Estrutura de los sistemas operativos

Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
1. Módulos de los Sistemas Operativos.
Un Sistema Operativo proporciona el entorno dentro del cual se ejecutan los
programas. Para construir este entorno, es necesario dividir el sistema operativo en
módulos y crear unas interfaces bien definidas para que los programas de usuario
puedan interactuar con ellos. Internamente, los sistemas operativos varían mucho
en su estructura, organizándose de acuerdo con diferentes esquemas. El diseño de
un nuevo sistema operativo es una tarea muy complicada y de gran magnitud, y
antes de iniciarlo es importante definir bien los objetivos del sistema. Es importante
tener claro el tipo de sistema que se desea para poder elegir entre los distintos
algoritmos y estrategias que se necesitarán.
1.1. Componentes del sistema.
Como se ha dicho antes, los sistemas operativos son sistemas muy grandes
y complejos: sólo podemos crear un sistema operativo dividiéndolo en fragmentos
más pequeños. Cada uno de éstos debe ser una parte bien definida del sistema que
tenga su función, sus entradas y sus salidas perfectamente definidas.
No todos los sistemas tienen la misma estructura, pero la gran parte de los
sistemas operativos que existen actualmente utilizan la estructura de componentes
que se presenta en los siguientes puntos del temario.
1.1.1. Administración de procesos.
La CPU ejecuta un gran número de programas, estos programas pueden ser,
o bien aplicaciones que utiliza el usuario del sistema, u otro tipo de programas que
son necesarios para el buen funcionamiento del sistema. Las actividades que realiza
el sistema se denominan procesos. Un proceso es un programa en ejecución.
Típicamente, un trabajo por lotes es un proceso, como también lo son un programa
de usuario de tiempo compartido y una tarea de sistema. Básicamente, un proceso
puede considerarse como un trabajo o un programa de tiempo compartido.
En general, un proceso necesita determinados recursos para su ejecución,
entre los que se encuentran el tiempo de CPU necesario para su ejecución, la
memoria, los archivos y los dispositivos de E/S. Estos recursos se le asignan al
proceso al crearlo, o mientras se realiza su ejecución a medida que el proceso los
va necesitando.
Un programa en sí, no se puede considerar como un proceso; un programa
es una entidad pasiva, como el contenido de un archivo que se almacena en disco,
mientras que un proceso es una entidad activa. Según esto, un proceso se puede
entender como un programa en ejecución. La ejecución de un proceso debe
efectuarse secuencialmente, es decir, en cualquier momento se ejecuta como
máximo una instrucción del proceso. Así, aunque existan dos procesos asociados a
un mismo programa, se consideran como dos secuencias de ejecución separadas.
Es frecuente que los programas generen varios procesos durante su ejecución.
Cada uno de los procesos funciona como una entidad independiente, aunque
llegado el momento pueden comunicarse entre ellos. El Sistema Operativo es el
encargado de proporcionar métodos para que los procesos se comuniquen entre si.
Un proceso es la unidad de trabajo de un sistema. Dicho sistema consiste en
un conjunto de procesos que se ejecutan simultáneamente. Se puede hablar de dos
tipos de procesos, aquellos que son procesos del propio sistema operativo (aquellos
que ejecutan código del sistema) y los procesos de usuario (aquellos que ejecutan
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código del usuario). Potencialmente, todos estos procesos pueden ejecutarse en
forma concurrente, es decir, compartiendo el uso de la CPU entre ellos.
El sistema operativo es responsable de las siguientes actividades
relacionadas con la administración de procesos:
• Crear y eliminar los procesos de usuario y del sistema.
• Suspender y reanudar la ejecución de los procesos.
• Proporcionar mecanismos para la sincronización de procesos.
• Proporcionar mecanismos para la comunicación de procesos.
• Proporcionar mecanismos para el manejo de bloqueos mutuos.
1.1.2. Administración de la memoria principal.
La memoria es parte central del funcionamiento de un sistema de
computación moderno. La memoria principal de un computador consiste en un gran
vector de palabras o bytes, cada uno con su propia dirección (la dirección de
memoria).
A la memoria principal acceden tanto la CPU como los dispositivos de E/S. El
procesador central lee las instrucciones de la memoria principal durante la
ejecución de los programas; lo mismo sucede con los datos que utilizan dichos
programas, se leen y se escriben en la memoria. La E/S realizada mediante DMA
(vista en el módulo anterior) también lee y escribe los datos en la memoria.
Para ejecutar los programas de usuario, el primer paso es almacenarlos en
la memoria principal del computador. Una vez que, tanto los datos del programa
como las instrucciones que los componen estén ocupando posiciones físicas de
memoria (direcciones absolutas), la CPU ya puede utilizar esa información.
Finalmente al terminar el programa, el espacio de memoria que ocupaba se libera,
pudiendo ser utilizado por otro programa.
Para mejorar la utilización de la CPU y la velocidad de respuesta del
computador a los usuarios, se necesita conservar varios programas, datos e
instrucciones, en memoria. Hoy en día, existen diferentes esquemas para la
administración de memoria principal de un computador, la eficacia de los distintos
algoritmos depende de la situación particular, pero sobre todo del diseño del
hardware del sistema. Cada algoritmo requiere su propio apoyo del hardware. Todo
lo que se refiere a administración de memoria se verá detenidamente en el próximo
módulo.
El sistema operativo es responsable
relacionadas con la administración de memoria:
•
•
•
de
las
siguientes
actividades
Llevar un control de cuáles son las zonas de la memoria que se están
usando y quién las usa.
Decidir qué procesos se cargarán en memoria cuando haya espacio
disponible.
Asignar y recuperar el espacio en memoria según se requiera.
1.1.3. Administración del almacenamiento secundario.
El objetivo principal de un sistema de computación es ejecutar programas,
los cuales, junto con los datos a los que tienen acceso, deben encontrarse en la
memoria principal durante su ejecución. El problema es que el tamaño de la
memoria principal es demasiado pequeño para poder almacenar todos lo datos y
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todas las instrucciones de los programas, por lo que es necesario que el sistema
proporcione un soporte diferente para poder almacenar toda esa información, este
soporte es lo que se conoce como almacenamiento secundario. La mayoría de los
sistemas de computación modernos utilizan discos como principal medio de
almacenamiento, tanto para programas como para datos. La mayor parte de los
programas se almacenan en disco hasta que se cargan en la memoria, y luego
utilizan el disco como fuente y destino de su actividad. Por tanto, la adecuada
administración del almacenamiento en disco tiene una importancia decisiva para el
sistema de computación.
El sistema operativo es responsable
relacionadas con la administración de discos:
•
•
•
de
las
siguientes
actividades
Administración del espacio libre.
Asignación del almacenamiento.
Planificación de las operaciones sobre el disco.
1.1.4. Administración del sistema de E/S.
El Sistema Operativo tiene que ocultar a los usuarios las particularidades de
los distintos dispositivos hardware. Por ejemplo, en UNIX, las particularidades de
los dispositivos de E/S se ocultan del resto del sistema operativo por medio de un
sistema de E/S, el cual consiste en:
•
•
•
Un sistema de memoria caché mediante buffers.
Una interfaz general con los manejadores de dispositivos.
Manejadores para dispositivos de hardware específicos.
Sólo el manejador del dispositivo conoce las particularidades del dispositivo
al cual está asignado.
1.1.5 Administración de archivos.
La información utilizada por los computadores se puede almacenar en
distintos tipos de dispositivos físicos. Pero las características particulares de cada
uno de ellos haría que su uso fuera muy complicado, habría que conocer cómo
funciona y que estructura tiene cada uno de los dispositivos. Es competencia del
Sistema Operativo, crear una perspectiva lógica común para utilizar todos los
dispositivos, ocultando las particulares de cada uno de ellos al usuario.
El sistema operativo se vale de las propiedades físicas de sus dispositivos de
almacenamiento para definir una unidad de almacenamiento lógico, el archivo (o
fichero). Por medio del Sistema Operativo, los archivos se relacionan con
dispositivos físicos.
Un archivo es un conjunto de información relacionada. Comúnmente, los
archivos representan programas y datos. Los archivos de datos pueden ser
numéricos, alfabéticos o alfanuméricos. Y pueden tener un formato libre, como los
archivos de texto, o un formato rígido. Por lo general, un archivo es una secuencia
de bits, bytes, líneas o registros, cuyo significado ha sido definido por el
programador.
El Sistema Operativo utiliza los archivos para administrar los dispositivos de
almacenamiento masivo, comúnmente utilizados en los sistemas de computación:
cintas, discos,... El Sistema Operativo es el encargado de organizar la información
que se almacena en dichos dispositivos. En este sentido, y relacionado con el
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concepto de archivo, están los directorios, que son una forma de englobar distintos
archivos que están relacionados.
Otra función del Sistema Operativo, relacionada con la administración de
archivos, es la del control de acceso a los mismos. Normalmente, los sistemas de
computación son usados por distintos usuarios, es necesario que el Sistema
Operativo controle el acceso de dichos usuarios a los archivos que se almacenan en
los dispositivos del sistema.
En resumen, el sistema operativo es responsable de las siguientes
actividades relacionadas con la administración de archivos:
•
•
•
•
•
La creación y eliminación de archivos.
La creación y eliminación de directorios.
El manejo de operaciones primitivas para manipular archivos y
directorios.
La correspondencia entre archivos y almacenamiento secundario.
La copia de seguridad de archivos en medios de almacenamiento
estables.
1.1.6. Sistemas de protección.
El Sistema Operativo es el encargado de asegurar que todo el sistema
funcione correctamente. Por tanto, es indispensable que el propio sistema
implemente elementos de seguridad que permitan proteger los distintos elementos
que forman parte del sistema. El Sistema Operativo tienen que proporcionar
mecanismos para asegurar que los archivos, segmentos de memoria, CPU y otros
recursos puedan ser usados únicamente por aquellos procesos que han recibido la
correspondiente autorización del sistema operativo y que los usen correctamente.
Por ejemplo, el hardware de direccionamiento a memoria asegura que un
proceso sólo puede trabajar dentro de su espacio de direcciones. El cronómetro
asegura que ningún proceso pueda obtener el control de la CPU sin perderlo
eventualmente. Por último, no se permite que los usuarios realicen por su cuenta
sus operaciones de E/S, para proteger así la integridad de los dispositivos
periféricos.
La protección se refiere a un mecanismo para controlar el acceso de los
programas, procesos o usuarios, a los recursos definidos por el sistema de
computación. Este mecanismo debe ofrecer un medio para especificar los controles
que se impondrán, junto con la manera de ponerlos en práctica.
Un sistema orientado hacia la protección ofrece una forma de distinguir
entre el uso autorizado y el no autorizado.
1.1.7. Redes.
Hoy en día, el uso de redes de ordenadores está muy extendido, con todos
los beneficios que nos proporcionan: compartición de recursos, reducción de costes,
acceso a información en computadores remotos,... Los Sistema Operativos actuales
tienen que proporcionar los recursos necesarios para la utilización de las redes de
computadores.
Los computadores independientes de antaño, han evolucionado a sistemas
más complejos que se comunican entre ellos. Un sistema distribuido es un conjunto
de procesadores que no comparten memoria ni reloj, pues cada uno tiene su propia
memoria y los procesos se comunican entre sí a través de diversos medios, como
canales de alta velocidad o líneas telefónicas. Los procesadores de un sistema
distribuido pueden variar en tamaño y función, e incluyen pequeños
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microprocesadores, estaciones de trabajo, minicomputadores y grandes sistemas
de computación de propósito general.
Los procesadores del sistema se conectan a través de una red de
comunicaciones, que puede configurarse de varias maneras y conectarse total o
parcialmente. El diseño de la red de comunicaciones debe considerar las estrategias
de conexión y encaminamiento, y los problemas de contiendas y seguridad.
Un sistema distribuido permite al usuario el acceso a los diversos recursos
que mantiene el sistema. El acceso a un recurso compartido hace posible aumentar
la velocidad de los cálculos, ampliar la disponibilidad de datos y mejorar la
confiabilidad. Los sistemas operativos usualmente generalizan el acceso a la red
como una forma de acceso a archivos, con los detalles de la red contemplados en el
manejador de la interfaz de la red.
1.1.8. Sistema intérprete de mandatos.
Uno de los programas más importantes para un sistema operativo es el
intérprete de mandatos. Este programa es el que se encarga de comunicar al
usuario con el Sistema Operativo, es la forma que tienen los usuarios para
comunicar sus instrucciones, lo que desean hacer, a la máquina. Algunos sistemas
operativos, en especial los de microcomputadores, como MS-DOS y Apple
Macintosh, incluyen al intérprete de mandatos en su núcleo. Otros sistemas
operativos, sobre todo en las computadoras de gran tamaño, tratan al intérprete de
mandatos como un programa especial que se ejecuta al iniciar un trabajo o cuando
el usuario se conecta por primera vez al sistema.
Los usuarios proporcionan sus instrucciones al Sistema Operativo utilizando
los enunciados de control. Cuando se inicia un nuevo trabajo en un sistema por
lotes, o cuando el usuario se conecta a un sistema de tiempo compartido,
automáticamente se ejecuta un programa que lee e interpreta enunciados de
control. A estos programas se les conoce con diversos nombres: intérprete de
tarjetas de control, intérprete de línea de mandatos, shell (en UNIX), etc. Su
función es bastante sencilla: obtener el siguiente enunciado de mandato y
ejecutarlo.
Los sistemas operativos suelen diferenciarse en la faceta de interpretación
de mandatos. Es importante que el programa que se utilice para recibir los
comandos del usuario sea sencillo y fácil de usar. Las diferencias que existen entre
unos intérpretes y otros hacen que el sistema sea visto por el usuario de una
manera más amable. Un ejemplo de esta situación son los intérpretes de mandatos
de Macintosh o Windows, sistemas basados en menús y ventanas que se utilizan
casi exclusivamente mediante un ratón. Existen otros intérpretes más complejos y
difíciles de aprender que atraen a otros usuarios con requisitos también complejos.
En este tipo de intérpretes, los mandatos se introducen mediante un teclado y se
presentan en un terminal de pantalla o de impresión, usando la tecla de entrada (o
retorno) para indicar que el mandato está completo y listo para ser ejecutado. Los
shells UNIX trabajan de este modo.
Los enunciados de mandato se encargan de la administración de procesos,
manejo de E/S, administración del almacenamiento secundario, administración de
la memoria principal, acceso al sistema de archivos, protección, redes y, en
general, del control de todo el sistema.
1.2. Servicios del sistema operativo.
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Un sistema operativo proporciona el entorno necesario para la ejecución de
programas. El sistema operativo ofrece varios servicios para los programadores
para facilitar la tarea de programar. Los servicios que ofrecen los Sistemas
Operativos varían de unos a otros, pero existen ciertos servicios que suelen ser
comunes a la gran parte de los sistemas actuales.
•
•
•
•
•
Ejecución de programas. El Sistema Operativo tiene que ser capaz de
ejecutar los programas y, por tanto, realizar todas las operaciones
necesarias para que la ejecución sea posible.
Operaciones de E/S. Los programas que se ejecutan en los
computadores pueden requerir, llegado el momento, realizar operaciones
de E/S. Debido a que los programas no las pueden realizar directamente,
el Sistema Operativo tiene que ofrecer alguna manera de poder llevarlas
a cabo.
Manipulación del sistema de archivos. Es obvio que los programas
que se ejecutan en las computadoras necesitan leer y escribir archivos,
así como crearlos y eliminarlos. El Sistema Operativo debe de
proporcionar todos los servicios necesarios para que estas operaciones se
realicen de la forma más sencilla posible.
Comunicaciones. La comunicación entre los distintos procesos que se
estén ejecutando es fundamental, en muchos casos, para el buen
funcionamiento de los programas. El Sistema Operativo tiene que ofrecer
servicios para que se pueda realizar esta comunicación de la forma más
sencilla posible. En este punto, hay que dividir las comunicaciones entre
procesos en dos tipos: aquellas que se realizan entre procesos que se
ejecutan dentro de la misma computadora, y aquellas que se realizan
entre procesos que están en distintas máquinas.
Detección de errores. El sistema operativo debe estar constantemente
pendiente de posibles errores, los cuales pueden darse en el hardware de
la memoria y la CPU, en dispositivos de E/S o en un programa de
usuario. Para cada tipo de error, el sistema operativo debe emprender la
acción adecuada, para asegurar un funcionamiento correcto y
consistente.
Además, existe otro conjunto de funciones del sistema operativo, no para
ayudar al usuario, sino para asegurar un funcionamiento eficiente del sistema. Los
sistemas con varios usuarios pueden lograr mayor eficiencia compartiendo los
recursos del computador entre los usuarios.
•
•
•
Asignación de recursos. Cuando varios usuarios o trabajos se ejecutan
al mismo tiempo, se deben asignar recursos a cada uno de ellos. El
Sistema Operativo administra los distintos tipos de recursos que existen
en el sistema.
Contabilidad. Deseamos llevar un control de qué usuarios utilizan qué
recursos del computador. Estas anotaciones pueden tener fines contables
(para facturar a los usuarios) o simplemente para recopilar estadísticas
de uso, las cuales pueden ser una valiosa herramienta para los
investigadores que desean reconfigurar el sistema a fin de mejorar los
servicios.
Protección. Posiblemente los dueños de la información almacenada en
un sistema de computación multiusuario deseen controlar su uso.
Cuando varios trabajos independientes se ejecutan al mismo tiempo, no
debería ser posible que un trabajo interfiriera con los demás, ni con el
sistema operativo. La protección implica revisar la validez de todos los
parámetros que se pasan en las llamadas al sistema y asegurar que todo
el acceso a los recursos del sistema esté controlado. También es
importante la seguridad del sistema respecto a personas ajenas. Esta
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seguridad comienza con las contraseñas que los usuarios deben
especificar para tener acceso a los recursos, y se extiende para defender
a los dispositivos de E/S externos, incluyendo a los módems y
adaptadores de red, de intentos de acceso no permitidos, y para
registrar todas estas conexiones a fin de detectar intromisiones. Para que
un sistema esté protegido y seguro, hay que establecer precauciones en
todos los puntos vulnerables del sistema.
2. Llamadas al sistema.
Las llamadas al sistema proporcionan la interfaz entre el Sistema Operativo
y un programa en ejecución. Estas llamadas generalmente son instrucciones de
lenguaje ensamblador. Algunos sistemas permiten efectuar llamadas al sistema
directamente desde un programa realizado en lenguajes de mayor nivel, en cuyo
caso las llamadas normalmente semejan llamadas a una función o subrutina
predefinidas. Hoy en día, los lenguajes de programación de alto nivel, como pueden
ser C, Java, Fortran,etc; sustituyen al lenguaje ensamblador en la programación de
los sistemas, y permiten efectuar directamente llamadas al sistema.
Un ejemplo de cómo se utilizan las llamadas al sistema podría ser un
programa para leer datos de un archivo y copiarlos a otro. El programa necesitará
primero los nombres de los dos archivos, el de entrada y el de salida, los cuales
pueden especificarse de varias maneras, dependiendo del diseño del sistema
operativo; un método es que el programa solicite al usuario los nombres de ambos
archivos. En un sistema interactivo, esto requeriría una serie de llamadas al
sistema, primero para escribir en la pantalla un mensaje de solicitud y luego para
leer del teclado los caracteres que definen a los dos archivos. Otra forma, que se
emplea con frecuencia en los sistemas por lotes, es especificar los nombres de los
archivos mediante tarjetas de control. En este caso debe haber un mecanismo para
pasar estos parámetros de las tarjetas al programa que se ejecuta. En los sistemas
basados en ratón e iconos, generalmente en pantalla se presenta un menú con los
nombres de los archivos. El usuario puede entonces usar el ratón para seleccionar
el nombre del archivo fuente y abrir una ventana para especificar el nombre del
archivo destino.
Una vez que el programa ha obtenido los nombres de los dos archivos, debe
abrir el archivo de entrada y crear el de salida; cada una de estas operaciones
requiere otra llamada al sistema. También existen posibles condiciones de error
para cada operación: cuando el programa trata de abrir el archivo de entrada,
puede encontrar que no hay ningún archivo con ese nombre o que está protegido
contra el acceso. En estas situaciones, el programa debe imprimir un mensaje en la
consola (otra serie de llamadas al sistema) y luego terminar anormalmente (otra
llamada al sistema). Si existe el archivo de entrada, entonces debemos crear un
nuevo archivo de salida. Es posible encontrar que ya existe un archivo de salida con
ese mismo nombre, situación que puede ocasionar que el programa aborte ( una
llamada al sistema) o podemos eliminar el archivo existente (otra llamada al
sistema) y crear uno nuevo (otra llamada al sistema). En un sistema interactivo,
otra opción es preguntar al usuario (una serie de llamadas al sistema para
presentar el mensaje de solicitud y leer la respuesta de la terminal) si se debe
sustituir el archivo existente o abortar.
Ahora que los dos archivos están listos, debemos entrar en el ciclo que lee
del archivo de entrada (una llamada al sistema) y escribe en el de salida (otra
llamada al sistema). Cada lectura y escritura debe devolver información de estado
relacionada con las posibles condiciones de error. En la entrada, el programa puede
encontrar que se ha alcanzado el fin del archivo o que durante la lectura se
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presentó un error de hardware (como puede ser un error de paridad). En la
operación de escritura se puede encontrar varios errores, dependiendo del
dispositivo de salida (espacio insuficiente en disco, fin de la cinta, impresora sin
papel, etc).
Finalmente, después de copiar todo el archivo, el programa puede cerrar
ambos archivos (otra llamada al sistema), escribir un mensaje en la consola (más
llamadas al sistema) y por fin terminar normalmente (la última llamada al sistema).
Como podemos ver, los programas pueden hacer uso intensivo del sistema
operativo. Todas las interacciones entre el programa y su entorno deben ocurrir
como resultado de solicitudes del programa al sistema operativo.
La mayoría de los usuarios jamás ve este nivel de detalle. El sistema de
apoyo en tiempo de ejecución de la mayoría de los lenguajes ofrece una interfaz
mucho más sencilla, que permite que el usuario no llegue a percatarse de las
operaciones necesarias para realizar los pasos que se dan para realizar las
operaciones que solicitan. De esta manera, el compilador y su paquete de apoyo en
ejecución ocultan al usuario la mayor parte de los detalles de la interfaz con el
sistema operativo.
Las llamadas al sistema pueden efectuarse de varias maneras, dependiendo
del computador.
Las llamadas al sistema se clasifican normalmente en dos categorías
generales: aquellas que se relacionan con procesos y la que lo hacen con el sistema
de archivo.
•
Por Procesos: Un proceso es básicamente un programa en ejecución. Consta
del programa ejecutable y la pila o stack del programa, su contador de
programa, apuntador de pila y otros registros, así como la otra información
que se necesita para ejecutar el programa. La ejecución de los procesos es
parecida a como funcionan los sistemas operativos de tiempo compartido. Es
decir, de manera periódica, el sistema operativo decide suspender la
ejecución de un proceso y dar inicio a la ejecución de otro.
Cuando un proceso se suspende temporalmente, debe reiniciarse
después exactamente en el mismo estado en que se encontraba cuando se
detuvo. Esto significa que toda la información relativa al proceso debe
guardarse en forma explícita en algún lugar durante la suspensión. En
muchos sistemas operativos, toda la información referente a cada proceso,
se almacena en una tabla de sistema operativo llamada tabla de procesos, la
cual es un arreglo (lista enlazada) de estructuras, una para cada proceso en
existencia.
Por lo tanto, un proceso en estado suspendido consta de su espacio
de direcciones, generalmente denominado imagen del núcleo y su registro
de la tabla de procesos, que contiene sus registros entre otras cosas.
Todas las operaciones necesarias para el intercambio de procesos
dentro de la CPU se producen mediante llamadas al Sistema Operativo. Es el
Sistema Operativo el que controla el intercambio de procesos dentro de la
CPU.
•
Por Sistema de Archivo: Una función importante del Sistema Operativo
consiste en ocultar las peculiaridades de los discos y otros dispositivos de
E/S y presentar al programador un modelo abstracto, limpio y agradable de
archivos independientes del dispositivo. Las llamadas al sistema se utilizan
para crear archivos, eliminarlos, leerlos y escribirlos.
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Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
3. Sistemas basados en interrupciones.
En los Sistemas Operativos actuales, para poder superponer las operaciones
de CPU y las de E/S, es necesario contar con mecanismos que permitan la
sincronización de dichas operaciones. Puede usarse cualquiera de los métodos
siguientes (o ambos):
•
•
Transferencia de datos dirigida por interrupciones.
Transferencia de datos por acceso directo a memoria (DMA, Direct
Memory Access).
En los Sistemas Operativos más antiguos, la transferencia de datos se
efectuaba bajo el control de la CPU. La CPU, al tener que supervisar la transferencia
de datos, no podía seguir ejecutando instrucciones de programas, sin permitir de
esta manera superponer las operaciones simultáneas de CPU y de E/S. Como
ejemplo, vamos a ver los pasos necesarios para imprimir una serie de datos que
están en memoria:
1.
2.
3.
4.
5.
Verificar si la impresora está lista para recibir el siguiente carácter.
Si la impresora no está lista, volver al paso 1.
Si la impresora está lista, verificar si hay otro carácter por imprimir.
Si hay otro carácter, volver al paso 1.
Si no hay más caracteres, la impresión ha terminado.
A este método se conoce como espera activa, ya que la CPU necesita realizar
un seguimiento del estado de la E/S y, por consiguiente, está activa mientras
espera que termine la E/S. Aunque en teoría es cierto que la CPU podría efectuar
algún otro procesamiento y regresar más tarde a imprimir el siguiente carácter, en
la práctica esto no siempre es posible. Considere que aunque se emplea un
dispositivo de entrada de alta velocidad, la CPU seguirá siendo más rápida, y por
tanto, deberá esperar entre una y otra entrada. No obstante, si la CPU cambia a
otra tarea para evitar esta pérdida de tiempo, se presenta el riesgo de omitir parte
de la entrada, ya que durante ese lapso se pueden recibir dos entradas. La E/S
basada en interrupciones se presenta como la mejor solución para esta situación.
En un sistema basado en interrupciones, cada controlador de dispositivo se
encarga de un tipo específico de dispositivo. Cada controlador cuenta con un buffer
que le sirve de almacenamiento local y un conjunto de registros de carácter
general. El controlador se encarga de traspasar los datos del dispositivo
correspondiente, al buffer de datos.
Para realizar una operación de E/S, la CPU modifica los valores de los
registros del controlador para indicarle que debe de realizar una operación, por
ejemplo de lectura de datos del dispositivo. A continuación, mientras la CPU
continúa con su trabajo, el controlador analiza el valor de sus registros para saber
qué operación debe de realizar. Al ver que es una operación de lectura, comienza a
trasladar datos desde el dispositivo a su buffer local. Al terminar, el dispositivo
tiene que informar a la CPU de que ha rematado la operación. Esta comunicación se
produce mediante una interrupción.
Cuando la CPU recibe la interrupción, suspende las operaciones que estaba
haciendo y trasfiere el control a un pequeño programa, denominado rutina de
procesamiento de interrupción. En este programa se encuentran las instrucciones
que indican lo que se debe de
hacer en caso de que se produzca dicha
interrupción. La interrupción debe transferir el control a la rutina de procesamiento
de la interrupción. Por lo general, esto se logra reservando un conjunto de
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Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
posiciones en la parte baja de la memoria (aproximadamente las primera 100
posiciones) para que almacenen las direcciones de las rutinas de procesamiento de
la interrupción para los distintos dispositivos. Este vector de direcciones se ordena
usando un número de dispositivo único que se da junto con la solicitud de
interrupción para así proporcionar la dirección de la rutina de procesamiento de la
interrupción para el dispositivo que la emite.
Las interrupciones son una parte importante de la arquitectura del
computador. Cada diseño cuenta con su propio mecanismo de interrupción, pero
hay varias funciones comunes.
Cuando se produce la interrupción, la CPU suspende la ejecución de la
instrucción que tenga en ese momento, la arquitectura de interrupciones también
debe guardar la dirección de la instrucción interrumpida. En varios de los diseños
más antiguos la dirección se almacenaba en una posición fija o en una posición
marcada por el número de dispositivo. Las arquitecturas más recientes almacenan
la dirección de retorno en la pila del sistema. Quizá la rutina de procesamiento de la
interrupción tenga que guardar explícitamente otros registros, como acumuladores
o registros de índices, y luego recuperarlos. Después de procesar la interrupción,
con un salto a la dirección de retorno almacena, la ejecución continuará como si no
hubiera ocurrido nada.
Por regla general, cuando se está procesando una interrupción se desactivan el
resto hasta que el Sistema Operativo termina de procesar la primera, momento en
el cual se vuelven a activar las interrupciones. Si no se desactivaran, el
procesamiento de la segunda interrupción mientras se da servicio a la anterior
escribiría sobre los datos de la primera; y la primera sería una interrupción perdida.
Las arquitecturas complejas de interrupciones permiten procesar una
interrupción mientras se atiende otra, por lo general siguiendo un esquema donde
se asignan prioridades a los tipos de solicitud de acuerdo con su importancia
relativa, y se almacena por separado la información de procesamiento de la
interrupción para cada prioridad. Se aceptará una interrupción de prioridad más
alta aun si está activa una interrupción de menor prioridad, pero las interrupciones
de igual o menor prioridad se enmascaran, o desactivan selectivamente, para evitar
interrupciones perdidas o innecesarias.
4. Estructura de E/S.
Si no hay trabajos que ejecutar, ni dispositivos de E/S a los cuales dar
servicio, ni usuarios a quienes responder, el sistema operativo permanecerá
inactivo esperando que algo suceda. Los sucesos casi siempre se avisan mediante
una interrupción, o una trampa. Una trampa es una interrupción generada por el
software a causa de un error, o de una solicitud específica de un programa de
usuario para que se realice un servicio del sistema operativo.
Una de las principales clases de sucesos que debe manejar un sistema
operativo son las de interrupciones de E/S. Un dispositivo de E/S generará una
interrupción al terminar una solicitud de E/S. Esta situación por lo general será
cursada por un programa de usuario que solicite E/S. Una vez que la E/S se ha
iniciado, es posible seguir dos tipos de acción. En el caso más simple, la E/S se
inicia y al terminar, se devuelve el control al programa de usuario. La otra
posibilidad es devolver el control al programa de usuario sin esperar que la E/S
termine.
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Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
La espera de la terminación de la E/S puede lograrse de dos maneras.
Algunos computadores tienen una instrucción de espera especial que mantiene
inactiva la CPU hasta la siguiente interrupción. Las máquinas que no poseen esta
instrucción pueden tener un ciclo de espera: Ciclo: jmp Ciclo
Se trata de un ciclo muy cerrado que continúa hasta que ocurre una
interrupción, lo cual transfiere el control a otra parte del sistema operativo. La
instrucción de espera es probablemente mejor, ya que un ciclo de espera genera
una serie de búsquedas de instrucciones, lo que puede causar una contienda
significativa por el acceso a memoria. La contienda es provocada por el dispositivo
de E/S que transfiere información y la CPU que transfiere instrucciones.
Una gran ventaja de esperar siempre a que termine la E/S es que como
máximo hay una solicitud de E/S pendiente en cada ocasión, de manera que al
ocurrir una interrupción de E/S, el sistema operativo sabe exactamente cuál es el
dispositivo que interrumpe. Por otra parte, este método excluye al procesamiento
de E/S.
Una alternativa es comenzar la E/S y devolver de inmediato el control al
programa de usuario. Se requiere entonces una llamada al sistema (una solicitud al
sistema operativo) para permitir al usuario que espere la terminación de la E/S; por
tanto, aún necesitamos el anterior código de espera, y también debemos llevar un
control de varias solicitudes de E/S al mismo tiempo. Con este fin, el sistema
operativo usa una tabla que contiene una entrada por cada dispositivo de E/S: la
tabla de estado de dispositivos. Cada entrada de la tabla indica el tipo de
dispositivo, así como su dirección y su estado (no funciona, inactivo u ocupado). Si
el dispositivo está ocupado con una solicitud, el tipo de solicitud y otros parámetros
se anotarán en la entrada de la tabla correspondiente al dispositivo. Puesto que es
posible efectuar varias solicitudes para el mismo dispositivo, podemos tener una
lista o cadena de solicitudes en espera. Así, además de la tabla de dispositivos de
E/S, un sistema operativo puede contar con una lista de solicitudes para cada
dispositivo.
Un dispositivo de E/S interrumpe cuando requiere servicio. Dada esta
situación, el sistema operativo primero determina cuál fue el dispositivo de E/S que
causó la interrupción. Luego acude, usando un índice, a la tabla de dispositivos de
E/S para determinar el estado del dispositivo y modificar la entrada de la tabla
para reflejar la aparición de la interrupción. Para la mayoría de los dispositivos, una
interrupción indica la terminación de una solicitud de E/S. Si está en espera alguna
otra solicitud para ese dispositivo, el sistema operativo comienza a procesarla.
Finalmente, se devuelve el control desde la interrupción de E/S. Si el
programa estaba esperando a que terminara esta solicitud (según se anotó en la
tabla de estado de dispositivos), ahora podemos devolverle el control. En caso
contrario, regresamos a lo que estábamos haciendo antes de la interrupción de
E/S: a la ejecución del programa de usuario (el programa inició una operación de
E/S y ésta ya ha terminado, pero el programa todavía no ha solicitado esperar a
que concluya la operación), o al ciclo de espera (el programa inició dos o más
operaciones de E/S y está esperando a que termine una en particular, pero la
interrupción corresponde a otra).
Los esquemas utilizados por algunos dispositivos de entrada pueden variar
respecto a éste. Muchos sistemas interactivos permiten a los usuarios teclear por
adelantado, o introducir datos antes de que se les soliciten. En este caso pueden
ocurrir interrupciones, indicando la llegada de caracteres de la terminal, mientras
que el bloque de estado de dispositivos indica que ningún programa ha solicitado
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
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Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
entradas de este dispositivo. Si se permite teclear por adelantado, entonces se
debe proporcionar un buffer para almacenar los caracteres también por adelantado
hasta que algún programa los quiera. En general, necesitaremos un buffer por cada
terminal de entrada.
5. Operación de modo dual.
A medida que los Sistemas Operativos evolucionaron, se fueron encargando
del control de las distintas funciones que se pueden realizar en los sistemas de
computación. En los primeros tiempos de la informática, eran los programadores
los encargados de controlar totalmente todas las operaciones que realizaban las
máquinas, pero los sistemas se han ido haciendo más y más complejos, y comenzó
a ser necesario que la propia máquina fuese la encargada de controlar sus propias
operaciones. Comenzando por el monitor residente, el Sistema Operativo comenzó
a realizar varias funciones partiendo de las operaciones de E/S que antes eran
responsabilidad de los programadores.
Al mismo tiempo que los Sistemas Operativos evolucionaban e incluían
nuevas mejoras y capacidades, los problemas y los riesgos de errores también
aumentaron. Por poner un ejemplo, cuando el sistema funcionaba sin compartir
recursos entre distintos programas, un error en uno de ellos, afectaba única y
exclusivamente a dicho programa. Con la compartición, un error puede afectar a
varios programas que se estén ejecutando en ese momento en el sistema, incluido
el propio Sistema Operativo.
Si los Sistemas Operativos no ofreciesen protecciones a ese tipo de errores,
la ejecución de los trabajos debería de realizarse de uno en uno, con las
innumerables desventajas que eso provoca. Un Sistema Operativo bien diseñado
debe asegurar que un programa incorrecto no provoque la ejecución incorrecta de
otros programas.
El hardware de la computadora detecta muchos de los errores de
programación que se pueden producir en el sistema: intentos de ejecución de
instrucciones no permitidas, accesos a posiciones de memoria que no se
corresponden con los espacios reservados para cada programa,... Cuando el
hardware detecta un error de estos tipos, dirigirá una trampa al Sistema Operativo
a través del vector de interrupciones. El Sistema Operativo, cuando se producen
estas situaciones, hace que el programa termine de manera anormal, enviando los
mensajes de error correspondientes.
Este método funciona bien siempre que el hardware detecte el error. Sin
embargo, debemos asegurarnos de que se detecten todos los errores y proteger al
sistema operativo, así como a todos los demás programas y datos, de cualquier
programa que no funcione correctamente. Se requiere protección para cualquier
recurso compartido. La estrategia que se utiliza es proporcionar apoyo del hardware
que permita distinguir entre diversos modos de ejecución. Por lo menos
necesitamos dos modos de operación distintos: modo usuario y modo monitor
(también llamado modo de supervisión o modo de sistema). Se añade un bit,
llamado bit de modo, al hardware del computador para indicar el modo actual:
monitor (0) o usuario (1). Con el bit de modo podemos distinguir entre una
ejecución efectuada por el sistema operativo y una efectuada por el usuario.
Al ocurrir una trampa o interrupción, el hardware cambia de modo usuario a
modo monitor (es decir, cambia a 0 el estado del bit de modo). Así, cada vez que el
sistema operativo obtiene el control del computador, se encuentra en modo
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
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Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
monitor. El sistema siempre cambia a modo usuario antes de pasar el control a un
programa de usuario.
El modo dual de operación nos proporciona un medio para proteger al
sistema operativo de los usuarios del sistema. Se consigue esta protección
clasificando algunas de las instrucciones de la máquina que pueden causar daño
como instrucciones privilegiadas. A las cuales el hardware permite ejecutarse sólo
en modo monitor. Si se intenta ejecutar una instrucción privilegiada en modo
usuario, el hardware no lo hace, sino que la considera como una instrucción
incorrecta y dirige una trampa al sistema operativo.
Si se carece de un modo dual apoyado por el hardware, se puede provocar
serios defectos en un sistema operativo.
6. Estructura de los sistemas operativos.
Un sistema tan complejo como un sistema operativo moderno debe
construirse con cuidado para que funcione correctamente y pueda modificarse con
facilidad. Un método común es dividir las tareas en fragmentos pequeños. Cada
uno de estos fragmentos debe ser una porción bien definida del sistema, con
entradas, salidas y funciones cuidadosamente especificadas.
6.1. Estructura sencilla.
Varios de los Sistemas Operativos comerciales que se utilizan en la
actualidad, no tienen una estructura bien definida. En muchos casos, estos
Sistemas Operativos comenzaron como sistemas pequeños y limitados que
crecieron más allá de su campo de aplicación original. Un ejemplo de éstos es MSDOS. MS – DOS fue diseñado e implantado originalmente por unas cuantas
personas que no tenían la menor idea de la popularidad que lograría. Se escribió
para ofrecer la mayor funcionalidad en el menor espacio, por lo que no se dividió
cuidadosamente en módulos.
Aunque MS – DOS cuenta con cierta estructura, sus interfaces y niveles de
funcionalidad no están bien separados; por ejemplo, las aplicaciones pueden tener
acceso a las rutinas básicas de E/S para escribir directamente en la pantalla y en
las unidades de disco. Todas estas funcionalidades hacen que el sistema sea muy
vulnerable a programas imperfectos. Por supuesto, MS – DOS también está
limitado por el hardware en el que se ejecuta. Puesto que el procesador Intel 8088
para el cual se escribió no ofrece modo dual de operación ni protección de
hardware, los diseñadores de MS – DOS no tuvieron más opción que dejar accesible
el hardware base.
Otro ejemplo de las limitaciones que existen en algunos de los sistemas
operativos del mercado es el sistema operativo UNIX original, que inicialmente
también estaba limitado por la funcionalidad del hardware. Consiste en dos partes
separables: el núcleo y los programas de sistema. El núcleo se subdivide en una
serie de interfaces y manejadores de dispositivos que se han ido agregando y
ampliando al evolucionar UNIX, al que podemos ver como una serie de capas. Todo
lo que se encuentra por debajo de la interfaz de llamadas al sistema y por encima
del hardware físico es el núcleo. Éste proporciona, mediante llamadas al sistema, el
sistema de archivos, la planificación de la CPU, la administración de memoria y
otras funciones del sistema operativo. En conjunto, hay demasiadas funciones para
organizarlas en un solo nivel. Los programas del sistema utilizan las llamadas al
sistema proporcionadas por el núcleo para ofrecer funciones útiles, como la
compilación y manipulación de archivos.
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Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
Las llamadas al sistema definen la interfaz con el programador de UNIX; el
conjunto de programas del sistema disponibles normalmente define la interfaz con
el usuario. Las interfaces con el programador y el usuario definen el contexto que
debe proporcionar el núcleo. Se han desarrollado varias versiones de UNIX donde el
núcleo se divide aún más, haciendo divisiones funcionales.
6.2. Enfoque por capas.
Las nuevas versiones de UNIX están diseñadas para utilizar un hardware
más avanzado. Con el apoyo del hardware apropiado, los sistemas operativos se
pueden dividir en fragmentos más pequeños y adecuados que los permitidos por las
versiones originales de MS – DOS o UNIX. La nueva modularidad de los Sistemas
Operativos permite un mayor control sobre la computadora y las aplicaciones que la
utilizan; de la misma manera, los desarrolladores de sistemas tienen una mayor
facilidad para realizar modificaciones sobre las partes internas del sistema: la
división está mucho más clara y las modificaciones son más sencillas. Al usar el
enfoque descendente pueden determinarse la funcionalidad y las características
globales y separarlas en componentes, es decir, se parte de un concepto global del
sistema y se va dividiendo en los distintos módulos que lo compondrán. Así mismo,
es importante ocultar información, permitiendo a los programadores realizar las
rutinas de bajo nivel que consideren adecuadas, siempre que la interfaz externa de
la rutina permanezca sin cambios y la rutina lleve a cabo la tarea indicada.
La modularización de un sistema puede lograrse de varias maneras, pero la
más atractiva es el enfoque por capas, que consiste en dividir el Sistema Operativo
en varias capas (niveles), cada una construida sobre las inferiores. La capa más
baja (capa 0) es el hardware; la más alta (capa N) es la interfaz con el usuario.
Una capa de sistema operativo es la implantación de un objeto abstracto que
contiene datos y operaciones que pueden manipular esos datos. Una capa típica del
sistema operativo, consiste en algunas estructuras de datos y un conjunto de
rutinas que pueden ser invocadas por las capas de niveles superiores. A su vez,
dicha capa, puede invocar operaciones de las capas inferiores.
La principal ventaja del enfoque por capas es la modularidad. Las capas se
seleccionan de manera que cada una utilice funciones (operaciones) y servicios
únicamente de las capas inferiores. Con este enfoque es posible simplificar mucho
la depuración y verificación del sistema. El primer nivel se puede depurar sin
preocuparse por el resto del sistema, ya que, por definición, sólo utiliza el hardware
básico para implementar sus funciones. Una vez depurado el primer nivel, puede
suponerse su correcto funcionamiento mientras se trabaja con el segundo nivel,
etc. Si durante la depuración de un nivel en particular se encuentra un error,
sabemos que éste debe localizarse en ese nivel, ya que los niveles inferiores se han
depurado. Por eso se simplifican el diseño y la implantación del sistema cuando
éste se divide en capas.
Cada capa se implanta utilizando únicamente las operaciones que
proporcionan las capas inferiores. Una capa no necesita saber cómo se han
implementado estas operaciones; sólo qué es lo que hacen. Por tanto, cada capa
oculta la existencia de ciertas estructuras de datos, operaciones y hardware a los
niveles superiores, es suficiente con que les proporcionen una interfaz indicando las
operaciones que pueden utilizar.
El enfoque por capas se empleó por primera vez en el sistema operativo THE
en la Technische Hogeschool Eindhoven; THE se definió en seis capas. La capa más
baja era el hardware; la siguiente implantaba la planificación de la CPU y la tercera
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Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
capa implantaba la administración de memoria. El esquema de administración de
memoria era memoria virtual. El nivel 3 contenía el manejador de la consola del
operador. Puesto que el manejador de dispositivos, al igual que los buffers de E/S,
se colocaba en el nivel 4, por encima de la administración de memoria, los buffers
de E/S se encontraban también por encima de la consola del operador, de manera
que las condiciones de error de E/S podían visualizarse en la consola del operador.
La mayor dificultad con el enfoque por capas es definir los niveles en los que
se va a definir el sistema: como una capa sólo puede utilizar las capas inferiores, es
necesaria una buena planificación.
El modelo de capas en el diseño de los Sistemas Operativos tiende en los
últimos años a simplificarse, se diseñan menos capas pero con mayor funcionalidad,
ofreciendo la mayoría de las ventajas del código modularizado a la vez que se
evitan los difíciles problemas de la definición e interacción de las capas
7. Máquina virtuales.
En teoría, un sistema de computación está formado por capas, y el hardware
es el nivel más bajo en todos los sistemas. Por su parte, el núcleo, que se ejecuta
en el nivel siguiente, utiliza las instrucciones del hardware para crear un conjunto
de llamadas al sistema que emplean las capas superiores. Los programas del
sistema que se encuentran por encima del núcleo son capaces de utilizar llamadas
al sistema o instrucciones del hardware, y de algún modo estos programas no
distinguen entre las dos. Por esto, aunque la manera de acceder a ellas sea
diferente, ambas ofrecen cierta funcionalidad que el programa puede usar para
crear funciones más avanzadas. Los programas del sistema, a su vez, tratan al
hardware y a las llamadas al sistema como si se encontraran al mismo nivel.
Algunos sistemas extienden este esquema aún más, permitiendo que los
programas del sistema puedan llamarse fácilmente desde las aplicaciones. Como
antes, aunque los programas del sistema se encuentran en un nivel superior al de
las otras rutinas, las aplicaciones pueden considerar que todo se encuentra por
debajo de ellas en la jerarquía, como si esas rutinas formaran parte de la misma
máquina. Este enfoque por capas tiene su conclusión lógica en el concepto de
máquina virtual.
Al emplear técnicas de planificación de la CPU y la memoria virtual, un
sistema operativo puede crear la ilusión de procesos múltiples que se ejecutan cada
uno en su propio procesador con su propia memoria (virtual). Por supuesto,
normalmente el proceso posee requisitos adicionales, como llamadas al sistema y
un sistema de archivos que no ofrece el hardware por sí mismo. Por otra parte, el
enfoque de máquina virtual no ofrece ninguna función adicional, pero sí una interfaz
que es idéntica al hardware subyacente. A cada proceso se le otorga una copia
(virtual) del computador subyacente.
Los recursos del computador físico se comparten para crear las máquinas
virtuales. Puede entonces planificarse la CPU para compartirla y aparentar que los
usuarios cuentan con su propio procesador. Con la utilización de spoolers y un
sistema de archivos se puede proporcionar lectores de tarjetas e impresoras de
líneas virtuales. Una terminal normal de tiempo compartido ofrece al usuario la
función de la consola del operador de la máquina virtual.
Una de las mayores dificultades se refiere a los sistemas de disco. Suponga
que la máquina física tiene tres manejadores de disco pero quiere dar servicio a
siete máquinas virtuales; es obvio que no puede asignar una unidad de disco a
cada una. Recuerde que el software de la máquina virtual necesitará un espacio
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Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
considerable en disco para ofrecer memoria virtual y spoolers. La solución es
proporcionar discos virtuales, idénticos en todos los aspectos excepto en el tamaño.
El sistema implanta cada minidisco asignándole la cantidad de pistas que requiera
en los discos físicos. Obviamente, la suma de los tamaños de los minidiscos debe
ser menor que la cantidad de espacio disponible en el disco físico.
De esta manera se proporciona a los usuarios su propia máquina virtual, y
entonces pueden ejecutar cualesquiera de los paquetes de software disponibles en
la máquina subyacente.
Aunque el concepto de máquina virtual resulta útil, es difícil de implantar: se
requiere mucho esfuerzo para proporcionar un duplicado exacto de la máquina
subyacente. Recuerde, por ejemplo, que la máquina subyacente cuenta con dos
modos: usuario y monitor. El software de la máquina virtual se puede ejecutar en
modo monitor, puesto que es el sistema operativo. En sí, la máquina virtual sólo
puede ejecutarse en modo usuario; sin embargo, así como la máquina física tiene
dos modos, también debe poseerlos la máquina virtual. Por tanto, debemos contar
con un modo usuario virtual y un modo monitor virtual, ambos ejecutándose en
modo usuario físico. Aquellas acciones que provocan la transferencia de modo
usuario a monitor en una máquina real (como una llamada al sistema o un intento
de ejecutar una instrucción privilegiada) también deben provocar una transferencia
de modo usuario virtual a modo monitor virtual en una máquina virtual.
En general, es posible lograr fácilmente esta transferencia. Por ejemplo,
cuando un programa que se ejecuta en modo usuario virtual en una máquina
virtual efectúa una llamada al sistema, ocasionará una transferencia al monitor de
la máquina virtual que existe en la máquina real. El modo usuario virtual es
también un modo usuario físico. Cuando el monitor de la máquina virtual obtiene el
control, puede cambiar el contenido de los registros y el contador de programa para
que la máquina virtual simule el efecto de la llamada al sistema. Luego puede
reiniciar la máquina virtual, observando que ahora se encuentra en modo monitor
virtual. Si entonces la máquina virtual intenta, por ejemplo, leer del lector de
tarjetas virtual, ejecutará una instrucción privilegiada de E/S. Puesto que la
máquina virtual se ejecuta en modo usuario físico, esta instrucción activará una
trampa al monitor de la máquina virtual y éste debe simular el efecto de la
instrucción de E/S.
Por supuesto, la principal diferencia es el tiempo; mientras que una E/S real
podría ocupar 100 milisegundos, la E/S virtual podría requerir menos tiempo (por
encontrarse en el spooler) o más (por ser interpretada). Además, la CPU se
multiprograma entre varias máquinas virtuales, lo que las hace impredeciblemente
más lentas; en un caso extremo, puede ser necesario simular todas las
instrucciones para ofrecer una verdadera máquina virtual.
El concepto de máquina virtual tiene varias ventajas. Observe que en este
contexto se da una protección completa a los distintos recursos del sistema; cada
máquina virtual está completamente aislada de las demás, por lo que no se
presentan problemas de seguridad. Por otra parte, los recursos no se pueden
compartir directamente; para compartirlos se han implantado dos estrategias:
primero, es posible compartir un minidisco. Este esquema sigue el modelo de un
disco físico compartido, pero se pone en práctica mediante software; con esta
técnica los archivos se pueden compartir. En segundo término, se puede definir una
red de máquinas virtuales y cada una puede enviar información a través de la red
virtual de comunicaciones. Una vez más, la red tiene como modelo a la red física de
comunicaciones, pero se implanta en software.
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Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
Este sistema de máquina virtual es un vehículo perfecto para la investigación
y desarrollo de sistemas operativos, pues por lo general es difícil cambiar un
sistema operativo. Como son programas grandes y complejos, es difícil asegurar
que un cambio en un punto no ocasione errores ocultos en alguna otra parte,
situación que puede ser muy peligrosa por el poder del sistema operativo. Debido a
que el sistema operativo se ejecuta en modo monitor, una modificación equivocada
de un apuntador puede provocar un error que destruya todo el sistema de archivos;
por eso es tan necesario probar cuidadosamente todas las modificaciones hechas al
sistema operativo.
Pero el sistema operativo se ejecuta en toda la máquina y la controla, por lo
que hay que detener y dejar de usar el sistema mientras se efectúan y prueban los
cambios. A este periodo comúnmente se le conoce como tiempo de desarrollo del
sistema y, como los usuarios no pueden disponer del sistema, con frecuencia se
programa para altas horas de la noche o para los fines de semana.
Un sistema de máquina virtual puede eliminar gran parte de este problema.
A los programadores del sistema se les proporciona su propia máquina virtual y el
desarrollo se lleva a cabo en ella, no en una máquina física. Pocas veces hay que
interrumpir el funcionamiento del sistema para su desarrollo.
8. Arquitectura general de sistemas
El deseo de reducir el tiempo de preparación y mejorar la utilización del
sistema de computación condujo al agrupamiento de trabajos en lotes, al
almacenamiento temporal con spoolers y buffers, y finalmente a la
multiprogramación y el tiempo compartido. Con estos enfoques se comparten los
recursos del sistema de computación entre varios programas y trabajos diferentes.
El comportamiento condujo directamente a modificaciones en la arquitectura básica
de los computadores, para permitir que el sistema operativo mantuviera el control
sobre el sistema de computación, y en especial sobre la E/S; este control es
indispensable para proporcionar un funcionamiento continuado, consistente y
correcto.
Para mantener el control, los fabricantes introdujeron un modo dual de
funcionamiento (modo usuario y modo monitor). Este esquema permite el concepto
de instrucciones privilegiadas, sólo ejecutables en modo monitor. Las instrucciones
de E/S y aquéllas para modificar los registros de administración de memoria o el
cronómetro son instrucciones privilegiadas.
Como se podrá imaginar, existen algunas otras instrucciones que se
clasifican como privilegiadas. Por ejemplo, la instrucción halt (parada) es
privilegiada; un programa de usuario nunca deberá ser capaz de detener al
computador. También son privilegiadas las instrucciones para activar y desactivar el
sistema de interrupciones, ya que el funcionamiento adecuado del cronómetro y la
E/S depende de la capacidad de responder correctamente a las interrupciones. La
instrucción para cambiar de modo usuario a modo monitor es privilegiada, y en
muchas máquinas también lo es cualquier modificación del bit de modo.
Dado que las instrucciones de E/S son privilegiadas, sólo las puede ejecutar
el sistema operativo. Entonces, ¿cómo lleva a cabo la E/S un programa de usuario?.
Al hacer privilegiadas las instrucciones de E/S, hemos evitado que los programas de
usuario efectúen cualquier E/S, esté permitida o no. La solución a este problema es
que, puesto que únicamente el monitor puede llevar a cabo la E/S, el usuario debe
pedir al monitor que la efectúe en su nombre.
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Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
La mayoría de los sistemas de computación modernos cuentan con un
conjunto de instrucciones especiales denominadas llamadas al sistema (o llamada
al monitor). Antes de contar con estas innovaciones, las llamadas al sistema se
activaban cuando el programa de usuario ejecutaba un código de instrucción no
definida, para el cual no se había determinado ninguna operación de hardware.
Esto generaba una trampa de “instrucción ilegal” que daba como resultado una
transferencia de control al monitor.
Cuando se ejecuta una llamada al sistema, el hardware la trata como una
interrupción. El control pasa a través del vector de interrupciones a una rutina de
procesamiento del sistema operativo y el bit de modo se coloca en modo monitor.
La rutina de procesamiento de la llamada al sistema forma parte del sistema
operativo; el monitor examina la instrucción que provoca la interrupción para
determinar que ha ocurrido una llamada al sistema. Un parámetro indica qué tipo
de servicio requiere el programa de usuario, y la información adicional necesaria
para la solicitud puede pasarse en registros o en memoria. El monitor ejecuta la
solicitud y devuelve el control a la instrucción siguiente a la de llamada al sistema.
Así, para realizar una operación de E/S, el programa de usuario ejecuta una
llamada al sistema para solicitar que el sistema operativo lleve a cabo su operación
de E/S. El sistema operativo, que se ejecuta en modo monitor, revisa la validez de
la solicitud y, si lo es, realiza la E/S solicitada. El sistema operativo devuelve
entonces el control al usuario.
9. Fundamentos de diseño e implementación del Sistema
Operativo.
9.1. Fundamentos de Windows NT.
Se puede decir que Windows NT representa la primera propuesta de la
empresa Microsoft por construir un Sistema Operativo serio, capaz de competir con
los Sistemas Operativos clásicos como UNIX o VMS. Para ello se ha elegido un
enfoque cliente-servidor, con la intención de alcanzar el sueño de los Sistemas
Distribuidos.
9.1.1. Diseño De Windows NT
Windows NT presenta una arquitectura del tipo cliente-servidor. El Sistema
Operativo ve a los programas de aplicación como si fueran clientes a los que hay
que servir, para lo cual viene equipado con distintos servidores que realizan esas
funciones.
Uno de los objetivos fundamentales del diseño de Windows NT fue tener un
núcleo tan pequeño como fuese posible. En el núcleo del sistema estarían
integrados aquellos módulos que serían los encargados de responder a aquellas
llamadas al sistema que necesariamente se tienen que ejecutar en modo
privilegiado. Fuera del núcleo del Sistema Operativo, existen otras entidades que se
encargan de responder al resto de llamadas que son expulsadas del núcleo y que
son ejecutadas en modo no privilegiado. De esta manera, el núcleo resulta una
base compacta, robusta y estable. Por eso se dice que Windows NT es un Sistema
Operativo basado en microkernel.
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
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Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
La arquitectura de Windows NT se basa en un núcleo que se ejecuta en
modo privilegiado, que se denomina Executive, y unos módulos que se ejecutan en
modo no privilegiado, llamadas subsistemas protegidos.
Los programas de usuario interaccionan con cualquier Sistema Operativo a
través de un juego de llamadas al sistema, que es particular de cada Sistema
Operativo. En el mundo Windows en general, las llamadas al sistema se denominan
API (Application Programming Interfaces, interfaces para la programación de
aplicaciones). En Windows NT y en Windows 95 se usa una versión del API llamada
API Win32. Un programa escrito para Windows NT o Windows 95, y que por
consiguiente hace uso del API Win32, se denomina genéricamente "programa
Win32", y de hecho esta denominación es bastante frecuente en artículos y libros al
respecto. El término "Win32" tiene tres acepciones totalmente distintas. Una es el
API, otra es el nombre de uno de los subsistemas protegidos de Windows NT del
que se hablará más adelante, y por último se denomina Win32s a una plataforma
desarrollada por Microsoft, similar a Windows 3.1, pero que usa el API Win32 en
vez del API Win16 del Windows 3.1.
Algunas de las llamadas al sistema, debido a su naturaleza, son atendidas
directamente por el Executive, mientras que otras son desviadas hacia algún
subsistema.
El diseño de Windows NT, basado en núcleo y subsistemas, permite añadir
nuevas partes al Sistema Operativo, es decir, nuevos subsistemas, sin producir
ningún tipo de confrontación entre ellos.
En el diseño de Windows NT han confluido aportaciones de tres modelos: el
modelo cliente-servidor, el modelo de objetos, y el modelo de multiprocesamiento
simétrico.
•
Modelo cliente-servidor. En la teoría de este modelo se establece un kernel
que básicamente se encarga de recibir peticiones de procesos clientes y
pasárselas a otros procesos servidores. Tanto los clientes como los servidores
se están ejecutando en modo usuario. Windows NT pone el modelo en práctica
pero no contempla el núcleo como un mero transportador de mensajes, sino
que introduce en él aquellos servicios que sólo pueden ser ejecutados en modo
kernel. El resto de servicios los asciende hacia subsistemas servidores que se
ejecutan en modo usuario, independientes entre sí, y que por tanto pueden
repartirse entre máquinas distintas, dando así soporte a un sistema distribuido
(de hecho, el soportar los sistemas distribuidos fue otra de las grandes
directivas de diseño de este SO).
•
Modelo de objetos. Decir que no implementa puramente la teoría de este
modelo, sino que más bien lo que hace es simplemente contemplar los recursos
(tanto internos como externos) como objetos. Hay que señalar que todo objeto
ha de poseer identidad propia (es único y distinguible de todos los demás), y
una serie de atributos (variables) y métodos (funciones) que modifican sus
atributos. Los objetos interaccionan entre sí a través del envío de mensajes. No
sólo existen en Windows NT objetos software (lógicos), sino que los dispositivos
hardware (físicos) también son tratados como objetos.
•
Modelo de multiprocesamiento simétrico. Un SO multiproceso (o sea, aquel
que cuenta con varias CPU y cada una puede estar ejecutando un proceso)
puede ser simétrico (SMP) o asimétrico (ASMP). En los sistemas operativos SMP
(entre los que se encuentran Windows NT y muchas versiones de UNIX)
cualquier CPU puede ejecutar cualquier proceso, ya sea del SO o no, mientras
que en los ASMP se elige una CPU para uso exclusivo del SO y el resto de las
CPUs quedan para ejecutar programas de usuario. Los sistemas SMP son más
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
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Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
complejos que los ASMP, contemplan un mejor balance de la carga y son más
tolerantes a fallos (de manera que si un subproceso del SO falla, el SO no se
caerá pues podrá ejecutarse sobre otra CPU, cosa que en los ASMP no sería
posible, con lo que se bloquearía el sistema entero).
Comencemos describiendo los subsistemas protegidos, para seguidamente
estudiar la estructura del Executive.
Figura. El núcleo se ejecuta en modo privilegiado (Executive) y
en modo no privilegiado (subsistemas protegidos)
9.1.2. Los Subsistemas Protegidos
Son una serie de procesos servidores que se ejecutan en modo usuario como
cualquier proceso de usuario, pero que tienen algunas características propias que
los hacen distintos. Se inician al arrancar el SO. Los hay de dos tipos: integrales y
de entorno.
Un Subsistema Integral: es aquel servidor que ejecuta una función crítica del SO
(como por ejemplo el que gestiona la seguridad). Tenemos los siguientes:
El Subsistema Proceso de Inicio (Logon Process)
El proceso de inicio (Logon Process) recibe las peticiones de conexión por
parte de los usuarios. En realidad son dos procesos que se encargan de gestionar
los dos tipos de inicio de sesión que se pueden dar:
•
El proceso de inicio local: gestiona la conexión de usuarios locales directamente
a una máquina Windows NT.
•
El proceso de inicio remoto: gestiona la conexión de usuarios remotos a
procesos servidores de Windows NT.
El Subsistema de Seguridad
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
20
Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
Este subsistema interacciona con el proceso de inicio y el llamado monitor
de referencias de seguridad que forma parte del núcleo del sistema, construyendo
el modelo de seguridad de Windows NT.
El proceso de inicio y el subsistema de seguridad trabajan juntos. El
subsistema de seguridad consta de dos subcomponentes:
•
La autoridad de seguridad local: es el corazón del subsistema. En general
gestiona la política de seguridad local: se encarga de generar los permisos
de acceso, de comprobar que el usuario que solicita conexión tiene acceso al
sistema, de verificar todos los accesos sobre los objetos y de controlar la
política de auditorías, llevando la cuenta de los mensajes de auditoría
generados por el monitor de referencias. Las auditorías son una facilidad que
proporciona Windows NT para monitorizar diversos acontecimientos del
sistema por parte del Administrador.
•
El administrador de cuentas: mantiene una base de datos con las cuentas de
todos los usuarios que tienen acceso al sistema(login, claves,
identificaciones, etc.). Proporciona los servicios de validación de usuarios
requeridos por el subcomponente anterior.
Un Subsistema de Entorno
Este subsistema da soporte a aplicaciones procedentes de SO distintos,
adaptándolas para su ejecución bajo Windows NT. Existen tres de este tipo:
El Subsistema Win32
Este subsistema es el encargado de atender, no sólo a aplicaciones nativas
de Windows NT, sino también a aquellos programas que no son Win32. Para este
tipo de aplicaciones, el subsistema reconoce su tipo y las lanza hacia el subsistema
correspondiente.
El subsistema soporta una buena parte del API Win32. Así, se encarga de
todo lo relacionado con la interfaz gráfica con el usuario (GUI), controlando las
entradas del usuario y salidas de la aplicación.
El Subsistema POSIX
La norma POSIX (Portable Operating System Interface for Unix) fue
elaborada por IEEE para conseguir la portabilidad de las aplicaciones entre distintos
entornos UNIX. La norma se ha implementado no sólo en muchas versiones de
UNIX, sino también en otros Sistemas Operativos como Windows NT, VMS, etc. Se
trata de un conjunto de 23 normas, identificadas como IEEE 1003.0 a IEEE
1003.22, o también POSIX.0 a POSIX.22, de las cuales el subsistema POSIX
soporta la POSIX.1, que define un conjunto de llamadas al sistema en lenguaje C.
El subsistema sirve las llamadas interaccionando con el Executive. Se encarga
también de definir aspectos específicos del Sistema Operativo UNIX, como pueden
ser las relaciones jerárquicas entre procesos padres e hijos (las cuales no existen
en el subsistema Win32, por ejemplo, y que por consiguiente no aparecen
implementadas directamente en el Executive).
El Subsistema OS/2
Igual que el subsistema POSIX proporciona un entorno para aplicaciones
UNIX, este subsistema da soporte a las aplicaciones OS/2. Proporciona la interfaz
gráfica y las llamadas al sistema; las llamadas son servidas con ayuda del
Executive.
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Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
9.1.3. El Executive
No se debe confundir el Executive con el núcleo de Windows NT, aunque
muchas veces se usan (incorrectamente) como sinónimos. El Executive consta de
una serie de componentes software, que se ejecutan en modo privilegiado, y uno
de los cuales es el núcleo. Dichos componentes son totalmente independientes
entre sí, y se comunican a través de interfaces bien definidas. Recordemos que en
el diseño se procuró dejar el núcleo tan pequeño como fuera posible, y, como
veremos, la funcionalidad del núcleo es mínima. A continuación se verán los
distintos módulos de los que se compone el Executive de Windows NT.
El Administrador de Objetos (Object Manager)
Se encarga de crear, destruir y gestionar todos los objetos del Executive.
Tenemos infinidad de objetos: procesos, subprocesos, ficheros, segmentos de
memoria compartida, semáforos, mutex, sucesos, etc. Los subsistemas de entorno
(Win32, OS/2 y POSIX) también tienen sus propios objetos.
El Administrador de Procesos (Process Manager)
Se encarga (en colaboración con el administrador de objetos) de crear,
destruir y gestionar los procesos y subprocesos. Una de sus funciones es la de
repartir el tiempo de CPU entre los distintos subprocesos. Suministra sólo las
relaciones más básicas entre procesos y subprocesos, dejando el resto de las
interrelaciones entre ellos a cada subsistema protegido concreto.
El Administrador de Memoria Virtual (Virtual Memory Manager)
Windows NT y UNIX implementan un direccionamiento lineal de 32 bits y
memoria virtual paginada bajo demanda se verán con más detalle en el siguiente
módulo. El Administrador de Memoria Virtual se encarga de todo lo relacionado con
la política de gestión de la memoria: determina los conjuntos de trabajo de cada
proceso, mantiene un conjunto de páginas libres, elige páginas víctima, sube y baja
páginas entre la memoria RAM y el archivo de intercambio en disco, etc.
Facilidad de Llamada a Procedimiento Local (LPC Facility)
Este módulo se encarga de recibir y enviar las llamadas a procedimiento
local entre las aplicaciones cliente y los subsistemas servidores.
Administrador de Entrada/Salida (I/O Manager)
Consiste en una serie de subcomponentes, que son:
•
El administrador del sistema de ficheros
•
El servidor y el redirector de red
•
Los drivers de dispositivo del sistema
El administrador de caches
Buena parte de su trabajo es la gestión de la comunicación entre los
distintos drivers de dispositivo, para lo cual implementa una interfaz bien definida
que permite el tratamiento de todos los drivers de una manera homogénea, sin que
intervenga el cómo funciona específicamente cada uno.
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
22
Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
Trabaja en conjunción con otros componentes del Executive, sobre todo con
el Administrador de Memoria Virtual. Le proporciona la E/S síncrona y asíncrona, la
E/S a archivos asignados en memoria y las caches de los ficheros.
El administrador de caches no se limita a gestionar unos cuantos buffers de
tamaño fijo para cada fichero abierto, sino que es capaz de estudiar las estadísticas
sobre la carga del sistema y variar dinámicamente esos tamaños de acuerdo con la
carga.
El Núcleo (Kernel)
Situado en el corazón de Windows NT, se trata de un micro-kernel que se
encarga de las funciones más básicas de todo el Sistema Operativo:
•
Ejecución de subprocesos
•
Sincronización multiprocesador
•
Manejo de las interrupciones hardware
•
Nivel de Abstracción de Hardware (HAL)
Es una capa de software incluida en el Executive que sirve de interfaz entre
los distintos drivers de dispositivo y el resto del sistema operativo. Con HAL, los
dispositivos se presentan al Sistema Operativo como un conjunto homogéneo, a
través de un conjunto de funciones bien definidas. Estas funciones son llamadas
tanto desde el Sistema Operativo como desde los propios drivers. Permite a los
drivers de dispositivo adaptarse a distintas arquitecturas de E/S sin tener que ser
modificados en gran medida. Además oculta los detalles hardware que conlleva el
multiprocesamiento simétrico de los niveles superiores del Sistema Operativo.
Llamadas a Procedimientos Locales y Remotos
Windows NT, al tener una arquitectura cliente-servidor, implementa el
mecanismo de llamada a procedimiento remoto (RPC) como medio de comunicación
entre procesos clientes y servidores, situados ambos en máquinas distintas de la
misma red. Para clientes y servidores dentro de la misma máquina, la RPC toma la
forma de llamada a procedimiento local (LPC).
RPC (Remote Procedure Call)
Se puede decir que el sueño de los diseñadores de Windows NT es que algún
día se convierta en un sistema distribuido puro, es decir, que cualquiera de sus
componentes pueda residir en máquinas distintas, siendo el kernel en cada
máquina el coordinador general de mensajes entre los distintos componentes. En la
última versión de Windows NT esto no es aún posible.
No obstante, el mecanismo de RPC permite a un proceso cliente acceder a
una función situada en el espacio virtual de direcciones de otro proceso servidor
situado en otra máquina de una manera totalmente transparente.
LPC (Local Procedure Call)
Las LPC se pueden considerar una versión de las RPC. Se usan cuando un
proceso necesita los servicios de algún subsistema protegido, típicamente Win32.
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
23
Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
9.1.4. Administración de Procesos
El concepto de proceso que existe en Windows NT es distinto a los procesos
de los Sistemas Operativos clásicos.
En Windows, un proceso es una entidad no ejecutable que posee un espacio
de direcciones propio y aislado, una serie de recursos y una serie de subprocesos.
En el espacio de direcciones hay colocado algún código ejecutable (entre otras
cosas). Bien, hemos dicho que un proceso es una entidad "no-ejecutable". En
efecto, no puede ejecutar el código de su propio espacio de direcciones, sino que
para esto le hace falta al menos un subproceso. Por consiguiente, un subproceso es
la unidad de ejecución de código. Un subproceso está asociado con una serie de
instrucciones, unos registros, una pila y una cola de entrada de mensajes (enviados
por otros procesos o por el Sistema Operativo).
Cuando se crea un proceso, automáticamente se crea un subproceso
asociado llamado subproceso primario. Los subprocesos también se llaman "hebras
de ejecución". Debe quedarnos muy claro, pues, que lo que se ejecutan son
subprocesos, no procesos. Los procesos son como el soporte sobre el que corren los
subprocesos. Y entre los subprocesos se reparte el tiempo de CPU.
Podemos pensar en los subprocesos de Windows NT como los procesos de
los Sistemas Operativos clásicos aunque existen matices.
Un proceso tiene un espacio de direcciones virtuales. En algún lugar de ese
espacio se halla un código ejecutable. Un proceso puede crear subprocesos,
estando su número fijado por el sistema. Un proceso se dice que muere cuando
todos sus subprocesos han muerto incluso aunque el subproceso primario haya
muerto, si aún existe algún subproceso propiedad del proceso, el proceso seguirá
vivo.
9.1.4.1. Planificación del Tiempo de la CPU por Round Robin con Prioridades
Aunque los aspectos referidos a como se realiza la planificación de la CPU se
verán con mayor detenimiento en el siguiente módulo, se introducirá en este
momento como se realiza dicha planificación en los sistemas Windows NT.
Windows NT utiliza la planificación del anillo circular o round robin. Esta
técnica consiste en que los subprocesos que pueden ser ejecutados se organizan
formando un anillo, y la CPU va dedicándose a cada uno durante un tiempo. El
tiempo máximo que la CPU va a estar dedicada a cada uno se denomina quantum,
y es fijado por el Administrador del Sistema.
Si el subproceso está esperando por alguna entrada-salida o por algún
suceso, la CPU lo pondrá a dormir, y pondrá en ejecución al siguiente del anillo. Si
un subproceso que la CPU está ejecutando consume su quantum, la CPU también lo
pondrá a dormir, pasando al siguiente.
En Windows NT, existe un rango de prioridades que va del 1 al 31, siendo 31
la más alta. Todo proceso y subproceso tienen un valor de prioridad asociado.
Existe un anillo o cola circular por cada uno de los niveles de prioridad. En
cada anillo están los subprocesos de la misma prioridad. El Executive comienza a
repartir el tiempo de CPU en el primer anillo de mayor prioridad no vacío. A cada
uno de esos subprocesos se les asigna secuencialmente la CPU durante el tiempo
de un quantum, como ya indicamos antes. Cuando todos los subprocesos de nivel
de prioridad n están dormidos, el Executive comienza a ejecutar los del nivel (n-1),
siguiendo el mismo mecanismo.
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
24
Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
Análogamente, si un subproceso se está ejecutando, y llegara uno nuevo de
prioridad superior, el Executive suspendería al primero (aunque no haya agotado su
quantum), y comenzaría a ejecutar el segundo (asignándole un quantum
completo).
9.1.4.2. Prioridad de proceso y subproceso
Un proceso se dice que pertenece a una clase de prioridad. Existen cuatro
clases de prioridad, que son:
•
Desocupado. Corresponde a un valor de prioridad 4.
•
Normal. Corresponde a un valor de prioridad 7 ó 9.
•
Alta. Corresponde a un valor de prioridad 13.
•
Tiempo Real. Corresponde a un valor de prioridad 24.
La clase "Normal" es la que el Executive asocia a los procesos por defecto.
Los procesos en esta clase se dice que tienen una prioridad dinámica: el Executive
les asigna un valor de 7 si se están ejecutando en segundo plano, mientras que si
pasan a primer plano, la prioridad se les aumenta a un valor de 9.
La clase "Desocupado" va bien para procesos que se ejecuten
periódicamente y que por ejemplo realicen alguna función de monitorización.
La clase "Alta" la tienen procesos tales como el Administrador de Tareas
(Task Manager). Dicho proceso está la mayor parte del tiempo durmiendo, y sólo se
activa si el usuario lo desea. Entonces, el Sistema Operativo inmediatamente pone
a dormir al subproceso en ejecución (aunque no haya agotado su quantum) y
ejecuta el subproceso correspondiente al proceso Administrador de Tareas, que
visualizará el cuadro de diálogo característico, mostrándonos las tareas actuales.
La clase "Tiempo Real" no es recomendable que la tenga ningún proceso
normal. Es una prioridad más alta incluso que muchos procesos del sistema, como
los que controlan el ratón, el teclado, el almacenamiento en disco en segundo
plano, etc. Es evidente que usar esta prioridad sin un control extremo puede causar
consecuencias nefastas.
Así como un proceso tiene una prioridad oscilando entre cuatro clases, un
subproceso puede tener cualquier valor en el rango [1,31]. En principio, cuando el
subproceso es creado, su prioridad es la correspondiente a la de la clase de su
proceso padre. Pero este valor puede ser modificado.
9.1.5. Administración De La Memoria
La parte de Windows NT que soporta la gestión de la memoria se denomina
Gestor de Máquina Virtual (VMM), y reside en el Executive, por encima del núcleo
pero ejecutándose en modo supervisor.
En Windows NT se utiliza memoria virtual paginada. En algunas máquinas,
como las CPU Intel 386 en adelante, combina paginación con segmentación. El
tamaño de la página depende de la máquina. En la CPU anterior es de 4 Kb.
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
25
Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
9.1.5.1. Espacio de Direcciones de un Proceso
Todo proceso que se crea en Windows NT posee un espacio de direcciones
virtuales de 4 Gb exclusivos de él. Ningún otro podrá acceder a esas direcciones,
sencillamente porque ¡no las ve!. Para un proceso, todo lo que ve es suyo, y ve
virtualmente 4 Gb. Los 2 Gb superiores están reservados al Sistema Operativo, así
como los 64 Kb primeros y los 64 Kb últimos de los 2 Gb inferiores. El resto de los 2
Gb inferiores son para uso del proceso. Distinguimos varias zonas:
•
Direcciones para las DLL del sistema (NTDLL, KERNEL32, USER32, GDI32
...).
•
Direcciones para las DLL propias de la aplicación.
•
Bloques y pilas de los subprocesos.
•
Imagen del archivo ejecutable: código, datos, cabecera, información del
depurador y tabla de activación imagen.
Además, cada proceso posee una tabla de implantación de páginas (TIP). El
objetivo de esa tabla (también llamada tabla de traducción) es, dada una dirección
virtual, devolver su dirección física asociada. A veces la dirección virtual no tiene
correspondencia en memoria física. Entonces se dice que se ha producido un fallo o
defecto de página (page fault). En el siguiente apartado vamos a describir cómo
funciona el VMM y qué hace cuando se dan los fallos de página.
9.1.5.2. Funcionamiento del VMM
Cada proceso tiene asignado un número que indica el máximo de páginas
físicas que se le pueden conceder. Dicho número es ajustado por el llamado gestor
del conjunto de trabajo. Además, cada proceso lleva asociada una lista que
contiene referencias a las páginas físicas a las que se ha accedido menos
últimamente.
Cuando el proceso accede a una dirección que no tiene dirección física
asociada en la TIP, se produce un fallo de página. Entonces, el VMM consulta el
número de páginas que el proceso tiene asignadas. Si no ha llegado al límite, se le
concede una nueva página física y se escribe con la correspondiente desde el disco.
Esto se denomina paginación bajo demanda. Si por el contrario ya había llegado al
límite, entonces hay que descargar una página física al disco para subir a memoria
la que ocasionó el fallo. El VMM elige la página víctima de la lista de menos
recientemente usadas del proceso.
Hay que tener en cuenta que aunque existan páginas libres en la memoria,
si el proceso agota su número de páginas asignadas, se producirá el intercambio de
páginas (swapping), y además de una de sus propias páginas. Este mecanismo
puede parecer ilógico, pero presenta tanto ventajas como inconvenientes. Una de
los principales problemas es que si un proceso estuviera gran parte del tiempo
dormido (en espera de un suceso o de una E/S), dicho proceso estaría ocupando
páginas físicas que de otro modo podrían ser descargadas. Como ventaja tenemos
que, con este esquema, procesos que requieran muchos recursos no dejarán fuera
de juego a aquellos cuya demanda de memoria sea escasa. No obstante, el
problema planteado es paliado en gran medida por una parte del VMM llamada
gestor del conjunto de trabajo. Realiza dos funciones fundamentales:
•
Por un lado, periódicamente revisa las estadísticas sobre el uso de la CPU
por cada proceso. Siguiendo este criterio, procede a ajustar el número que
indica el máximo de páginas físicas asociadas a cada uno. A aquellos
procesos con poca actividad se les reducirá el número (lo que acarreará un
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
26
Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
descargue de sus páginas físicas, si las tiene, cuando sean necesarias), y a
aquellos con mucha carga se les aumentará el número.
•
Por otro lado, y también de forma periódica, roba a los procesos páginas
físicas, elegidas de entre las menos recientemente usadas por cada uno.
Este procedimiento se realiza con la frecuencia necesaria para que los
procesos no se ralenticen demasiado por los fallos de página. El objetivo de
esto es mantener una reserva de páginas para que una repentina demanda
no ocasione una caída en prestaciones del sistema completo. Por ejemplo,
cuando se inicia un proceso nuevo se suele requerir una cantidad
considerable de páginas.
Para llevar a cabo estas tareas, las páginas físicas se clasifican en una de cuatro
listas que son mantenidos por el gestor del conjunto de trabajo:
o
lista de páginas modificadas
o
lista de páginas no activas
o
lista de páginas liberadas
o
lista de páginas a cero
Cada página que el gestor roba a un proceso es borrada de la lista de menos
recientemente usadas e incluida en la lista de modificadas (y las entradas
correspondientes de la TIP marcadas como no válidas, de forma que se produzca
fallo de página al acceder el proceso a dichas direcciones). Dicha lista contiene
páginas robadas que aún están en memoria RAM pero que no han sido escritas a
disco (al archivo de paginación). Cuando se produzca un fallo de página, si la
dirección física correspondiente estuviera en una de estas páginas, simplemente se
volvería a insertar en la lista del proceso y se ajustaría su TIP.
Cuando la lista de modificadas se hace suficientemente grande, otra parte
del VMM (el escritor de páginas) copia algunas páginas de la lista al archivo de
paginación, las borra de la lista de modificadas y las añade a la lista de inactivas.
Ahí están las páginas que han sido robadas, que están en RAM y además en el
archivo de paginación. El tratamiento de un fallo de página aquí también sería muy
rápido y simple.
Cuando un proceso libera memoria, sus páginas físicas asociadas se añaden
a la lista de liberadas. Son, por tanto, potencialmente utilizables sin necesidad de
escribirlas en el fichero de swapping pero su contenido no ha sido borrado (están
tal y como las dejó el proceso propietario). Periódicamente, estas páginas van
siendo inicializadas con ceros,y añadidas a la lista de páginas a cero. El mecanismo
de inicialización es para proteger la intimidad del antiguo proceso propietario.
Cualquier página que se entrega a un proceso ha de haber sido convenientemente
inicializada.
Cuando un proceso requiere memoria física, el Administrador de Memoria
Virtual comienza cogiendo páginas de la lista de inicializadas. Cuando está vacía,
toma de la lista de liberadas, y las inicializa. Cuando ésta se vacía, toma de la lista
de inactivas, y las inicializa. Sólo como última opción recurre a las modificadas.
Estas últimas requieren escritura en el archivo de paginación junto con
inicialización, lo cual es un proceso lento.
En ambientes en los que la memoria es escasa, el gestor del conjunto de
trabajo se centra en mantener un conjunto aceptable de páginas disponibles, más
que en revisar las estadísticas de uso de la CPU.
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
27
Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
Como valores aproximativos, podemos señalar que si el número de páginas
a cero más las liberadas más las inactivas suman menos de 20, el gestor robará
páginas a procesos que comparten la CPU. Si el número de modificadas supera las
30, procederá a descargar algunas a disco, pasándolas a inactivas.
9.1.5.3. Archivos Asignados en Memoria
Estudiemos ahora cómo el SO utiliza esta facilidad para cargar el código de
un ejecutable y sus bibliotecas DLL asociadas.
Un archivo asignado en memoria es todo aquel archivo para el que se ha
reservado una región del espacio de direcciones virtuales de un proceso. Puede
estar asignado el archivo completo o sólo una porción del mismo.
Al principio, el VMM no asigna ninguna página física para el archivo asignado
en memoria. El proceso simplemente supone que en ciertas direcciones de su
espacio tiene cargado el fichero, así que cuando acceda a alguna se producirá un
fallo de página. Es entonces cuando el VMM le asigna algunas páginas físicas y las
copia desde el disco (paginación bajo demanda).
La gestión del VMM de los archivos asignados en memoria es como cualquier
otra región del espacio direccionable del proceso, excepto que el swapping se hace
directamente sobre el archivo, en este caso el archivo de intercambio es el propio
archivo asignado en memoria).
Cuando se arranca un proceso con su código grabado en un fichero, el VMM
asigna automáticamente dicho fichero en el espacio de direcciones del proceso.
También asigna todas las bibliotecas incluidas explícitamente y todas aquellas a las
que se hace referencia en el código. Dentro del ejecutable existe una tabla llamada
tabla de activación imagen cuyas entradas contienen las funciones de biblioteca que
se llaman durante el código. Una vez que se cargan las DLL (bibliotecas) en el
espacio, el VMM completa la tabla escribiendo para cada entrada la dirección que
ocupa la correspondiente función en el espacio del proceso. Por tanto, cada llamada
a función implica una búsqueda en la tabla.
9.1.6. Sistema De Archivos
Windows NT soporta cuatro tipos de sistemas de ficheros distintos, y puede
trabajar con los cuatro a la vez (un disco con varias particiones, en cada una un
Sistema de ficheros distinto). Son los siguientes:
Sistema de Archivos
Sistemas Operativos Soportados
FAT
DOS, Windows NT, y OS/2
PSF
OS/2 y Windows NT
NTFS
Windows NT
CDFS
Windows NT
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
28
Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
NTFS (New-Technology File System): Es el sistema de ficheros nativo de
Windows-NT. Como características podemos señalar:
•
Permite nombres de archivo de hasta 255 caracteres, sensibles al tipo de
letra.
•
Permite la gestión de medios de almacenamiento extraordinariamente
grandes.
•
Incorpora mecanismos para garantizar la seguridad.
•
Soporta el concepto de enlace (por compatibilidad con el estándar POSIX).
•
Es capaz de recomponerse rápidamente después de una caída del sistema.
•
Soporta el estándar Unicode.
El que usa MS-DOS y Windows 16 bits. Es el Sistema de ficheros más pobre, y
se mantiene para dar soporte a las aplicaciones DOS.
HPFS (High-Performance File System): Es el que usa el sistema operativo OS/2.
Se ha incluido para dar soporte a las aplicaciones OS/2 y complementar así al
subsistema del mismo nombre. No es capaz de recomponerse del todo bien
después de una caída del sistema ni de asegurar la no corrupción de los datos.
CDFS (CD-ROM File System): Es un Sistema de ficherosF que Microsoft ha
desarrollado exclusivamente para montarse sobre los CD-ROM.
Sistema de ficheros NTFS
Este sistema de ficheros lleva incorporados muchos conceptos de teoría de
bases de datos relacionales.
Proporciona la seguridad, recuperación y tolerancia a fallos en base a la
redundancia de datos. De hecho, implementa los cinco primeros niveles del pseudoestándar RAID. RAID significa Redundant Arrays of Inexpensive Disks, algo así
como "vectores redundantes de discos baratos". Actualmente, el coste de los
almacenamientos masivos o secundarios es muy pequeño.
RAID es una "norma" que se basa fundamentalmente en conseguir la integridad
de los datos a base de dividirlos en pedazos y repartir los pedazos entre varios
discos, junto con informaciones redundantes de comprobación de errores. Cada
nivel ofrece una estrategia distinta para conseguir la integridad. Los niveles son:
•
Nivel 0: los datos de cada fichero se dividen en porciones, las cuales se
reparten en un orden fijo entre los distintos discos con los que cuente el
sistema. Realmente aquí no se usan códigos de comprobación de errores.
•
Nivel 1: de cada disco se realiza una copia o espejo. Es la estrategia que da
mayor fiabilidad (pero también, evidentemente, la más costosa).
•
Nivel 2: como el 0, pero un algoritmo va construyendo una serie de códigos
correctores de errores. Esos códigos son igualmente distribuidos entre unos
discos destinados especialmente a ese uso.
•
Nivel 3: como el 2, pero no se usan códigos correctores sino un simple
código de paridad, que puede ser guardado en un mismo disco para todos
los ficheros.
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
29
Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
•
Nivel 4: como el 3, pero dividiendo los ficheros en segmentos de datos más
grandes.
•
Nivel 5: es el nivel más usual; es igual que el4, pero no usa un disco
separado para almacenar los códigos de paridad, sino que divide igualmente
esos códigos y los distribuye por los disco, intentando que no coincidan en la
misma zona de disco datos de un fichero con sus códigos de paridad
correspondientes.
•
Nivel 6: igual que el 5 pero se auxilia de elementos hardware, tales como
controladoras de disco especiales, fuentes de alimentación.
En NTFS, al igual que en los Sistemas de ficheros de UNIX, existen una serie de
permisos sobre ficheros y directorios, que son los siguientes: lectura (R), escritura
(W), ejecución (X), borrado (D), cambio de permisos (P) y ser el nuevo propietario
(O). Todo fichero y directorio tienen un propietario, que puede conceder permisos
sobre ellos. El Administrador del sistema puede tomar la propiedad de cualquier
fichero o directorio sobre NTFS, pero no transferirla de nuevo a ningún otro usuario,
a diferencia de UNIX, ni siquiera a su dueño original.
Sistemas de
Ventajas
Archivos
Desventajas
FAT
El rendimiento decrece con
Poco consumo de sistema. El mejor
particiones de más 200MB. No
para discos y/o particiones de menos
se pueden aplicar permisos
de 200MB.
sobre archivos y directorios.
HPFS
El mejor para discos y/o particiones
entre 200 y 400 MB. Elimina la
fragmentación almacenando en un
solo bloque el archivo completo.
NTFS
El mejor para volúmenes de 400MB o
recomendable
para
más.
Recuperable
(registro
de No
de
menos
de
transacciones), diseñado para no volúmenes
ejecutarle utilerias de reparación. Es 400MB. Consume de 1 a 5 MB
posible establecer permisos y registro de acuerdo al tamaño de la
de auditoría sobre archivos y partición.
directorios.
No es eficiente para menos de
200MB.No soporta hot fixing.
No se pueden aplicar permisos
sobre archivos y directorios.
9.1.7. Entrada/Salida
El Manejador de E/S es la parte de Windows NT ejecutivo que maneja todas
las entradas y todas las salidas del S.O.. Gran parte del rol de este Manejador es
manejar las comunicaciones entre drivers. El Manejador de E/S soporta todos los
sistemas de archivos de drivers, manejadores de dispositivos de hardware y
manejadores de redes y provee un ambiente heterogéneo para ellos. Provee una
interface formal que todos los manejadores o drivers pueden invocar. Esta interface
uniforme le permite al Manejador de E/S comunicarse con todos los drivers de la
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
30
Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
misma manera sin tener conocimiento de cual de los dispositivos esta controlando
actualmente. El Manejador de E/S también incluye rutinas especiales designadas
para soporte de manejadores de sistemas de archivo, de dispositivos de hardware y
de dispositivos de red.
El modelo de Windows NT para E/S usa una arquitectura de niveles que
permite manejadores separados para implementar cada capa lógica distinta de un
procesamiento de E/S.
Manejador de cache
La arquitectura de E/S incluye un único Manejador de cache que maneja la
totalidad de las E/S del sistema por este método.
El Manejador de cache provee sus servicios a todos los archivos de sistema y
componentes de red bajo el control del Manejador de E/S. El Manejador de cache
puede hacer crecer dinámicamente y disminuir el tamaño de la memoria cache a
medida que varia la cantidad de memoria RAM disponible. Cuando un proceso abre
un archivo que ya reside en la memoria cache, el Manejador de cache simplemente
copia los datos de la cache al espacio de direcciones virtual del proceso y viceversa;
la lectura y la grabación mejoran.
Sistemas de manejo de archivos
En la arquitectura Windows NT de E/S, los manejadores de sistema de
archivos son dirigidos por el Manejador de E/S. Windows NT soporta múltiples
sistemas de archivos activos, incluyendo sistemas de archivos existentes como la
F.A.T. Windows NT soporta sistemas de archivos F.A.T. y HPFS para resguardar la
compatibilidad con los sistemas operativos MS-DOS, Windows 3.X y OS/2. La
arquitectura de Windows NT de E/S no solamente soporta sistemas de archivos
tradicionales sino que ha implementados su redirector de redes y servidor como un
sistema de manejadores de archivos. Desde la perspectiva del Manejador de E/S no
hay diferencia entre acceder archivos almacenados en una computadora remota vía
red y acceder a aquellos almacenados localmente en un disco rígido. Además los
redirectores y servidores pueden cargarse y descargarse dinámicamente como
cualquier otro Manejador, y pueden coexistir múltiples redirectores y servidores a la
misma computadora.
Manejadores de dispositivos de hardware
Los manejadores de dispositivos de hardware también son componentes de
la arquitectura de la E/S. Todos ellos (como manejadores de impresión, de Mouse,
de disco) están escritos en el lenguaje de programación C.
Los manejadores de dispositivos acceden a los registros hardware de los
dispositivos periféricos a través de rutinas de soporte que provee el sistema
operativo Windows NT. Hay un conjunto de estas rutinas para cada plataforma que
soporta Windows NT. Como los nombres de las rutinas son iguales para todas las
plataformas los manejadores de dispositivos para Windows NT son transportable
entre cualquier tipo de procesadores.
Manejadores de red
Un tercer tipo de Manejador implementado como un componente de la
arquitectura de E/S es el Manejador de red. Windows NT incluye capacidades de
funcionamiento de red integradas y soporte para aplicaciones distribuidas.
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
31
Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
9.2. SISTEMA OPERATIVO UNIX
9.2.1. Características Generales:
El Sistema Operativo UNIX posee las siguientes características:
- Es un Sistema Operativo multiusuario, con
multiprocesamiento y procesamiento no interactivo.
capacidad
de
simular
- Está escrito en un lenguaje de alto nivel: C.
- Dispone de un lenguaje de control programable llamado SHELL.
- Ofrece facilidades para la creación de programas y sistemas y el ambiente
adecuado para las tareas de diseños de software.
- Emplea manejo dinámico de memoria por intercambio o paginación.
- Tiene capacidad de interconexión de procesos.
- Permite comunicación entre procesos.
- Emplea un sistema jerárquico de archivos, con facilidades de protección de
archivos, cuentas y procesos.
- Tiene facilidad para redireccionamiento de Entradas/Salidas.
- Garantiza un alto grado de portabilidad.
El sistema se basa en un Núcleo llamado Kernel, que reside
permanentemente en la memoria, y que atiende a todas las llamadas del sistema,
administra el acceso a los archivos y el inicio o la suspención de las tareas de los
usuarios.
La comunicación con el sistema UNIX se da mediante un programa de
control llamado SHELL. Este es un lenguaje de control, un intérprete, y un lenguaje
de programación, cuyas características lo hacen sumamente flexible para las tareas
de un centro de cómputo. Como lenguaje de programación abarca los siguientes
aspectos:
- Ofrece las estructuras de control normales: secuenciación, iteración
condicional, selección y otras.
- Paso de parámetros.
- Sustitución textual de variables y Cadenas.
- Comunicación bidireccional entre órdenes de shell.
El shell permite modificar en forma dinámica las características con que se
ejecutan los programas en UNIX:
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
32
Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
•
Las entradas y salidas pueden ser redireccionadas o redirigidas hacia
archivos, procesos y dispositivos;
•
Es posible interconectar procesos entre sí.
•
Diferentes usuarios pueden "ver" versiones distintas del sistema
operativo debido a la capacidad del shell para configurar diversos
ambientes de ejecución. Por ejemplo, se puede hacer que un usuario
entre directamente a su sección, ejecute un programa en particular y
salga automáticamente del sistema al terminar de usarlo.
9.2.2. El núcleo del Sistema Operativo
El núcleo del Sistema Operativo Unix (llamado Kernel) es un programa
escrito casi en su totalidad en lenguaje C, con excepción de una parte del manejo
de interrupciones, expresada en el lenguaje ensamblador del procesador en el que
opera.
Las funciones del núcleo son permitir la existencia de un ambiente en el que
sea posible atender a varios usuarios y múltiples tareas en forma concurrente,
repartiendo al procesador entre todos ellos, e intentando mantener en grado
óptimo la atención individual de cada uno de los procesos.
El Kernel opera como asignador de recursos para cualquier proceso que
necesite hacer uso de las facilidades de cómputo. Es el componente central de Unix
y tiene las siguientes funciones:
- Creación de procesos, asignación de tiempos de atención y sincronización.
- Asignación de la atención del procesador a los procesos que lo requieren.
- Administración de espacio en el sistema de archivos, que incluye: acceso,
protección y administración de usuarios; comunicación entre usuarios v
entre procesos, y manipulación de E/S y administración de periféricos.
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
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Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
- Supervisión de la transmisión de datos entre la memoria principal y los
dispositivos periféricos.
El Kernel reside siempre en la memoria central y tiene el control sobre la
computadora, por lo que ningún otro proceso puede interrumpirlo; sólo pueden
llamarlo para que proporcione algún servicio de los ya mencionados. Un proceso
llama al Kernel mediante las llamadas al sistema.
El Kernel consta de dos partes principales: la sección de control de procesos
y la de control de dispositivos. La primera asigna recursos, programas, procesos y
atiende sus requerimientos de servicio; la segunda, supervisa la transferencia de
datos entre la memoria principal y los dispositivos periféricos.
En términos generales, cada vez que algún usuario oprime una tecla de una
terminal, o que se debe leer o escribir información del disco magnético, el núcleo se
encarga de efectuar la operación de transferencia.
Cuando se enciende un ordenador, debe cargarse en la memoria una copia
del núcleo, que reside en el disco magnético (operación denominada bootstrap).
Para ello, se deben inicializar algunas interfaces básicas de hardware; entre ellas, el
reloj que proporciona interrupciones periódicas. El Kernel también prepara algunas
estructuras de datos que abarcan una sección de almacenamiento temporal para
Curso: Sistemas Operativos Multiusuario.
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Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
transferencia de información entre terminales y procesos, una sección para
almacenamiento de descriptores de archivos y una variable que indica la cantidad
de memoria principal.
A continuación, el Kernel inicializa un proceso especial, llamado proceso 0.
En general, los procesos se crean mediante una llamada a una rutina del sistema
(fork), que funciona por un mecanismo de duplicación de procesos. Sin embargo,
esto no es suficiente para crear el primero de ellos, por lo que el Kernel asigna una
estructura de datos y establece apuntadores a una sección especial de la memoria,
llamada tabla de procesos, que contendrá los descriptores de cada uno de los
procesos existentes en el sistema.
Después de haber creado el proceso 0, se hace una copia del mismo, con lo
que se crea el proceso 1; éste muy pronto se encargará de "dar vida" al sistema
completo, mediante la activación de otros procesos que también forman parte del
núcleo. Es decir, se inicia una cadena de activaciones de procesos. A partir de ese
momento se conoce el número 1 como proceso de inicialización del sistema (init).
El proceso init es el responsable de establecer la estructura de procesos en
Unix. Normalmente, es capaz de crear al menos dos estructuras distintas de
procesos: el modo monousuario y el multiusuario. Comienza activando el intérprete
del lenguaje de control (Shell) en la terminal principal del sistema y
proporcionándole privilegios de "superusuario". En la modalidad de un solo usuario
la consola permite iniciar una primera sesión, con privilegios especiales, e impide
que las otras líneas de comunicación acepten iniciar sesiones nuevas. Esta
modalidad se usa con frecuencia para revisar y reparar sistemas de archivos,
realizar pruebas de funciones básicas del sistema y para otras actividades que
requieren uso exclusivo de la computadora.
Init crea otro proceso, que espera pacientemente a que alguien entre en
sesión en alguna línea de comunicación. Cuando esto sucede, realiza ajustes en el
protocolo de la línea y ejecuta el programa login, que se encarga de atender
inicialmente a los nuevos usuarios. Si la clave del usuario, y la contraseña
proporcionadas son las correctas, entonces entra en operación el programa Shell,
que en lo sucesivo se encargará de la atención normal del usuario que se dio de
alta en esa terminal.
A partir de ese momento el responsable de atender al usuario en esa
terminal es el intérprete Shell.
9.2.3. Administración de Archivos y Directorios
El sistema de archivos de Unix; esta basado en un modelo arborescente y
recursivo, en el cual los nodos pueden ser tanto archivos como directorios, y estos
últimos pueden contener a su vez directorios o subdirectorios. Debido a esta
filosofía, se maneja al sistema con muy pocas órdenes, que permiten una gran
gama de posibilidades. Todo archivo de Unix está controlado por múltiples niveles
de protección, que especifican los permisos de acceso al mismo. La diferencia que
existe entre un archivo de datos, un programa, un manejador de entrada/salida o
una instrucción ejecutable se refleja en estos parámetros, de modo que el sistema
operativo adquiere características de coherencia y elegancia que lo distinguen.
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Módulo 3: Estructura de los Sistemas Operativos.
La raíz del sistema de archivos (conocida como root ) se denota con el
símbolo "/", y de ahí se desprende un conjunto de directorios que contienen todos
los archivos del sistema de cómputo. Cada directorio, a su vez, funciona como la
subraíz de un nuevo árbol que depende de él y que también puede estar formado
por directorios o subdirectorios y archivos. Un archivo siempre ocupará el nivel más
bajo dentro del árbol, porque de un archivo no pueden depender otros.
La shell del sistema proporciona las ordenes necesarias para hacer diversas
manipulaciones, como crear directorios, moverse dentro del sistema de archivos,
copiarlos, etcétera.
9.2.3.1. Manejo de archivos y de información
Como ya se describió, la estructura básica del sistema de archivos es
jerárquica, lo que significa que los archivos están almacenados en varios niveles.
Se puede tener acceso a cualquier archivo mediante su trayectoria, que especifica
su posición absoluta en la jerarquía, y los usuarios pueden cambiar su directorio
actual a la posición deseada. Existe también un mecanismo de protección para
evitar accesos no autorizados. Los directorios contienen información para cada
archivo, que consiste en su nombre y en un número que el Kernel utiliza para
manejar la estructura interna del sistema de archivos, conocido como el nodo-i.
Hay un nodo-i para cada archivo, que contiene información de su directorio en el
disco, su longitud, los modos y las fechas de acceso, el autor, etc. Existe, además,
una tabla de descriptores de archivo, que es una estructura de datos residente en
el disco magnético.
El control del espacio libre en el disco se mantiene mediante una lista ligada
de bloques disponibles. Cada bloque contiene la dirección en disco del siguiente
bloque en la cadena. El espacio restante contiene las direcciones de grupos de
bloques del disco que se encuentren libres. De esta forma, con una operación de
E/S, el sistema obtiene un conjunto de bloques libres y un apuntador para
conseguir más.
Las operaciones de E/S en archivos se llevan a cabo con la ayuda de la
correspondiente entrada del nodo-i en la tabla de archivos del sistema. El usuario
normalmente desconoce los nodos-i porque las referencias se hacen por el nombre
simbólico de la trayectoria. Los procesos emplean internamente funciones
primitivas (llamadas al sistema) para tener acceso a los archivos.
Toda esta estructura física se maneja mediante la filosofía jerárquica de
archivos y directorios ya mencionada, y en forma totalmente transparente para el
usuario. Además, desde el punto de vista del sistema operativo, un archivo es muy
parecido a un dispositivo.
Las ventajas de tratar a los dispositivos de E/S en forma similar a los
archivos normales son múltiples: un archivo y un dispositivo de E/S se tornan muy
parecidos; los nombres de los archivos y de los dispositivos tienen la misma
sintaxis y significado, así que a un programa que espera un nombre de archivo
como parámetro puede dársele un nombre de dispositivo (con esto se logra
interacción rápida y fácil entre procesos de alto nivel).
El sistema Unix ofrece varios niveles de protección para el sistema de
archivos, que consisten en asignar a cada archivo el número único de identificación
de su dueño, junto con nueve bits de protección, que especifican permisos de
lectura, escritura y ejecución para el propietario, para otros miembros de su grupo
(definido por el administrador del sistema) y para el resto de los usuarios. Antes de
cualquier acceso se verifica su validez consultando estos bits, que residen en el
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nodo-i de todo archivo. Además, existen otros tres bits que se emplean para
manejos especiales, relacionados con la clave del superusuario.
Otra característica de Unix es que no requiere que el conjunto de sistemas
de archivos resida en un mismo dispositivo. Es posible definir uno o varios sistemas
"desmontables", que residen físicamente en diversas unidades de disco.
9.2.4. Procesos. Manejo del Procesador
En Unix se ejecutan programas en un medio llamado "proceso de usuario".
Cuando se requiere una función del Kernel, el proceso de usuario hace una llamada
especial al sistema y entonces el control pasa temporalmente al núcleo. Para esto
es necesario un conjunto de elementos de uso interno.
Se conoce como imagen a una especie de fotografía del ambiente de
ejecución de un proceso, que incluye una descripción de la memoria, valores de
registros generales, status de archivos abiertos, el directorio actual, etcétera. Una
imagen es el estado actual de una computadora virtual, dedicada a un proceso en
particular.
Un proceso se define como la ejecución de una imagen. Mientras el
procesador ejecuta un proceso, la imagen debe residir en la memoria principal;
durante la ejecución de otros procesos permanece en la memoria principal hasta
que aparece un proceso activo de mayor prioridad la obligue a ser copiada al disco.
Un proceso puede encontrarse en los siguientes estados: en ejecución; listo
para ejecutar, o en espera.
Cuando se invoca una función del sistema, el proceso de usuario llama al
Kernel como subrutina. Hay un cambio de ambientes y, como resultado, se tiene un
proceso del sistema. Estos dos procesos son dos fases del mismo original, que
nunca se ejecutan en forma simultánea.
Existe una tabla de procesos que contiene una entrada por cada uno de ellos
con los datos que requiere el sistema:
•
Identificación
•
Direcciones de los segmentos que emplea en la memoria
•
Información que necesita el scheduler y otros.
La entrada de la tabla de procesos se asigna cuando se crea el proceso y se
libera cuando éste termina.
Para crear un proceso se requiere la inicialización de una entrada en la tabla,
así como la creación de segmentos de texto y de datos. Además, es necesario
modificar la tabla cuando cambia el estado del proceso o cuando recibe un mensaje
de otro (para sincronización, por ejemplo). Cuando un proceso termina, su entrada
en la tabla se libera y queda otro disponible para que otro nuevo la utilice.
En el sistema operativo Unix los procesos pueden comunicarse internamente
entre sí, mediante el envío de mensajes o señales. El mecanismo conocido como
interconexión (pipe) crea un canal entre dos procesos mediante una llamada a una
rutina del Kernel, y se emplea tanto para pasar datos unidireccionalmente entre las
imágenes de ambos, como para sincronizarlos, ya que si un proceso intenta escribir
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en un pipe ocupado, debe esperar a que el receptor lea los datos pendientes. Lo
mismo ocurre en el caso de una lectura de datos inexistentes: el proceso que
intenta leer debe esperar a que el proceso productor deposite los datos en el canal
de intercomunicación.
Dentro de las tareas del manejo del procesador destaca la asignación
dinámica (scheduling), que en Unix resuelve el scheduler mediante un mecanismo
de prioridades. Cada proceso tiene asignada una prioridad; las prioridades de los
procesos de usuario son menores que la más pequeña de un proceso del sistema.
El "motor" que mantiene en movimiento un esquema de multiprogramación
es, por un lado, el conjunto de interrupciones que genera el desempeño de los
procesos y, por otro, los constantes recordatorios que hace el reloj del procesador
para indicar que se terminó la fracción de tiempo dedicada a cada proceso.
En el sistema Unix, las interrupciones son causadas por lo que se conoce
como eventos, entre los cuales se consideran: la ejecución de una tarea de
entrada/salida; la terminación de los procesos dependientes de otro; la terminación
de la fracción de tiempo asignada a un proceso, y la recepción de una señal desde
otro proceso.
En un sistema de tiempo compartido se divide el tiempo en un determinado
número de intervalos o fracciones y se asigna cada una de ellas a un proceso.
Además Unix toma en consideración que hay procesos en espera de una operación
de E/S y que ya no pueden aprovechar su fracción. Para asegurar una distribución
adecuada del procesador entre los procesos se calculan dinámicamente las
prioridades de estos últimos, con el fin de determinar cuál será el proceso que se
ejecutará cuando se suspenda el proceso activo actual.
9.2.5. Administración de Memoria
Dependiendo de la computadora en la que se ejecute, Unix utiliza dos
técnicas de manejo de memoria: swapping y memoria virtual.
Lo estándar en Unix es un sistema de intercambio de segmentos de un
proceso entre memoria principal y memoria secundaria, llamado swapping lo que
significa que se debe mover la imagen de un proceso al disco si éste excede la
capacidad de la memoria principal, y copiar el proceso completo a memoria
secundaria. Es decir, durante su ejecución, los procesos son cambiados de y hacia
memoria secundaria conforme se requiera.
Si un proceso necesita crecer, pide más memoria al sistema operativo y se
le da una nueva sección, lo suficientemente grande para acomodarlo. Entonces, se
copia el contenido de la sección usada al área nueva, se libera la sección antigua y
se actualizan las tablas de descriptores de procesos. Si no hay suficiente memoria
en el momento de la expansión, el proceso se bloquea temporalmente y se le
asigna espacio en memoria secundaria. Se copia a disco y, posteriormente, cuando
se tiene el espacio adecuado - lo cual sucede normalmente en algunos segundos se devuelve a memoria principal.
Está claro que el proceso que se encarga de los intercambios entre memoria
y disco (llamado swapper) debe ser especial y jamás podrá perder su posición
privilegiada en la memoria central. El Kernel se encarga de que nadie intente
siquiera interrumpir este proceso, del cual dependen todos los demás. Este es el
proceso 0 mencionado antes. Cuando se decide traer a la memoria principal un
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proceso en estado de "listo para ejecutar", se le asigna memoria y se copian allí sus
segmentos. Entonces, el proceso cargado compite por el procesador con todos los
demás procesos cargados. Si no hay suficiente memoria, el proceso de intercambio
examina la tabla de procesos para determinar cuál puede ser interrumpido y
llevado al disco.
La elección de qué proceso será desactivado y llevado a memoria secundaria
se realiza escogiendo entre aquellos que están esperando operaciones lentas (E/S),
o que llevan cierto tiempo sin haberse movido al disco. La idea es tratar de repartir
en forma equitativa las oportunidades de ejecución entre todos los procesos,
tomando en cuenta sus historias recientes y sus patrones de ejecución.
Por otra parte, la elección de qué proceso es traído a memoria principal se
toma con base al tiempo de residencia en memoria secundaria. El proceso más
antiguo es el que se llama primero, con una pequeña penalización para los grandes.
Cuando Unix opera en máquinas más grandes, suele disponer de manejo de
memoria de paginación por demanda. En algunos sistemas el tamaño de la página
en Unix es de 512 bytes; en otros, de 1024. Para reemplazo se usa un algoritmo
que mantiene en memoria las páginas empleadas más recientemente.
Un sistema de paginación por demanda ofrece muchas ventajas en cuanto a
flexibilidad y agilidad en la atención concurrente de múltiples procesos y
proporciona, además, memoria virtual, es decir, la capacidad de trabajar con
procesos mayores que el de la memoria central. Estos esquemas son bastante
complejos y requieren del apoyo de hardware especializado.
9.2.6. Manejo de entradas y salidas
El sistema de entrada/salida se divide en dos sistemas complementarios: el
estructurado por bloques y el estructurado por caracteres. El primero se usa para
manejar cintas y discos magnéticos, y emplea bloques de tamaño fijo (512 o 1024
bytes) para leer o escribir. El segundo se utiliza para atender a las terminales,
líneas de comunicación e impresoras, y funciona byte por byte.
En general, el sistema Unix emplea programas especiales conocidos como
manejadores (drivers) para atender a cada familia de dispositivos de E/S. Los
procesos se comunican con los dispositivos mediante llamadas a su manejador. El
funcionamiento de estos manejadores en los sistemas UNIX es muy parecido a los
archivos: sobre los manejadores se puede leer y escribir, como si de auténticos
archivos o directorios se tratase. Este funcionamiento hace que la utilización de los
manejadores de dispositivos sea muy simple.
Para realizar las operaciones de E/S, el Sistema Operativo emplea una serie
de rutinas generales para los distintos dispositivos. Esto permite que desde el punto
de vista del usuario, no se encuentren grandes diferencias entre emplear un
dispositivo y otro. No existe distinción entre acceso aleatorio y secuencial, ni hay un
tamaño de registro lógico impuesto por el sistema. El tamaño de un archivo
ordinario está determinado por el número de bytes escritos en él; no es necesario
predeterminar el tamaño de un archivo.
El sistema mantiene una lista de áreas de almacenamiento temporal
(buffers), asignadas a los dispositivos de bloques. El Kernel usa estos buffers con el
objeto de reducir el tráfico de E/S. Cuando un programa solicita una transferencia,
se busca primero en los buffers internos para ver si el bloque que se requiere ya se
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encuentra en la memoria principal, resultado de una operación de lectura anterior.
Si es así, entonces no será necesario realizar la operación física de entrada o salida.
Existe todo un mecanismo de manipulación interna de buffers, necesario
para controlar el flujo de datos entre los dispositivos de bloques (y de caracteres) y
los programas que los requieren.
Por último, y debido a que los manejadores de los dispositivos son
programas escritos en lenguaje C, es relativamente fácil reconfigurar el sistema
para ampliar o eliminar dispositivos de E/S en la computadora, así como para
incluir tipos nuevos.
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