterizován svým stavem (CPU se přidělují vláknům).

Každé vlákno si udržuje svůj vlastní

  • zásobník
  • PC (program counter)
  • registry
  • TCB (Thread Context Block)

Vlákno může přistupovat k paměti a ostatním zdrojům svého procesu

  • Zdroje procesu jsou sdíleny všemi vlákny jednoho procesu (př. otevřené soubory, úpravy buňky mimo zásobník).

Tři klíčové stavy vláken:

  • běží
  • připravený
  • čekající

Vlákna se (samostatně) neodkládají.

  • Všechna vlákna jednoho procesu sdílejí stejný adresový prostor.

Ukončení procesu ukončuje všechna vlákna existující v rámci procesu

Výhody:
  • ➕ Vlákno se vytvoří rychleji než proces.
  • ➕ Vlákno se ukončí rychleji než proces.
  • ➕ Mezi vlákny se rychleji přepíná než mezi procesy.
  • ➕ Jednodušší programování (jednodušší struktura programu).
  • ➕ U multiprocesorových systémů může na různých procesorech běžet více vláken jednoho procesu současně.
  • ➕ Když vlákno čeká na ukončení I/O operace, může běžet jiné vlákno téhož procesu, aniž by se přepínalo mezi procesy (což je časově náročné)
  • ➕ Vlákna jednoho procesu sdílí paměť a deskriptory otevřených souborů a mohou mezi sebou komunikovat, aniž by k tomu potřebovaly služby jádra (což by bylo pomalejší)
Konzistence

Vlákna jedné aplikace se proto musí mezi sebou synchronizovat, aby se zachovala konzistentnost dat (musíme zabránit současné modifikaci stejných dat dvěma vlákny apod.)

Mapování
  • 1:1
    • UNIX Systém V, (MS-DOS)
    • Pojem vlákno neznámý, každé „vlákno“ je procesem s vlastním adresovým prostorem a s vlastními prostředky.
  • 1:M
    • OS/2, Windows XP, Mach, …
    • V rámci 1 procesu lze vytvořit více vláken.
    • Proces je vlastníkem zdrojů (vlákna sdílejí zdroje procesu).
Podpora
User-Level Threads (ULT)
  • Správa vláken se provádí prostřednictvím vláknové knihovny („thread library“) na úrovni uživatelského/aplikačního programu.
  • ➕ Plánování je specifické pro konkrétní aplikaci.
    • Aplikace volí si pro sebe nejvhodnější algoritmus.
  • „Threads library“ obsahuje funkce pro:
    • vytváření a rušení vláken předávání zpráv a dat mezi vlákny
    • plánování běhů vláken
    • uchovávání a obnova kontextů vláken
  • Co dělá jádro pro vlákna na uživatelské úrovni:
    • Jádro neví o aktivitě vláken, proto manipuluje s celými procesy.
    • ➕ ULT mohou běžet pod kterýmkoliv OS
      • není vyžadována podpora na úrovní jádra OS
    • ➕ Přepojování mezi vlákny nepožaduje provádění jádra (tj.vyšší rychlost)
      • Nepřepíná se ani kontext ani režim procesoru.
    • ➖ Jádro může přidělovat procesor pouze procesům, dvě vlákna stejného procesu nemohou běžet na dvou procesorech.
    • ➖ Většina volání služeb OS způsobí blokování celého procesu.
      • Když některé vlákno zavolá službu jádra, je blokován celý proces dokud se služba nesplní (pro „thread library“ je takové vlákno ale stále ve stavu „běží“). Stavy vláken jsou na stavech procesu nezávislé.
Kernel-Level Threads (KLT)
  • Správu vláken podporuje jádro, nepoužívá se „thread library“.
  • Používá se API pro vláknové služby jádra.
  • Informaci o kontextu procesů a vláken udržuje jádro.
  • ➕ Jádro může současně plánovat běh více vláken stejného procesu na více procesorech.
  • ➕ K blokování dochází na úrovni vlákna (není blokován celý proces).
  • ➕ I programy jádra mohou mít multivláknový charakter.
  • ➖ Přepojování mezi vlákny stejného procesu zprostředkovává jádro (tj. pomaleji).
  • ➖ Při přepnutí vlákna se 2x přepíná režim procesoru (tj. režie navíc).
  • Plánování na bázi vláken již v jádře OS.
  • Příklady
    • OS/2
    • Windows 95/98/NT/2000/XP/7/8
    • Solaris
    • Tru64 UNIX
    • BeOS
    • Linux

Plánování procesů a vláken

Přepnutí kontextu

Vyžádá se služba, akceptuje se některé asynchronní přerušení, obslouží se a nově se vybere jako běžící proces.

Když OS přepojuje CPU z procesu X na proces Y, musí:

  • Uchovat (uložit v PCB procesu X) stav původně běžícího procesu.
  • Zavést stav nově běžícího procesu (z PCB procesu Y).

Přepnutí kontextu představuje režijní ztrátu (zátěž)

  • Během přepínání systém nedělá nic efektivního.
  • Doba přepnutí závisí na konkrétní HW platformě (počet registrů procesoru, speciální instrukce pro uložení/načtení všech registrů procesoru apod).

Při přerušení musí procesor:

  • Uchovat čítač instrukcí.
  • Zavést do čítače instrukcí hodnotou adresy vstupního bodu ovladače přerušení z vektoru přerušení.

Fronty plánování procesů

  • Fronta úloh
    • seznam všech procesů v systému
  • Fronta připravených procesů
    • seznam procesů uložených v hlavní paměti a připravených k běhu
  • Fronta na zařízení
    • seznam procesů čekajících na I/O operaci
  • Fronta odložených procesů
    • seznam procesů čekajících na přidělení místa v hlavní paměti
  • Fronta na semafor
    • seznam procesů čekajících na synchronizační událost

Strategický (dlouhodobý) plánovač

  • Obecně nemusím mít všechny úlohy, které chci spustit, v operační paměti.
  • Fronta všech úloh může být značně dlouhá a plánovač musí rozhodnout, které úlohy zavést do paměti a spustit.
  • Toto je úkol dlouhodobého (strategického) plánovače
    • Vybírá který proces lze zařadit mezi připravené procesy.
    • Řeší přechod ze stavu nový do stavu připravený.
  • Plánovač je spouštěn je relativně málo často.
    • Typicky při ukončení jednoho procesu rozhodne, kterou úlohu dále vybrat k zavedení do paměti a spuštění.
    • Nemusí být super rychlý.
  • Určuje stupeň multiprogramování.
  • Nemusí být ve všech systémech přítomen.

Krátkodobý plánovač

  • Přiděluje procesor připraveným procesům.
  • Je spouštěn často (např. každých 10ms) ⇒ musí být rychlý.

Střednědobý (taktický) plánovač

  • Vybírá který proces lze zařadit mezi odložené procesy.
  • Vybírá který odložený proces lze zařadit mezi připravené procesy.
  • Náleží částečně i do správy operační paměti.
    • Kapacita FAP je omezená a odložené procesy uvolňují paměť.

Algoritmy

FCFS

Algoritmus „Kdo dřív přijde, ten dřív mele“ (First Come, First Served).

Př.:

  • P1 (vyžaduje 24 dávek CPU)
  • P2 (vyžaduje 3 dávky CPU)
  • P3 (vyžaduje 3 dávky CPU)
  • P1, P2, P3
    • Doby čekání: P1 = 0, P2 = 24, P3 = 27
    • Průměrná doba čekání: (0+24+27)/3 = 17

  • P2, P3, P1
    • Doby čekání: P2 = 0, P3 = 3, P1 = 6
    • Průměrná doba čekání: (6+0+3)/3 = 3

SJF

Algoritmus Shortest-Job-First

  • Musíme znát délku příštího požadavku na dávku CPU pro každý proces.
  • Vybírá se proces s nejkratším požadavkem na CPU.
  • Dvě varianty:
    • nepreemptivní, bez předbíhání
      • jakmile se CPU předá vybranému procesu, tento nemůže být předběhnut žádným jiným procesem, dokud přidělenou dávku CPU nedokončí.
    • preemptivní, s předbíháním
      • jakmile se ve frontě připravených procesů objeví proces s délkou dávky CPU kratší než je doba zbývající k dokončení dávky právě běžícího procesu, je právě běžící proces ve využívání CPU předběhnut novým procesem.
      • Tato varianta se rovněž nazývá Shortest-Remaining-Time-First (SRTF)
  • SJF je optimální algoritmus (pro danou množinu procesů dává minimální průměrnou dobu čekání)

Př.:

Proces Doba příchodu Délka dávky CPU
P1 0.0 7
P2 2.0 4
P3 4.0 1
P4 5.0 4
  • Nepreemtivní
    • Průměrná doba čekání: (0+6+3+7)/4 = 4

  • Preemptivní
    • Průměrná délka čekání: (9+1+0+2)/4 = 3

Prioritní plánování

  • S každým procesem je spojeno prioritní číslo.
    • prioritní číslo – preference procesu pro výběr příště běžícího procesu
    • CPU se přiděluje procesu s největší prioritou
    • nejvyšší prioritě obvykle odpovídá nejnižší prioritní číslo
  • Opět dvě varianty:
    • nepreemptivní, bez předbíhání
      • Jakmile proces získá přístup k CPU nemůže být předběhnut jiným procesem dokud dávku neukončí.
    • preemptivní, s předbíháním
      • Jakmile se ve frontě připravených procesů objeví proces s vyšší prioritou než je priorita běžícího procesu, je běžící proces předběhnut SJF je prioritní plánování, prioritou je předpokládaná délka příští CPU dávky.
  • stárnutí
    • Procesy s nižší prioritou se nemusí nikdy provést.
    • Řešení: zrání – priorita se s postupem času zvyšuje.

Round Robin (RR)

  • Každý proces dostává CPU na malou jednotku času – časové kvantum.
    • Desítky až stovky ms
  • Po uplynutí této doby je běžící proces předběhnut nejstarším procesem ve frontě připravených procesů a zařazuje se na konec této fronty. Je-li ve frontě připravených procesů n procesů a časové kvantum je q, pak každý proces získává 1/n doby CPU, najednou nejvýše q časových jednotek.
  • Žádný proces nečeká na přidělení CPU déle než (n-1)q časových jednotek
  • Výkonnostní hodnocení
    • q velké → ekvivalent FIFO
    • q malé → velká režie; v praxi musí být q musí být dostatečně velké s ohledem na režii přepínání kontextu
  • Typicky se dosahuje delší průměrné doby obrátky než při plánování SJF, avšak doba odpovědi je výrazně nižší.

Př.:

Proces Délka dávky CPU
P1 53
P2 17
P3 68
P4 24
  • časové kvantum: 20

Komunikace a synchronizace procesů

Synchronizace běhu procesů = „Jeden proces čeká na událost z druhého procesu.“

Se souběžně běžícími procesy se můžeme setkat buď v přímo paralelním prostředí, kde je jedna paměť sdílena více procesy, nebo v prostředí distribuovaném, kde má každý proces vlastní lokální paměť. Hlavním problémem výskytu souběžných procesů je sdílení prostředků (paměť, zařízení, soubory, atd.) Tento problém se vyskytuje dokonce i v mnohouživatelských OS, kdy se např. řeší sdílení paměti mezi hlavní linií výpočtu v jádře a obslužnou rutinou přerušení při I/O operaci. Především při sdíleném přístupu do paměti nebo do souboru mohou vznikat neočekávané problémy – časové závislé chyby.

Umožňuje:

  • Komunikaci mezi procesy
    • zasílání zpráv
    • synchronizace
    • sdílená paměť
    • vzdálené volání procedur (RPC)
  • Sdílení prostředků
    • procesy používají a modifikují sdílená data
    • operace zápisu musí být vzájemně výlučné
    • operace zápisu musí být vzájemně výlučné s operacemi čtení
      • operace čtení mohou být realizovány souběžně
    • pro zabezpečení integrity dat se používají kritické sekce

Komunikace – způsob synchronizace, koordinace různých aktivit

  • může dojít k uváznutí (každý proces čeká na zprávu od nějakého jiného procesu)
  • může dojít ke stárnutí (dva procesy si opakovaně posílají zprávy zatímco třetí proces čeká na zprávu nekonečně dlouho)

Race condition

  • podmínka soupeření, souběh
  • více procesů současně přistupuje ke sdíleným zdrojům a manipulují s nimi
  • konečnou hodnotu zdroje určuje poslední z procesů, který zdroj po manipulaci opustí

Vzájemné vyloučení

Vzájemné vyloučení je prostředek, jak zamezit dvěma procesům, aby zároveň přistupovaly k určitým datům nebo prováděly současně určité operace. Jedná se obvykle o funkce, po nichž požadujeme, aby je jeden proces provedl celé sám bez přerušování jinými procesy. Obecně se těmto funkcím říká kritické sekce.

Kritická sekce

  • N procesů soupeří o právo používat jistá sdílená data.
  • V každém procesu se nachází segment kódu programu nazývaný kritická sekce, ve kterém proces přistupuje ke sdíleným zdrojům.
  • Problém: je potřeba zajistit, že v kritické sekci, sdružené s jistým zdrojem, se bude nacházet nejvýše jeden proces.
    • výhradní přístup - v každém okamžiku smí být v kritické sekci nejvýše jeden proces
    • vývoj:- rozhodování o tom, který proces vstoupí do kritické sekce, ovlivňují pouze procesy, které o vstup do kritické sekce usilují; toto rozhodnutí pro žádný proces nemůže být odkládáno do nekonečna; nedodržení této podmínky může vést například k tomu, že je umožněna pouze striktní alternace (dva procesy se při průchodu kritickou sekcí musí pravidelně střídat)
    • omezené čekání: pokud jeden proces usiluje o vstup do kritické sekce, nemohou ostatní procesy tomuto vstupu zabránit tím, že se v kritické sekci neustále střídají - mohou do této kritické sekce vstoupit pouze omezený počet krát (zpravidla pouze jednou)
  • Pokud o přístup do kritické sekce usiluje některý proces v době, kdy je v ní jiný proces, případně o přístup usiluje v jednom okamžiku více procesů, je nutné některé z nich pozdržet. Toto pozdržení je možné realizovat smyčkou. Toto tzv. aktivní čekání (busy waiting) však zbytečně spotřebovává čas CPU - je možné čekající proces zablokovat a obnovit jeho běh až v okamžiku, kdy proces, který je v kritické sekci, tuto sekci opustí.

Nástroje a algoritmy pro vzájemné vyloučení

  • aktivní čekání – softwarově: pouze vzájemná výlučnost R/W s pamětí; bez podpory programovacího jazyka / OS
  • aktivní čekání – procesor: speciální instrukce TST, EXCHANGE; bez podpory programovacího jazyka / OS
  • pasivní čekání: podpora v programovacím jazyku / OS, př: semafory, monitory, zasílání zpráv
Semafor
  • Synchronizační nástroj, který lze implementovat i bez „busy waiting“.
    • Proces je (operačním systémem) „uspán“ a „probuzen“ (tj. řešení na úrovni OS).
  • Chybné použití semaforu v jednom procesu hroutí souhru všech spolupracujících procesů.
Monitor

Synchronizační nástroj vysoké úrovně.

  • Umožňuje bezpečné sdílení abstraktního datového typu souběžnými procesy
  • Provádění P1 , P2 , … se implicitně vzájemně vylučují.

Sdílené vzájemné vyloučení

Jedná se o exkluzivní vzájemné vyloučení operací zápisu s jakoukoli jinou operací a sdílené čtení.

Úloha o čtenářích a písařích

  • libovolný počet čtenářů může číst ze sdílené oblasti, v jednom okamžiku smí do sdílené oblasti zapisovat pouze jeden písař, jestliže písař píše do sdílené oblasti, nesmí současně z ní číst žádný čtenář.
  • Příklad výskytu této úlohy v praxi může vypadat takto: sdílenou oblast reprezentuje knihovna programů, čtenáři nazveme sestavující programy a písařem může být knihovník.
  • Řešení úlohy o čtenářích a písařích:
    • priorita čtenářů (pomocí semaforů) – první čtenář zablokuje všechny písaře, poslední čtenář je uvolní, písaři mohou stárnout
    • priorita písařů (pomocí semaforů) – první čtenář zablokuje všechny písaře, poslední čtenář je uvolní, první písař zakáže přístup novým čtenářům
    • priorita písařů (zasíláním zpráv) – první čtenář zablokuje všechny písaře, poslední čtenář je uvolní, první písař zakáže přístup novým čtenářům, ke sdílené oblasti řídí přístup referenční monitor se třemi mailboxy, každý čtenář / písař má svůj mailbox

Uváznutí

Množina procesů P uvázla, jestliže každý proces Pi z P čeká na událost (uvolnění prostředků, zaslání zprávy), kterou vyvolá pouze některý z procesů P.

Stárnutí = požadavky 1 nebo více procesů z P nebudou splněny v konečném čase

  • z důvodů vyšších priorit jiného procesu
  • z důvodů prevence uváznutí apod.

Nutná a postačující podmínka uváznutí

  • Nutné podmínky uváznutí:
    1. vzájemné vyloučení (Mutual exclusion)
      • se sdíleným zdrojem může v jednom okamžiku pracovat právě jeden proces
    2. inkrementálnost požadavků (též postupné uplatňování požadavků, Hold-and-Wait)
      • proces vlastnící nějaký zdroj potřebuje ke své činnosti zdroj další, který je však držen jiným procesem
    3. nepředbíhatelnost (No preemption)
      • zdroje lze uvolnit pouze procesem, který tyto vlastní a to pouze dobrovolně, až je nebude potřebovat
  • Postačující podmínka:
    • cyklické čekání (též zacyklení pořadí, Circular Wait)
      • důsledek prvních tří nutných podmínek
      • existuje množina n procesů (P0…Pn), kde proces P0 čeká na uvolnění zdroje drženého procesem P1, P1 čeká na uvolnění zdroje drženého P2 atd. až Pn čeká na uvolnění zdroje drženého P0

Metody ochrany proti uváznutí

Ochrana před uváznutím prevencí
  • zajistíme, že se systém nikdy nedostane do stavu uváznutí
  • zrušíme platnost některé nutné podmínky
  • nepřímé metody (zneplatnění nutné podmínky)
    • Virtualizací prostředků zrušíme Mutual exclusion.
    • Požadováním všech prostředků najednou zrušíme Hold-and-Wait.
      • ➕ nemusí se nic odebírat, vhodné pro procesy s jednou nárazovou činností
      • ➖ neefektivní, možná prodleva při zahájení procesu
    • Odebíráním prostředků zrušíme No preemption
      • Proces, jemuž byl odmítnut požadavek, uvolní vše co vlastní a o vše požádá znovu.
      • ➕ vhodné pro prostředky s uchovatelným a obnovitelným stavem (FAP, procesor)
      • ➖ režijní ztráty, možnost cyklického restartu
  • přímé metody (nepřipuštění planosti postačující podmínky)
    • uspořádáním prostředků zrušíme možnost vzniku zacyklení při čekání: procesy smí požadovat prostředky pouze ve stanoveném pořadí
      • ➕ lze kontrolovat při kompilaci, nic se neřeší za běhu
      • ➖ neefektivní
Obcházení uváznutí
  • detekce potenciální možnosti vzniku uváznutí a nepřipuštění takového stavu
  • zamezujeme současné platnosti všech nutných podmínek
  • prostředek se nepřidělí, pokud by hrozilo uváznutí (hrozí stárnutí)

Resource-Allocation Graph, RAG

  • množina uzlů (procesy ⚫, zdroje ⬛)
  • hrany
    • požadavků (proces → zdroj)
    • přidělení (zdroj → proces)
  • zdroje mohou mít více instancí

Jestliže se v RAG nevyskytuje cyklus:

  • ⇒ k uváznutí nedošlo

Jestliže se v RAG vyskytuje cyklus:

  • existuje pouze jedna instance daného typu ⇒ k uváznutí došlo
  • existuje více instancí daného typu ⇒ k uváznutí může dojít

Wait-for-Graph, WFG

  • vztahy pouze mezi procesy
  • hrana = proces čeká na uvolnění zdroje druhým procesem
  • Systém uvázl, pokud je v grafu cyklus.

Bankéřův algoritmus

  • Algoritmus používaný u zdrojů, kterých se přiděluje určité množství.
  • Když vstoupí novy proces do systému, musí deklarovat maximální počet instanci všech tříd, které bude pro svůj běh potřebovat. Tato maxima nesmi přesahovat celkový počet zdrojů v systému. Když uživatel požaduje množinu zdrojů, musí systém zjistit nepřevede-li alokace těchto zdrojů systém do nebezpečného stavu. Pokud by tomu tak bylo, musí proces čekat než jiný proces neuvolní dostatek zdrojů. V případe opačném jsou zdroje procesu alokovány.
  • Pro zajištěni chodu bankéřova algoritmu je třeba udržovat množství datových struktur. Tyto struktury kódují stav systému alokace zdrojů. Nechť n je celkový počet procesu v systému a m je počet typu zdrojů. Potřebujeme následující datové struktury:
    • Volny: vektor delky m indikujici pocet volnych instanci kazdeho typu zdroje. Jestlize Volny(j) = k, potom je v systemu k volnych instanci zdroje Rj.
    • Max: matice typu (n,m) definujici maximalni pozadavek kazdeho procesu na kazdou tridu zdroju. Jestlize Max(i,j) = k, potom proces Pi muze pozadat maximalne o k instanci zdroje Rj.
    • Alokace: matice typu (n,m) definujici pocet zdroju kazde tridy aktualne alokovany kazdemu procesu. Jestlize Alokace(i,j) = k, potom proces Pi ma momentalne alokovano k instanci zdroje tridy Rj.
    • Potreba: matice typu (n,m) definujici zbyly pocet instanci zdroje kazde tridy nutny k dokonceni ulohy. Jestlize Potreba(i,j) = k, potom proces Pi potrebuje k dokonceni sve ulohy dalsich k instanci tridy Rj.
  • Uvedene datove struktury se v case meni jak co do velikosti, tak co do hodnoty. Pro zjednoduseni prezentace Bankerova algoritmu definujme nasledujici vztah: Necht X a Y jsou vektory delky n. Potom X < = Y tehdy a jen tehdy, jestlize X(i) < = Y(i) pro vsechna i = 1, .. ,n. Napriklad jestlize X = (1, 7, 3, 2) a Y = (0, 3, 2, 1), potom Y < = X. Dale X < Y tehdy, jestlize X < = Y a zaroven X < > Y.
  • Kazdou radku matic Alokace a Potreba muzeme zpracovavat jako vektor a oznacovat jako Alokacei a Potrebai. Vektor Alokacei specifikuje zdroje, ktere jsou aktualne alokovany procesu Pi a vektor Potrebai specifikuje dalsi zdroje, ktere proces Pi potrebuje pro sve dokonceni.

Uvazujme system s peti procesy P0 az P4 a tri zdroje typu A, B, C.

  • Zdroj typu A ma 10 instanci
  • zdroj typu B ma 5 instanci
  • zdroj typu C 7 instanci

Necht v case t0 je system v nasledujicim stavu:

Alokace Max Volny
A B C A B C A B C
P0 0 1 0 7 5 3 3 3 2
P1 2 0 0 3 2 2
P2 3 0 2 9 0 2
P3 2 1 1 2 2 2
P4 0 0 2 4 3 3
  • Obsah matice Potreba je definovan rozdilem Max - Alokace a je tedy:
Potreba
A B C
P0 7 4 3
P1 1 2 2
P2 6 0 0
P3 0 1 1
P4 4 3 1
  • V teto situaci je system v bezpecnem stavu. Sekvence < P1, P3, P4, P2, P0,> je bezpecna sekvence.
Detekce a obnova po uváznutí
  • Uváznutí povolíme, ale jeho vznik detekujeme a řešíme.
  • OS periodicky testuje existenci uváznutí (detekce cyklu v grafu).
  • ➕ žádný prostoj při zahájení
  • ➖ nutnost řešit uváznutí

Způsoby řešení uváznutí:

  • zrušit všechny uváznuté procesy (nejčastěji používaná metoda)
  • návrat uváznutých procesů k poslednímu kontrolnímu bodu (možnost opakování situace)
  • postupně rušit uváznuté procesy (podle spotřebovaného času procesoru, počtu tiskových řádků, času do dokončení procesu, priority, množství vlastněných prostředků)
  • postupně předbíhat uváznuté procesy
  • zamezit současné platnosti nutných podmínek
Ignorování hrozby uváznutí
  • uváznutí je věc aplikace ne systému
  • způsob řešení zvolený většinou OS

Správa paměti a virtualizace paměti

Obecné poznatky správy paměti

Pro běh procesu je nutné, aby program, který ho řídí, byl umístěn v operační paměti.

  • Z programu se stává proces (aktivní entita schopná spuštění na CPU) provedením celé řady kroků:
    • naplnění tabulek, umístění do operační paměti
    • vázání adres instrukcí a dat na adresy operační paměti
  • Více procesů může sdílet společnou část paměti, aniž by se tím porušovala ochrana paměti
    • neboť sdílení jedné datové struktury je lepší řešení než udržování konzistence násobných kopií vlastněných jednotlivými proces
  • Roli dlouhodobé paměti programu plní vnější paměť.
  • Vnitřní operační paměť uschovává data a programy právě běžících, resp. plánovatelných procesů.
  • Správa paměti je předmětem činnosti OS, nelze ji nechat na aplikačním programování. Výkon jejich funkcí by byl neefektivní až škodlivý.
  • Správa paměti musí zajistit, aby sdílení FAP mezi procesory bylo transparentní a efektivní a přitom bezpečné.

Požadavky na správu paměti

Možnost relokace programů
  • programátor nemůže vědět, ze které části paměti bude jeho program interpretován
  • při výměnách mezi FAP a vnější paměti (odebírání a vracení paměťového prostředku procesu) může být procesu dynamicky přidělena jiná (souvislá) oblast paměti než kterou opustil - swapping
  • swapping umožňuje OS udržovat velký bank připravených procesů.
  • odkazy na paměť v programu (LAP) se musí dynamicky překládat na skutečné adresy ve FAP
Nutnost ochrany
  • procesy nesmí být schopné se bez povolení odkazovat na paměťová místa přidělená jiným procesům nebo OS
  • relokace neumožňuje, aby se adresy kontrolovaly během kompilace
  • odkazy na paměť se musí kontrolovat při běhu procesu hardwarem
Logická organizace
  • Uživatelé tvoří programy jako moduly se vzájemně odlišnými vlastnostmi
    • execute-only – moduly s instrukcemi
    • read-only nebo read-write – datové moduly
    • private nebo public – moduly s omezením přístupu
Možnost sdílení
  • více procesů může sdílet společnou část paměti aniž by došlo k porušení její ochrany
  • sdílený přístup je lepší než udržování konzistence kopií, které vlastní jednotlivé procesy

LAP a FAP

Fyzický a logický adresový prostor

Logický adresový prostor (LAP): virtuální adresový prostor, se kterým pracuje procesor při provádění kódu (každý proces i jádro mají svůj). Dán šířkou a formou adresy. Kapacita je dána šířkou adresy v instrukci.

Fyzický adresový prostor (FAP): adresový prostor fyzických adres paměti (společný pro všechny procesy i jádro). Adresa akceptovaná operační pamětí. Kapacita je dána šířkou adresové sběrnice operační paměti

Vázání adres LAP na adresy FAP
  • při kompilaci
    • Je-li umístění ve FAP známé před překladem, kompilátor generuje absolutní program (obraz programu ve FAP)
    • při změně umístění ve FAP se musí překlad opakovat
  • při zavádění
    • umístění ve FAP je známé při sestavování nebo při zavádění programu
    • překladač generuje object module, jehož cílovým adresovým prostorem je LAP
    • vazby na adresy FAP provádí zavaděč
  • při běhu
    • cílovým prostorem sestavení je LAP
    • program se zavede do FAP ve tvaru pro LAP
    • vázání se odkládá na dobu běhu – při interpretaci instrukce
    • nutná HW podpora
    • proces může měnit svoji polohu ve FAP během provádění

Přidělování souvislých oblastí

Operační paměť (FAP) je typicky rozdělena na dvě části:

  • sekce pro rezidentní část OS, obvykle bývá umístěna od počátku
  • sekce pro uživatelské procesy

Pro ochranu procesů uživatelů mezi sebou a OS při přidělování sekce procesům lze použít schéma s relokačním a mezním registrem:

  • relokační – hodnota nejmenší adresy sekce ve FAP
  • mezní – rozpětí logických adres 0..*, přičemž logická adresa použitá v procesu musí být menší než mezní registr

Problém při přidělování více souvislých sekcí. Dynamicky vznikají a zanikají úseky dostupné paměti, které jsou roztroušené po FAP. Procesu se přiděluje takový úsek ve FAP, který uspokojí jeho požadavky. Evidenci úseků (volných i obsazených) udržuje právě OS.

Způsoby rozhodování přidělování:

  • First-fit – první dostatečně velký úsek paměti
  • Best-fit – nejmenší dostatečně dlouhý úsek paměti
  • Worst-fit – největší volný úsek paměti

Rychlostně i kvalitativně jsou First-fit a Best-fit lepší, než Worst-fit. Nejčastěji používaný je First-fit.

Fragmentace
  • Vnější – souhrn volné paměti je dostatečný, nikoliv však v dostatečně velkém souvislém bloku
  • Vnitřní – přidělená oblast paměti je větší, než požadovaná velikost, přebytek je nevyužitelná část paměti

Fragmentace je snižována setřásáním – přesun sekcí s cílem vytvořit velký úsek paměti. Použitelné jen pokud je možná dynamická relokace (řeší MMU – Memory Management Unit). Provádí se v době běhu.

Výměny (Swapping)

Sekce FAP přidělená procesu je vyměňována mezi vnitřní a vnější pamětí oběma směry (roll out, roll in). Velmi časově náročné (srovnej přístupové doby do RAM a na HDD). Princip používaný mnoha OS ve verzích nepodporujících virtualizaci paměti – UNIX, Linux, Windows

Překryvy (Overlays)

Historická, klasická technika. V operační paměti se uchovávají pouze ty instrukce a data, která je potřeba zde uchovat „v nejbližší budoucnosti“. Vyvolávání překryvů je implementované uživatelem, není potřeba speciální podpory ze strany OS.

Stránkování
  • LAP procesu není zobrazován do jediné souvislé sekce FAP, zobrazuje se po částech do volných sekcí FAP
  • FAP se dělí na rámce – pevná délka (např. 512 B)
  • LAP se dělí na stránky – pevná délka shodná s délkou rámců
  • OS si udržuje seznam volných rámců
  • Pořadí přidělených rámců ve FAP nesouvisí s pořadím stránek v LAP
  • Překlad LAP → FAP je realizován tabulkou stránek (Page Table), jejíž obsah nastavuje OS
  • PT je uložena v operační paměti.
  • Zpřístupnění údaje v vyžaduje dva přístupy do paměti (do PT a pro operand)
  • Problém snížení efektivnosti dvojím přístupem lze řešit speciální rychlou HW cache (asociativní paměť, TLB – Translation Look-aside Buffer)

Segmentace
  • Logická adresa je dvojice (segment s, offset d)
  • Tabulka segmentů, Segment table, ST:
    • base – počáteční adresa umístění segmentu ve FAP
    • limit – délka segmentu

Virtuální pamět
  • Uložení obrazu LAP (virtuální paměti) v externí paměti
    • nepoužívá se standardní systém souborů OS, používají se speciální metody, optimalizované pro tento účel
    • speciální partition/slice disku
  • Stránkování / segmentaci musí podporovat hardware správy paměti
    • stránkování na žádost
    • segmentování na žádost
    • žádost – dynamicky kontextově generovaná indikace nedostatku
  • OS musí být schopen organizovat tok stránek / segmentů mezi vnitřní a vnější pamětí

Stránkování na žádost (Demand paging)

  • stránka se zobrazuje do FAP při odkazu na ni, pokud ve FAP není již zobrazena
  • počáteční shluky výpadků stránek

Předstránkování (Prepaging)

  • umístění na vnější paměti sousedních stránek v LAP bývá blízké („sousedi“)
  • princip lokality
  • zavádí se více stránek než se žádá
  • vhodné při inicializaci procesu
Výpadek stránky

Pokud se stránka nenachází ve FAP je aktivován OS pomocí přerušení „page fault“ (výpadek stránky)

  • OS zjistí:
    • nelegální reference → procesu je informován (např. signál SIGSEGV)
    • legální reference, ale stránka chybí v paměti → zavede ji
  • Zavedení stránky
    • získání prázdného rámce
    • zavedení stránky do tohoto rámce
    • úprava tabulky, nastaven bit valid/invalid na 1
  • Pak se opakuje instrukce, která způsobila „page fault“
Algoritmy určující oběť
  • Algoritmus LRU (Least Recently Used)
    • oběť = nejdéle neodkazovaná stránka
  • Algoritmus FIFO (First-In-First-Out)
    • oběť = stránka nejdéle zobrazená ve FAP
  • Algoritmus poslední šance
    • FIFO + vynechávání z výběru těch stránek, na které od posledního výběru bylo odkázáno

Ovládání vstupů a výstupů

  • HW pro I/O je značně rozmanitý
  • Existují však určité běžně používané prvky:
    • port
    • sběrnice (bus)
    • řadič (host adapter, controller)
  • I/O zařízení jsou řízeny I/O instrukcemi (IN, OUT)
  • Adresy I/O zařízení
    • uváděné přímo v I/O instrukcích (např. IN AL, DX : DX port, AL získaný bajt)
    • I/O se mapuje na přístup k paměti (např. grafická karta, videopaměť)

Základní způsoby ovládání I/O

Polling, programované I/O operace

  • aktivní čekání na konec operace
  • opakovaně se ptám na stav zařízení
    • připraven
    • pracuje
    • chyba

Přerušení

  • zahájení I/O pomocí I/O příkazu
  • paralelní běh I/O s během procesoru
  • I/O modul oznamuje přerušením konec přenosu
  • Přerušení obsluhuje ovladač přerušení (kód OS)
  • Maskováním lze některá přerušení ignorovat nebo oddálit jejich obsluhu
  • Patřičný ovladač přerušení se vybírá přerušovacím vektorem
    • některá přerušení nelze maskovat
    • přerušení mohou být uspořádána podle priorit
  • Přerušení se používá i pro řešení výjimek (nejsou asynchronní)

DMA

  • kopírování bloků mezi pamětí a I/O zařízením na principu kradení cyklů paměti
  • přerušení po přenosu bloku (indikace konce)
  • nahrazuje programovaný I/O při velkých přesunech dat
  • vyžaduje speciální DMA řadič
  • při přenosu dat se obchází procesor, přístup do paměti
  • zajišťuje přímo DMA řadič
  • procesor a DMA soutěží o přístup k paměti

Aplikační rozhraní I/O

  • Jádro OS se snaží skrýt rozdíly mezi I/O zařízeními a programátorům poskytuje jednotné rozhraní.
  • Dále vrstva ovladačů ukrývá rozdílnost chování I/O řadičů i před některými částmi jádra
  • Některé vlastnosti I/O zařízení
    • mód přenosu dat: znakové (terminál) / blokové (disk)
    • způsob přístupu: sekvenční (modem) / přímý (disk)
    • sdílené/dedikované: klávesnice / páska
    • rychlost přenosu: vystavení, přenos, …
    • read-write, read only, write only

Síťová zařízení

  • Přístup k nim se značně liší jak od znakových, tak od blokových zařízení
    • proto mívají samostatné rozhraní OS
  • Unix i Windows obsahující rozhraní nazývané „sockets“
    • separují síťové protokoly od síťových operací
    • přístup jako k souborům (včetně funkce select)
  • Existuje celá řada přístupů k síťovým službám
    • Pipes (roury), FIFOs, streams, queues, mailboxes

Blokující a neblokující I/O

  • Blokující
    • z hlediska procesu synchronní
    • proces čeká na ukončení I/O
    • snadné použití (programovaní), snadné porozumění (po provedení operace je hotovo to co jsem požadoval)
    • někdy však není dostačující (z důvodu efektivity)
  • Neblokující
    • řízení se procesu vrací co nejdříve po zadání požadavku
    • vhodné pro uživatelské rozhraní, bufferovaný I/O
    • bývá implementováno pomocí vláken
    • okamžitě vrací počet načtených či zapsaných znaků
  • Asynchronní
    • proces běží souběžně s I/O
    • konec I/O je procesu hlášen signály
    • obtížné na programovaní, složité používání, ale v případě vhodně promyšleného programu velice efektivní

I/O subsystém v jádře

  • Plánování
    • některé I/O operace požadují řazení do front na zařízení
    • některé OS se snaží o „spravedlnost“
  • Vyrovnání (vyrovnávací paměti), buffering
    • ukládání dat v paměti v době přenosu k/ze zařízení
    • řeší rozdílnost rychlosti
    • řeší rozdílnost velikosti datových jednotek
  • Caching
    • rychlá paměť udržuje kopii dat
    • vždy pouze kopii
    • caching je klíčem k dosažení vysokého výkonu
  • Spooling
    • udržování fronty dat určených k výpis na zařízení
    • pokud zařízení může vyřizovat požadavky pouze sekvenčně
    • typicky tiskárna
  • Rezervace zařízení
    • exkluzivita přístupu k zařízení pro proces
    • rezervace / uvolnění – volání systému
    • pozor na uváznutí (deadlock)
  • Chybové řízení
    • Vzpamatování se po poruše při chybě čtení z disku, zjištění nedostupnosti zařízení, po náhodné chybě zápisu, …
    • Volání požadující I/O operaci získá číslo chyby
      • typicky záporná hodnota
    • Udržuje se záznam o chybách v systému
      • pro následné analýzy
      • syslog, events (viewer), …

Zdroje

mgr-szz/in-pos/1-pos.1560708979.txt.gz · Poslední úprava: 2019/06/16 20:16 autor: lachmanfrantisek
Nahoru
CC Attribution-Noncommercial-Share Alike 3.0 Unported
chimeric.de = chi`s home Valid CSS Driven by DokuWiki do yourself a favour and use a real browser - get firefox!! Recent changes RSS feed Valid XHTML 1.0