Sisteme De Operare

SISTEME DE OPERARE Alexandru Averian http://www.yonan.ro

Bibliografie obligatorie ...................................................................................................................... 1 Definiţii. Clasificări. Exemple ............................................................................................................ 2 Clasificare.......................................................................................................................................... 3 Arhitectura hardware a unui sistem de calcul .................................................................................... 4 Sistemul de intreruperi .................................................................................................................. 4 Apeluri sistem................................................................................................................................ 6 Drivere de dispozitiv ...................................................................................................................... 7 Structura unui sistem de operare ...................................................................................................... 9 Componentele unui SO.................................................................................................................... 11 Managementul proceselor .............................................................................................................. 15 Managementul procesorului ( Scheduling )...................................................................................... 17 Criterii de planificare: .................................................................................................................. 17 Algoritmi de planificare ............................................................................................................... 17 Managementul memoriei ................................................................................................................ 19 Metode clasice de alocare a memoriei ......................................................................................... 19 Managementul fişierelor ................................................................................................................. 26 Bibliografie ...................................................................................................................................... 27

Bibliografie obligatorie • • •

Silberschatz A., Galvin P.B. and Gagne G. (2005). Operating Systems Concepts, 7th edn. John Wiley & Sons Tanenbaum A.S. (1987). Operating Systems, Design and Implementation. Englewood Cliffs NJ: Prentice-Hall. Tanenbaum A.S. (1992). Modern Operating Systems. Englewood Cliffs NJ: Prentice-Hall.

Definiţii. Clasificări. Exemple Un sistem de calcul este alcătuit dintr-un ansamblu de componente hardware, software şi resurse informaţionale. Din punct de vedere hardware un sistem de calcul este compus din procesoare, magistrale, memorie internă, discuri, diverse dispozitive de intrare/ieşire cum ar fi tastatura, display, imprimata, scaner, adaptoare de retea, etc. Dezvoltarea de programe care să utilizeze direct componentele hardware ale unui sistem este o sarcină extrem de dificilă deoarece aceste componente se regăsesc într-o mare varietate de modele constructive şi gestionarea optimă a acestora devine practic imposibilă. În plus, autorul unui program ce realizează calcule ştiinţifice sau economice nu trebuie să fie preocupat de modul intern de funcţionare al discurilor, tastaturii sau imprimantei. Apare astfel nevoia unui sitem de operare (SO) numit şi program de bază care să gestioneze corect şi eficient componentele hardware ale unui calculator să izoleze utilizatorul de hardware şi să ofere programatorilor de aplicaţii şi utilizatorilor un sistem generic cu funcţionalitate extinsă, uşor de programat. Sistemul de operare (numit şi software de bază) reprezintă o colecţie de programe încărcate în memorie la pornirea unui sistem de calcul, având următoarele funcţii principale: • Funcţia de administrare a resurselor hardware, software şi a informaţiilor • Funcţia de abstractizare şi de extindere a funcţionalităţii sistemului de calcul. D.p.d.v. al maşinii sistemul de operare (S.O.) are funcţia de administrare a resurselor hardware, funcţie exercitată prin controlil alocării către programe a resurselor hardware partajate, cum ar fi procesor, memorie, discuri şi dispozitive de Intrare/ Ieşire. D.p.d.v. al programatorului de aplicaţii şi al utilizatorului S.O. are rolul de a reduce complexitatea utilizării directe a maşinii fizice. Funcţia de abstractizare şi de extindere a funcţionalităţii se realizează prin ascunderea structurii interne a componentelor maşinii şi prin încapsularea operaţiilor primitive cu acestea în module speciale ale S.O. numite drivere. S.O. creează astfel iluzia( imaginea) unei maşini virtulale cu o funcţionalitate extinsă, având o interfaţă de lucru simplificată, cu funcţii de nivel înalt mai uşor de utilizat în programare. S.O. este format dintr-un set de programe. Partea principală a unui S.O. (miezul) se încarcă în memorie la pornirea caculatorului, rămâne rezidentă în memorie şi are rol de supervizor. Miezul S.O. se află într-un fişier şi se numeşte kernel. Fişierul se numeşte imaginea kernelului. Funcţiile principale ale unui S.O. aflate în kernel sunt legate de: • gestiunea proceselor • gestiunea procesorului • comunicarea între procese, sincronizare • gestiunea memoriei • gestiunea operaţiilor legate de întreruperi • gestiunea fişierelor

Clasificare S.O. au apărut şi au evoluat odată cu evoluţia sistemelor de calcul. 1. Calculatoare mainframe: • calculatorul era programat direct • nu existau sisteme de operare • in memorie rula cel mult un program • odată cu apariţia tranzistoarelor: apare primul limbaj de programare şi primul S.O. care utiliza conceptul de procesare pe loturi( batch-jobs) şi conceptul de job. Procesorul era slab utilizat deoarece perifericele aveau viteză foarte scăzută; apare multiprogramarea pentru a ţine procesorul ocupat in mod otim. În memorie se încarcă mai multe programe iar planificatorul alege unul din acestea. 2. Sisteme interactive (cu partajarea timpului): • permit interacţiunea utilizatorului cu programele care rulează în memorie • apare noţiunea de multitasking care reprezintă o extensie a multiprogramării şi în care comutarea între programe se realizează atât de rapid încât utilizatorul are senzaţia că se execută mai multe programe simultam. 3. Sisteme Desktop 4. Sisteme de tip real 5. Sisteme încorporate 6. Sisteme cu multiprocesor 7. Sisteme distribuite 8. Clustere 9. Reţele peer-to-peer 10. Reţele client server Exemple: FreeBSD, Linux, Unix, Solaris, Plan9, Windows, MsDos, Symbian

Arhitectura hardware a unui sistem de calcul Datorita multitudinii si diversitatii sarcinilor pe care le are de indeplinit, sistemul de operare nu poate fi conceput sub forma unui program unitar. Practic, sistemul de operare consta dintr-o multime de secvente de program, fiecare indeplinind o anumita sarcina. Un argument in favoarea unei asemenea abordari, in afara considerentelor de fiabilitate si usurinta in dezvoltare, il constituie evolutia continua a tehnologiilor utilizate, in special in ceea ce priveste dispozitivele periferice. Daca la un moment dat se pune problema inlocuirii intr-un calculator a unui asemenea periferic (de exemplu mouse) cu unul mai nou, va trebui schimbata secventa de program care se ocupa de gestionarea sa. In cazul in care sistemul de operare ar fi un program unic, acesta ar trebui inlocuit in intregime, ceea ce este inacceptabil in practica. Asupra acestui aspect vom reveni ulterior. Pe de alta parte, exista o serie de operatiuni fundamentale, care trebuie realizate intotdeauna in acelasi mod, independent de particularitatile hardware-ului. Partile de program care indeplinesc aceste sarcini fundamentale formeaza nucleul sistemului de operare, care dirijeaza si controleaza functionarea sistemului de calcul in ansamblul sau. In continuare, notiunile de sistem de operare si de nucleu al sistemului de operare se vor confunda in mare masura, deoarece celelalte componente ale sistemului de operare sunt utilizate de catre nucleu pentru a-si indeplini sarcinile. Nu exista intotdeauna o delimitare clara intre nucleu si celelalte componente. Conceptiile diversilor producatori de sisteme de operare difera in ceea ce priveste locul unora dintre functii - in nucleu sau in afara sa. Totusi, practic toate sistemele de operare existente includ in nucleu urmatoarele componente: • • •

gestiunea proceselor gestiunea memoriei sistemele de fisiere

Majoritatea activitatilor pe care le desfasoara sistemul de operare nu pot fi realizate exclusiv prin software. Este necesar un sprijin, uneori substantial, din partea componentelor hardware si in special din partea procesorului. Natura exacta a acestui sprijin va fi discutata in continuare.

Sistemul de intreruperi Principala facilitate oferita de catre procesor o constituie sistemul de intreruperi. Necesitatea acestuia devine evidenta in momentul in care studiem modul in care se executa programele. Uzual, procesorul executa instructiunile intr-o ordine data de urmatoarele reguli:

• •

daca instructiunea curenta este una de salt, va fi executata in continuare instructiunea de la adresa la care se face saltul in caz contrar, va fi executata in continuare instructiunea aflata in memorie la adresa imediat urmatoare dupa instructiunea curenta

Ca o concluzie generala, intotdeauna o instructiune care face parte dintr-un program va fi urmata de o alta instructiune din acelasi program. Pana aici nu exista nici o posibilitate de a parasi programul aflat in executie decat daca acesta se termina singur. Acest model corespunde in general cerintelor, deoarece un program aflat in executie ruleaza in majoritatea timpului fara a tine cont de existenta sistemului de operare; totusi, acesta din urma trebuie sa poata interveni in anumite situatii bine definite, cum ar fi: • • •

incercarea unui program de a efectua o actiune nepermisa o cerere explicita adresata de programul de aplicatie, privind efectuarea unui anumit serviciu de catre sistemul de operare alte evenimente aparute in sistem, care pot sa nu aiba legatura cu programul aflat in executie, dar care trebuie tratate imediat

Sistemul de operare va lasa deci orice program sa se execute fara interferente pana la aparitia uneia din situatiile descrise mai sus, dar in acest moment trebuie sa preia imediat controlul. Solutia este, asa cum am precizat deja, de natura hardware si este reprezentata de sistemul de intreruperi. Concret, acesta ofera tocmai posibilitatea intreruperii executiei programului curent in una din urmatoarele situatii: • • •

o cerere de intrerupere venita din partea unui dispozitiv periferic; acest caz poarta denumirea de intrerupere hardware o operatie executata de procesor, care a dat un rezultat anormal (de exemplu o operatie de impartire la 0); asemenea situatii sunt denumite exceptii o cerere explicita venita chiar din partea programului aflat in curs de executie; asemenea cereri, numite intreruperi software, sunt utilizate de obicei pentru a cere sistemului de operare efectuarea unui anumit serviciu pe care programul de aplicatie nu-l poate realiza singur

Indiferent care este cauza care a produs intreruperea, comportarea procesorului este urmatoarea: •

• • •

executia programului curent este suspendata si se memoreaza informatiile necesare pentru a putea relua in viitor executia respectivului program, fara a-i fi afectata comportarea se identifica sursa cererii de intrerupere in functie de cauza intreruperii, se apeleaza o anumita rutina care este responsabila de tratarea respectivei situatii la terminarea rutinei, folosind informatiile memorate, se revine la executia programului intrerupt, exact in punctul in care se afla acesta in momentul intreruperii

Evident, rutinele care trateaza situatiile generatoare de intreruperi fac parte din sistemul de operare, care poate astfel rezolva problemele aparute. Datorita flexibilitatii sale, mecanismul intreruperilor este folosit astazi de toate procesoarele existente. Asa cum vom vedea in continuare, acest mecanism sta la baza multor facilitati oferite de sistemele de operare.

Apeluri sistem Una din sursele intreruperilor, prezentate mai sus, o constituie solicitarile formulate in mod explicit de programele de aplicatii catre sistemul de operare, pentru efectuarea anumitor servicii. De ce este insa necesar ca aceste servicii sa fie implementate de catre sistemul de operare si nu pot fi lasate in seama programelor? In primul rand, unele operatii uzuale (afisarea, cautarea pe disc etc.) se desfasoara intotdeauna in acelasi mod; deci, in loc de a scrie practic aceeasi rutina in fiecare program, este mai economic de a o scrie o singura data ca parte a sistemului de operare, astfel ca toate aplicatiile sa o poata utiliza. Pe de alta parte, o serie de actiuni, in special accesele la dispozitivele periferice, prezinta riscuri considerabile pentru intregul sistem de calcul in cazul in care nu sunt realizate corect. Nu este deci convenabil de a permite programelor de aplicatie sa realizeze singure actiunile din aceasta categorie; se prefera ca activitatile de acest tip sa fie indeplinite numai prin intermediul unor rutine incluse in sistemul de operare. Pentru a pune in practica o asemenea abordare, trebuie sa se poata interzice pur si simplu realizarea anumitor operatii de catre programele de aplicatii. Din nou este necesar un suport hardware. Practic toate procesoarele existente astazi pot functiona in doua moduri distincte: •

•

modul utilizator (user mode), in care exista anumite restrictii pentru procesor, in principal nu se pot executa instructiunile de acces la periferice (incercarea de a executa o asemenea instructiune duce la generarea unei exceptii) modul supervizor sau nucleu (kernel mode), in care procesorul nu are nici o limitare

In mod uzual, programele de aplicatii se executa in mod utilizator, iar sistemul de operare ruleaza in mod nucleu. In acest fel se asigura controlul sistemului de operare asupra operatiilor critice. Desi aplicatiile pierd din performanta prin limitarile impuse de modul utilizator, cresterea stabilitatii in functionare justifica din plin aceasta abordare. In acest moment putem studia ce se intampla atunci cand un program cere sistemului de operare furnizarea unui anumit serviciu. O asemenea cerere poarta numele de apel sistem (system call) si consta din urmatorii pasi: •

• • •

programul, care ruleaza in modul utilizator al procesorului, depune parametrii apelului sistem pe care il solicita intr-o anumita zona de memorie; practic, mecanismul este similar apelurilor de proceduri se executa o instructiune speciala (in general o intrerupere software), care trece procesorul in modul nucleu se salveaza (in general pe stiva) informatiile legate de programul intrerupt care sunt necesare pentru reluarea ulterioara a executiei sale din acelasi punct se identifica serviciul cerut si se apeleaza rutina corespunzatoare

•

•

rutina respectiva preia parametrii apelului din zona in care au fost depusi, ii verifica si, daca nu sunt erori, realizeaza actiunea ceruta; rezultatele obtinute sunt la randul lor depuse intr-o zona de memorie cunoscuta programului de aplicatie la terminarea rutinei, procesorul revine in mod utilizator si se reia executia programului din punctul in care a fost intrerupt (utilizand informatiile memorate anterior in acest scop); programul poate prelua rezultatele apelului din zona in care au fost depuse

Se poate observa ca executia unui apel sistem este mare consumatoare de timp. Din fericire, puterea de calcul a procesoarelor moderne este suficient de mare incat sa reduca in limite acceptabile pierderea de performanta datorata apelurilor sistem, iar cresterea fiabilitatii sistemului de calcul in ansamblul sau justifica din plin aceasta abordare. Totusi, pentru aplicatiile in care performanta este critica, se cauta solutii de reducere a ponderii apelurilor sistem, pentru a micsora intarzierile produse de acestea. Unele dintre aceste solutii tin de insasi structura sistemului de operare si vor fi discutate mai tarziu. Exista insa o solutie aflata la indemana programatorilor de aplicatii - lucrul cu buffere. Esenta acestei idei este urmatoarea: pentru majoritatea perifericelor, o mare parte din timpul de comunicare se datoreaza initierii accesului si nu transferului propriu-zis de date. Rezulta de aici ca s-ar putea economisi timp daca ar fi servite mai multe asemenea cereri intr-un singur acces, in loc de a le servi pe fiecare intr-un acces separat. In mod particular accesul la disc are aceasta caracteristica foarte pronuntata. Solutia este deci de a nu incerca servirea imediata a fiecarei cereri de transfer de date cu un periferic, ci de a astepta acumularea mai multor cereri si a le servi pe toate intr-un singur acces. In acest scop, cererile care asteapta sa fie servite trebuie memorate intr-o zona de memorie dedicata, numita buffer. Ca un exemplu, consideram sistemele din familia Unix, in care aplicatiile sunt scrise in mod traditional in limbajul C. Functia de biblioteca printf se bazeaza pe apelul sistem write, care realizeaza afisarea propriu-zisa. La fiecare apel al functiei printf, sirul de caractere care se doreste a fi afisat este depus intr-un buffer; in plus se verifica daca bufferul s-a umplut, caz in care este realizat un apel sistem write, ce afiseaza toate sirurile din buffer. In acest mod se obtine un castig de viteza care in unele cazuri poate fi substantial. In multe situatii sistemul de operare foloseste el insusi buffere. In general insa apelurile sistem lucreaza fara buffere, deoarece in unele cazuri aplicatia poate avea nevoie ca un anumit transfer sa fie efectuat cat mai repede posibil, fara a mai astepta sosirea altor cereri care sa umple bufferul. Modul de lucrul cu buffere poate fi implementat la nivelul functiilor de biblioteca sau chiar direct de catre utilizator.

Drivere de dispozitiv Asa cum s-a aratat deja, gestionarea dispozitivelor periferice se confrunta cu desele schimbari suferite de acestea, ca urmare a progresului tehnologic rapid. Este practic imposibil ca producatorul unui sistem de operare sa poata scrie secventele de program necesare pentru gestionarea tuturor perifericelor existente pe piata, cu atat mai mult cu cat permanent apar noi modele. Situatia este valabila in principal pentru imprimante, dar si

pentru celelalte tipuri de periferice (placi video, unitati CD, mouse, placi de retea, placi audio, chipset-urile placilor de baza etc.), cu exceptia partiala a tastaturilor si a discurilor hard, unde maturitatea tehnologica a condus la o standardizare puternica. Din acest motiv se prefera ca gestionarea perifericelor sa fie lasata in seama unor module de program, numite drivere, exterioare nucleului, dar care pot coopera cu acesta. Pentru fiecare dispozitiv periferic existent intr-un calculator trebuie sa existe un driver, altfel respectivul periferic nu va putea fi folosit. In general sistemele de operare contin drivere pentru modelele de periferice cele mai utilizate; in cazul celorlalte, driverele trebuie furnizate de producatorii respectivelor dispozitive. Utilitatea mecanismului driverelor este evidenta: permite schimbarea usoara a oricarui periferic, fara a fi necesara reinstalarea intregului sistem de operare. De asemenea, depistarea si corectarea erorilor devine mult mai facila. Cu toate acestea, in mod traditional, sistemele de operare din familia Unix au o abordare mai putin flexibila, incluzand driverele in nucleu. Aceasta atitudine se justifica prin faptul ca, pentru majoritatea sistemelor Unix, producatorul este si singurul ofertant de hardware, deci nu trebuie sa faca fata unui numar mare de dispozitive produse de alte firme. Totusi, sistemul Linux si alte sisteme Unix ofera in ultima vreme suport pentru incarcarea dinamica a unor module.

Structura unui sistem de operare Monolitic: • • • Modular : •

kernelul format dintr-un fişier; majoritatea fişierelor se află în kernel; este o colecţie de funcţii fără nicio ierarhizare internă; sistemul este stucturat pe module cu functionalitati bine precizate

Stratificat: • este compus din straturi suprapuse, fiecare strat oferind servicii stratului superior şi abstractizând structura şi operaţiile cu operaţiile stratului inferior;

Exokernel: • majoritatea serviciilor sunt în afara kernelului şi ruleaza în user-mode; • kernelul păstrează funcţiile de comunicare între procese şi de izolare; • se mai numeşte kernel la purtător;

•

creează maşinivirtuale,cărora le alocă resurse, fiecare maşină virtuală rulând propriul S.O. şi propriile procese; Maşina virtuală: • similar cu exokernelul, cu deosebirea ca maşinile virtulesunt copii ale hardului pe care rulează, având propria copie a kernelului şi întreruperi proprii: • pot rula S.O. diferite; Sisteme client-server: ( microkernel) • majoritatea serviciilor ruleaza in user-mode, kernelul asigurâd comunicaţia şi sincronizareaîntre procesele client şi server; • exemple server: fişiere, memorie,terminale; Sisteme distribuite: • similar cu client-server, cu deosebirea că serverul şi clientul pot fi pe maşini diferite;

Exemple: • • • • • • • •

MSDOS – monolitic, nestructurat Windows XP – arhitectura stratificată BSD Unix , Solaris – arhitectura modulară True 64 UNIX, QNX - mikrokernel Linux – artitectura monolitica Mach – microkernel Mac OS X – stratificat, modular Minix – microkernel

Componentele unui SO 1. Componenta de management a memoriei: Procesul citeşte instrucţiuni, citeşte si scrie date din memorie. Perifericele controlate prin mecanismul DMA citesc si scriu date în memorie. Programele sunt încărcate de pe disk în memorie. Dacă un program se executa, acesta citeşte instrucţiunile si datele din memorie, accesâd memoria prin adresele de memorie reprezentate pe 16, 32 sau 64 de biţi. Odată terminat un program, el este eliberat din memorie si spaţiul său este alocat altui program. Pentru a îmbunătăţii utilizarea CPU si pentru a mări viteza de reacţie a sistemului faţă de utilizatori sistemul de operare trebuie sa ţină în memorie mai multe programe în acelaşi timp (multiprogramare). Există mai multe scheme de management a memoriei, selectarea unei anumite scheme pentru un S.O. depinzând de mai mulţi factori, în special de platforma hardware a sistemului destinaţie. Sistemul de operare asigură următoarele operaţii în ceea ce priveşte managementul memoriei: • alocă si dezalocă memorie la cerere; • menţine o situaţie a memoriei alocate şi a memoriei libere. • decide ce proces să fie încărcat în memorie când aceasta devine disponibilă 2. Managementul proceselor: Sistemul de operare este responsabil cu gestiunea proceselor. Modulul (componenta) unui Sistem de Operare care gestionează procesele trebuie sa asigure următoarele funcţii: • funcţii de creare a unui proces (user sau proces de sistem); • ştergerea sau eliberarea uni proces din memorie; • să asigure mecanisme de sincronizare a proceselor; • să asigure mecanisme de comunicare între procese; • să asigure mecanisme de gestionare a interblocărilor. • creează şi eliberează procese; • suspendă şi reia executarea proceselor; • asigură mecanismele de comunicare şi sincronizare între procese; • se ocupă de evitarea interblocaţiilor; 3. Planificarea procesorului: • asigură accesul proceselor la resursa procesor într-un mod echitabil; • utilizează algoritmi de planificare pentru a împarţi timpul de lucru al procesorului între procesele din memorie; 4. Gestiunea fişierelor 5. Gestiunea componentelor de Intrare/Ieşire: • gestionează perifericele; • asigură alocarea corectă a acestora către procese; • controlează operaţiile de Intrare/Ieşire. 6. Managementul dispozitivelor de stocare

Asigură: • • •

managementul spaţiului liber ; alocarea spaţiului la cerere; planificarea şi controlul accesului la discuri.

7. Componenta de reţea 8. Sistemul de protecţie 9. Interfaţa de programare a aplicaţiilor(API): • oferă programatorului un set de funcţii de nivel înalt prin care acesta poate accesa în programare serviciile oferite de celelalte componente ale S.O. Serviciile sunt oferite către utlizatorul programtor: • • • • •

încărcarea şi executarea programelor operaţii (servicii) de I/O. manipularea sistemelor de fişiere (creare, ştergere, scriere şi citire). comunicaţii între procese (prin memorie partajată sau prin transfer direct de mesaje între procese); detectarea erorilor şi recuperare după eroare (eroare de CPU, de memorie, de scriere, citire, de reţea, imprimantă).

Sistemul de operare permite accesul la serviciile sale prin apelul unor funcţii ale sistemului denumite apeluri-sistem. Aceste apeluri alcătuiesc interfaţa de acces a programatorului către serviciile sistemului de operare. Aceste funcţii pot fi apelate direct în limbaj de ascultare prin intermediul vectorului de întreruperi sau în limbaj de nivel înalt prin apelul unor funcţii de biblioteca (care la rândul lor invoca serviciile sistemului, generând întreruperile necesare). In sistemul MS-DOS apelul la serviciile S.O. se realizau prin intermediul întreruperii 21H. In Unix şi în Linux se accesează prin întreruperea 80H. Printre serviciile sistemului enumerăm: • •

Exemplu

write, create, read/delete, fork, exec, wait, load free, create, delete, send, receive

10. Terminalul( interfaţa grafică): • oferă posibilitatea utilizatorului calculatorului de a interacţiona cu sistemul de calcul prin lansarea de procese;

Exemplu de shell #include<stdio.h> #include<stdlib.h> #include<string.h> #include #include <sys/wait.h> #define MAXLINE 256 int main(void) { char buf[MAXLINE]; pid_t pid; int status; printf("%% "); while (fgets(buf, MAXLINE, stdin) != NULL) { if (buf[strlen(buf) - 1] == '\n') buf[strlen(buf) - 1] = 0;

if ((pid = fork()) < 0) { printf("fork error"); } else if (pid == 0) { /* child */ execlp(buf, buf, (char *)0); printf("couldn't execute: %s", buf); exit(127); } /* parent */ if ((pid = waitpid(pid, &status, 0)) < 0) printf("waitpid error"); printf("%% "); } return 0; }

În plus, un sistem multiuser trebuie să asigure următoarele servicii: • • • •

alocarea resurselor; conturi pentru utilizatori; protecţia informaţiei; securitatea sistemului faţă de interior.

Managementul proceselor Un proces este o unitate de lucru în cadrul unui sistem de calcul care are un program asociat, căruia i se alocă un set de resurse de memorie, de procesor,etc. şi care execută în mod secvenţial instrucţiunile programului. Procesul se mai numeşte şi joburi, mai ales în contextul planificării proceselor. La lansarea unui proces, acestuia i se alocă o zonă de memorie pentru stivă, o zonă pentr date şi o zonă de memorie heap care e alocată dinamic la rulare. In plus, procesul mai conţine un contor de program numit instruction pointer şi conţinutul registrelor procesorului. Procesul se poate afla în una din următoarele stări: • • • • •

proces nou rulează asteaptă gata terminat

Informaţia legată de stare face parte din datele asociate fiecărui proces. Aceste informaţii despre un proces sunt cnţinute de către planificatorul de procese într-o structură specială numită Process Control Block. O structură PCB conţine: • • •

Starea procesului I.D. procesului Instruction pointer(IP)

• • • • •

Registele procesorului Memoria alocată Fişiere deschise Informaţii de planificare( prioritate) Lista de dispozitive de Intrare/Ieşire asociată procesului

Un proces nu este un program. In modelul de proces discutat până acum, programul asociat era executat secvenţial, instrucţiune după instrucţiune. Altfel spus,un singur proces execută o singură operaţiune la un moment dat. Sunt cazuri în care se doreşte ca un program să execute în paralel două sau mai multe operaţii. Altfel spus, să execute mai multe proceduri din program In acelaşi timp. Acest lucru se obţine prin introducerea în proces a mai multor fire de execuţie. Avantaje: • • • •

Aplicaţiile răspund mai ferm la interacţiunea cu utilizatorul Permit partajarea resurselor Duc la economia de memorie şi de procesor Utilizarea optimă a calculatoarelor multiprocesor

Firele pot fi gestionate la nivel de user-mode sau la nivel de kernel. S.O. moderne oferă suport pentru fire la nivel de kernel.Există mai multe modele de implementare a firelor: •

•

•

•

Many-to-One Model: mai multe fire dintr-un p[roces sunt gestionate ( reprezentate ) de un singur fir din kernel. Comutarea între fire este rapidă şi este gestionată în spaţiul utilizator. Dar toate firele se blochează în cazul în care unul din fire este blocat într-un apel de sistem. De asemenea, deoarece un singur fir poate accesa kernelul, acest model de fire nu poate permite rularea în paralel a firelor pe mai multe procesoare. One-to-One Model: fiecărui fir din spaţiul user-mode îi corespunde un fir în kernel. Dezavantajul este că pentru fiecare fir se mai creează încă unul în kernel. Linux, Windows, Unix implementează acest model. Many-to-Many Model: mai multe fire din kernel folosesc la planificarea mai multor fire din spaţiul utilizator. Programatorii pot crea oricât de multe fire în programele lor. Model hibrid (many to many plus one to one)

Managementul procesorului ( Scheduling ) In sistemele multiprogramate, în memorie sunt încărcate mai multe programe la un moment dat. S-a observat că unele procese sunt mai mult procese de calcul, iar altele manipulează date prin sistemul Intrare/Ieşire, iar în cadrul unui proces s-a observat repetarea ciclică a unei faze de calcul intens urmată de o fază de aşteptare la periferice de Intrare/Ieşire. Deci procesul execută o rafală de instrucţiuni pe procesor, după care aşteaptă sosirea datelor la dispozitivul de Intrare/Ieşire. Intre două rafale de instrucţiuni procesorul nu este utilizat. Pentru o utilizare optimă a lui, acesta poate fi cedat unui alt proces care îşi va executa rafala de instrucţiuni până la prima fază de aşteptare a datelor. Planificarea accesului la procesor de către procese foloseşte algoritmul de planificare. Exista două tipuri de algoritmi de planificare: • •

Algoritmi preemptivi: procesul curent poate fi întrerupt oricănd de către S.O. ( dacă îi expiră cuanta de timp) Algoritmi nepreemptivi: procesul nu poate fi întrerupt oricănd de către S.O.; acesta cedează controlul de bunăvoie la terminarea rafalei de instrucţiuni sau la intrarea în zona de aşteptare. In cazul unor erori, un proces poate bloca întregul S.O.

Criterii de planificare: Planificarea proceselor pe procesor va urmări următoarele criterii: 1. 2. 3. 4. 5.

Utilizarea procesorului în mod optim Troughtput ( numărul de procese terminate în unitatea de timp) Timpul total de rulare Timpul total de aşteptare ( în coada ready ) Timpul de reacţie

Algoritmi de planificare •

•

Algoritmi de planificare: primul venit, primul servit. Procesele sunt executate în ordinea sosirii lor în coada rady. Algoritmul este nepreemptiv. o Avantaje: toate procesele vor ajunge să ruleze odată şi odată; o Dezavantaje: efectul de convoi. Shortest-Job-First: cel mai scutr job mai întâi. Algoritmul măsoară durata rafalei de instrucţiuni pentru fiecare proces şi încearcă să promoveze pe procesor procesele cu cea mai scurtă rafală. Poate fi şi preemptiv şi nepreemptiv.

•

•

•

• •

Algoritm de planificare după priorităţi: fiecărui proces I se asociază un număr numit prioritate. Algoritmul avansează procesele spre procesor în funcţie de prioritatea acestora. Este preemptiv sau nepreemptiv. Dezavantaj: blocare indefinită sau înfometare. O soluţie la problema înfometării ar fi îmbătrânirea= o metodă de a creşte prioritatea proceselor care asteaptă de mult timp în coadă. Roun-Robin este similar cu F.C.F.S. dar este preemptiv; lucrează cu noţiunea de cuantă de timp; procesele stau în coadă circulară şi se execută în ordine pe durata cuantei de timp. Dacă rafala de procesor e mai scurtă decât cuanta, procesul cedează procesorul voluntar; altfel procesul e întrerupt şi trecut în coadă şi pe procesor intră următorul proces din coada circulară. Planificarea cu cozi pe mai multe nivele: procesele se împart pe mai multe categorii şi fiecare categorie are propriul ei algoritm de planificare şi propria coadă de procese. Exemplu: procese beckground, procese sistem,procese pe loturi. Planificarea cu cozi pe mai multe nivele cu feedback: similar cu V., cu posibilitatea trecerii unui proces dintr-o coadă în alta. In V. şi VI. Cozile au o anumită ordine / prioritate: dacă avem două cozi cu ordin 1 şi 2, întâi se execută procesele din coada 1 şi numai cănd aceasta este goală se execută şi procese din coada 2.

Managementul memoriei Cerinţe ale memoriei interne. Există trei cerinţe de bază ale memoriei interne: •

• •

Timpul de acces la memoria internă trebuie să fie cât mai mic posibil; acest lucru se realizează prin proiectarea adecvată atât a componentei hardware cât şi a celei software implicate în gestiunea memoriei. Calculatoarele moderne folosesc memoria “cache”, ce reprezintă un tip de memorie cu acces foarte rapid şi care conţine informaţiile cele mai recent utilizate de către CPU. Dimensiunea memoriei adresabile trebuie să fie cât mai mare posibil, ceea ce se poate realiza prin conceptual de memorie virtuală. Memoria internă trebuie să aibă un cost relativ scăzut.

Funcţiile administratorului memoriei interne sunt: • • •

Alocarea de spaţiu de memorie internă proceselor. Realizarea corespondenţei dintre spaţiul de adrese al procesului şi locaţii de memorie internă. Minimizarea timpului de acces la locaţiile de memorie.

Realizarea acestor funcţii este condiţionată atât de componenta hardware, cât şi de cea software, conţinută în SO. Odată cu evoluţia componentelor hardware ale SC, s-au schimbat şi strategiile de administrare a memoriei, pentru a se valorifica aceste îmbunătăţiri. Reciproc, strategiile privind gestiunea memoriei au evoluat în timp, ceea ce a condus la evoluţia componentelor hardware ale sistemelor de calcul. Principalele obiective ale gestiunii memoriei sunt: • • • • •

calculul de translatare a adresei(relocare); protecţia memoriei; organizarea şi alocarea memoriei operative; gestiunea memoriei secundare; politici de schimb între procese, memoria operativă şi memoria secundară.

Metode clasice de alocare a memoriei La sistemele monoutilizator este disponibil întreg spaţiul de memorie. Gestiunea acestui spaţiu cade exclusiv în sarcina utilizatorului. El are la dispoziţie tehnici de suprapunere (overlay) pentru a-şi putea rula programele mari. Ideea de bază este de a păstra în memoria internă numai acele instrucţiuni şi date de care este nevoie permanent. Celelalte grupuri de instrucţiuni sunt încărcate în memoria internă numai atunci când este nevoie de ele, după care sunt evacuate. În figura 3.1 este ilustrat acest mod de lucru. Porţiunea dintre adresele 0 si a-1 este rezervată nucleului SO, care rămâne acolo de la încărcare şi până la oprirea sistemului. Între adresele c şi m-1 (dacă memoria are capacitatea de m locaţii) este spaţiul nefolosit de către programul utilizator activ. Evident, adresa c variază de la un program utilizator la altul.

Alocarea cu partiţii fixe (MFT-Memory Fix Tasks sau alocare statică). Se presupune că memoria este împărţită în N zone de lungime fixă numite partiţii. Presupunem că o partiţie i este de lungime Ni şi este alocată unui proces pe toată durata execuţiei lui, indiferent dacă o ocupă complet sau nu. Editorul de legături pregăteşte programele pentru a fi rulate într-o zonă de memorie prestabilită. De obicei, partiţiile au lungimi diferite, astefel încât procesele solicită partiţii în conformitate cu dimensiunile lor. Dacă un proces are nevoie de nk unităţi de memorie ele poate fi încărcat în oricare dintre partiţiile i, pentru care N i ≥ nk . În timpul execuţiei procesului, un spaţiu de dimensiune

N i − nk rămâne neutilizat. Acest fenomen se numeşte fragmentare internă. Problema care se pune este să se aleagă partiţia astfel încât porţiunea de memorie nefolosită să aibă o dimensiune căt mai mică, adică să se minimizeze diferenţele de forma N i − nk . Dacă un proces nu încape în nici una dintre partiţiile existente, el nu poate fi executat. Una dintre problemele cele mai dificile este fixarea acestor dimensiuni. Alegerea unor dimensiuni mai mari scade probabilitatea ca unele procese să nu poată fi executate, dar scade şi numărul proceselor active din sistem. În cazul în care există job-uri în sistem care aşteaptă să fie executate, dar toate partiţiile libere existente la momentul respectiv sunt prea mici, apare fenomenul de fragmentare externă a memoriei. Selectarea job-urilor care urmează să fie executate se face de către planificator, în funcţie de necesarul de memorie necesitat de acestea(pe baza informaţiilor transmise de către utilizator sau determinate automat de către sistem) şi de partiţiile disponibile existente la momentul respectiv. În general, există două moduri de legare a proceselor la partiţii: •

•

Fiecare partiţie are coadă proprie; legarea la o anumită partiţie a proceselor se va face pe baza necesităţii diferenţei minime între dimensiunea partiţiei şi a procesului (best fitcea mai bună potrivire). singură coadă pentru toate partiţiile; SO va alege pentru procesul care urmează să intre în lucru, în ce partiţie se va executa.

Selectarea lucrării se poate face prin: •

• •

strategie de tip FCFS(First Come First Served), care are dezavantajul că o anumită lucrare trebuie să aştepte în coadă chiar dacă există o partiţie disponibilă în care ar încăpea iar în faţa lui în coadă se află job-uri care necesită partiţii de dimensiuni mai mari; pe baza împărţirii job-urilor în clase de priorităţi, în funcţie de importanţa lor, care poate avea dezavantajul prezentat mai sus; pe baza celei mai bune potrivirii între dimensiunea job-ului cu dimensiunea partiţiei.

Evident că metodele prezentate pot fi combinate. De exemplu, dacă avem mai multe job-uri în sistem care au aceeaşi prioritate, va fi ales cel care se potriveşte cel mai bine peste partiţia care devine disponibilă. Legarea prin cozi proprii partiţiilor este mai simplă din punctul de vedere al SO; în schimb, legarea cu o singură coadă este mai avantajoasă din punctul de vedere al fragmentării mai reduse a memoriei.

Deoarece în memorie există mai multe job-uri în execuţie, trebuie rezolvate două probleme: relocarea şi protecţia memoriei. O soluţie a rezolvării ambelor probleme este ca CPU să conţină două registre speciale, registrul de bază şi registrul limită. Când lucrarea este planificată pentru execuţie, în registrul de bază este încărcată adresa primei instrucţiuni din fişierul executabil, iar registrul limită va conţine lungimea partiţiei. Protecţia memoriei se poate realiza şi prin aşa zisă cheie de protecţie. Fiecare entitate de memorie alocată (partiţie, pagină etc) conţine o astfel de cheie, iar fiecare entitate de program încarcabilă la un moment dat(segment, pagină etc) dispune de o cheie de acces. Fiecărei chei de protecţie i se asociază un şir de biţi prin care se specifică posibilităţile zonei respective. Principalele 3 posibilităţi sunt R,W,E: R: din zonă se poate numai citi (read – only). În astfel de zone se trec de obicei elementele constante ale proceselor. W: în zonă se poate scrie, eventual zona se poate şterge sau se poate extinde. E: continutul zonei poate fi executat. În astfel de zone, conţinutul rămâne neschimbat, adică este un cod reentrant. Fiecare proces(sau segment de proces) primeşte la încărcare un şir de biţi reprezentând drepturi de acces. Acestea sunt în corespondenţă cu biţii reprezentând posibilităţile zonei de memorie. În principiu protecţia memoriei, se asigură executând doi paşi: La fiecare invocare a unei locaţii de memorie se compară cheia de protecţie cu cheia de acces. În caz de neconcordanţă, accesul este interzis şi procesul se termină cu un mesaj de eroare. Dacă cheile coincid, atunci se compară posibilităţile zonei solicitate cu drepturile de acces ale procesului şi cu acţiunea cerută de proces. Accesul este permis numai în cazul răspunsului afirmativ la toate aceste comparaţii. Alocarea cu partiţii fixe a fost folosită la sistemele generaţiei a III-a de calculatoare(IBM 360, Felix C256/512/1024), dar ea nu este recomandată pentru utilizarea în cadrul sistemelor unde nu se cunoaşte dinainte de ce spaţiu de memorie are nevoie procesul pentru a fi executat, aspect întâlnit adesea în cadrul sistemelor de operare moderne. Interschimbarea job-urilor(job-swapping) apare în cazul sistemelor cu organizarea memoriei în partiţii fixe, din necesitatea ca la anumite momente unele dintre ele să fie evacuate din memorie iar altele să fie introduse în memorie. De exemplu, dacă se execută un job şi apare un alt job de prioritate mai înaltă, jobul de prioritate mai slabă va fi evacuat pe disc. În mod normal, un job care a fost evacuat va fi readus în aceeaşi partiţie, restricţie impusă atât strategia de alocare, cât şi de metoda de relocare. Dacă relocarea se face în momentul asamblării sau în momentul încărcării(relocare statică), job-ul nu poate fi transferat într-o altă partiţie; dacă se foloseşte relocarea dinamică(cu registru de bază şi registru limită, de exemplu) acest lucru este posibil.

Interschimbarea joburilor necesită o memorie externă cu acces direct şi rapid, care să poată îngloba copii ale tuturor imaginilor de memorie utilizator. Toate procesele ale căror imagini de memorie se află pe disc şi care sunt gata să intre în execuţie se grupează într-o coadă, în timp ce procesele existente în memorie la momentul respectiv formează altă coadă. Atunci când planificatorul doreşte să lanseze în execuţie un proces, el apelează dispecerul care verifică dacă procesul se află în memorie. Dacă nu şi dacă nu există nici o partiţie liberă, dispecerul evacuează din memorie unul dintre procese, introduce în locul său procesul dorit, reîncarcă registrele şi transferă controlul procesului selectat. Bineînţeles că o acţiune de acest fel presupune şi cea de salvare a contextului procesului în execuţie(a conţinuturilor regiştrilor utilizaţi de către acesta), acţiune care este destul de complexă. Alocarea cu partiţii variabile (alocare dinamică sau alocare MVT – Memory Variable Task), reprezintă o extensie a alocării cu partiţii fixe, care permite o exploatare mai eficientă a memoriei SC. În cazul multiprogramării cu partiţii fixe, problema cea mai dificilă este optimizarea dimensiunii partiţiilor, astfel încît să se minimizeze fragmentarea memoriei. De asemenea, se presupune că joburile au o dimensiune cunoscută, ipoteză care nu este în general adevărată. Aceste inconveniente pot fi rezolvate dacă se admite modificarea dinamică a dimensiunii partiţiilor, în funcţie de solicitările adresate sistemului şi de capacitatea de memorie încă disponibilă la un moment dat. Prin folosirea acestei metode, numărul şi dimensiunea partiţiilor se modifică în timp. În momentul în care procesul intră în sistem, el este plasat în memorie într-un spaţiu în care încape cea mai lungă ramură a sa. Spaţiul liber în care a intrat procesul, este acum descompus în două partiţii: una în care se află procesul, iar cealaltă într-un spaţiu liber care poate fi alocat altui proces. De asemenea, când un proces îşi termină execuţia spaţiul din memorie ocupat de el este eliberat, urmând a fi utilizat de către un alt proces. Apare, deci o alternanţă a spaţiilor libere cu cele ocupate. Pentru a se obţine spaţii libere de dimensiune cât mai mare, SO va declanşa operaţia de alipire a unor spaţii libere vecine sau de compactare a memoriei (relocare a adreselor), adică de deplasare a partiţiilor active către partiţia ocupată de către nucleul SO, pentru a se concatena toate fragmentele de memorie neutilizate. De regulă, operaţia de compactare este complexă, presupunând efectuarea de operaţii de modificare a adreselor; în practică se aleg soluţii de compromis, cum ar fi: • Se lansează periodic compactarea, la un interval de timp fixat, indiferent de starea sistemului. Procesele care nu au loc în memorie aşteaptă compactarea sau terminarea altui proces. • Se realizează o compactare parţială pentru a asigura loc numai procesului care asteaptă. • Se încearcă numai mutarea unuia dintre procese, cu concatenarea spaţiilor rămase libere. Strategii de administrare a spaţiului din memoria internă. Aşa cu am menţionat anterior, la un moment dat memoria se prezintă ca o alternanţă a spaţiilor libere cu cele ocupate. Cele libere vor fi alocate proceselor care cer memorie, iar cele ocupate, când sunt eliberate trebuie, eventual să fie concatenate cu alte spaţii libere, pentru a obţine zone contigue de dimensiune cât mai mare. Deci, sunt necesare metode prin care să se ţină evidenţa spaţiilor libere şi a celor ocupate şi să se aloce spaţiile de memorie solicitate.

Administrarea memoriei folosind liste înlănţuite. Vom presupune că întreaga cantitate de memorie solicitată la un moment dat este formată dintr-un şir de octeţi consecutivi, care se alocă proceselor dintr-un rezervor de memorie (numit heap), de unde se ia acestă memorie. De asemenea, presupunem că există două rutine, una pentru a aloca o zonă de memorie şi de a întoarce adresa ei de început şi o a doua rutină pentru a elibera spaţiul alocat anterior, în vederea refolosirii lui. Fiecare zonă liberă începe un cuvânt de control, care conţine un pointer către următoarea porţiune liberă şi un camp care conţine lungimea zonei respective. La fel se întâmplă în cazul unei zone ocupate. O zonă ocupată(respectiv liberă) este reperată după cuvântul ei de control. În timp, eate posibil ca două zone libere să devină adiacente. Sistemul conţine o procedură de comasare a două zone libere adiacenter. În momentul în care un proces cere o anumită cantitate de memorie, sistemul caută o zonă liberă de unde să se ocupe o anumită porţiune. Pentru aceasta se folosesc următoarele strategii: • Metoda primei potriviri (First-Fit). Esenţa metodei constă în aceea că partiţia solicitată este alocată în prima zonă liberă în care încape.Principalul avantaj al metodei este simplitatea căutării de spaţiu liber. • Metoda celei mai bune potriviri (Best-Fit). Esenţa metodei constă în căutarea acelei zone libere care lasă după alocare cel mai puţin spaţiu liber. Avantajul metodei constă în economisirea zonelor de memorie mai mari. Dezavantajul este legat de timpul suplimentar de căutare şi generarea blocurilor de lungime mică, adică fragmentarea internă excesivă. Primul neajuns este eliminat parţial dacă lista de spaţii libere se păstrează nu în ordinea crescătoare a adreselor, ci în ordinea crescătoare a lungimilor spaţiilor libere; în acest caz algoritmul s-ar complica foarte mult. • Metoda celei mai rele potriviri (Worst-fit) este duală metodei Best-Fit. Esenţa ei constă în căutarea acelei zone libere care lasă după alocare cel mai mult spaţiu liber. Deşi numele metodei sugerează că este vorba despre o metodă mai slabă, în realitate nu este chiar aşa. Faptul că după alocare rămâne un spaţiu liber mare, este benefic, deoarece în spaţiul rămas poate fi plasată în viitor o altă partiţie. Metoda alocării prin camarazi (Buddy-system) se bazează pe reprezentarea binară a adreselor şi faptul că dimensiunea memoriei interne este un multiplu al unei puteri a lui 2. Presupunem că se dimensiunea memoriei interne este de forma cx2n, iar unitatea de alocare a memoriei este de forma 2m. Exemplul 1. Dacă sistemul are o memorie internă de 32 Mo, atunci c=1 şi n=25. Dacă dimensiunea memoriei interne este de 192 Mo, c=3 şi n=26. De asemenea, se poate considera că unitatea de alocare este de 256 Ko, adică 28. Ţinând cont de proprietăţile operaţiilor cu puteri ale lui 2, atât dimensiunile spaţiilor alocate, cât şi ale celor libere sunt de forma 2k, cu k≤m≤n. În concluzie, sistemul va păstra liste separate ale adreselor spaţiilor disponibile, în funcţie de dimensiunea lor exprimată ca putere a lui 2. Vom numi lista de ordin k, lista tuturor adreselor unde încep spaţii libere de dimensiune 2k. Vor exista astfel nm+1 liste de spaţii disponibile.

Exemplul 2. Dacă considerăm că dimensiunea memoriei interne este de 192 Mo, vom avea 17 liste: lista de ordin 8, având dimensiunea unui spaţiu de 256 octeţi; lista de ordin 9, cu spaţii de dimensiune 512 ş.a.m.d. Presupunem că, fiecare spaţiu liber(ocupat) de dimensiune 2k, are adresa de început un multiplu de 2k. Două spaţii libere se numesc camarazi de ordinul k, dacă adresele lor A1 şi A2 verifică una dintre proprietăţile următoare: A1
2k-2p=2p+2p+1+...+2k-1.

Exemplul 3. Se doreşte alocarea a 1000 octeţi, deci p=10. Nu s-au găsit zone libere nici de dimensiunea 210, nici 211 şi nici 212. Prima zonă liberă de dimensiune 213 are adresa de început 5x213 şi o notăm cu I. Ca rezultat al alocării a fost ocupată zona A de dimensiune 210 şi au fost create încă trei zone libere: B de dimensiune 210, C de dimensiune 211 şi D de dimensioune 212. Zonele B, C şi D se trec respectiv în listele de ordine 10, 11 şi 12, iar zona I se şterge din lista de ordin 13. Algoritmul de eliberare. Pas 1. Fie 2p dimensiunea zonei eliberate. Se introduce zona respectivă în lista de ordinul p. Pas 2. k=p Pas 3. Verifică dacă există camarazi de ordin k: Dacă da, efectuează comasarea lor; Şterge cei doi camarazi; Introdu noua zonă liberă de dimensiune 2k+1 în lista de ordin k+1. Pas 4. k=k+1; goto Pas 1. Exemplul 4. Să presupunem, de exemplu că la un moment dat zonele A, C şi D de dimensiuni 5x213, respectiv 21x211 şi 11x212 sunt libere, iar zona B de dimensiune 41x211 este ocupată, zonele fiind adiacente, în ordinea A, B, C, D. În conformitate cu paşii descrişi mai sus, se execută următoarele acţiuni:

Se trece zona B în lista de ordin 10. Se observă că zonele A şi B sunt camarazi. Drept urmare, cele două zone sunt comasate şi formează o nouă zonă X. Zona X se trece în lista de ordin 11, iar zonele A şi B se şterg din lista de ordin 10. Se observă că zonele X şi C sunt camarazi; ele sunt comasate şi formează o zonă Z care se trece în lista de ordin 12, înlocuind zonele X şi C din lista de ordin 11. Se observă că Z şi D sunt camarazi; ele sunt şterse din lista de ordin 12, iar în lista de ordin 13 se introduce rezultatul comasării lor.

Managementul fişierelor Este cea mai vizibilă componentă a sistemului, gestionează spaţiul de stocare a datelor pe memoria extinsă (discuri magnetice, benzi magnetice, discuri optice, stick-uri de memorie). Fiecare dispozitiv din cele enumerate are propriile caracteristici legate de modul de acces (secvenţial sau aleator), viteza de acces, rata de transfer a datelor… Sistemul de operare asigură o vedere uniformă a dispozitivelor de stocare care reprezintă memoria extinsă a sistemelor de calcul. Sistemul de operare abstractizează modul de funcţionare a diferitelor dispozitive de stocare şi defineşte o singură unitate de lucru numită fişier. Un fişier este o colecţie de informaţii create de utilizator, stocate sub un nume unic. Sistemul de operare asigură următoarele funcţii în ceea ce priveşte managementul fişierelor: • • • •

creează şi şterge fişiere; creează şi şterge directoare; asigură funcţii de manipulare a fişierelor şi directoarelor; asigură mecanisme de backup.

Bibliografie


http://www.freebsd.org




Silberschatz A., Galvin P.B. and Gagne G. (2005). Operating Systems Concepts, 7th edn. John Wiley & Sons




Tanenbaum A.S. (1992). Modern Operating Systems. Englewood Cliffs NJ: PrenticeHall.




An Introduction to Programming with Threads, Andrew D. Birrell