Teoria General de Sistemas Operativos by Carlos Eduardo Gómez Montoya

Teor´ıa General de Sistemas Operativos

por Carlos Eduardo G´ omez Montoya Juli´ an Esteban Guti´ errez Posada

Teor´ıa General de Sistemas Operativos No está permitida la reproducción total o parcial de esta obra, ni su tratamiento o transmisión por cualquier método sin autorización escrita de los autores. Car´ atula: Luis Eduardo Sep´ ulveda Rodr´ıguez Derechos reservados c 2001 ISBN: 958 - 33 - 2068 - 4 Este libro fue editado usando LATEX 2ε Impreso en Conceptos Gráficos Armenia, Quind´ıo - Colombia

Presentaci´ on Este libro abarca los conceptos más importantes de la teor´ıa general y partes de un sistema operativo, sin inclinarse hacia ninguno en particular. Sin embargo, cuando sea pertinente mencionar el hardware, está orientado al modo protegido de los procesadores superiores al 80386 de Intel y compatibles. A diferencia de otros libros, Teor´ıa General de Sistemas Operativos, hace un tratamiento muy especial al manejo de discos duros E-IDE, las tablas de particiones y en especial al Master Boot Record (MBR) para discos de cualquier tama˜ no, desde los Megabytes hasta los Terabytes. Es un texto gu´ıa para un curso universitario con una duración aproximada de 60 horas. Está altamente ilustrado, con gráficas muy cuidadosamente elaboradas que permiten afianzar los diferentes conceptos. Está dividido en cinco partes: Conceptos Básicos (Introducción, Estructuras de dise˜ no y Rese˜ na histórica); Administraci´ on de Memoria, compuesta por generalidades acerca de la memoria, manejo de entornos de trabajo (paginación y segmentación), memoria virtual (swap) y la forma de administración de memoria de procesadores Intel en modo protegido. Gestión de almacenamiento secundario, se compone de conceptos sobre disco duro, planificación, espacio libre, sistemas de archivos y MBR; Manejo de entrada/salida (conceptos y manejo de la IDT en Intel); finalizando con Control de Procesos, conceptos, planificación y concurrencia.

iii

´ PRESENTACION

´Indice General Presentaci´ on

iii

Conceptos B´ asicos

1 Introducci´ on

2 Estructuras de Dise˜ no

3 Rese˜ na hist´ orica

Administraci´ on de Memoria

4 Memoria

15 17

4.1

Clases de memoria . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 19

4.2

Sistemas de protecci´on . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 20

5 M´ ultiples entornos de trabajo 5.1

Bloques de tama˜ no fijo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 25 5.1.1

Estrategias de ajuste . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 26

5.1.2

Criterios de evaluaci´on de las estrategias . . . . . . . . 27

5.1.3

Compactaci´on . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 28 v

´INDICE GENERAL

5.2

5.1.4

Paginaci´on . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 29

5.1.5

Direccionamiento . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 32

Bloques de tama˜ no variable . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 37 5.2.1

5.3

Segmentaci´on . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 38

Sistemas combinados . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 40

6 Memoria virtual

6.1

Paginaci´on por demanda . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 45

6.2

Rutinas de reemplazo de p´aginas . . . . . . . . . . . . . . . . 47 6.2.1

Algoritmo FIFO . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 47

6.2.2

Algoritmo LRU . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 48

6.2.3

Algoritmos de bits de referencia . . . . . . . . . . . . . 49

7 Intel y compatibles

7.1

Modos de operaci´on . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 53

7.2

Protecci´on de memoria . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 54

7.3

Paginaci´on . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 54

7.4

7.3.1

Direcci´on l´ogica . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 54

7.3.2

Descriptor de p´agina . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 55

7.3.3

Funcionamiento . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 57

Segmentaci´on . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 60 7.4.1

Direcci´on l´ogica . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 60

7.4.2

Descriptor de segmento . . . . . . . . . . . . . . . . . . 61

7.4.3

Funcionamiento . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 63

7.5

Sistemas combinados . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 65

7.6

Memoria Virtual . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 66

´INDICE GENERAL

III

vii

Gesti´ on de almacenamiento secundario

8 Disco Duro 8.1

Estructura f´ısica . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 70 8.1.1

8.2

Conversi´on de direcciones . . . . . . . . . . . . . . . . 72

Administraci´on de disco . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 73 8.2.1

Gestor de solicitudes . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 74

8.2.2

Asignaci´on de espacio . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 76

8.2.3

Espacio libre

8.2.4

Planificaci´on de acceso . . . . . . . . . . . . . . . . . . 81

. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 79

9 Master Boot Record

9.1

C´odigo de arranque . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 83

9.2

Tabla de particiones . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 84 9.2.1

Direccionamiento usando CHS . . . . . . . . . . . . . . 87

9.2.2

Direccionamiento usando LBA . . . . . . . . . . . . . . 88

9.3

N´ umero m´agico . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 88

9.4

Particiones extendidas . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 89

9.5

9.4.1

Restricciones . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 90

9.4.2

Partici´on DOS extendida (05h) . . . . . . . . . . . . . 91

9.4.3

Partici´on LBA VFAT DOS extendida (0Fh) . . . . . . 92

Bloques no asignados en el disco . . . . . . . . . . . . . . . . . 95

Manejo de entradas/salidas

10 Control de dispositivos

97 99

10.1 Interfaces procesador-perif´erico . . . . . . . . . . . . . . . . . 100 10.2 Rutina de control (Driver) . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 102

´INDICE GENERAL

viii 11 Intel y compatibles

Control de Procesos

12 Procesos

103

107 109

12.1 Bloques de control . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 110 12.2 Cambio de contexto . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 113 12.3 Operaciones de control de procesos . . . . . . . . . . . . . . . 114 13 Planificaci´ on

119

13.1 Algoritmos de planificaci´on . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 120 13.1.1 FCFS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 120 13.1.2 SJF . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 121 13.1.3 SRTF . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 121 13.1.4 Prioridad . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 122 13.1.5 HRN . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 122 13.1.6 RR . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 123 13.1.7 FMQ . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 124 14 Concurrencia

125

14.1 Comunicaci´on de procesos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 126 14.1.1 Mensajer´ıa directa . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 128 14.1.2 Mensajer´ıa indirecta . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 129 14.2 Control de acceso . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 130 14.2.1 Espera activa . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 132 14.2.2 Espera no activa . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 132 14.2.3 Bloqueos Indefinidos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 137 14.2.4 Mecanismos de hardware . . . . . . . . . . . . . . . . . 140 14.3 Mecanismos de asignaci´on de recursos . . . . . . . . . . . . . . 141

´INDICE GENERAL

14.3.1 Prevenci´on de interbloqueos . . . . . . . . . . . . . . . 143 14.3.2 Recuperaci´on de un interbloqueo . . . . . . . . . . . . 144 14.4 Mecanismos de control de flujo . . . . . . . . . . . . . . . . . . 145

Bibliograf´ıa

147

´INDICE GENERAL

´Indice de Figuras 1.1

Partes b´asicas de un computador personal . . . . . . . . . . .

1.2

Partes b´asicas de un sistema operativo . . . . . . . . . . . . .

4.1

Modelo conceptual de la memoria . . . . . . . . . . . . . . . . 17

4.2

Protecci´on usando l´ımite inferior de zona . . . . . . . . . . . . 21

4.3

Protecci´on usando l´ımite superior de zona . . . . . . . . . . . 21

4.4

Protecci´on usando registro base . . . . . . . . . . . . . . . . . 21

4.5

Protecci´on usando l´ımites . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 22

4.6

Protecci´on usando registro base y l´ımite superior . . . . . . . . 22

4.7

Protecci´on usando tama˜ no y base . . . . . . . . . . . . . . . . 23

5.1

Fragmentaci´on Interna . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 26

5.2

Ejemplo de compactaci´on . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 29

5.3

Mecanismo de paginaci´on . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 31

5.4

Mecanismo de paginaci´on - Funcionamiento . . . . . . . . . . 32

5.5

PTBR - Page Table Base Register . . . . . . . . . . . . . . . . 34

5.6

Mecanismo de segmentaci´on . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 39

5.7

Mecanismo de segmentaci´on - Funcionamiento . . . . . . . . . 40

5.8

STBR - Segment Table Base Register . . . . . . . . . . . . . . 41

6.1

Memoria Virtual . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 44

6.2

Memoria Virtual - Funcionamiento . . . . . . . . . . . . . . . 46 xi

´INDICE DE FIGURAS

xii 7.1

Direcci´on L´ogica . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 55

7.2

Descriptor de p´aginas . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 56

7.3

Acceso a las p´aginas a trav´es de descriptores . . . . . . . . . . 57

7.4

Estructura de los registros base usados en paginaci´on . . . . . 58

7.5

Paginaci´on en Intel y compatibles . . . . . . . . . . . . . . . . 59

7.6

Direcci´on L´ogica . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 60

7.7

Descriptor de segmento . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 62

7.8

Segmentaci´on en Intel y compatibles . . . . . . . . . . . . . . 65

7.9

Sistemas combinados en Intel y compatibles . . . . . . . . . . 66

8.1

Estructura b´asica de un disco duro . . . . . . . . . . . . . . . 71

8.2

Representaci´on tridimensional de acceso al disco . . . . . . . . 72

8.3

Diagrama de Administraci´on de disco . . . . . . . . . . . . . . 74

8.4

M´etodo de asignaci´on contigua . . . . . . . . . . . . . . . . . . 77

8.5

M´etodo de asignaci´on enlazada . . . . . . . . . . . . . . . . . 77

8.6

M´etodo de asignaci´on indexada . . . . . . . . . . . . . . . . . 78

8.7

Asignaci´on indexada - Variante combinada . . . . . . . . . . . 80

9.1

Estructura del MBR . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 84

9.2

Tabla de particiones . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 85

9.3

Esquema de particiones primarias . . . . . . . . . . . . . . . . 87

9.4

Extended Master Boot Record . . . . . . . . . . . . . . . . . . 89

9.5

Tabla de particiones EMBR-1 . . . . . . . . . . . . . . . . . . 90

9.6

Esquema b´asico de particiones extendidas 05h . . . . . . . . . 92

9.7

Esquema avanzado de paticiones extendidas 05h . . . . . . . . 93

9.8

Esquema avanzado de paticiones extendidas 0Fh . . . . . . . . 94

9.9

Espacio no asignado a continuaci´on de un MBR . . . . . . . . 95

10.1 Concepto general de un driver . . . . . . . . . . . . . . . . . . 99 10.2 Tipos de interface procesador-periferico . . . . . . . . . . . . . 100

´INDICE DE FIGURAS

xiii

10.3 Esquema de los tipos de drivers . . . . . . . . . . . . . . . . . 102 11.1 Modo de operación de una IRQ . . . . . . . . . . . . . . . . . 105 11.2 Conexión de los PICs en una PC . . . . . . . . . . . . . . . . 105 12.1 Estados básicos de un proceso . . . . . . . . . . . . . . . . . . 110 12.2 Segmento de Estado de Tarea - TSS . . . . . . . . . . . . . . . 112 12.3 Conmutación entre tareas . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 113 12.4 Sistemas de procesamiento . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 115 12.5 Procesos hijo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 117 13.1 Planificación de procesos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 120 14.1 Ejemplo del problema de concurrencia a alto nivel . . . . . . . 130 14.2 Ejemplo del problema de concurrencia a bajo nivel . . . . . . 130 14.3 Espera activa . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 132 14.4 Estructura básica de un semáforo . . . . . . . . . . . . . . . . 133 14.5 Operación Wait . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 134 14.6 Operación Signal . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 134 14.7 Sección cr´ıtica con semáfotos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 135 14.8 Productor . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 136 14.9 Consumidor . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 136 14.10 Proceso Escritor . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 138 14.11 Proceso Lector . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 139 14.12 Proceso 1 - Bloqueo Indefinido . . . . . . . . . . . . . . . . . 139 14.13 Proceso 2 - Bloqueo Indefinido . . . . . . . . . . . . . . . . . 140 14.14 Interbloqueo de dos procesos . . . . . . . . . . . . . . . . . . 142 14.15 Ejemplo de control de flujo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 145 14.16 Control de flujo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 146

xiv

´INDICE DE FIGURAS

´Indice de Tablas 6.1

Bits de control

. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 49

7.1

Tipos de segmentos de c´odigo . . . . . . . . . . . . . . . . . . 64

8.1

Comparaci´on entre los discos magn´eticos y la memoria. . . . . 71

9.1

Identificaci´on de las particiones m´as comunes . . . . . . . . . . 86

11.1 Entradas de la IDT . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 104 11.2 Usos predeterminados de las IRQ . . . . . . . . . . . . . . . . 106

xvi

´INDICE DE TABLAS

Parte I Conceptos BÂ´ asicos

Cap´ıtulo 1 Introducci´ on Una computadora es un sistema electrónico programable de uso genérico, constituido básicamente por cuatro partes: • Almacenamiento primario (Memoria) • Almacenamiento secundario (Disco) • Dispositivos de entrada y salida • Unidad de procesamiento (procesador) Ver figura 1.1 Sin embargo, todo este conjunto de dispositivos electrónicos, no servir´ıan para nada sin un programa o software de control, que ayude a la administración adecuada de los componentes del sistema. Un sistema operativo 1 es un programa cuyo objetivo principal es controlar el uso adecuado de los recursos computacionales; es decir, debe controlar todas las partes disponibles en un sistema. Ya que un computador básicamente esta formado por cuatro partes, un sistema operativo también lo está. Ver figura 1.2. Para lograr su objetivo, el sistema operativo suele crear un entorno donde las operan aplicaciones de los usuarios. Dicho entorno brinda una serie de servicios que facilitan el manejo de los distintos periféricos. 1

No existe una definici´on universalmente aceptada

´ CAP´ITULO 1. INTRODUCCION

Figura 1.1: Partes b´asicas de un computador personal

Figura 1.2: Partes bÂ´asicas de un sistema operativo

´ CAP´ITULO 1. INTRODUCCION

Cap´ıtulo 2 Estructuras de Dise˜ no Seg´ un la forma en que se haya construido, es decir, su estructura de dise˜ no un sistema operativo se puede clasificar de las siguientes maneras: Estructura monol´ıtica: Es la estructura que tienen los primeros sistemas operativos. Consiste en crear procedimientos separados que pod´ıan llamarse unos a otros. Estos sistemas carec´ıan de protecciones y privilegios, sin embargo eran muy eficientes debido a su forma de operación. Estructura jer´ arquica: El sistema está dividido en niveles, uno sobre el otro. Cada nivel le presta una serie de servicios al nivel superior. As´ı, el n´ ucleo del sistema estará protegido por n capas o niveles. En esta estructura se basan prácticamente todos los sistemas actuales. M´ aquinas virtuales: Hay un sistema operativo central que proporciona a cada uno de los otros sistemas operativos la ilusión de que trabajan solos controlando cada uno su propia máquina. Para que todo ello funcione, el hardware debe proporcionar servicios de separación de memoria. Cliente/Servidor: Es el tipo más reciente de sistema operativo. El n´ ucleo o kernel del sistema operativo se encarga u ńicamente de establecer la comunicación entre los distintos clientes y servidores, además de manejar la multiprogramación. Tanto cliente como servidor son aplicaciones que se ejecutan en el sistema. Sin embargo, la diferencia radica en el hecho de que el servidor 7

˜ CAPÍTULO 2. ESTRUCTURAS DE DISENO provee una serie de servicios que son solicitados por los clientes para realizar una labor determinada. Un cliente puede ser simultáneamente servidor de otra aplicación. Esto se ve claramente, cuando se dice que todos los dispositivos de hardware son controlados por un servidor, y que cuando un cliente desea usar ese dispositivo, debe solicitarle al servidor usando uno de sus servicios el acceso al dispositivo. Sin embargo, no solo los servidores sirven para controlar los dispositivos de hardware. También pueden proveer servicios de software como ejecutar más aplicaciones, cálculos, entre otros.

Cap´ıtulo 3 Rese˜ na hist´ orica Para que un sistema operativo evolucione, no se requiere de nuevo hardware, puede evolucionar a partir de un sistema operativo. No obstante, si aparece un nuevo hardware, es muy probable que surjan nuevos sistemas operativos, o mejoras y adaptaciones de los que ya existen. Tablero de conexiones: Las primeras computadoras se programaban usando conexiones f´ısicas en un tablero; los programadores tambi´en eran los operadores de la computadora, y la supervisaban observando el comportamiento de unas luces de control. Consola: Un programador a la vez, usaba la computadora durante un per´ıodo de tiempo asignado con anterioridad En dicho per´ıodo de tiempo, el programador era due˜ no y se˜ nor de la computadora. Este sistema era muy ineficiente y costoso, ya que si el programador terminaba su labor antes de terminar su tiempo, la computadora permanec´ıa inactiva el resto de tiempo asignado, dado que estos aparatos eran muy costosos se produc´ıa desperdicio. Pero si por otro lado, el programador no lograba terminar en dicho per´ıodo de tiempo, ten´ıa que retirarse para darle el turno a otro, y posteriormente volver a cargar todo y continuar donde iba o volver a empezar. Esta situaci´on le hacia perder mucho tiempo. Separaci´ on operadores / programadores: Para ayudar a solucionar el problema del desperdicio en el sistema de consola, el programador deja 9

˜ HISTORICA ´ CAPÍTULO 3. RESENA de tener acceso directo a la computadora. Esto se logra contratando operarios especializados en el manejo de la misma. El operador organiza (por trabajos similares) y procesa en la computadora todos los programas entregados a él y luego entrega los resultados a los programadores para que éstos hagan las correcciones necesarias. Esto ayudó a mejorar la eficiencia en el manejo del sistema, pero a´ un se perd´ıa tiempo, mientras el operador organizaba y cambia de un trabajo a otro.

Secuenciador autom´ atico de trabajos: Dado que la labor del operador era en parte muy mecánica, se decidió crear un peque˜ no programa que transfiriera automáticamente el control de un trabajo a otro, para aumentar a´ un más la eficiencia. Inicialmente se le denominó “monitor residente” y podr´ıa decirse que éste fue el primer sistema operativo. Este sistema operativo usaba con un lenguaje de control de trabajos llamado JCL (Job Control Language), que se programaba con instrucciones que se pasaban a la computadora usando tarjetas perforadas. Sin embargo, debido a la diferencia en las velocidades de procesamiento entre los dispositivos de entrada/salida con respecto a la unidad de procesamiento, la computadora permanec´ıa mucho tiempo inactiva. Operaciones fuera de l´ınea (Off-Line): Mientras iba evolucionando la velocidad de los dispositivos de entrada/salida, se optó por dividir el proceso en tres etapas: • La primera consist´ıa en convertir los programas en tarjetas perforadas a cintas magnéticas (ya que escribir los programas directamente en las cintas era muy complicado en esa época) usando una peque˜ na computadora especializada en ello. • Luego dicha cinta era puesta en otra computadora, la cual procesaba toda la información que conten´ıa. Y almacenaba los resultados en otra cinta. • En la tercera y u ´ltima etapa, se llevaba la cinta de resultados a otra computadora especializada, la cual usaba una impresora para pasar todos los resultados a papel. As´ı pod´ıan ser analizados por

11 los programadores posteriormente, para saber si hab´ıa necesidad o no de corregir el programa y repetir el ciclo. Esto aumentaba considerablemente el uso de la computadora, ya que se pod´ıa tener varias lectoras de tarjetas operando simultáneamente, para aportar más cintas a procesar. Sin embargo, hab´ıa que esperar a que la cinta se llenara antes de pasarla a la siguiente etapa, demorando muchas veces el tiempo total de procesamiento. Buffering: Para resolver el problema mencionado se necesitó crear un técnica, que ayudara a mantener operando todo el sistema (etapa de entrada, procesamiento y salida) al mismo tiempo. Esta técnica consiste en asignar un bloque de memoria predeterminado llamado Buffer, el cual se llena con los datos enviados por los dispositivos de entrada/salida. Al mismo tiempo la computadora lee de este buffer y comienza a procesar colocando los resultados en otro buffer, del que posteriormente se toman para ser impresos. Esta técnica mejora las anteriores gracias a que labores internas antes realizadas por operadores, ahora son automatizadas. Esta técnica dio origen a la técnica DMA1 usada hoy en d´ıa por dispositivos de entrada/salida. Esta técnica consiste básicamente en darle el control al dispositivo de DMA para que este coloque la información directamente en memoria, sin necesidad de utilizar el procesador para ello. Spooling: Debido a la aparición de las unidades de disco magnéticos, fue posible crear la técnica de spool2 , que es básicamente un buffer pero en disco. As´ı era posible mantener la memoria un poco más descongestionada. Multiprogramaci´ on: Ya que la computadora está prácticamente inactiva cuando el programa que se ejecuta está realizando operaciones de entrada/salida, fue necesario buscar alg´ un mecanismo para poder mejorar su rendimiento. El mecanismo de multiprogramación consiste en conmutar a otro programa a´ un si el actual no ha terminado. Esta conmutación se puede 1 2

Direct Memory Access Simultaneous Peripheral Operation On-Line

˜ HISTORICA ´ CAPÍTULO 3. RESENA producir por muchos factores: llegada de programa de mayor prioridad, terminación de un tiempo asignado, solicitud de entrada/salida a un dispositivo, etc. Suponga que el criterio de conmutación es la asignación de un periodo de tiempo entonces si esta conmutación se hace muy rápidamente, todos los usuarios tendr´ıan la impresión de estar trabajando como due˜ nos y se˜ nores de toda la computadora. Este fenómeno produce la expresión “es que la computadora está procesando varios programas simultáneamente”, aunque en la realidad no sea del todo cierta esta afirmación. En estos sistemas pueden presentarse simultáneamente dos técnicas distintas llamadas Batch (Procesamiento por lotes) y Time Sharing (Tiempo compartido); la diferencia fundamental entre ellas, está en la intervención del usuario: en la primera no se presenta, y en la segunda s´ı. Esto quiere decir que en sistemas con multiprogramación del tipo batch no existe la interactividad, mientras que en los de tiempo compartido s´ı (usando m´ ultiples teclados y pantallas llamadas terminales. A los trabajos generados desde una terminal se les conoce con el nombre de sesión.

Tiempo Real: Es una modalidad especial de los sistemas con multiprogramación en la cual el tiempo de respuesta es vital para cualquier petición. Por ejemplo, el tiempo real en sistemas reactivos utilizados básicamente para controlar procesos en la vida real (industriales, control de veh´ıculos, aviones, etc), que están continuamente monitoreados por sensores. En ellos, para tomar una determinada acción debe presentarse alg´ un evento en especial, como ser´ıa el apagado de todos los motores, el encendido de un sistema contra incendios, entre otros. Es decir, el tiempo de respuesta debe ser extremadamente corto. Procesamiento distribuido: Son sistemas en donde varias computadoras cooperan para resolver un problema. Regularmente se emplean redes de alta velocidad para interconectarlas. Esta capacidad de cooperación no interfiere con la capacidad individual de procesar datos ajenos al problema principal. Se conocen como sistemas débilmente acoplados.

13 Multiprocesamiento: Sistemas donde una sola computadora posee varios procesadores (sistemas fuertemente acoplados). Estos sistemas se utilizan para resolver problemas que requieran una gran cantidad de procesamiento (sistemas expertos, simulación del clima, etc). Para ello, los problemas muy grandes se dividen en problemas más sencillos que son atacados por cada procesador. Posteriormente, los resultados parciales de cada uno conforman la solución del problema inicial. Esta técnica se conoce como programación en paralelo. Sistemas monousuario: Al reducirse el costo de los componentes de hardware y aumentar el nivel de miniaturización, aparecen máquinas de uso doméstico dise˜ nadas para un solo usuario, conocidas como computadoras personales (P.C.). Estas máquinas han venido evolucionado tan rápidamente, que ahora, se encuentran prácticamente en cualquier parte y realizando diferentes tipos de labores, desde entretenimiento, hasta procesamiento de imágenes, pasando por video y sonido a nivel profesional.

˜ HISTORICA ´ CAP´ITULO 3. RESENA

Parte II AdministraciÂ´ on de Memoria

Cap´ıtulo 4 Memoria La memoria puede considerarse con un arreglo unidimensional, es decir, una serie de casillas contiguas donde se almacena información. Cada casilla tiene asignado un u ńico n´ umero o subindice (dirección memoria), el cual sirve para identificarla. Ver figura 4.1.

Figura 4.1: Modelo conceptual de la memoria

Tanto la capacidad de almacenamiento de una casilla, como la cantidad de ellas en la memoria, son definidas directamente por el fabricante. La cantidad de casillas en memoria, est´a estrechamente relacionada con la capacidad de direccionamiento del hardware. 17

CAP´ITULO 4. MEMORIA

Esto quiere decir, que si solo se utilizan 16 bits para direccionar una casilla de memoria, el hardware podrá tener como máximo 216 unidades de almacenamiento. El procesador lee constantemente instrucciones y datos de la memoria para poder ejecutar los programas y por lo tanto, la velocidad de la memoria influye directamente en la velocidad de procesamiento. Al referirse a la velocidad de la memoria, es importante tener en cuenta dos factores: Tiempo de Acceso: Es el tiempo que transcurre entre el inicio y el fin de una operación de lectura o escritura sobre la memoria. Tiempo de Ciclo de Memoria: Es el tiempo m´ınimo entre el inicio de dos accesos consecutivos a memoria. A veces coincide con el tiempo de acceso, pero otras veces es mayor. Por otro lado, todo programa debe encontrarse en memoria, de manera contigua antes de ser ejecutado. Luego que un programa termina su ejecución, la memoria que ocupa se libera. Existen básicamente dos tipos de programas desde el punto de vista de la memoria: programas relocalizables y programas no relocalizables. Esta clasificación se refiere a si los programas una vez cargados en la memoria, se pueden cambiar o mover a otra posición de memoria, sin ver afectada su ejecución. En adelante, nos centraremos en los programas relocalizables. Como la caracter´ıstica principal de los programas relocalizables, es precisamente el poder moverlos de un lugar a otro sin problema alguno, estos programas no pueden utilizar direccionamiento directo para referenciar sus componentes. Esto quiere decir, que ellos deben utilizar direccionamiento relativo, el cual consiste en referenciar todos los componentes de la aplicación a partir de un desplazamiento sobre una variable llamada cero relativo. Dicha variable contendrá una dirección f´ısica de la memoria, en la cual se encuentra actualmente la aplicación.

4.1. CLASES DE MEMORIA

4.1

Clases de memoria

Existen diferentes clases de memoria, dise˜ nadas para diferentes usos. Entre las más importantes se encuentran: Ram: La memoria RAM1 (memoria de acceso aleatorio) es el principal sistema de almecenamiento de las computadoras. Esta memoria se considera volátil, es decir, su contenido se pierde al desconectarse de la energ´ıa. EDO-RAM: La EDO-RAM2 (RAM de salida extendida de datos) tiene un tama˜ no de 72 pines y usa un banco en la tarjeta principal llamado SIMM. SD-RAM: La SD-RAM3 (Memoria Dinámica Sincrónica de Acceso aleatorio) tiene un tama˜ no de 168 pines y usa un banco en la tarjeta principal llamado DIMM. Flash: Es un medio de almacenamiento de alta velocidad y facilidad de transporte. Actualmente usado en las cámaras digitales y reproductores de m´ usica en formato MP3. No todas las presentaciones de la memoria flash son iguales ni compatibles entre ellas. Cach´ e: Es un tipo de memoria de acceso más rápido que la RAM. Almacena la información que el procesador necesita ejecutar con mayor frecuencia. La Caché primaria se reside en el microprocesador y la secundaria reside en la tarjeta principal o main board. ROM: La memoria ROM4 (memoria de sólo lectura) es la memoria que almacena información de manera permanente, la cual no se pierde si se apaga el computador. En ella se almacena información importante para el sistema de diagnóstico en el proceso de arranque de un computador. 1

Random Access Memory Extended Data Output RAM 3 Synchronous Dinamic RAM 4 Read Only Memory 2

CAP´ITULO 4. MEMORIA

4.2

Sistemas de protecci´ on

Por ser la memoria un recurso tan influyente en el rendimiento del procesamiento, debe ser manejada de la mejor forma posible. El proceso software del sistema operativo que se encarga de manejar la memoria, se llama administración de memoria. Existen muchos mecanismos o alternativas para la administración de memoria. La primera alternativa que se tiene, es no tener ning´ un mecanismo propio del sistema para la asignación de memoria, es decir, existe un entorno de trabajo y el programador es due˜ no y se˜ nor de ella (Máquinas de propósito espec´ıfico). Luego se podr´ıa pensar en sistemas de uso más generales pero limitados a un solo usuario (monousuario) y a una sola tarea (monotarea), en los cuales la memoria se divide básicamente en dos, una peque˜ na parte para el sistema operativo y el resto para el usuario o programador. Debido a que el programa del usuario se encuentra en memoria al mismo tiempo que el sistema operativo, debe crearse alg´ un mecanismo para que el programa del usuario no da˜ ne al sistema operativo ya sea accidentalmente o a propósito. Se mencionarán varios de estos mecanismos de protección, a pesar de que en la práctica no se utilizan todos. El primer mecanismo es comparar si cada dirección de memoria se encuentra o no dentro de la zona asignada al usuario. En este mecanismo de protección, existen dos posibilidades, que el sistema operativo este ubicado al inicio de la memoria, o al final de ella. Ver figuras 4.2 y 4.3. Otro mecanismo de protección, con el sistema operativo al inicio de la memoria consiste en sumar a la dirección solicitada el contenido de un registro base, el cual contiene el l´ımite superior del sistema operativo. Ver figura 4.4. Debido al crecimiento de los sistemas de computo, es necesario crear otras alternativas, de modo que se puedan atender “al mismo tiempo” varios usuarios y varias tareas, pero para ello hay que garantizar un entorno de trabajo (zona de memoria bajo la responsabilidad del programa) protegido de otros programas, que accidentalmente o no, utilicen memoria ya asignada a este entorno.

´ 4.2. SISTEMAS DE PROTECCION

Figura 4.2: Protecci´on usando l´ımite inferior de zona

Figura 4.3: Protecci´on usando l´ımite superior de zona

Figura 4.4: Protecci´on usando registro base

CAP´ITULO 4. MEMORIA

Para poder garantizar ´esto, es necesario dividir la memoria en m´ ultiples particiones, una para el sistema operativo y una para cada uno de los programas que se est´en ejecutando en el sistema. Para garantizar la “privacidad” de todos los entornos de trabajo, se pueden utilizar los mismos mecanismos ya vistos, pero con unas ligeras modificaciones. Ver figura 4.5.

Figura 4.5: Protecci´on usando l´ımites De igual manera, se puede usar el mecanismo presentado en la figura 4.6.

Figura 4.6: Protecci´on usando registro base y l´ımite superior Otro posible mecanismo utiliza en lugar de la direcci´on, un desplazamiento sobre la zona asignada. Ver figura 4.7.

´ 4.2. SISTEMAS DE PROTECCION

Figura 4.7: Protecci´on usando tama˜ no y base

CAP´ITULO 4. MEMORIA

Cap´ıtulo 5 M´ ultiples entornos de trabajo Existen dos formas b´asicas de dividir la memoria para contener varios entornos de trabajo: • Divisiones de tama˜ no fijo • Divisiones de tama˜ no variable

5.1

Bloques de tama˜ no fijo

En este modelo cuando un programa requiere m posiciones de memoria, se le asigna n bloques contiguos de un tama˜ no p tal que, n * p >= m. Ver figura 5.1. Es claro observar que en algunos casos, se asignará más memoria de la que el programa realmente necesita, caso en el cual n * p es estrictamente mayor que m. El espacio adicional al tama˜ no del programa se desperdicia y no puede ser utilizado por ning´ un otro programa, ya que u ´selo o no, este espacio pertenece al entorno de trabajo de ese programa. A este problema se le llama fragmentación interna . Como ya se ha mencionado, cuando un programa termina su ejecución, la memoria que éste ten´ıa asignada se libera. Pero como no todos los programas 25

´ ENTORNOS DE TRABAJO CAP´ITULO 5. MULTIPLES

Figura 5.1: Fragmentaci´on Interna

terminan al mismo tiempo, irán apareciendo espacios libres cuyo tama˜ no varia entre 1 y p bloques contiguos de memoria. Cuando otro programa necesita memoria y hayan varios huecos disponibles, surge la pregunta de cuál hueco debe usar. La asignación de memoria se puede hacer siguiendo una de las siguientes estrategias:

5.1.1

Estrategias de ajuste

• Estrategias sobre los huecos: FF: La estrategia FF1 selecciona el primer hueco que cumpla la condición de asignación. BF: La estrategia BF2 selecciona el hueco más peque˜ no que cumpla la condición de asignación. 1 2

First Fit Best Fit

˜ FIJO 5.1. BLOQUES DE TAMANO

WF: La estrategia WF3 selecciona el hueco más grande que cumpla la condición de asignación. • Estrategias sobre las solicitudes: FF: La estrategia FF selecciona la primera solicitud que se pueda suplir con el hueco actual. BF: La estrategia BF selecciona la solicitud más grande que se pueda suplir con el hueco actual. WF: La estrategia WF selecciona la solicitud más peque˜ na que se pueda suplir con el hueco actual. Estas estrategias de ajuste no son las u ńicas que pueden ser utilizadas, pero son las más comunes. Es de anotar que el tiempo que el sistema operativo se demora en determinar el hueco o solicitud a utilizar es diferente en cada una de las estrategias. Es decir, este factor hay que tenerlo en cuenta a la hora de seleccionar la estrategia de ajuste. Además, este tiempo puede depender de los datos y en casos particulares debe ser considerado como un valor constante dependiendo de la complejidad del algoritmo.

5.1.2

Criterios de evaluaci´ on de las estrategias

Para poder saber si una estrategia de ajuste es mejor que otra, se utilizan los siguientes indicadores como puntos de comparación: Tiempo de servicio: Tiempo que tarda un programa o proceso en ejecutarse y salir del sistema (T iempo de salida − T iempo de llegada). Dicho tiempo, cuanto más peque˜ no sea, mejor. Tiempo de espera: Este valor expresa todo el tiempo que el proceso estuvo inactivo (T iempo de servicio − T iempo de ejecucion). Dicho valor cuanto más peque˜ no sea, mucho mejor. 3

Worst Fit

´ ENTORNOS DE TRABAJO CAP´ITULO 5. MULTIPLES

Índice de Servicio: Valor que representa el porcentaje de tiempo que el proceso se está ejecutando, con respecto al tiempo que permanece en de ejecucion el sistema ( TTiempo ). Este valor indica si el proceso fue limiiempo de servicio tado por el procesador (valor cercano a 1) o por los dispositivos de entrada/salida del sistema (valor cercano a 0). Los valores que realmente importan son los promedios de estos criterios después de un periodo x de tiempo y de haber ejecutado n procesos. Por otra parte, debido a que es estrictamente necesario que los programas se coloquen de manera contigua en la memoria para ser ejecutados, tenemos el siguiente problema: Imagine un programa que requiera m bloques de memoria en un momento dado, pero justo en ese momento la memoria está fragmentada, existiendo huecos de tama˜ no menor que m. Entonces el programa no se puede ejecutar, a´ un si la suma de todos los huecos es mucho mayor que m. Por lo tanto fue necesario buscar mecanismos que permitieran solucionar este problema de asignación. Existen varios mecanismos para ayudar a solucionar este problema. Sin embargo, cabe destacar dos, uno que no requiere de un hardware especial, (´ unicamente software) y el otro que si lo requiere.

5.1.3

Compactaci´ on

Esta es una alternativa para solucionar el problema usando solamente software. La idea consiste en mover de un lugar a otro entornos de trabajo, de tal manera que se logre acomodar los datos dejando juntos todos los huecos solucionando as´ı el problema. Pero imagine por un momento el costo (tiempo de procesamiento) de esta operación. Primero habr´ıa que analizar la situación actual de la memoria, determinando qué entornos de trabajo se pueden mover y cuales no (relocalizables y no relocalizables) y buscar todas las combinaciones posibles de movimiento, trantando de encontrar la más apropiada. Ver figura 5.2. Como se puede ver claramente, es extremadamente costoso desde el punto de vista del tiempo requerido como del tiempo de procesamiento.

˜ FIJO 5.1. BLOQUES DE TAMANO

Figura 5.2: Ejemplo de compactaci´on

5.1.4

Paginaci´ on

La paginación permite que los bloques de memoria que componen un entorno de trabajo no estén necesariamente contiguos. Para lograrlo, es necesario un hardware especial. En este nuevo modelo de administración de memoria, el programador tiene una visión de la memoria diferente al estado real de la misma. Esto quiere decir que desde su punto de vista, la memoria de su entorno es contigua, pero no necesariamente lo está. En primera instancia, el programador trabajará en una memoria llamada memoria lógica, la cual es solo un “espejismo”, es decir, es la misma memoria f´ısica o real, pero vista a través del hardware especial. Como la memoria lógica es la misma f´ısica, se encuentra dividida en bloques de igual tama˜ no. Los bloques de la memoria f´ısica se les llama marcos (frames) y los bloques de la memoria lógica se llaman páginas.

´ ENTORNOS DE TRABAJO CAP´ITULO 5. MULTIPLES

El mecanismo de hardware consiste básicamente en soportar una tabla por cada programa, llamada tabla de páginas. Cada entrada de la tabla está un´ıvocamente relacionada con una página determinada y en su contenido, expresa el n´ umero del marco en el cual se encuentra dicha página en la memoria f´ısica. Para disminuir la fragmentación interna, se desea que el tama˜ no de las páginas sea peque˜ no. Pero esto aumentar´ıa el n´ umero de entradas de la tabla, por lo que no puede ser tampoco muy peque˜ no. Para entender mejor el concepto básico de la paginación, vea el ejemplo de la figura 5.3, en el cual el tama˜ no de los bloques es de 2 bytes y los programas tienen asignado un n´ umero determinado de páginas: 4 (Programa 1), 5 (Programa 2), 3 (Programa n). Observe que en la página 3 del programa 1 se almacena u ńicamente un caracter (caben dos). Ocurre lo mismo en la página 2 del programa n. En ambos programas, existe un desperdicio de un 1 byte. En este ejemplo se puede apreciar claramente que desde el punto de vista de cada programa, su memoria lógica está contigua mientras que en la memoria f´ısica no. Otra ventaja muy importante de este mecanismo de paginación es la posibilidad de compartir marcos entre programas, con el objeto de no tener información duplicada en la memoria. Observe el marco 8 de la figura 5.3. Un ejemplo de ello, es cuando se desea ejecutar más de una vez un mismo programa. Entonces dicho programa “deber´ıa” estar duplicado, tantas veces como se haya ejecutado en la memoria, pero si colocamos una copia de él, compartida en todos los entornos, estaremos ahorrando mucho espacio. Cabe anotar que cada instancia del programa debe conservar sus datos de manera no compartida, propia de su entorno de trabajo. Esta es una visión muy general del mecanismo de paginación. En la práctica es mucho más complejo, ya que la tabla de páginas contiene más información: (si un marco es de datos, de código, de sólo de lectura, de ejecución, entre otros).

˜ FIJO 5.1. BLOQUES DE TAMANO

Figura 5.3: Mecanismo de paginaci´on

5.1.5

´ ENTORNOS DE TRABAJO CAP´ITULO 5. MULTIPLES

Direccionamiento

Dado que existe conceptualmente una memoria lógica y existe una memoria f´ısica, también existen direcciones lógicas y direcciones f´ısicas. Se definirá una dirección lógica, a toda aquella que haga referencia a la memoria lógica y de manera análoga se definen las direcciones f´ısicas. Una dirección en este modelo está construida por dos partes: la primera hace referencia a la página que se desea acceder, y la segunda, hace referencia a un desplazamiento dentro de esta página. Ver figura 5.4.

Figura 5.4: Mecanismo de paginaci´on - Funcionamiento

En el ejemplo de la figura 5.3, un desplazamiento de 0 indica el primer caracter, mientras que un desplazamiento de k indica el caracter que está en la posición k - 1. Naturalmente, dicho desplazamiento no debe ser mayor al tama˜ no de la página. Veamos ejemplos con respecto a la figura 5.3.

˜ FIJO 5.1. BLOQUES DE TAMANO

• Programa 1: – Dirección Lógica 1:0, convertida a Dirección F´ısica 1:0, Dato i – Dirección Lógica 2:1, convertida a Dirección F´ısica 8:1, Dato y – Dirección Lógica 1:1, convertida a Dirección F´ısica 1:1, Dato o • Programa 2: – Dirección Lógica 3:1, convertida a Dirección F´ısica 8:1, Dato y – Dirección Lógica 2:0, convertida a Dirección F´ısica 5:0, Dato e Tabla de p´ aginas Podr´ıa pensarse que dichas tablas se encuentran en registros de hardware. Sin embargo, aunque ésto podr´ıa hacerse, ser´ıa muy costoso. Por lo tanto, hay que buscar otra alternativa más viable. Dicha alternativa puede ser crear estas tablas en la memoria f´ısica. Pero como es necesario pasar por la tabla de páginas para ir a la memoria f´ısica, el hecho de tener la tabla de páginas en ella crea un c´ırculo vicioso. As´ı, es necesario que el hardware brinde un registro adicional llamado PTBR 4 para guardar la dirección f´ısica de la tabla de páginas del programa en ejecución. Ver figura 5.5. Dado que realmente los procesos no se ejecutan al mismo tiempo, solo existirá un proceso ejecutándose en cada instante en máquinas de un solo procesador. Entonces, el registro PTBR, almacenará la dirección f´ısica de la tabla de páginas del programa en ejecución. Cuando sea necesario pasar a otro programa, este valor se guardará en la memoria f´ısica, se restaura la dirección de la nueva tabla de páginas que ya hab´ıa sido almacenada con anterioridad y todo contin´ ua igual. Este proceso de guardar y recuperar la información de cada proceso se conoce como cambio de contexto. El proceso para llegar a la página i-esima es el siguiente: • Se ubica en la memoria f´ısica la tabla de páginas usando el PTBR. 4

Page Table Base Register

´ ENTORNOS DE TRABAJO CAP´ITULO 5. MULTIPLES

Figura 5.5: PTBR - Page Table Base Register

• Se desplaza hasta la posición i-esima de la tabla. • Se toma el n´ umero del marco de la tabla de páginas. • Se busca en la memoria f´ısica el marco y tomamos el elemento solicitado usando el desplazamiento (el desplazamiento f´ısico es el mismo que el desplazamiento lógico). Como se puede ver en el procedimiento anterior, para acceder a una posición determinada, hay que ir dos veces a la memoria: una a buscar el marco correspondiente y otra a buscar el dato. Esto duplica el tiempo de acceso a memoria, lo cual es un problema. Para solucionarlo, en la práctica se utiliza una memoria especial muy peque˜ na usqueda anticipada o TLB 5 que usualllamada buffer de traducción con b´ 5

Translation look aside buffers

Ë&#x153; FIJO 5.1. BLOQUES DE TAMANO

mente se implementa con un tipo de memoria especial llamada memoria asociativa.

´ ENTORNOS DE TRABAJO CAP´ITULO 5. MULTIPLES

Cuando a una memoria asociativa se le hace una solicitud de b´ usqueda, ésta se realiza simultáneamente en todos los registros de la memoria y la respuesta es casi inmediata (Menos del 10% tiempo que gastar´ıa ir a la memoria f´ısica). Esta memoria contendrá una parte muy peque˜ na de la tabla de páginas, y su forma de utilización es la siguiente: Se hace una solicitud de b´ usqueda de una página determinada. • Si está, entonces se obtiene el n´ umero del marco asociado esta página. • Sino: – Se hace el procedimiento normal para llegar a una página. – Se guarda este resultado en la memoria asociativa (Con lo cual se garantiza que si las siguientes consultas son a esta página, el valor del marco ya está listo en la memoria asociativa, reduciendo de manera considerable el tiempo de acceso). Cada fabricante de hardware, entrega un valor equivalente al porcentaje de acierto de b´ usqueda en la memoria asociativa. Dicho valor se llama tasa de acierto T. Por ejemplo : Suponga que se gastan m nanosegundos para el acceso al TLB y p nanosegundos para el acceso a la memoria, donde m << p. Entonces si la página está almacenada en el TLB, se utilizaran m + p nanosegundos. Si la página no se encuentra en el TLB, se gastarán 2p + m: • m nanosegundos buscando en el TLB. • p nanosegundos buscando en la tabla de páginas. • p nanosegundos buscando el marco deseado. En consecuencia, se defiere el tiempo de acceso efectivo a la memoria como: T A = T (m + p) + (1 − T )(2p + m) Donde 1 - T es la tasa de desaciertos en el TLB.

˜ VARIABLE 5.2. BLOQUES DE TAMANO

5.2

Bloques de tama˜ no variable

En este modelo, cuando un programa requiere m posiciones de memoria, se le asigna un bloque de tama˜ no m. Es claro observar que no existe el problema de fragmentación interna. Pero, por el simple hecho de asignar y liberar memoria en un per´ıodo de tiempo, se van generando huecos (memoria contigua libre) entre los entornos de trabajo ya asignados. Sin embargo, si se asignan bloques de tama˜ no variable, los huecos que van quedando son también de tama˜ no variable. Recuerde que en el modelo anterior, los huecos son un conjunto de bloques de tama˜ no fijo, mientras en este nuevo modelo no hay ninguna garant´ıa en cual puede ser el tama˜ no m´ınimo de un hueco. Por lo tanto cuando quedan huecos en la memoria donde la suma total de la memoria disponible es mayor o igual a la de una solicitud de un programa, pero dicha solicitud no cabe en ning´ un hueco individual se produce un problema llamado fragmentación externa. La fragmentación externa puede llegar a ser un problema grave de ineficiencia y desperdicio de recursos, debido a que mantener la información del lugar en el que se encuentran bloques muy peque˜ nos es más costoso en términos de memoria que los mismos huecos. Una posible solución es otorgarle el espacio de los huecos huecos peque˜ nos a la solicitud más cercana, creando as´ı fragmentación interna en este sistema. Ahora bien, si existen varios huecos que cumplen con un tama˜ no adecuado para una solicitud, también se pueden usar las estrategias de ajuste ya mencionadas, al igual que el planificador de trabajos. De manera análoga como ocurre en el modelo que utiliza bloques de tama˜ no fijo, en este modelo también se presenta el problema de asignación de memoria, por tener la memoria libre dispersa en bloques de tama˜ no variable no contiguos. Para solucionar el problema de la fragmentación externa, se puede usar la compactación de forma similar a la usada en el modelo de bloques de tama˜ no fijo, o usar una solución por hardware llamada segmentaci´ on.

´ ENTORNOS DE TRABAJO CAP´ITULO 5. MULTIPLES

5.2.1

Segmentaci´ on

En la segmentación el entorno de trabajo de los programas se compone de un conjunto de segmentos de tama˜ no variable, sin ning´ un orden espec´ıfico donde la memoria no necesariamente es considerada como un arreglo unidimensional. Cada uno de los bloques tiene un nombre y un desplazamiento. Para hacer más sencilla la implementación, los segmentos se numeran, y se hace referencia a ellos por el n´ umero y no por el nombre. Ver figura 5.6. Su forma operar es la siguiente: • Toda dirección lógica en este modelo está constituida por dos partes, una parte que numéricamente indica el segmento y la otra parte que indica el desplazamiento dentro de él. • A partir de esa posición tomamos el valor de la base (dirección f´ısica donde comienza el segmento) y del l´ımite (longitud o tama˜ no) de ese segmento. • Luego se procede a comparar el valor del l´ımite del segmento con el valor del desplazamiento. Si el primero es mayor, se le sumará el desplazamiento a la base del segmento para obtener la dirección f´ısica donde se encuentra ese segmento. Si es menor, se produce un error. Ver figura 5.7. La tabla de segmentos tiene las mismas consideraciones de implementación que la tabla de páginas. Por ende, existe un registro llamado STBR 6 , el cual contiene la dirección f´ısica en donde radica la tabla en la memoria. Ver figura 5.8. Es importante observar que las operaciones aritméticas y relacionales como sumas, multiplicaciones, b´ usquedas y comparaciones son realizadas por el hardware y no por el software. La u ńica responsabilidad del software es la de mantener la información en las páginas. Cada programa debe tener su propia tabla de segmentos, para que él conozca donde se encuentra toda su información. Al igual que en el sistema de 6

Segment Table Base Register

˜ VARIABLE 5.2. BLOQUES DE TAMANO

Figura 5.6: Mecanismo de segmentaci´on

´ ENTORNOS DE TRABAJO CAP´ITULO 5. MULTIPLES

Figura 5.7: Mecanismo de segmentaci´on - Funcionamiento

paginación, el programa ve toda su memoria contigua, pero es posible que ésta no lo esté realmente. Como cada programa tiene su propia tabla de segmentos, tampoco existe problema alguno en compartir segmentos entre programas, simplemente haciendo que el valor de la base y l´ımite de los segmentos a compartir, estén igual en ambas tablas. Ver figura 5.6. Cabe anotar, que en la práctica, al igual que en el sistema de paginación, estas tablas contienen más información que la ya mencionada. Sin embargo, ésta es la m´ınima información necesaria para que el modelo opere.

5.3

Sistemas combinados

En estos modelos, se utiliza una combinación de paginación y segmentación. Dichos modelos se llaman, dependiendo el orden en que se aplican los métodos: • Paginación Segmentada.

5.3. SISTEMAS COMBINADOS

Figura 5.8: STBR - Segment Table Base Register

• Segmentación Paginada. Por ejemplo en el caso de la segmentación paginada, se aplica primero el modelo de segmentación y posteriormente el de paginación, es decir, el programador ve su sistema totalmente segmentado y da las direcciones lógicas como ya se vió. El cambio aparece al final del proceso de segmentación, ya que la salida no es una dirección f´ısica sino lógica, la cual es procesada por la unidad de paginación. Esto quiere decir que el resultado del modelo de segmentación es una dirección que contiene un n´ umero de página y un desplazamiento dentro de ella.

´ ENTORNOS DE TRABAJO CAP´ITULO 5. MULTIPLES

Cap´ıtulo 6 Memoria virtual Ya se han mostrado varias estrategias para administrar la memoria. Sin embargo, ellas solo consideran el problema de ubicación de los programas y sus entornos, es decir, consideran el problema de manejo de la asignación u ńicamente. La memoria virtual es una técnica de gestión que ayuda a la ejecución de programas y el manejo de sus entornos de una manera parcial, es decir, que ellos no necesariamente tienen que estar en su totalidad en memoria. Esto garantiza un mejor aprovechamiento de la misma, ya que habrá más espacio disponible para cargar o manipular más información. La memoria virtual se conoce con el nombre de Swap o zona de intercambio. Además, con esta técnica, el sistema operativo puede manipular o ejecutar programas cuyo tama˜ no supere el de la memoria f´ısica. Esta técnica de gestión utiliza una parte de la unidad de almacenamiento secundario de la computadora (disco) como si fuera memoria. Por supuesto, esto no quiere decir que ahora los programas no tienen que estar en memoria para ser ejecutados, o los datos para ser procesados; simplemente lo que hace es almacenar zonas que no estén siendo usadas de la memoria, o que cuyo acceso sea muy esporádico, en el disco (swap-out) y liberar esta zona de la memoria, para que posteriormente sea asignada a información o parte de una aplicación que s´ı se necesita ahora o con mayor frecuencia. Cuando el sistema necesite la información que ten´ıa en memoria y que bajó al disco (swap-out), ésta tendrá que ser cargada en memoria nuevamente para poder ser utilizada (swap-in). 43

CAP´ITULO 6. MEMORIA VIRTUAL

Figura 6.1: Memoria Virtual

Como ya se ha dicho, los programas y los datos se pueden subir a memoria por partes, lo cual le da al usuario la perspectiva de tener más memoria que la que realmente tiene, ya que “aparentemente” puede ejecutar más programas y manejar un volumen de información mayor. Ahora bien, como el tiempo de acceso a un dispositivo de almacenamiento secundario es mucho mayor que el tiempo de acceso a la memoria, el utilizar de manera no apropiada esta técnica de gestión, podr´ıa disminuir notablemente la velocidad del sistema. Otra consideración que hay que tener en cuenta para no afectar la velocidad, es la ubicación de la zona destinada a la memoria virtual en el disco. Es mucho mejor tener esta zona por fuera de la reservada para el sistema operativo, que tenerla entremezclada con él. Esto garantiza que todo el espacio reserva-

´ POR DEMANDA 6.1. PAGINACION

do es responsabilidad exclusiva del manejador de memoria virtual. Además se puede acceder esta zona directamente, sin pasar por los servicios de acceso a archivos dados por el mismo sistema operativo. La memoria virtual se puede implementar mediante varios mecanismos, dependiendo de qué administrador de memoria estemos usando. Paginaci´ on por demanda: Solo se irán subiendo a memoria las páginas que se vayan requiriendo. Segmentaci´ on por demanda: Se irán subiendo los segmentos que se necesiten. Es más complejo por ser de tama˜ no variable. Segmentaci´ on paginada por demanda: Se usa cuando se ven segmentos, pero el sistema utiliza paginación. En este modelo se emplea la paginación por demanda. En consecuencia, la paginación por demanda, es el mecanismo más utilizado.

6.1

Paginaci´ on por demanda

Es un proceso mediante el cual se puede cargar parte de un programa en la memoria, aumentando la memoria disponible del sistema. Los pasos a continuación ilustran el proceso. Ver figura 6.2. 1. Instrucción de acceso a memoria. 2. Se genera una excepción llamada “fallo de página”. Dicha excepción ejecuta automáticamente una rutina del sistema operativo, espec´ıficamente una parte del mecanismo de memoria virtual. 3. Se busca la página solicitada en el disco. Esta labor la desempe˜ na la rutina ejecutada automáticamente por la excepción. 4. Se ubica la página en un marco libre (si existe). 5. Se actualiza la tabla de páginas con la información del nuevo marco. 6. Se retorna a la instrucción de acceso a memoria.

CAP´ITULO 6. MEMORIA VIRTUAL

Figura 6.2: Memoria Virtual - Funcionamiento

Algo que debe quedar muy claro es que todos estos mecanismos de administración de memoria, al igual que las técnicas de gestión son transparentes para el usuario o programador. Supongamos que estamos en el punto cuarto del funcionamiento de la memoria virtual, es decir, estamos buscando un marco libre para ubicar la página solicitada, pero resulta que no hay marcos libres. Entonces se debe ejecutar otra parte del mecanismo de memoria virtual, que se encargará de determinar cual de las páginas que actualmente está en memoria debe hacersele swapout, para poder colocar la página solicitada en ese espacio. A esta rutina se le llama rutina de reemplazo de páginas. Se vé claramente que cuando no hay marcos disponibles, se deben realizar dos transferencias de página, una para hacer swap-out (página seleccionada para ser reemplazada) y la otra de swap-in (página solicitada), aumentando a´ un más el retardo en el sistema. Para ayudar a controlar este fenómeno, el hardware proporciona de un bit por cada página llamado (dirty bit) o bit “sucio”, el cual indica en cada momento si la página ha sido modificada o no. Para ver como este bit puede ayudar, suponga que se comenzó a ejecutar la rutina de reemplazo de páginas, la cual detecta que existe una página que no se ha modificado y que a´ un permanece una copia de ella en el disco. Entonces la rutina decide quitar esta página, modificando u ńicamente la tabla de páginas (no hace swap-out), sobrescribe

´ 6.2. RUTINAS DE REEMPLAZO DE PAGINAS

en ese espacio los datos de la página solicitada y actualiza nuevamente la tabla de páginas, ahorrando as´ı una transferencia de página.

6.2

Rutinas de reemplazo de p´ aginas

Existen varios algoritmos para solucionar este problema. Sin embargo, el mejor será aquel que logre reemplazar las páginas que tarden más en ser solicitadas. Es decir que trate de evitar al máximo el reemplazar páginas que se usen muy frecuentemente, ya que ello producir´ıa fallas de página muy continuamente, deteriorando la eficiencia del sistema. Está claro que la dificultad radica en no poder prever el comportamiento futuro de los procesos. Otro factor muy importante es el n´ umero de páginas que dispone el hardware, pues entre menos ixmarcos existan, más fallas de páginas habrá.

6.2.1

Algoritmo FIFO

FIFO 1 es el algoritmo más sencillo. Consiste en asociar a cada página el instante de tiempo en el que se trajo a memoria (cola que indicará el movimiento de páginas). As´ı pues cuando hay que reemplazar una página (se a˜ nade al final de la cola), se reemplazará por la página más antigua (la que esté a la salida de la cola). Este algoritmo es fácil de programar y produce poca sobrecarga al sistema. Sin embargo su rendimiento no siempre es bueno, ya que sufre de la anomal´ıa de Belady. La anomal´ıa de Belady es un fenómeno que les ocurre a los algoritmos de reemplazo de páginas, que consiste en que la tasa de fallo de páginas se incrementa cuando se aumenta el n´ umero de marcos asignados. Además de sufrir de la anomal´ıa Belady, la filosof´ıa FIFO no siempre es correcta, ya que no necesariamente la página más antigua es la menos utilizada, por ejemplo cuando se tiene código compartido entre aplicaciones. Dicho código permanecerá en el sistema sin ser modificado, convirtiéndose 1

First In, First Out

CAP´ITULO 6. MEMORIA VIRTUAL

en alg´ un momento en el m´as antiguo a pesar de ser uno de los m´as utilizados, fallando as´ı su filosof´ıa.

6.2.2

Algoritmo LRU

El algoritmo LRU 2 , asocia a cada página el instante de tiempo en que se usó por u ´ltima vez. Aunque se considera un algoritmo óptimo, tiene la dificultad de cómo saber en la práctica cuál es la página que se usó menos recientemente. Este algoritmo requiere de hardware especial. Sin embargo, el problema radica en el cómo determinar el orden por hardware.

Contadores de hardware: El hardware incorpora un contador de referencias a memoria, colocando este valor en un nuevo campo de la tabla de páginas. Dicho campo será el que el sistema operativo consulte a la hora de buscar que página reemplazar. Matrices de hardware: Consiste en tener una matrizde n * n bits, siendo n el n´ umero de páginas en la memoria. Dicha matriz se inicializa a cero (matriz nula). Cuando se accede a la página i-ésima, se colocará a 1 toda la fila i-ésima y a 0 toda la columna i-ésima. As´ı la página menos usada será aquella que tenga el menor valor binario en la fila. Pilas: La idea consiste en tener una pila (LIFO3 ), en la cual se almacenan todas las referencias a las páginas. As´ı la página menos usada será la que esté en el fondo de la pila.

En conclusi´on, pocos sistemas proporcionan suficiente ayuda por hardware para un verdadero reemplazo LRU, incluso muchos no ofrecen ning´ un apoyo. Por lo tanto hay que buscar otros algoritmos que tiendan a un comportamiento ´optimo. 2 3

Least Recently Used Last In, First Out

´ 6.2. RUTINAS DE REEMPLAZO DE PAGINAS

6.2.3

Algoritmos de bits de referencia

Como ya se dijo el hardware proporciona un bit “sucio”. Sin embargo, muchos sistemas también ofrecen otro bit “de referencia”, el cual se activará (valor 1) cuando se acceda a la página ya sea para lectura o escritura. Dicho control también se lleva por cada página. No hay que olvidar que es el sistema operativo, y no el hardware, quien limpia (coloca a 0) estos bits. Ahora con la ayuda de estos bits, surgen varios algoritmos de reemplazo de páginas. Algoritmo por clasificaci´ on Consideremos ambos bits para crear una tabla de clasificación: Bit Bit Clase “Referencia” Sucio” 0 0 No accedida y no modificado. 1 0 Accedida y no modificada. 1 1 Accedida y modificada. Tabla 6.1: Bits de control Se puede ver claramente que la combinación 1 para el bit “sucio”, y 0 para el bit “referencia” no se presenta, ya que el de el bit “referencia” se activa cuando hay un acceso a la página, es decir, no solo cuando hay una lectura, sino también cuando hay una escritura. La filosof´ıa de este algoritmo es permitir al sistema operativo que seleccione por alg´ un método una página que se encuentre a nivel 0,0 (no accedida y no modificada). El método que se utilice para seleccionar dicha página no importa. Algoritmo de segunda oportunidad o reloj Consiste en tener todas las páginas en una estructura de lista circular. En ella, un apuntador indicará la posición actual en la lista. La página que se encuentre en dicha posición será la candidata a ser reemplazada.

CAP´ITULO 6. MEMORIA VIRTUAL

Sin embargo, la página siguiente no necesariamente es la siguiente página de la lista, sino que se buscará la página cuyo bit de referencia esté en cero. Cada vez que el puntero avanza en la lista, irá limpiando el bit de referencia. Hay que notar que cuando todos los bits de referencia están a 1, este algoritmo se convierte temporalmente en el algoritmo FIFO. Este algoritmo se puede extender a un historial de bits, es decir, que en un intervalo de tiempo periódico el sistema tomará el valor del bit “referencia” sin importar cual sea y lo a˜ nadirá a un byte o bytes de control. La manera de a˜ nadir este valor es haciendo un desplazamiento a la izquierda de dichos bytes históricos y sumarle el bit “referencia”. A la hora de seleccionar una página, se selecciona la página cuyo valor binario en los bytes históricos sea menor (indicará que la página no se ha accedido en n per´ıodos, donde n es el tama˜ no en bits de los bytes históricos). Algoritmo de apoyo Este algoritmo de apoyo complementa al algoritmo de reemplazo de páginas para ganar velocidad de respuesta. La idea de este algoritmo es tener permanentemente un depósito de marcos vac´ıos. Cuando ocurre un “fallo de página” se le asigna rápidamente un marco del depósito para suplir la necesidad y acelerar el tiempo respuesta. Además el algoritmo de reemplazo selecciona una página, para realizarle swap-out. Dicho espacio libre se a˜ nade al depósito, para as´ı mantener un existencia de marcos libres. Una extensión a este algoritmo, es que cuando el dispositivo de paginación esté inactivo todas las páginas que hayan sido modificadas, se copian en el disco. Luego se limpian sus bits de control (sucio y referencia). Esta extensión aumenta la probabilidad de que una página esté limpia (no modificada) cuando se tenga que seleccionar una. Por consiguiente no tendrá ya que hacersele swap-out. Otra extensión, es mantener una lista que indique que páginas son las que están en el depósito, pues el hecho de pasar una página a él no indica que haya que borrar f´ısicamente la información que contiene. Solo se borra de la tabla de páginas su referencia. As´ı, cuando se genere un “fallo de página”, se consulta esta lista para saber si están sus datos en el depósito. De estarlo,

´ 6.2. RUTINAS DE REEMPLAZO DE PAGINAS

no se requiere ning´ un acceso al disco, aumentando la eficiencia; de no estar en el depósito, el algoritmo se comporta igual que antes. Esto se puede hacer, ya que cuando se retiró la referencia de la página, se le hizo swap-out, y se sabe que en el disco no sufrirá cambio alguno. Por lo tanto, los datos que están en memoria (ahora en el deposito) s´ı son válidos. Por u ´ltimo, hay que tener cuidado ya que un proceso requiere un m´ınimo de páginas activas para operar normalmente. Si se le asigna menos del limite inferior de páginas dado por la arquitectura, se presentará un problema de hiperpaginación (thrashing).

CAP´ITULO 6. MEMORIA VIRTUAL

Cap´ıtulo 7 Intel y compatibles 7.1

Modos de operaci´ on

Los procesadores Intel 80386 y compatibles son capaces de operar en tres modos diferentes: Modo real: Opera en forma idéntica al 8086/8088 de Intel, siendo su u ńica diferencia la velocidad de procesamiento. Está limitado a direccionar 1 MB. Cuando se inicia un computador, siempre lo hace en modo real. Luego a través de un procedimiento especial conmuta a modo protegido. Modo protegido: Es un modo que permite direccionar 4 GB lineales o 64 TB virtuales. También dispone de mecanismos por hardware de protección para la memoria, multitarea, paginación y segmentación. Modo virtual: Debido a que los programas dise˜ nados para ejecutarse en modo real no funcionan en modo protegido, fue necesario crear por hardware un mecanismo que lo permitiera. Este se llama modo virtual. Los programas que se ejecutan en modo virtual no diferencian entre este modo y el modo real. Cuando el procesador está en modo virtual debe existir un programa monitor (propio del sistema operativo) en modo protegido que intercepta algunas de las solicitudes de la aplicación en modo virtual y las convierte a su equivalente en modo protegido, haciendo el proceso transparente para el usuario. 53

CAP´ITULO 7. INTEL Y COMPATIBLES

Cuando se encuentra en ejecución el programa monitor, éste es considerado como un proceso más del modo protegido. Es decir, también se pueden ejecutar “al mismo tiempo” otros modos virtuales o diferentes tareas en modo protegido. Este cap´ıtulo describe los conceptos fundamentales de la gestión de memoria avanzada (MMU 1 en modo protegido) en los procesadores superiores a INTEL 80386 y compatibles.

7.2

Protecci´ on de memoria

Recordemos que la protección de memoria se utiliza para evitar que los usuarios, de manera accidental o intencionada, accedan a la zona de memoria utilizada por el sistema operativo u otros usuarios. Los procesadores Intel usan base y tama˜ no para delimitar las zonas de sus distintos entornos de trabajo. Los sistemas de protección de memoria para estos entornos de trabajo están implicitos en los mecanismos de paginación y segmentación.

7.3

Paginaci´ on

La paginaci´on es el manejo que se le da a los entornos de trabajo cuando se utiliza una tabla de p´aginas.

7.3.1

Direcci´ on l´ ogica

Una dirección lógica en estos procesadores está conformada por un ´ındice de directorio, un ´ındice de página y un desplazamiento. Ver la figura 7.1. Si se omitiera el Índice de Directorio, podr´ıamos decir que corresponde al modelo teórico visto en la página 29. De acuerdo a la figura 7.1, el campo Indice de página se compone de 10 bits, razón por la cual el n´ umero de entradas a la tabla de páginas está limitado a 1

Memory Management Unit

´ 7.3. PAGINACION

Figura 7.1: Direcci´on L´ogica

1024 máximo2 . Ocurre lo mismo con el directorio de páginas, el cual es una tabla en la cual sus entradas apuntan cada una a una tabla de paginas. Ver la figura 7.3. Como hay capacidad para 1.024 posibles descriptores en el directorio de páginas y 1.024 en la tabla de páginas, entonces se pueden direccionar 1.048.576 páginas en total3 . Además, el campo Desplazamiento tiene 12 bits, lo que permite determinar que el tama˜ no de una página es de 4.096 bytes (4 KB4 ). Finalmente, si tenemos 1.048.576 páginas de 4 KB cada una, podemos direccionar hasta 4 GB máximo5 .

7.3.2

Descriptor de p´ agina

A diferencia de lo que suced´ıa en el modelo teórico, en el cual la tabla de páginas solo conten´ıa el n´ umero del marco asociado a dicha página, en Intel, la tabla de páginas y el directiorio de páginas contienen descriptores. Un descriptor de páginas se compone de 32 bits (4 bytes) y su estructura es como la que aparece en la figura 7.2 y se interpretan asi: Presencia: Este bit activo indica que la página está residente en memoria f´ısica. Este bit sirve además para validar los otros bits de control. Si el segmento no está en memoria, la unidad de paginación genera una excepción (“fallo de página”) que pone en marcha una rutina del sistema operativo, la cual debe colocar dicho segmento en la memoria y 2 3 4 5

210 = 1.024 = 1K 210 × 210 = 220 = 1.048.576 = 1M 4 × 210 = 4 × 1K = 4K 1.048.576 × 4K = 220 × 4K = 4 × 220 × 210 = 4 × 230 = 4G

CAP´ITULO 7. INTEL Y COMPATIBLES

Figura 7.2: Descriptor de p´aginas

actualizar este bit. As´ı, al retornar de la excepción, se ejecutará automáticamente la instrucción que causó la excepción, solo que ahora no habrá problema alguno. Lectura/Escritura: Si está activo indica que la página se puede leer y escribir. De lo contrario, esta página es de sólo lectura. Usuario/Supervisor: Si está activo indica que el nivel de privilegio es supervisor. En otro caso es de usuario. Accedido: Se activa automáticamente cuando la página es accedida, pero es responsabilidad de sistema operativo desactivar este bit. Sucio: Se activa cuando la página ha sido escrita. Libres: Son de uso disponible para el sistema operativo. Direcci´ on Base: Indica la dirección f´ısica de una página. Existen dos diferencias fundamentales entre un descriptor de páginas ubicado en un directorio de páginas y otro ubicado en una tabla de páginas: • El descriptor de un directorio de páginas apunta a una tabla de páginas, mientras que el descriptor de una tabla de páginas apunta a una página de datos en la memoria. Existe un directorio de páginas por cada programa en ejecución. Ver figura 7.3. • El campo D (Sucio) no tiene función en el descriptor del directorio de páginas.

´ 7.3. PAGINACION

Figura 7.3: Acceso a las p´aginas a trav´es de descriptores

7.3.3

Funcionamiento

Antes de iniciar con la explicación de este mecanismo, es necesario aclarar que el registro CR3 6 es equivalente al PTBR en el modelo teórico y los campos Base de los descriptores en las tablas, correspondientes a los 20 bits más significativos (MSB 7 ), pero se consideran de 32 bits, pues se toman sus 12 bits menos significativos (LSB8 ) como 0 (reservados para el campo Desplazamiento). Ver figura 7.4. La unidad de paginación calcula la dirección f´ısica de memoria de la siguiente 6

Control Register 3. Most Significant Bit 8 Least Significant Bit 7

CAP´ITULO 7. INTEL Y COMPATIBLES

Figura 7.4: Estructura de los registros base usados en paginaci´on

forma: 1. El ´ındice de directorio de página se multiplica por 4 (tama˜ no de un descriptor), convirtiéndolo a 12 bits, para obtener el desplazamiento total (medido en bytes) desde el inicio del directorio de páginas hasta el descriptor especificado por el ´ındice. 2. Al valor obtenido en el paso anterior se le suma la dirección base del directorio de páginas contenido en el registro CR3, para obtener la dirección f´ısica del descriptor deseado en el directorio de páginas. 3. Del descriptor ubicado en esta posición se obtiene la dirección base de la tabla de páginas que se desea acceder. 4. La dirección base es sumada con el producto del ´ındice de páginas multiplicado por 4, para obtener el desplazamiento desde el inicio de la tabla de páginas hasta el descriptor de página deseado. 5. Sumando la dirección base extra´ıda del descriptor de páginas en el paso anterior con el desplazamiento que está indicado en la dirección lógica, se obtiene finalmente la dirección f´ısica para acceder a la información. Ver figura 7.5. Hay que anotar que el sistema operativo no necesariamente tiene que crear todas las tablas, debido a que no todos los computadores tienen 64 GB de memoria RAM. La unidad de paginación permanece desactivada por defecto, es el sistema operativo el responsable de crear estas tablas y directios de páginas, antes de activar la unidad de paginación.

´ 7.3. PAGINACION

Figura 7.5: Paginaci´on en Intel y compatibles

CAP´ITULO 7. INTEL Y COMPATIBLES

7.4

Segmentaci´ on

La segmentaci´on es el manejo que se le da a los entornos de trabajo cuando se utiliza una tabla de segmentos.

7.4.1

Direcci´ on l´ ogica

Una dirección lógica en estos procesadores está conformada por un ´ındice de descriptor, un bit que selecciona entre una tabla u otra, un nivel de privilegio solicitado y un desplazamiento. Ver la figura 7.6.

Figura 7.6: Direcci´on L´ogica

Segmento: Registro de 16 bits usado para indicar el tipo segmento que se desea acceder. Índice de descriptor: Expresa el n´ umero de uno de los 8.192 descriptores dispobles en la tabla de segmentos (13 bits). TI: Indica el tipo de tabla que se desea acceder (LDT9 o la GDT10 ). RTL: Sirve para referenciar el nivel de privilegio solicitado. 00b11 (Supervisor o kernel - Máximo privilegio), 11b (Usuario - M´ınimo privilegio). Existen privilegios intermedios 01b y 10b, cuyo privilegio disminuye respectivamente, usados en fines especificos del sistema operativo. Desplazamiento: Campo de 32 bits que determina una posición dentro del segmento. Su capacidad máxima es de 4 GB. 9

Local Descriptor Table Global Descriptor Table 11 binario 10

´ 7.4. SEGMENTACION

Dado que se dispone de 14 bits en el selector (13 bits de ´ındice + 1 del TI) y 32 bits de desplazamiento, obtenemos una dirección lógica de 46 bits12 y un direccionamiento máximo de 64 TB virtuales, es decir, una parte reside en memoria y otra en disco. Intel, ha definido 6 registros de segmento o también llamados selectores, lo cual restringe a usar como máximo este n´ umero de segmentos simultáneamente, pero puede direccionarse en cualquier momento uno de los 16.384 segmentos (8.192 en la LDT + 8.192 en la GDT). CS (Code Segment): Usado para direccionar el segmento de código. DS (Data Segment): Usado para direccionar el segmento de datos. SS (Stack Segment): Usado para direccionar el segmento de pila. ES, FS, GS (Extra Segment): Usados como segmentos de uso no especificado.

7.4.2

Descriptor de segmento

Al igual que sucedió en paginación, la tabla de segmentos en el modelo teórico (Página 38) difiere un poco de la que utilizan los procesadores Intel, pues ahora se almacenan descriptores de segmento. Un descriptor de segmento es una estructura de datos que define completamente un segmento. Esta definición puede estar en la GDT o en la LDT. Si está en la GDT todos los procesos pueden tener acceso a dicho segmento (dependen del nivel de privilegio). Si está en la LDT, solo el proceso due˜ no de dicha tabla puede tener acceso a este segmento. Un descriptor de segmento se compone de 64 bits (8 bytes) y su estructura es como la que aparece en la figura 7.7 y se interpretan asi: Base: Dirección f´ısica donde comienza el segmento (32 bits). L´ımite: Expresa el tama˜ no máximo de un segmento (20 bits), medido en bytes o páginas de 4 KB, de acuerdo al bit de granularidad. Si la 12

246 = 64T

CAP´ITULO 7. INTEL Y COMPATIBLES

Figura 7.7: Descriptor de segmento

unidad de medida es bytes, se puede direccionar hasta 1 MB. En otro caso, se pueden direccionar hasta 4 GB13 . Atributos: Son los bits que le dan al segmento ciertas caracter´ısticas especiales: Granularidad (G): Indica si el l´ımite está expresado en bytes, si está en 0. Si este bit vale 1, quiere decir que el l´ımite está expresado en páginas de 4 KB. Defecto/Grande: Este bit se utiliza para distinguir los segmentos nativos de 32 bits propios de procesadores superiores al 80386. Se utiliza para guardar compatibilidad con los segmentos del 80286. Si está en 1 es propio del 80386. A este bit se le conoce como Defecto (D) si es de código o Grande (B) si es de datos. Derechos de acceso (DA): Es un conjunto de 8 bits, que se divide en los siguientes campos: Presencia (P): Indica si el segmento en encuentra actualmente en memoria 1 o si no está en memoria 0. 13

1.024M B × 4KB = 4GB

´ 7.4. SEGMENTACION

Nivel de privilegio (DPL): Indica el nivel de privilegio del segmento al que hace referencia. 00 (Supervisor o kernel - Máximo privilegio); 11 (Usuario - M´ınimo privilegio); 01 y 10 son privilegios intermedios. Tipo: Son cinco bits que identifican la clase de segmento: Clase de segmento (S): Si está activo, indica que es un segmento normal o de usuario. En otro caso, es un segmento de sistema. Tipo de segmento (E): Si está activo, indica que es un segmento de código. Sino, es un segmento de datos. Accedido (A): Es utilizado en los segmentos de usuario para indicar si fue accedido o no. Segmento de c´ odigo: Es un segmento que contiene las instrucciones de un programa. Ajuste de privilegio (C): Si está activo, indica si el segmento de código cambia su nivel de privilegio al del segmento llamante. Legible (R): Si tiene el valor de 1, el segmento de código es de lectura/escritura. En caso contrario, sólo ejecución. Segmento de datos: Es un segmento que contiene u ńicamente datos. Expansi´ on decreciente (D:) Si está activo, indica que crece en forma incremental (segmento de datos). En otro caso, crece en forma decreciente (segmento de pila). Escritura (W): Si está activo indica que los datos son lectura/escritura. En otro caso, sólo lectura. C´ odigo: El campo código en un del segmento de sistema tiene un significado que se puede obtener de la tabla: 7.1

7.4.3

Funcionamiento

La unidad de segmentaci´on calcula la direcci´on f´ısica de memoria de la siguiente forma:

CAP´ITULO 7. INTEL Y COMPATIBLES

64 C´ odigo 0000 0001 0010 0011 0100 0101 0110 0111 1000 1001 1010 1011 1100 1101 1110 1111

Significado No definido TSS disponible (80286) LDT TSS en uso (80286) Puerta de llamada (80286) Puerta de tarea Puerta de interrupción (80286) Puerta de excepción (80286) No definido TSS disponible (80386) No definido TSS en uso (80386) Puerta de llamada (80386) No definido Puerta de interrupción (80386) Puerta de excepción (80386)

Tabla 7.1: Tipos de segmentos de c´odigo

1. El ´ındice de descriptor se multiplica por 8 (tama˜ no de un descriptor), convirtiéndolo a 16 bits, para obtener el desplazamiento total (medido en bytes) desde el inicio de la tabla (LDT o GDT) hasta el descriptor especificado por el ´ındice. 2. Al valor obtenido en el paso anterior se le suma la dirección base de la tabla deseada, seg´ un se indique en el campo TI, 1 para la GDT (GDTR14 ) o 0 para la LDT (LDTR15 ), para obtener la dirección f´ısica del descriptor deseado. 3. Sumando la dirección base extra´ıda del descriptor en el paso anterior con el desplazamiento que está indicado en la dirección lógica, se obtiene finalmente la dirección f´ısica para acceder a la información. Ver la figura 7.8. 14 15

Global Descriptor Table Register Global Descriptor Table Register

7.5. SISTEMAS COMBINADOS

Figura 7.8: Segmentaci´on en Intel y compatibles

7.5

Sistemas combinados

Hasta ahora, se han visto paginación y segmentación, los componentes de la MMU. Ver la figura 7.9. La unidad de segmentación y la unidad de paginación pueden operar coope-

CAP´ITULO 7. INTEL Y COMPATIBLES

Figura 7.9: Sistemas combinados en Intel y compatibles

rativa o independientemente. Esto logra que los procesadores Intel puedan administrar la memoria de cuatro formas posibles: Modelo de segmentaci´ on: La unidad de paginación esta desactivada. Modelo de segmentaci´ on paginada: La unidad de paginación esta activada. Modelo plano: La unidad de paginación esta desactivada y todos los segmentos se encuentran solapados, cubriendo toda la memoria. Modelo de paginaci´ on: La unidad de paginación esta activada y todos los segmentos se encuentran solapados, cubriendo toda la memoria. No es posible tener el modelo de paginación segmentada, debido a la distribución de la unidades de segmentación y paginación en la MMU.

7.6

Memoria Virtual

Como se ha podido observar, no importa qué mecanismo de administración desee usar en los procesadores Intel, simpre va ha tener a disposición los bits necesarios y el soporte por hardware para implementar esta técnica de gestión. En otras palabras, si un sistema operativo desea brindar el servicio de memoria virtual al usuario, la implementación es reponsabilidad del dise˜ nador del sistema, no del procesador.

Parte III GestiÂ´ on de almacenamiento secundario

Cap´ıtulo 8 Disco Duro El disco duro es utilizado en la gestión de memoria virtual (swap). Sin embargo, también es sirve para almacenar datos y programas, tanto del sistema como de los usuarios. En este cap´ıtulo se analizarán los factores relacionados con su manejo. Vale la pena aclarar que existen diferentes clases de discos que se pueden utilizar para todos los procesos de la gestión de almacenamiento secundario (los que tienen caracter´ısticas de lectura y escritura). Entre ellos se encuentran: Disquete: El disquete o floppy es el dispositivo de almacenamiento secundario más com´ un en todas las computadoras. Es de muy limitada capacidad (1.44 MB), pero permite leer y escribir datos. Disquete Zip: Es una clase de disquete de mayor capacidad (100 MB y 250 MB). Requiere una unidad especial. Los drives para disquetes de 250 MB pueden leer disquetes de 100 MB pero no al revés, ni son compatibles con otros formatos de disquete. SuperDisk: Es un formato de disquete similar al anterior con capacidad para almacenar 120 MB. Sus drives pueden leer disquetes tradicionales de 1.44 MB pero no disquetes Zip. Disco duro: Es el principal dispositivo de almacenamiento secundario en las computadoras. Actualmente su capacidad está dada en GB. Existen básicamente dos tipos de disco: 69

CAP´ITULO 8. DISCO DURO

E-IDE: Los disco E-IDE1 son discos duros que se pueden conectar directamente a la main board de la computadora. Por su costo son los más comunes en las computadoras personales. Se puede clasificar en: ATA-PIO, Ultra-ATA (Ultra-DMA) y Ultra-ATA 66. Este cap´ıtulo está orientado a la gestión de esta clase de discos duros. SCSI: La tecnolog´ıa SCSI2 que permite controlar dispositivos a alta velocidad. Los discos duros SCSI requieren una tarjeta controladora especial para que pueda funcionar. Estos discos duros son altamente costosos y su principal aplicación es en servidores de red. Hay diferentes clases de discos SCSI: Ultra-SCSI, Ultra-SCSI 2 y Ultra-SCSI 3, siendo el u ´ltimo el más veloz. CD: Es el formato de Disco Compacto en el cual se pueden almacenar datos y m´ usica. Los diferentes formatos que existen son: CD-ROM, CD-R, CD-RW. El CD-RW permite lectura y escritura. Su capacidad es de 650 MB aproximadamente. DVD: El DVD3 es un disco compacto de apariencia similar a la de un CD, con mayor capacidad de almacenamiento. Existen diferentes formatos: El DVD-ROM, DVD-R, DVD-RAM, DVD-RW y MMVF4 . Los tres u ´ltimos formatos tienen caracter´ısticas de lectura/escritura. La capacidad de estos discos compactos está dada en GB.

8.1

Estructura f´ısica

Aunque los discos magnéticos también son utilizados para el almacenamiento de información, tiene visibles diferencias con respecto a la memoria RAM. Ver tabla 8.1. Los discos están divididos en una serie de pistas concéntricas. De acuerdo a la forma en que “están construidos”, el acceso a los bloques se hace por medio de tres valores CHS5 : 1

Enhanced Intelligent Drive Electronics Small Computer System Interface 3 Disco de Video Digital 4 Multi Media Video Format 5 Cilinder - Head - Sector 2

8.1. ESTRUCTURA F´ISICA Discos magn´ eticos Su informaci´on es persistente. Capacidad actual en GB. Operaciones por bloques de 512B Mayor velocidad. Acceso: Cabeza, Cilindro, Sector.

71 Memoria Su informaci´on es vol´atil. Capacidad actual en MB. Soportan operaciones desde Bytes. Menor velocidad que el de disco. Acceso: Direcciones de memoria.

Tabla 8.1: Comparaci´on entre los discos magn´eticos y la memoria.

Cilindro: Es el conjunto de todas las pistas de un mismo nivel en los diferentes platos que lo componen. Cabeza: Es la parte mec´anica que flota a unas micras de distancia de cada plato. Se utiliza para los procesos de lectura y escritura. Sector: Cada pista est´a dividida en sectores. Cada sector contiene un bloque de disco. Ver figura 8.1.

Figura 8.1: Estructura básica de un disco duro Ahora bien, un disco se puede considerar en abstracto como un arreglo tridimensional de bloques de disco. Generalmente cada bloque tiene un tama˜ no de 512 Bytes. El acceso a cada bloque del disco se hace a través de n´ umero que identifica de manera u ńica cada bloque. Este n´ umero se conoce como LBA6 Ver figura 6

Logical Block Address

CAP´ITULO 8. DISCO DURO

Figura 8.2: Representaci´on tridimensional de acceso al disco

8.2.

8.1.1

Conversi´ on de direcciones

De CHS a LBA Dado que el sistema lo que necesita internamente es el n´ umero del bloque, entonces es necesario convertir de tres dimensiones a una. Para poder hacer esta conversi´on, simplemente se aplica la siguiente formula: LBA = Sector + M axSectores ∗ (Cabeza + Cilindro ∗ M axCabezas ) − 1 De aqu´ı en adelante, trabajaremos con bloques de disco. De LBA a CHS

LBA Cilindro = Entero M axCabezas ∗ M axSectores

´ DE DISCO 8.2. ADMINISTRACION

LBA Mod ( M axCabezas ∗ M axSectores ) Cabeza = Entero M axSectores

Sector = LBA Mod ( M axCabezas ∗ M axSectores ) Mod M axSectores + 1 Recuerde que la función Entero tiene como objetivo truncar la parte decimal de un n´ umero, sin ning´ un tipo de aproximación, y la función Mod permite obtener el residuo de la división entera.

8.2

Administraci´ on de disco

Cuando se está trabajando con unidades de almacenamiento secundario, surgen inmediatamente tres preguntas: ¿C´ omo administra el espacio libre? Es decir, cómo se conoce exactamente cuándo y cuáles son los bloques de disco disponibles o no usados. ¿C´ omo controla la asignaci´ on de espacio? Es decir, cómo sabe cuáles bloques pertenecen a un bloque de información del mismo tipo (archivo). ¿Cual es el modelo conceptual del usuario? Es decir, el usuario cuando piensa en el almacenamiento secundario, ¿piensa en bloques de disco?, ¿piensa en archivos u ńicamente?, ¿piensa en archivos y directorios?, ¿en que piensa? Existe otra pregunta tan importante o más que las anteriores que afecta directamente la eficiencia del sistema: dadas varias solicitudes de acceso al disco, ¿en que orden las procesa?. Esto es muy importante, porque para llegar a un bloque determinado hay que desplazar f´ısicamente una cabeza lectora por un disco que gira a gran velocidad. Si garantizamos que dicha cabeza se va a desplazar de la forma más eficiente posible, garantizamos impl´ıcitamente un tiempo de respuesta menor en el acceso al disco. A esta parte se le llama planificaci´ on de acceso al disco. Ver figura 8.3.

CAP´ITULO 8. DISCO DURO

Figura 8.3: Diagrama de Administraci´on de disco

8.2.1

Gestor de solicitudes

Es el subsistema con un mayor grado de abstracción, porque es quien se entiende directamente con el usuario. Para el usuario solo existen archivos (subsistemas de información) y normalmente existen directorios (jerarqu´ıa de archivos). El usuario no llega a ver los subsistemas de disco. Dado que a este nivel solo se ven archivos y directorios, esta parte del sistema debe proporcionar servicios que afecten u ńicamente a este tipo de elementos. Es decir, debe proporcionar los siguientes servicios básicos: Creaci´ on: Permitir que el usuario genere nuevos archivos y directorios, seg´ un su conveniencia. Borrado: Eliminación o destrucción de archivos y directorios. Listado: Entregar un reporte de los archivos y directorios actuales en el disco. Lectura: Permitir acceder a la información que contiene un archivo. Escritura: Permitir actualizar el contenido de un archivo.

´ DE DISCO 8.2. ADMINISTRACION

Renombrar: Cambiar el nombre o identificación de un archivo o directorio. Cambio de directorio: Moverse de un directorio a otro. En otros sistemas existen otros servicios como: Atributos: Asignar o modificar pol´ıticas de acceso a un archivo o directorio, es decir, permitir que un archivo sea de sólo lectura, de sólo escritura, de lectura/ejecución, etc. Seguridad: Restringir el acceso a ciertos archivos y directorios seg´ un el usuario o el nivel de seguridad de acceso al sistema. Es importante anotar que este subsistema no tiene acceso directo al dispositivo de almacenamiento. Es decir, deberá convertir muchas de estas solicitudes a solicitudes válidas para el siguiente subsistema. Este subsistema también es el encargado de controlar el acceso concurrente a la información, ya que dicho problema no es tratado en los otros subsistemas. A partir de este subsistema toda la información está libre de restricciones de atributos y seguridad. El usuario tampoco tiene acceso a los otros subsistemas, garantizando as´ı el cumplimiento de todas las restricciones. Este subsistema decide si una solicitud del usuario puede o no realizarse, seg´ un las restricciones existentes. Si no puede realizarse, lo u ńico que tiene que hacer es rechazar la orden e impedir su avance. Para el subsistema siguiente (Control de asignación de espacio) solo existen archivos, no existen directorios o cualquier otro mecanismo de abstracción. Entonces un directorio no es más que un archivo cuyo contenido son los nombre o identificadores de todos los archivos que están en ese nivel. Uno o más de estos archivos pueden ser otros directorios, creando as´ı la jerarqu´ıa o árbol de directorios. Por ello, este subsistema debe leer la información de estos directorios e interpretarla para el usuario. Por u ´ltimo, digamos que a este subsistema no le interesa dónde están localizados f´ısicamente sus archivos o directorios. Sólo le interesa la información que contienen. Del mismo modo que a los otros subsistemas, no le interesan las restricciones o seguridad sobre los archivos.

CAP´ITULO 8. DISCO DURO

8.2.2

Asignaci´ on de espacio

Para este subsistema sólo existen archivos o bloques de información. El problema es saber qué mecanismo usa para saber cuales de los bloques de disco pertenecen a un mismo archivo. Hay que recordar que este subsistema ya conoce y manipula bloques de disco sin tener acceso directo al dispositivo. Existen muchos métodos o mecanismos para realizar esta labor. Veamos los más conocidos: Asignaci´ on contigua Aunque en los discos no existe la limitante de tener que almacenar todo un archivo de una manera contigua como suced´ıa en la memoria, esta solución plantea usar ese mecanismo. En otras palabras, este mecanismo requiere que todos los bloques de disco pertenecientes a un archivo, estén contiguos en el disco. Aqu´ı también son validas las estrategias de ajuste para la solución del problema de asignación de memoria (primer ajuste, mejor ajuste, peor ajuste). Hay que anotar que este mecanismo sufre de fragmentación externa por requerir que todos los bloques sean contiguos, además de la fragmentación interna que va impl´ıcita en todos los mecanismos, debido a que se usan bloques de disco de tama˜ no fijo. El acceso secuencial y directo (no secuencial), es relativamente eficiente. Ver figura 8.4. Asignaci´ on enlazada En este mecanismo, los bloques de disco pertenecientes a un archivo no tienen por que estar contiguos. El sistema toma una parte de cada bloque para almacenar la dirección del siguiente bloque que compone el archivo. Esta información no es visible para el usuario, y los bloques que le quedan son ligeramente más peque˜ nos. Ver figura 8.5. Es favorable para el acceso secuencial, pero no para el acceso directo. Cada archivo requiere un poco más de espacio, porque necesita almacenar la información de los punteros. Para solucionar este problema, se acostumbra direccionar varios bloques con una sola dirección (cluster ), donde surge la fragmentación interna, es decir,

´ DE DISCO 8.2. ADMINISTRACION

Figura 8.4: M´etodo de asignaci´on contigua

Figura 8.5: M´etodo de asignaci´on enlazada

CAP´ITULO 8. DISCO DURO

el desperdicio de espacio cuando se usan bloques de tama˜ no fijo (hay mayor fragmentación interna en un cluster que en un bloque, está parcialmente ocupado). No sufre de fragmentación externa. Es muy vulnerable, pues si uno de estos bloques se da˜ na, se pierde toda posibilidad de encontrar el resto de bloques. Para dar solución a esta dificultad, se puede usar una variación que consiste en reunir todas las direcciones en una tabla de localizacón de archivos (FAT 7 ). Asignaci´ on indexada El sistema reserva una serie de bloques de disco, los cuales contendrán un n´ umero fijo de direcciones a bloques de datos por cada archivo. A estos bloques se les denomina, bloques ´ındice. Si el archivo es demasiado grande, es decir, si el n´ umero de direcciones de un bloque ´ındice no alcanza para indicar todos los bloques del archivo, se usa una de tres posibles variantes de este mecanismo: Variante enlazada: El sistema reserva una de las direcciones del bloque ´ındice para apuntar al siguiente bloque ´ındice. Ver figura 8.6.

Figura 8.6: M´etodo de asignaci´on indexada

File Allocation Table

´ DE DISCO 8.2. ADMINISTRACION

Variante multinivel: El sistema reserva otro bloque ´ındice llamado super´ındice por cada archivo, el cual apuntará u ńicamente a los bloques ´ındice. Aunque con solo dos niveles es suficiente, esta variante puede generalizarse a n super´ındices, es decir, se tienen n-1 super´ındices (árbol de ´ındices) en los cuales todos los bloques del nivel n, apuntan a datos. Variante combinada: Es la variante más utilizada por sistemas UNIX, que consiste básicamente en reservar en un bloque ´ındice, de tres direcciones: una para aplicar multinivel de nivel uno, la segunda para multinivel de nivel dos y la u ´ltima para multinivel de nivel tres; el resto de direcciones son directas a datos. Cualquiera que sea la variante, mejora muy notablemente el acceso directo y no da˜ na el acceso secuencial con respecto al mecanismo enlazado. No es tan vulnerable como el anterior mecanismo, ya que toda la responsabilidad recae ahora sobre un n´ umero más peque˜ no de bloques. Claro que si uno de ellos falla, es lógico que también se pierda información. Ver figura 8.7.

8.2.3

Espacio libre

Al igual que en la memoria, el disco es un recurso limitado y reutilizable, por lo cual hay que tener un mecanismo que ayude a controlar los bloques de disco disponibles o no utilizados. Aqu´ı se pueden utilizar variantes de los mismos mecanismos de asignación. Sin embargo, existe un mecanismo usado especialmente para este tipo de problemas. A este mecanismo se le conoce como mapa de bits. Un mapa de bits consiste en tener asociado un bit a cada bloque de disco. Si este bit está en uno, indica que el bloque está ocupado. Y si vale cero, indica que está libre. Este mecanismo es muy eficiente si dicho mapa de bits permanece en memoria. Puede verse claramente que para este subsistema, no importa quien está usando esos bloques, solo interesa el hecho de que están ocupados. El subsistema de asignación de espacio le solicitará el n´ umero de bloque que pueda utilizar para almacenar información, y le reportará cuáles bloques se han dejado de usar, para poder llevar un control real de ellos.

CAP´ITULO 8. DISCO DURO

Figura 8.7: Asignaci´on indexada - Variante combinada

´ DE DISCO 8.2. ADMINISTRACION

8.2.4

Planificaci´ on de acceso

Existen varios algoritmos que se pueden emplear para “ordenar de la mejor manera posible un n´ umero de solicitudes de acceso al disco, ya sea para lectura o para escritura. Mientras se atienden unas solicitudes, pueden llegar otras. A este subsistema no le interesa quién está leyendo o escribiendo. Sólo indica cuál es el mejor orden de ejecución de las solicitudes, para optimizar el movimiento de la cabeza lectora. A todos estos algoritmos les interesa, además de las solicitudes, la posición y dirección de desplazamiento actual de la cabeza, para poder conocer el estado del disco en cualquier momento. Algunos sistemas operativos ofrecen herramientas que permiten ordenar (defragmentación) los bloques en el disco con el objeto de disminuir el movimiento de la cabeza lectora. FCFS FCFS8 es el más simple. Se atienden las solicitudes en orden en que llegan. Es muy sencillo de implementar, no produce sobrecargas al sistema, pero su eficiencia deja mucho que desear. Es u ´til en discos que no tengan muchas solicitudes. SSTF SSTF9 atiende primero al que esté más cerca de la posición actual, no importa la dirección. Es decir, el de menor tiempo de posicionamiento. Este algoritmo puede producir la no ejecución de una solicitud, pues ésta puede ser postergada indefinidamente por la llegada de solicitudes cuyo tiempo de posicionamiento sea mucho menor. No es un método muy adecuado para sistemas interactivos, ya que no garantiza buenos tiempos de acceso, debido al problema ya mencionado. 8 9

First Come, First Served Shortest Seek Time First

CAP´ITULO 8. DISCO DURO

SCAN Se mueve atendiendo desde la posición actual hasta un extremo, luego regresa atendiendo hasta el otro extremo, y as´ı sucesivamente. Se habla de extremos, asumiendo que el disco es un arreglo unidimensional de bloques el cual se direcciona a través de LBA. C-SCAN Es una variante del algoritmo SCAN, que atiende sólo en un sentido, cuando la cabeza viaja del inicio al fin del disco. Durante el retorno no atiende ninguna solicitud (formando un acceso circular; de all´ı la C). Al igual que C-SCAN es una variante de SCAN, existen otras variantes, una por cada uno de los dos. Estas variantes llamadas C-LOOK y LOOK, tiene como diferencia el hecho de no ir hasta los extremos del disco, sino hasta la primera y u ´ltima solicitud, siendo los de mejor desempe˜ no.

Cap´ıtulo 9 Master Boot Record El MBR 1 es el primer sector del disco duro, ubicado en el Cilindro 0, Cabeza 0, Sector 1 (no existe el Sector 0). Su función principal es mantener información que permita dividir lógicamente el disco duro en zonas más peque˜ nas conocidas como particiones. Cada partición se considera como otro disco, lo que permite que el usuario pueda instalar varios sistemas operativos, uno por cada partición (máximo cuatro). Si las particiones son usadas para instalar sistemas operativos, su sector de arranque se encontrará en el inicio de la partición. En otro caso este sector será simplemente de datos. El MBR está compuesto por tres partes: el código de arranque (446 Bytes), la tabla de partición (64 Bytes) y un n´ umero mágico 55h, AAh (2 Bytes). Ver figura 9.1.

9.1

C´ odigo de arranque

La función del código de arranque del MBR es ubicar y subir a la memoria el primer sector del la partición activa2 (sector de arranque de un sistema operativo) y ejecutarlo. Una vez comienza a ejecutarse este sector de arranque, es responsabilidad del sistema operativo y no del MBR, continuar con 1 2

Master Boot Record Campo Flag-Boot en la tabla de particiones

CAP´ITULO 9. MASTER BOOT RECORD

Figura 9.1: Estructura del MBR

el proceso de arranque . Cuando el tama˜ no de este c´odigo no llegue a 446 bytes, el resto deben ser ceros.

9.2

Tabla de particiones

La tabla de particiones tiene una capacidad máxima de cuatro entradas en las cuales se almacena la información que permite localizar cada partición y conocer su tama˜ no en bloques. Ver la figura 9.2. Cada una de las particiones ubicadas en el MBR se conocen como particiones primarias. Nota: Observe que las estructuras LBA y N´ umero de sectores tiene el byte más significativo en el extremo derecho (byte 3). Es importante tenerlo en cuenta para poder interpretar correctamente esta información.

9.2. TABLA DE PARTICIONES

Figura 9.2: Tabla de particiones

Campos de la tabla de particiones Flag Boot: Valor que indica cuál de las cuatro particiones fue seleccionada o activada para el arranque del sistema (boot) la próxima vez que la computadora reinicie. Puede haber máximo una partición activa, si el disco tiene alg´ un sistema operativo. El valor (80h) indica la partición activa. Las otras tres deben estar en 00h. Punto de inicio: Se puede llegar a una posición del disco duro, usando una terna de valores llamada CHS (Cilindro, Cabeza, Sector), por lo que el punto de inicio son las coordenadas dadas en esta terna para indicar el

CAP´ITULO 9. MASTER BOOT RECORD lugar donde comienza la partici´on en el disco duro.

ID Sistema: Este Byte identifica el sistema operativo que se alojará en ella o el tipo de datos que almacenará. En la tabla 9.1 se mencionan los identificadores de las particiones más comunes. C´ odigo ID Tipo de partici´ on 00h Partición libre 04h DOS (FAT 16 hasta 32 MB) 05h DOS Extendida 06h DOS (FAT 16 hasta 2 GB) 07h Windows NT NTFS 0Bh Windows 95 FAT 32 0Ch Windows 95 FAT 32 LBA 0Eh LBA VFAT BIGDOS FAT 16 0Fh LBA VFAT DOS Extendida 63h Unix Sistema V/38616 82h Swap Linux / Solaris x86 83h Linux (ext2FS/xiaFS) Tabla 9.1: Identificación de las particiones más comunes

Punto final: Representa el punto donde termina la partición y está dado en CHS. Por lo regular el valor del Sector y el de las Cabezas en esta coordenada son iguales a los máximos en el disco (si es posible). Sectores relativos: Indica la distancia desde el MBR hasta el inicio de la partición. Es equivalente al LBA visto en la página 72. LBA = Sector + M axSectores ∗ (Cabeza + Cilindro ∗ M axCabezas ) − 1 La razón por la cual se resta 1 es porque se requiere la dirección del sector inicial de la partición, no el siguiente. Tenga en cuenta que el sector 0 no existe. N´ umero de sectores: Representa el tama˜ no de la partición en bloques, incluidos los dos extremos. Se calcula como la diferencia de las coordenadas de los extremos más 1. N umeroSectores = LBAP unto

F inal

− LBAP unto

Inicial

9.2. TABLA DE PARTICIONES

En la figura 9.3 se ilustra el direccionamiento con LBA y el n´ umero de sectores de cada partici´on primaria. Algunos campos en la tabla de particiones fueron omitidos y representados con puntos suspensivos por ser irrelevantes para el direccionamiento con LBA.

Figura 9.3: Esquema de particiones primarias

umero Nota: El valor de S1 por lo general (no es obligación) es igual al n´ máximo de sectores del disco, el resto, depende del tama˜ no definido por el usuario para las particiones. En la tabla de particiones del MBR, se tiene información duplicada para cada partición porque el punto inicial y final se utilizan para conocer el LBA del sector inicial y el n´ umero de sectores (tama˜ no) de la partición. Asimismo, el LBA y el n´ umero de sectores de la partición permiten conocer el punto inicial y final en términos de CHS. Ver página 72.

9.2.1

Direccionamiento usando CHS

De acuerdo con la figura 9.2, se tienen reservados tres bytes para la información de cada partición. Es decir, 10 bits para el n´ umero de cilindros, 8 para el n´ umero de cabezas y 6 para el n´ umero de sectores. Conociendo el n´ umero máximo de cilindros (1024), cabezas (256) y sectores (63), es posible calcular el n´ umero máximo de bloques (tama˜ no máximo del disco) que es posible direccionar con CHS. Los n´ umeros posibles de cilindro

CAP´ITULO 9. MASTER BOOT RECORD

son 0-1023, de cabeza 0-255, y de sectores 1-63 (los sectores se cuentan desde 1, no desde 0). Con esos 24 bits se pueden direccionar 1.024 × 256 × 63 = 16.515.072 bloques de 512 bytes, para un total de 8.455.716.864 bytes equivalente a 7.88 GB. Con menos de 8 GB, un disco duro actualmente no es la soluci´on para las necesidades de un usuario promedio.

9.2.2

Direccionamiento usando LBA

De acuerdo con la figura 9.2, se tienen reservados cuatro bytes que representan el inicio de la partición (sectores relativos en LBA) y cuatro bytes para calcular el tama˜ no de cada partición. Con esos 32 bits se pueden direccionar 232 = 4.294.967.296 bloques de 512 bytes, para un total de 2 TB. En consecuencia, cuando un disco duro es superior a 7.88 GB, los sistemas operativos se ven obligados a ignorar los valores almacenados en los campos CHS, recalculando los valores correctos a partir del LBA. Es decir, si el n´ umero de Cabezas cabe en los 8 bits, el valor es correcto. Si no cabe, deberá aparecer el máximo valor posible (FFh). Ocurre lo mismo con Cilindros (10 bits) y Sectores (6 bits). No olvide la estructura de los campos CHS en la figura 9.2.

9.3

N´ umero m´ agico

Es una constante arbitraria que valida o certifica que la informaci´on contenida en este sector, s´ı pertenece a un sector de arranque. Esta validaci´on no tiene nada que ver con el contenido del sector. Esto incluye, por supuesto, los sectores de arranque de los sistemas operativos.

9.4. PARTICIONES EXTENDIDAS

9.4

Particiones extendidas

En la tabla 9.1 se pueden observar dos tipos de particiones que no corresponden a un sistema operativo en particular. Estas partición son la 05h (direccionamiento por CHS) y 0Fh (direccionamiento por LBA), denominadas particiones extendidas. Estas particiones permiten crear en el disco más de cuatro particiones. Para lograrlo, se subdivide el espacio reservado para la partición extendida en nuevas particiones, llamadas particiones lógicas. En la tabla de particiones del MBR solo puede existir una y solo una partición extendida. El primer sector de esta partición extendida no corresponde a un sector de arranque de un sistema operativo, sino a un MBR que recibe el nombre de EMBR 3 de nivel 1. Ver figura 9.4.

Figura 9.4: Extended Master Boot Record

Extended Master Boot Record

CAP´ITULO 9. MASTER BOOT RECORD

9.4.1

Restricciones

Aunque la tabla de particiones del EMBR-1 es idéntica en su estructura a la tabla que reside en el MBR (ver figura 9.2), esta tabla tiene algunas restricciones. • Un EMBR-1 no tiene código de arranque. En su lugar hay ceros que representan el espacio libre. Sin embargo, en algunas ocasiones existe un programa que imprime un mensaje “Extended partition is not bootable”, es decir, indica que por tratarse de una partición extendida, ésta no puede inicializar el sistema operativo y a continuación procede a reiniciar o bloquear la computadora. Dicho mensaje aparecer´ıa cuando por accidente o de manera voluntaria se activa el Flag Boot de esta partición. Esta es una restricción de software, no de hardware. • En la tabla de particiones del EMBR-1, solo pueden existir dos particiones máximo: – La partición lógica n´ umero 1 – La información que referencia la siguiente partición extendida (si la hay) Ver figura 9.5.

Figura 9.5: Tabla de particiones EMBR-1

9.4. PARTICIONES EXTENDIDAS

Observe que la información sobre la segunda partición extendida no se aloja en el MBR sino en el EMBR-1. Es decir, en una tabla de particiones solamente puede haber una partición extendida. Estas dos particiones pueden ocupar cualquier posición de las cuatro posibles de la tabla en la estructura del EMBR, sin importar su orden. Las otras dos entradas deben están vac´ıas (se representan con ceros). Cuando se crea una partición extendida4 en el EMBR-1, ésta se comporta igual que una ubicada en el MBR, solo que ahora su sector inicial no se llama EMBR-1, sino EMBR-2. Si en el EMBR-2 se crea otra partición extendida, tendrá un comportamiento similar al EMBR-1, y el sector inicial de la nueva partición se llamará EMBR-3, y as´ı sucesivamente hasta completar el tama˜ no máximo de la partición extendida que está definida en el MBR. Hay que anotar que algunos sistemas operativos limitan el n´ umero de particiones al n´ umero de letras en el alfabeto inglés (26), debido a que las utilizan para identificar las particiones. Sin embargo, existen otros sistemas operativos en los cuales se numeran las particiones eliminando as´ı este problema. • El campo Flag Boot no tiene sentido ni se usa en las particiones extendidas, porque hay imposibilidad de arrancar el sistema desde ellas.

9.4.2

Partici´ on DOS extendida (05h)

Esta partición extendida utiliza direccionamiento CHS y por lo tanto está limitada a discos con capacidades inferiores a los 7.88 GB. Además, también modifica la interpretación del campo Sectores Relativos para los EMBR. Ahora este campo se debe interpretar dependiendo de la ubicación dentro de la tabla de particiones en un EMBR: • Si está en la entrada que representa una partición lógica, se interpreta como la distancia que hay desde el este EMBR hasta su partición lógica. Es decir, el lugar donde inicia la partición lógica. Ver en la figura 9.6, los valores S1 y S3. Estos valores de las particiones lógicas por defecto son iguales al máximo n´ umero de sectores del disco. 4

Todas las particiones extendidas dentro de un EMBR son de tipo 05h

CAP´ITULO 9. MASTER BOOT RECORD

• Si está en la entrada que identifica una partición extendida, entonces, se interpreta como la distancia desde el EMBR-1 hasta el inicio de la siguiente partición extendida al EMBR actual. Es decir, el lugar donde inicia la partición extendida. Ver figura 9.6, el valor S2.

Figura 9.6: Esquema b´asico de particiones extendidas 05h

Observe detenidamente la figura 9.7. Interprete correctamente los sectores relativos. Note que las particiones extendidas de los EMBRs solo cubren el EMBR siguiente y su unidad lógica y no todas las demás, como lo hace la primera partición extendida.

9.4.3

Partici´ on LBA VFAT DOS extendida (0Fh)

Esta partición extendida utiliza direccionamiento LBA y por lo tanto puede direccionar discos con una capacidad máxima de 2 TB. Debe quedar muy claro que el ID Sistema 0Fh es solo para la primera partición extendida (ubicada en el MBR), el resto de particiones extendidas (ubicadas en los EMBR) deben ser de ID 05h. La u ńica diferencia con una partición extendida 05h, radica en la interpretación del campo Sectores relativos (LBA), debido que ahora estos miden la distancia desde el MBR hasta la partición correspondiente, igual como sucede con las particiones primarias. Ver la figura 9.8.

9.4. PARTICIONES EXTENDIDAS

Figura 9.7: Esquema avanzado de paticiones extendidas 05h

CAPÂ´ITULO 9. MASTER BOOT RECORD

Figura 9.8: Esquema avanzado de paticiones extendidas 0Fh

9.5. BLOQUES NO ASIGNADOS EN EL DISCO

9.5

Bloques no asignados en el disco

Por lo regular, a la hora de crear particiones, los programas que soportan esta labor inician una partici´on extendida en Cabeza = 0 y Sector = 1. Las particiones l´ogicas inician en Cabeza = 1 y Sector = 1. Por lo tanto, en todo el disco duro se tiene el (M axSectores − 1) × N umM BRs umero de MBRs bloques de 512 bytes libres. Tenga en cuenta que el n´ (N umM BRs ) incluye el MBR y todos los EMBRs. Ver la figura 9.9.

Figura 9.9: Espacio no asignado a continuación de un MBR Entonces, cuantos más sectores tenga el disco, más grandes serán los huecos. Sin embargo, la suma de todos estos huecos podr´ıa seguir siendo insignificante comparado con todo el tama˜ no del disco, pero este espacio es suficiente para alojar virus informáticos. Vale la pena tomar ciertas medidas de precaución y revisar que estas zonas permanezcan en ceros. Información diferente a ceros no implica necesariamente que se tenga virus, ya que algunos programas guardan información en estas zonas, especialmente entre el MBR y la primera partición primaria. Debido a que estas zonas no pertenecen a nadie, estos programas corren un grave riesgo al guardar información all´ı, pues otro programa podr´ıa sobreescribir en estas zonas y destruir dicha información, ya que si no es de nadie, nadie la respeta, es decir, cualquier programa puede escribir en cualquiera de estas zonas sin tener que consultar ni realizar ninguna verificación, ya que se supone que son libres y no asignadas.

CAP´ITULO 9. MASTER BOOT RECORD

Parte IV Manejo de entradas/salidas

Cap´ıtulo 10 Control de dispositivos Otra tarea muy importante del sistema operativo es el manejo de los dispositivos de Entrada/Salida (E/S). El sistema operativo debe brindar una serie de servicios que faciliten la utilización estos dispositivos. Para lograrlo, el sistema operativo tiene una serie de rutinas o bloques de código llamados drivers (manejadores) que sirven de intermediario entre los procesos y el hardware. Es decir, los drivers ocultan las caracter´ısticas especiales de los dispositivos, con el fin de que los procesos los utilicen. Por ejemplo, la apertura de un archivo deber´ıa ser igual en todos los casos sin importar el tipo o tecnolog´ıa del disco que estemos usando en el sistema. Si los procesos manipularan directamente el hardware se perder´ıa bastante portabilidad al pasar los procesos de una máquina con un determinado hardware a otra con un hardware distinto. Ver figura 10.1.

Figura 10.1: Concepto general de un driver

100

10.1

CAP´ITULO 10. CONTROL DE DISPOSITIVOS

Interfaces procesador-perif´ erico

Existen varias formas de conectar un perif´erico a un procesador. Sin embargo, ello viene determinado por el tipo de perif´erico, es decir, que depende directamente de la complejidad y velocidad de los dispositivos.

Figura 10.2: Tipos de interface procesador-periferico

Como puede verse en la figura 10.2, existen tres formas principales de conectar un periférico: Directamente usando registros de control: Existen algunos dispositivos relativamente lentos (comparados con la velocidad del procesador) que pueden ser controlados directamente por el procesador principal, por medio de sus registros de control (estado, comando, datos). Usando estos registros el procesador puede determinar el estado del dispositivo, enviarle comandos y recibir o enviar datos, respectivamente. Controladores: Son dispositivos más rápidos y complejos que los anteriores. El controlador es quién acepta las órdenes y reporta su estado

´ 10.1. INTERFACES PROCESADOR-PERIFERICO

101

como si fuese un dispositivo com´ un y corriente. A un controlador se le pueden conectar varios dispositivos de un mismo tipo. El controlador puede manejarlos sin ayuda del procesador principal. Procesador de E/S: En sistemas mucho más complejos existe un procesador dedicado a manipular un gran n´ umero de controladores de dispositivos. Este procesador también es conocido como IOP 1 . El procesador principal se comunica con este nuevo procesador por medio de comandos que le indican lo que debe hacer. Los registros de control, pueden ser accedidos en algunos sistemas directamente usando direcciones de memoria. Dicha zona de memoria se conoce como I/O!Address 2 . El conjunto de todas las I/O Address se conoce como I/O page o I/O map. Otra forma de acceder a estos registros es por medio de instrucciones especiales. Este mecanismo puede ser complementario del anterior. Por otra parte, cuando el procesador principal da la orden de ejecución de un comando, no sabe exactamente cuando termina su ejecución. Por lo tanto tiene dos opciones: Pooling: El procesador constantemente lee los resgistros de estado de los dispositivos y determina si terminaron o no la operación de E/S. Este método no es muy apropiado, porque se pierde tiempo del procesador innecesariamente. Interrupciones: El dispositivo, cuando tiene algo que informar al procesador, genera una se˜ nal que hace que el procesador suspenda cualquier tipo de labor que esté haciendo y comience a ejecutar la rutina del manejo de la interrupción. Una vez atendida la interrupción, continuará con lo que estaba haciendo. Los dispositivos que necesitan un gran n´ umero de información en muy poco tiempo utilizan la transferencia directamente desde o hacia la memoria sin la ayuda del procesador. Esto se conoce como DMA. 1 2

Input Output Processor Direcci´on de Entrada/Salida

CAP´ITULO 10. CONTROL DE DISPOSITIVOS

102

10.2

Rutina de control (Driver)

Normalmente estas rutinas no son procesos independientes sino peque˜ nos trozos de código de muy rápida ejecución que se encargan de controlar los dispositivos conectados al procesador. Los drivers pueden ser de dos tipos básicamente: Independientes del dispositivo: Son el conjunto de rutinas que procesan la información proveniente del dispositivo y son indiferentes a sus caracter´ısticas. Dependientes del dispositivo: Son el conjunto de rutinas que controlan directamente el dispositivo. Cada dispositivo diferente, posee un driver distinto. Por ejemplo, si se tienen varios discos de diferente tecnolog´ıa, cada disco deberá tener su propio driver dependiente, aunque podr´ıan compartir un driver independiente que interprete la información que contienen. Ver figura 10.3.

Figura 10.3: Esquema de los tipos de drivers Un driver es responsable de procesar todas las solicitudes que vengan desde o hacia el dispositivo. Es decir, es aquél que procesa los comandos hacia el dispositivo o determina qué acción tomar cuando el dispositivo env´ıa un error. También es responsable de inicializar el dispositivo, habilitarlo o deshabilitarlo seg´ un sea el caso e incluso, de ser necesario, cancelar las solicitudes en proceso.

Cap´ıtulo 11 Intel y compatibles En los procesadores Intel 80386 o posteriores y compatibles existen dos tipos de interrupciones: Las interrupciones por software (INT) y las interrupciones por hardware (IRQ). Interrupci´ on por Software: Se genera cuando un programa o proceso ejecuta la instrucción INT1 o cuando se genera una respuesta obligada por un evento determinado, por ejemplo una división por cero o un fallo de página, las cuales se activan automáticamente. Una interrupción por software hace que el procesador suspenda lo que esté haciendo y ejecuta el llamado a una función. Al terminar retorna, en algunos casos, a la siguiente l´ınea a continuación de la l´ınea que hizo el llamado; en otros, a la misma l´ınea (caso del fallo de página). En la tabla 11.1 se pueden apreciar las interrupciones por software para modo protegido de Intel. Interrupci´ on por Hardware: Las interrupciones por hardware se pueden clasificar en interrupciones no enmascarables NMI2 y la solicitud de interrupción IRQ. Cuando un dispositivo tiene algo que informar al procesador, genera una se˜ nal llamada IRQ que es decodificada por un controlador programable denominado PIC 3 . 1

Assembler No Mask Interrupt 3 Programmable Interrupt Controler 2

103

CAP´ITULO 11. INTEL Y COMPATIBLES

104 No. INT INT-00h INT-01h INT-02h INT-03h INT-04h INT-05h INT-06h INT-07h INT-08h INT-09h INT-0Ah INT-0Bh INT-0Ch INT-0Dh INT-0Eh INT-0Fh INT-10h - 1Fh INT-20h - 2Fh INT-30h - FFh

Uso predeterminado División por cero Excepción de depuración NMI Punto de ruptura Overflow Comprobación de l´ımites Código Operación no válido Coprocesador no disponible Doble falta Overflow por coprocesador TSS no válido Segmento no presente Excepción de pila Fallo de protección general Fallo de página Error de coprocesador Reservados por Intel Generalmente para las IRQ Disponibles

Tabla 11.1: Entradas de la IDT

La se˜ nal decodificada permite ubicar en una tabla la interrupción por software (INT) asociada a la IRQ. Ver tabla 11.2. La INT asociada a la IRQ hace un llamado a una función cuya dirección se encuentra en una tabla de interrupciones en modo real o en una IDT4 , en modo protegido. Esta función tiene como objetivo atender al dispositivo y se conoce como driver. Ver figura 11.1. Una NMI se genera cuando se produce un error grave en el sistema, por ejemplo “error de paridad en la memoria”. Regularmente después de una NMI el sistema queda bloqueado o inoperante. 4

Interrupt Descriptor Table

105

Figura 11.1: Modo de operaci´on de una IRQ

Una computadora tiene dos PIC. Cada uno de ellos tiene una capacidad de ocho entradas posibles. Sin embargo, el segundo PIC est´a conectado a la segunda entrada del primer PIC, teniendo as´ı una configuraci´on de quince diferentes IRQs usando dos PICs en cascada. Ver figura 11.2.

Figura 11.2: Conexión de los PICs en una PC Recuerde que para poder acceder a los registros de control de un controlador es necesario hacerlo usando su dirección de E/S (I/O Address) ubicada en el mapa de E/S (I/O map) en una PC. Cada PIC es un controlador independiente, por lo tanto, cada uno tiene una dirección de E/S asociada.

CAPÂ´ITULO 11. INTEL Y COMPATIBLES

106

No. IRQ IRQ-00 IRQ-01 IRQ-02 IRQ-03 IRQ-04 IRQ-05 IRQ-06 IRQ-07 IRQ-08 IRQ-09 IRQ-10 IRQ-11 IRQ-12 IRQ-13 IRQ-14 IRQ-15

Uso definido en una PC Sistema de reloj Teclado Casacada PIC Slave Disponible COM1 Disponible Disponible Disponible Reloj de tiempo real Disponible Disponible Disponible Disponible Redirecciona a la MMI Controlador de E-IDE Disponible

Uso general en una PC

COM2

Floppy LPT1

Tabla 11.2: Usos predeterminados de las IRQ

Parte V Control de Procesos

107

Cap´ıtulo 12 Procesos Ya se ha mencionado que existen programas de usuario y entornos de trabajo. Incluso pueden haber varios programas en ejecución “al mismo tiempo” en una computadora. Se define el término proceso, como un programa con su entorno de trabajo, el cual requiere de los distintos recursos computacionales , para cumplir una tarea espec´ıfica, tales como tiempo del procesador, memoria, dispositivos de entrada/salida, etc. En un modelo básico de un sistema operativo, un proceso puede estar en uno de tres estados posibles: Listo: Estado en el que se encuentran uno o varios procesos que necesitan tiempo de procesador para continuar su ejecución. listo Ejecuci´ on: Estado en el que se encuentra el proceso que actualmente tiene el control del procesador. ejecucición Espera: Estado en el que se encuentran todos los procesos que requieren que un evento suceda para continuar su ejecución, es decir, que aunque tuvieran el control del procesador, no podr´ıan continuar su ejecución. espera Ver figura 12.1 Debe estar muy claro que en una computadora con un solo procesador solo se puede ejecutar en el “mismo instante de tiempo” un programa. 109

CAP´ITULO 12. PROCESOS

110

Figura 12.1: Estados b´asicos de un proceso

As´ı, si un sistema operativo en una máquina con un solo procesador, desea brindar la posibilidad de ejecutar m´ ultiples procesos “al mismo tiempo”, deberá atender uno a la vez durante un intervalo de tiempo, para luego conmutar a otro proceso. Por supuesto, si esta conmutación se realiza muy rápidamente, el usuario tendrá la sensación de que el sistema operativo está haciendo todo al mismo tiempo. De aqu´ı en adelante supondremos que solo se tiene un procesador.

12.1

Bloques de control

Para que el sistema operativo pueda conmutar de un proceso a otro, deberá guardar cierta información adicional necesaria para poder retomar la ejecución posteriormente de este proceso. Esta información adicional se conoce a nivel teórco como el PCB 1 del proceso. La información que el PCB puede contener, depende en parte, de la arquitectura de la máquina y también del dise˜ no del sistema operativo, pero debe incluir: • Estado actual del proceso. • Ultimo valor de los registros del procesador. • N´ umero identificador del proceso dentro del sistema. 1

Process Control Block

12.1. BLOQUES DE CONTROL

111

Adicionalmente puede haber contener también: • Privilegios. • Due˜ no del proceso. • Tiempo de procesamiento (usado para servicios de cobro por uso). • Recursos en uso. • Prioridad. • L´ımites de la memoria asignada. En fin, puede existir toda la información que el sistema requiera. En los procesadores Intel 80386 y posteriores, o compatibles, el PCB se conoce como TSS 2 . Ver figura 12.2. El procesador hace referencia al TSS por medio del registro TR 3 , el cual act´ ua como un selector de la GDT, es decir, debe apuntar al descriptor de la TSS del proceso que está en curso de ejecución. Como se puede observar en la figura 12.2, es necesario mantener almacenados los valores de los registros del procesador a fin de poder conmutar entre las diferentes tareas. As´ı como cada proceso tiene un PCB, el sistema operativo tiene un SCB 4 , en el cual almacena toda la información necesaria para la ejecución apropiada del sistema operativo. Entre la información existente en el SCB tenemos: • Ubicación de los PCB. • Ubicación de las funciones controladoras del sistema. • Cantidad de recursos disponibles. • Recursos asignados. 2

Task State Segment Task Register 4 System Control Block 3

112

CAP´ITULO 12. PROCESOS

Figura 12.2: Segmento de Estado de Tarea - TSS

12.2. CAMBIO DE CONTEXTO

12.2

113

Cambio de contexto

El cambio de contexto es el nombre que recibe el mecanismo mediante el cual el procesador conmuta de una tarea a otra. Para comprenderlo mejor observe la figura 12.3.

Figura 12.3: Conmutaci´on entre tareas

Observe que cuando el sistema operativo toma el control del procesador, éste guarda el PCB del proceso actual y recupera el PCB del proceso siguiente. El cambio de contexto en computadoras con procesador Intel y compatibles es realizado, en modo protegido por el procesador directamente, mientras que en modo real, es realizado por el sistema operativo, pues el hardware no lo soporta. Como se verá más adelante, pueden existir muchas causas por las que el sistema operativo tenga que conmutar a otro proceso. Sin embargo aclaremos dos nuevos términos: Sistemas operativos Expulsivos: Son aquellos en los que el sistema puede interrumpir la ejecución de un proceso para tomar el control del procesador (multiprogramación), tal como el proceso 1 en la figura 12.3.

CAP´ITULO 12. PROCESOS

114

Sistemas operativos No Expulsivos: Son aquellos donde el sistema tendrá que esperar a que el proceso termine su ejecución normal para poder tomar el control (monoprogramación). Los sistemas operativos expulsivos, instalan una rutina durante el proceso de inicialización, la cual puede modificar o reemplazar la función asociada a la interrupción por software responsable de atender la interrupción por hardware del reloj (IRQ-08 en INTEL). Dicha función se ejecuta en forma periódica y automática, usualmente cada 10 mseg. Es decir, cada 10 mseg el sistema operativo interrumpe la ejecución del proceso actual y decide si contin´ ua con el proceso actual o le entrega el control a otro proceso. Esta labor de decisión es realizada por el planificador de procesos del sistema operativo. Por otra parte, vale la pena aclarar dos nuevos términos que hacen referencia a los sistemas de procesamiento actuales: Multiprocesador: Sistemas donde se tienen varios procesadores trabajando cooperativamente para atender la ejecución de varios procesos. Multicomputadoras: Sistemas donde se tienen varias computadoras trabajando cooperativamente para atender la ejecución del varios procesos. Dichas computadoras trabajan en red repartiéndose la carga de procesamiento. Ver figura 12.4.

12.3

Operaciones de control de procesos

Todo sistema operativo que brinde el servicio de multiprogramación en sus diferentes modos (multiprocesador, multicomputadoras) debe brindarle al usuario un m´ınimo de operaciones para controlar los procesos: Ejecutar: Carga el proceso en la memoria y coloca la dirección de su PCB en la lista de procesos listos. Cancelar: Retira apropiadamente de la lista (Listo o Espera), la dirección del PCB del proceso y si está en ejecución, termina.

12.3. OPERACIONES DE CONTROL DE PROCESOS

Figura 12.4: Sistemas de procesamiento

115

116

CAP´ITULO 12. PROCESOS

Suspender: Pasa la dirección del PCB del proceso de la lista de procesos listos a la lista de procesos en espera y, si se está ejecutando, conmuta a otro proceso. Reanudar: Pasa la dirección del PCB del proceso de la lista de procesos en espera a la lista de procesos listos. Estas ser´ıan las m´ınimas operaciones que deber´ıa brindar. Sin embargo, en sistemas operativos mucho más complejos (donde no existen solo tres estados posibles para un proceso), el n´ umero de operaciones aumenta considerablemente. Por otra parte, existen más consideraciones sobre estas operaciones, como son: Ejecuci´ on: Un proceso durante su ejecución puede ejecutar a otro. A este nuevo proceso se le llama proceso hijo, mientras que al ejecutor se le llama proceso padre. A su vez un proceso hijo, podrá ejecutar más procesos hijos de él. Bajo esta modalidad, existen dos tendencias bien marcadas para el manejo de asignación de recursos a los procesos hijo. • El sistema operativo les asignará nuevos recursos a los procesos, como si fueran procesos totalmente independientes. • El proceso padre, deberá compartir los recursos que el sistema operativo le asignó para sus procesos hijos. Además de consideraciones sobre asignación de recursos, el sistema operativo puede tomar dos medidas a la hora de ejecutar un proceso hijo: • El proceso padre pasa a la lista de procesos en espera hasta que su proceso hijo termine su ejecución (sistemas operativos con un solo hilo de ejecución). En sistemas operativos monohilo un proceso puede tener un solo hijo. • Tanto los procesos hijo como sus padres permanecen en la lista de procesos listos, para as´ı competir por el uso del procesador como cualquier otro proceso (sistemas operativos con m´ ultiples hilos de ejecución o multihilo)

12.3. OPERACIONES DE CONTROL DE PROCESOS

117

Ver figura 12.5.

Figura 12.5: Procesos hijo

Cancelar: Un proceso deberá informar al sistema operativo, que él ya terminó su labor, para que as´ı el sistema operativo pueda liberar todos los recursos asignados a este proceso. Eventualmente un proceso puede cancelar la ejecución de otro proceso, a través del sistema operativo. Cuando un proceso termina su ejecución por alguna razón, el sistema operativo tiene dos posibilidades con los procesos hijo de él. • Todo proceso hijo debe terminar su ejecución, si la ejecución de su padre termina. • Los procesos hijos, no son influenciados por la terminación de su proceso padre, ya que para el sistema son procesos independientes. Hay que tener muy en claro que un sistema operativo por el simple hecho de brindar el servicio de multiprogramación, no necesariamente es un sistema multihilo.

118

CAP´ITULO 12. PROCESOS

Cap´ıtulo 13 Planificaci´ on Un planificador de procesos es una parte del sistema operativo que se encarga de tomar decisiones de selección sobre los procesos, con el fin de mejorar los indicadores del sistema. Existen tres tipos de planificadores básicos a saber: Planificador de largo plazo: El planificador de largo plazo, conocido también como planificador de trabajos, controla el n´ umero de procesos en memoria. Lo ideal ser´ıa que la tasa de creación de procesos sea igual a la tasa de salida de procesos (solo se invoca cada vez que se ejecuta o cancela un proceso). Planificador de mediano plazo: También es conocido como el planificador de swapping. Se encarga de bajar al disco algunos procesos con el objetivo de reducir la competencia del procesador (disminuir la carga en el sistema). Planificador de corto plazo: Selecciona un proceso que esté en la memoria principal (lista de procesos listos) para asignarle el procesador, pudiendo ser expulsivo o no expulsivo. También conocido como planificador de procesos. Si un sistema posee los tres planificadores, es evidente que no basta con los tres estados de un proceso. Por lo menos, se requieren cinco estados. Ver la figura 13.1 119

´ CAP´ITULO 13. PLANIFICACION

120

Figura 13.1: Planificaci´on de procesos

Cabe anotar que, b´asicamente, los planificadores se dise˜ nan para tratar de sacar el mejor provecho de la computadora. En otras palabras, trata de ejecutar de la mejor manera posible, el mayor n´ umero de procesos en una unidad de tiempo. Ahora nos centraremos en el estudio de los principales algoritmos de planificaci´on. Estos algoritmos pueden operar en cualquiera de los tres tipos de planificadores. Incluso, no es necesario que los tres utilicen el mismo algoritmo. Sin embargo, hay que tener cuidado pues solo los algoritmos no expulsivos se pueden usar en los planificadores de largo y mediano plazo.

13.1

Algoritmos de planificaci´ on

De forma similar a las estrategias de ajuste para el manejo de los espacios libres en memoria, los algoritmos de planificaci´on de procesos se eval´ uan usando los mismos criterios. Ver p´agina 27.

13.1.1

FCFS

FCFS 1 utiliza una pol´ıtica no expulsiva. Su filosof´ıa se basa en seleccionar un proceso seg´ un el orden de llegada de los procesos al sistema. Su implementaci´on es muy simple, pero su desempe˜ no en la practica no es muy bueno. 1

First Come, First Served

´ 13.1. ALGORITMOS DE PLANIFICACION

13.1.2

121

SJF

El SJF 2 es un algoritmo de pol´ıtica no expulsiva. Su filosof´ıa es seleccionar el proceso cuyo tiempo de ejecución sea el más peque˜ no. De haber dos o más procesos cuyo tiempo de ejecución sea igual, entonces se seleccionará seg´ un el algoritmo FCFS. Su implementación es complicada, ya que conocer de antemano la duración de un proceso no es una labor simple. Sin embargo, se puede calcular una aproximación usando un promedio exponencial de las longitudes medias de las ráfagas (tiempo que un proceso hace uso del procesador) de procesamiento anteriores. T (n + 1) = α ∗ T (n) + (1 − α)T (n)0 T (n + 1): Valor aproximado de siguiente ráfaga de procesamiento. T (n): Longitud de la n-ésima ráfaga de procesamiento. T (n)0 : Datos históricos. α: Constante de ponderación de los datos históricos sobre los actuales. Este algoritmo no es muy justo con los procesos cuya duración sea grande con respecto a los demás. Además, en un caso extremo, causa la postergación indefinida de aquellos procesos cuyo tiempo de ejecución siempre sea muy superior al tiempo de ejecución de todos los demás procesos actuales y entrantes. Este problema se llama bloqueo indefinido o inanición (starvation).

13.1.3

SRTF

El algoritmo SRTF3 , utiliza una pol´ıtica expulsiva. Su filosof´ıa es seleccionar el proceso cuyo tiempo restante de ejecuci´on sea menor. Este algoritmo es realmente la versi´on expulsiva del algoritmo SJF. As´ı pues comparte todos los problemas del SJF. 2 3

Shortest Job First Shortest Remaining Time First

´ CAP´ITULO 13. PLANIFICACION

122

13.1.4

Prioridad

Este algoritmo puede ser implementado tanto con pol´ıtica expulsiva como no expulsiva. A cada proceso se le asigna una valor entero llamado prioridad. La prioridad tiene como objeto clasificar a los procesos seg´ un un criterio cualquiera de importancia. No existe consenso alguno sobre si el valor más alto es el de más prioridad, o es el valor más bajo. Esto se define de antemano. Su filosof´ıa se basa en seleccionar el proceso de mayor prioridad en el sistema. Si se está trabajando con la versión expulsiva, se debe que verificar la prioridad de todo proceso entrante en el sistema, para saber si se tiene o no que interrumpir al proceso que actualmente se ejecuta. La prioridad puede ser generada de dos formas: Prioridad interna: Es definida por el sistema operativo seg´ un alg´ un criterio definido de antemano (cantidad de memoria, tipo de proceso, etc). Prioridad externa: Se fijan empleando criterios ajenos al sistema (importancia del proceso, propietario, etc). Este método también puede sufrir del problema de inanición. Sin embargo, con una peque˜ na variante se soluciona el problema. Dicha variante lo u ńico que hace es aumentar la prioridad del proceso cada vez que cumpla un determinado tiempo en el sistema. As´ı se garantiza que en un tiempo determinado el proceso tendrá la más alta prioridad y sea atendido. Esta variante se conoce con el nombre de técnica de envejecimiento. Por u ´ltimo, si dos o más procesos poseen la misma prioridad, entonces se hace la selección usando el algoritmo FCFS.

13.1.5

HRN

El algoritmo HRN 4 es no expulsivo. Su filosof´ıa se basa en asignarle a cada proceso una prioridad, seleccionando aquel que tenga el valor m´as alto, seg´ un la siguiente f´ormula: 4

High Response Next

´ 13.1. ALGORITMOS DE PLANIFICACION

P =

123

Te + Tej Tej

En donde : P : Prioridad. Te : Tiempo de espera. T ej :

Tiempo de ejecuci´on.

Tiene la misma dificultad del SJF y del SRTF, ya que también necesita el tiempo de ejecución del proceso. Además, produce mucha sobrecarga ya que hay que realizar cálculos por cada proceso. Sin embargo, es una pol´ıtica muy justa para los procesos.

13.1.6

El algoritmo RR 5 , también llamado circular, es de pol´ıtica expulsiva. Su filosof´ıa se basa en ir colocando los procesos en un lista seg´ un unas reglas. Se seleccionará el proceso que esté al inicio de la lista. Una vez seleccionado, se le asigna el procesador por un tiempo determinado. A este tiempo se le conoce por el nombre de cuanto o quantum. Para el funcionamiento apropiado del RR, es indispensable aplicar las siguientes reglas: • Cuando un proceso termina su ejecución totalmente, es retirado de la lista del RR y se procede a seleccionar el proceso siguiente en la lista. • Cuando un proceso termina su quantum, se pasa al final de la lista y se selecciona el siguiente. • Al crear un proceso, se inserta al final de la lista. 5

Round Robin

´ CAP´ITULO 13. PLANIFICACION

124

• Si al mismo tiempo un proceso llega y otro termina su quantum, se pondrá al final de la lista el proceso entrante y posteriormente el que terminó su quantum. El quantum tiene una duración entre 10 y 100 milisegundos. Hay que anotar el hecho de que el tiempo del cambio de contexto debe ser bastante menor que el tiempo del quantum.

13.1.7

FMQ

FMQ 6 es un algoritmo de pol´ıtica expulsiva. Su filosof´ıa se basa en mantener los procesos no en una sino en n listas interconectadas, de las cuales n - 1 listas operan con el algoritmo RR regularmente, y la n-esima lista opera con el algortimo FCFS. Su funcionamiento es el siguiente: • Cuando un proceso ha sido atendido un n´ umero k de veces (constante propia de cada una de las listas, no necesariamente igual), este proceso se mueve a la lista siguiente seg´ un las reglas de cada algoritmo. • Siempre se seleccionará el primer proceso que esté en la lista de nivel más bajo. Esto quiere decir que sólo se atenderán los procesos de la lista FCFS, cuando no exista ning´ un proceso en todas las listas RR. • Cuando un proceso termina, simplemente se retira de la lista en que se encuentra. • Los procesos se crean siempre en la primera lista. Aunque normalmente se utilizan algoritmos RR en las n - 1 primeras listas, esto no tiene por que ser siempre as´ı. Sin embargo la lista n-esima s´ı es FCFS. Del mismo modo, no necesariamente el quantum tiene que ser igual para todas las listas. Este algoritmo soporta muy bien la sobrecarga de procesos, esto es cuando existen demasiados procesos compitiendo por el procesador en el sistema operativo. 6

Feedback Multiple Queues

Cap´ıtulo 14 Concurrencia En un sistema que soporte multiprogramación o multiprocesamiento, básicamente existen dos tipos de procesos, procesos independientes y procesos cooperativos. La diferencia fundamental entre estos dos tipos de procesos es que en los primeros no existe entre ellos relación alguna, es decir, estos procesos no afectan y no son afectados por otros procesos. Por el contrario, los procesos cooperativos s´ı pueden afectar o ser afectados por otros procesos. Cuando dos o más procesos cooperan para solucionar un problema, ya sea en un sistema con uno o varios procesadores, se dice que estos procesos trabajan de forma concurrente. Está claro que para que exista concurrencia en sistemas de un solo procesador, es necesaria la existencia de la multiprogramación. Sin embargo, la presencia de la multiprogramación no es condición suficiente para que la exista la concurrencia. Un proceso puede verse afectado por otro cuando uno o más de los recursos de software o de hardware que necesita para operar correctamente, son requeridos o compartidos por más procesos. Para que existan procesos cooperativos es necesario que el sistema operativo les brinde servicios de comunicación y sincronización, es decir, que los procesos puedan “hablar” para compartir información y controlar el acceso concurrente. Los mecanismos de sincronización, tienen como objetivo: 125

CAP´ITULO 14. CONCURRENCIA

126

• El Control de acceso a los recursos compartidos de hardware o software. • La Asignación de recursos. • El Controlar el flujo de ejecución(el proceso P sólo debe ejecutarse cuando se ejecute completamente el proceso Q).

14.1

Comunicaci´ on de procesos

Existen dos esquemas complementarios de comunicación entre procesos: Sistemas de memoria compartida: En estos sistemas los procesos comparten una zona de memoria o buffer por el cual ellos se comunican. En este esquema la comunicación es responsabilidad exclusiva de los procesos, es decir, el sistema operativo sólo les brinda la posibilidad de compartir memoria. La forma de utilizarla para comunicarse depende de los procesos y no del sistema operativo. Mensajer´ıa entre procesos: En este esquema el sistema operativo es el ente responsable de la comunicación, porque mueve la información generada por un proceso (mensaje) hacia otro. Sea cual sea el método que se seleccione, debe darse solución de manera muy clara, entre otros, a los siguientes interrogantes: • ¿Cuáles son los pasos que se deben seguir para comunicar dos procesos? • ¿Se puede crear un medio de comunicación compartido por más de dos procesos? • ¿Cuantos medios de comunicación pueden haber entre dos procesos? • ¿Cuál es la capacidad de almacenamiento de un canal de comunicación cuando un proceso transmite pero el otro no puede atenderlo? • ¿Un proceso puede mantener más de un canal de comunicación abierto al mismo tiempo?

´ DE PROCESOS 14.1. COMUNICACION

127

• ¿Cuál es tama˜ no máximo de información (por paquete) que se puede enviar por un canal de comunicación? • ¿En una comunicación entre dos procesos usan un canal simplex1 , half duplex2 , full duplex3 ? • ¿Cómo hace un proceso para interrumpir o terminar un enlace de comunicación? • ¿Qué pasa con la información que a´ un no ha sido procesada, cuando uno ambos procesos terminan su ejecución, o si el canal es interrumpido? • ¿Qué pasa cuando un proceso desea comunicarse con otro que en el momento no se está ejecutando?

Un mensaje es informaci´on almacenada en un formato determinado. Este formato var´ıa entre los distintos sistemas operativos. Sin embargo, en dicho formato debe ir por lo menos:

Fuente: Identificación (ID) del proceso que env´ıa la información. Destino: Identificación (ID) del proceso receptor de la información. Contenido: Información o cuerpo del mensaje.

Por supuesto, para algunos sistemas operativos, existe más información importante que tiene que ir en el mensaje, como prioridad del mensaje, longitud, n´ umero del paquete, etc. Por otro lado, los procesos que deseen comunicarse deben tener una manera de referirse unos a otros. Para ello pueden usar comunicación directa o indirecta. 1

unidireccional bidireccional no simult´aneo 3 bidireccional 2

CAP´ITULO 14. CONCURRENCIA

128

14.1.1

Mensajer´ıa directa

Cada proceso que desee enviar o recibir un mensaje, deber´a nombrar expl´ıcitamente al receptor o emisor de la comunicaci´on.

Enviar ( IDX , Mensaje ): Enviar el mensaje contenido en “Mensaje” al proceso X. Recibir ( IDY , Mensaje ): Recibir y almacenar el mensaje en “Mensaje”, proveniente del proceso Y.

Las propiedades de esta forma de comunicaci´on son:

• Establece un enlace entre cada par de procesos. • Los procesos necesitan conocer la identidad del otro. • Un enlace está asociado exactamente a dos procesos. • El enlace puede ser simplex o full duplex. Dado que ambos procesos necesitan conocer la identidad del otro, se conoce este sistema como comunicación directa simétrica. Sin embargo, una peque˜ na variante de este sistema es la comunicación directa asimétrica, en la que las llamadas al sistema quedan:

Enviar ( IDX , Mensaje ): Enviar el mensaje contenido en “Mensaje” al proceso X. Recibir ( IDT emp , Mensaje ): Recibir y almacenar el mensaje en “Mensaje”. Adem´as, en la variable IDT emp , se almacena la identidad del proceso que envi´o el mensaje.

14.2. CONTROL DE ACCESO

14.1.2

129

Mensajer´ıa indirecta

En este sistema, los mensajes son enviados y recibidos usando buzones, tambi´en conocidos como puertos. Las llamadas al sistema ahora son:

Enviar ( IDX , Mensaje ): Enviar el mensaje contenido en “Mensaje” al buz´on IDX . Recibir ( IDX , Mensaje ): Recibir y almacenar el mensaje en “Mensaje”, proveniente del buz´on IDX .

Las propiedades de este sistema son:

• Un proceso puede comunicarse con otro si y solo si, comparten por lo menos un buzón. • Dos procesos pueden comunicarse usando uno o más buzones. • Un buzón puede ser compartido por dos o más procesos. • Este sistema puede ser unidireccional o bidireccional. Además, el sistema operativo tiene que proveer otras llamadas como son:

• Creación de buzones. • Destrucción de buzones. • Liberación del espacio de buzones que por una u otra razón se han dejado de usar (concepto del recolector de basura).

CAP´ITULO 14. CONCURRENCIA Contador = 5

130

Proceso 1 Proceso 2 Contador = Contador + 1; Contador = Contador - 1; Figura 14.1: Ejemplo del problema de concurrencia a alto nivel

14.2

Control de acceso

Imagine por un momento, el problema más sencillo de concurrencia: dos procesos comparten una variable Contador. El primer proceso la incrementará, mientras que el segundo la decrementará. Inicialmente la variable tiene un valor de 5. Ver figura 14.1. Sin embargo, este problema resuelto usando un lenguaje de alto nivel, no es el que realmente se ejecuta, ya que el procesador sólo ejecuta el lenguaje de máquina. Ver figura 14.2. Por lo tanto, este programa quedará convertido en lo siguiente: • Imagine un procesador, que no tiene instrucciones para incrementar o decrementar posiciones de memoria (variables directamente), as´ı que tiene que hacerlo por medio de sus registros internos. • Imagine que este procesador, tiene dos registros llamados Reg1 y Reg2. Contador = 5 Proceso 1 Proceso 2 MOV Reg1, Contador MOV Reg2, Contador INC Reg1 DEC Reg2 MOV Contador, Reg1 MOV Contador, Reg2 Figura 14.2: Ejemplo del problema de concurrencia a bajo nivel

Puede verse que el contenido de la variable Contador, tiene que moverse a un registro del procesador, luego se incrementar´a o decrementar´a este registro

14.2. CONTROL DE ACCESO

131

con un instrucción del procesador para que al final, el resultado se almacene nuevamente en la variable. A´ un as´ı, esta solución parece buena, si se ejecuta cada una por separado (ejecuta Proceso 1 y luego Proceso 2, Contador = 5), pero si lo ejecutamos de otra manera (por ejemplo: el Proceso 1 se ejecuta hasta la segunda instrucción; all´ı por alguna razón, el sistema conmuta al Proceso 2, que se ejecuta completamente; al terminar, el proceso 1 ejecuta la tercera y u ´ltima instrucción) el resultado puede ser erróneo (Contador = 6). Esto no es algo fortuito. Imagine que se ejecuta una instrucción por cada proceso, es decir, se ejecuta la primera instrucción del primer proceso, luego la primera del segundo y as´ı sucesivamente. Al final queda Contador = 4, siendo otro error. Siendo este ejemplo muy sencillo, imagine la cantidad de errores que se presentar´ıan en problemas mucho más complejos. Se debe aclarar que no es necesario usar registros diferentes para estos dos procesos pues, como ya se vió en la página 113, el contenido de los registros del procesador es almacenado en el PCB del proceso cuando se realiza una conmutación. Por lo tanto, si usara el mismo registro en ambos procesos la situación ser´ıa la misma. La razón por la cual el programa falla, es la no atomicidad de las instrucciones, es decir, que las instrucciones pueden ser interrumpidas en medio de su ejecución (una instrucción de alto nivel, puede ser equivalente a más de una instrucción en lenguaje de máquina, como el ejemplo anterior). Veremos a continuación cómo solucionar este problema de atomicidad. Considere n procesos concurrentes, en los cuales, cada uno tiene una zona en su código en la cual hace referencia a un componente compartido (por ejemplo la variable Contador del ejemplo anterior). A estas zonas de código se les conoce como secciones cr´ıticas. Entonces, si deseamos garantizar que cuando un proceso está ejecutando su sección cr´ıtica, ning´ un otro proceso que tenga recursos compartidos con él, puede estar ejecutando su sección cr´ıtica. Para poder garantizarlo, han aparecido varias alternativas:

CAP´ITULO 14. CONCURRENCIA

132

14.2.1

Espera activa

Son las soluciones de software que se basan en mantener los procesos que esperan entrar a su sección cr´ıtica, en un ciclo cuya condición se rompe cuando el proceso que estaba en su sección cr´ıtica termina, y que se activa cada vez que un proceso obtiene acceso a su sección cr´ıtica. Ver la figura 14.3 Condicion = FALSO Entrar_Sec_Critica ( void ) { while ( Condicion ); Condicion = VERDADERO; < Seccion critica > Condicion = FALSO; } Figura 14.3: Espera activa

Observe que el texto < Seccion critica > corresponde a un conjunto de instrucciones que componen la secci´ on cr´ıtica. En adelante, cualquier bloque de instrucciones que no sean de mucha importancia y se quieran resumir ser´an escritas entre < ... > . Se le llama espera activa, pues los procesos que esperan, siguen gastando tiempo de procesamiento en verificar dicha condici´on para saber si se quedan o no en el ciclo.

14.2.2

Espera no activa

Para evitar que un proceso gaste tiempo de procesador verificando una condición, mientras otro sale de la sección cr´ıtica, es necesario “dormirlo” (Sleep). Para dormir un proceso, basta con mover su ID a la lista de procesos en espera. Posteriormente cuando el otro proceso termine su sección cr´ıtica, es

14.2. CONTROL DE ACCESO

133

necesario “despertarlo” (Wakeup), o mejor dicho, mover si ID nuevamente a la lista de procesos listos. Una solución que utiliza espera no activa es realizada con semáforos (creados por E.W.Dijkstra en 1965 ). Imagine que existe un tipo de datos llamado (S_Semaforo), el cual es una estructura de datos que tiene asociada una variable entera positiva y una cola (FIFO4 ) de ID de procesos. Ver figura 14.4. struct S_Semaforo { unsigned int Valor; T_Cola Cola_ID; }; Figura 14.4: Estructura básica de un semáforo Con esta estructura de datos se instancia (crea) una variable. Dicha variable será entonces un semáforo, el cual tiene por definición tres restricciones: • El sistema operativo, debe brindar dos funciones atómicas que manipulen los datos asociados a un semáforo. (Wait y Signal). • Los procesos no pueden modificar directamente los campos asociados a un semáforo, es decir, deben usar las funciones que brinda el sistema operativo. • Solo en el proceso de creación es posible asignar un valor inicial a un semáforo. Las funciones Wait y Signal se implementan en la forma en que se muestra en las figuras 14.5 y 14.6. Al ejecutar Wait, se verifica si el valor del semáforo es igual a 0. De ser as´ı, se obtiene el ID del proceso actual. Luego, se coloca su ID en la cola del semáforo y por u ´ltimo, por medio de una solicitud al sistema operativo, este proceso se duerme (se coloca en estado de espera), y si por el contrario su valor es positivo, simplemente se decrementará en uno este valor. 4

First In, First Out

134

CAP´ITULO 14. CONCURRENCIA

Wait ( S_Semaforo ID_Sem ) { if ( ID_Sem.Valor = 0 ) { ID_Proceso = Obtener_ID_Proceso_Actual(); ID_Sem.Cola_ID.Ingrese( ID_Proceso ); Sleep ( ID_Proceso ); } else ID_Sem.Valor = ID_Sem.Valor - 1; } Figura 14.5: Operaci´on Wait

Signal ( S_Semaforo ID_Sem ) { ID_Proceso = ID_Sem.Cola_ID.Retire(); if ( ID_Proceso <> NULL ) Wakeup ( ID_Proceso ); else ID_Sem.Valor = ID_Sem.Valor + 1; } Figura 14.6: Operaci´on Signal

14.2. CONTROL DE ACCESO

135

Si se ejecuta la función Signal, se retira el proceso de la cola del semáforo, se le pide al sistema operativo que lo despierte (lo pase de la lista de procesos en espera a la lista de proceso listos). As´ı éste podrá pasar sin ning´ un problema a ejecutar su sección cr´ıtica. Por supuesto, todo esto es transparente para los procesos, ya que sólo invocan las funciones Wait y Signal, no se preocupan de cómo están construidas. Problema de atomicidad Para solucionar el problema de atomicidad de la sección cr´ıtica basta con un solo semáforo compartido por todos los procesos concurrentes al que llamaremos, por definición Mutex. El valor inicial de Mutex siempre es uno. Ver figura 14.7. Mutex.Valor = 1 Entrar_Sec_Critica ( void ) { Wait ( Mutex ); < Seccion Critica > Signal ( Mutex ); } Figura 14.7: Sección cr´ıtica con semáfotos

Si todos los procesos concurrentes utilizan de esta manera el semáforo, se garantizará que uno y sólo un proceso estará ejecutando su sección cr´ıtica. Problema Productor / Consumidor En un sistema existen dos procesos concurrentes: uno produce elementos para colocarlos en un buffer (proceso Productor), mientras el segundo toma los elementos del mismo buffer para procesarlos(proceso consumidor). Cómo sincronizarlos, para que el Productor no coloque más elementos en el buffer si está lleno (tama˜ no máximo n), y que el Consumidor no trate de tomar elementos del buffer si está vac´ıo.

CAP´ITULO 14. CONCURRENCIA

136

La respuesta puede ser observada en las figuras 14.8 y 14.9, la cuales muestran al proceso Productor y Consumidor respectivamente. Mutex = 1, Vacio = n, Lleno = 0 Productor ( void ) { < Producir un Elemento > Wait ( Vacio ); Wait ( Mutex ); < Adiciona el Elemento > Signal( Mutex ); Signal ( Lleno ); } Figura 14.8: Productor

Observe que al igual que Mutex, Vacio y Lleno son sem´aforos que controlan el n´ umero de espacios vac´ıos y llenos (en el buffer) respectivamente. Mutex = 1, Vacio = n, Lleno = 0 Consumidor ( void ) { Wait ( Lleno ); Wait ( Mutex ); < Retira un elemento > Signal ( Mutex ); Signal ( Vacio ); < Procesa el elemento > } Figura 14.9: Consumidor

14.2. CONTROL DE ACCESO

137

Problema Escritores / Lectores Se tiene un archivo de datos que puede ser accedido por muchas instancias de forma de sólo lectura, o de lectura/escritura. El sistema debe garantizar su uso seg´ un las siguientes restricciones: • No limitación alguna con el n´ umero de instancias de procesos en forma de sólo lectura. • Sólo se puede abrir en forma lectura/escritura, cuando el archivo no se está usando. • Cuando un proceso solicita acceso de lectura/escritura, el sistema no puede conceder más accesos de solo lectura o lectura/escritura. Sin embargo, debe esperar hasta que todos los procesos de sólo lectura terminen normalmente. La solución puede ser observada en las figuras 14.10 y 14.11. Observe que Mutex1, Mutex2, Mutex_E y Mutex_SL son semáforos que controlan: el bloqueo de acceso a los lectores cuando hay una solicitud de escritura; la actualización del n´ umero de escritores; el proceso de escritura; y la actualización del n´ umero de lectores, respectivamente. Además existen dos variables simples, Num_E para contabilizar el n´ umero de escritores y Num_SL para almacenar el n´ umero de lectores. En este punto, vale la pena hacer una advertencia: el uso indebido de los semáforos puede producir bloqueos indefinidos.

14.2.3

Bloqueos Indefinidos

Este problema aparece cuando uno o más procesos concurrentes están en espera y no existe ning´ un otro proceso que los haga salir de dicho estado. Ver figuras 14.12 y 14.13. Si se ejecutan ambos procesos atómicamente no hay problema. Pero si se ejecuta la primera instrucción del proceso 1 y luego la primera instrucción del proceso 2, para cuando se quiera continuar con la segunda instrucción de cualquiera de los dos procesos, éstos inmediatamente son dormidos, pues los

CAPÂ´ITULO 14. CONCURRENCIA

138

Mutex1 = 1, Mutex2 = 1, Mutex_E = 1, Num_E = 0 Escritor ( void ) { Wait ( Mutex2 ); Num_E = Num_E + 1; if ( Num_E == 1 ) Wait ( Mutex1 ); Signal ( Mutex2 ); Wait ( Mutex_E ); < Realiza la escritura > Signal (Mutex_E ); Wait ( Mutex2 ); Num_E = Num_E - 1; if ( Num_E == 0 ) Signal ( Mutex1 ); Signal ( Mutex2 ); } Figura 14.10: Proceso Escritor

14.2. CONTROL DE ACCESO Mutex1 = 1, Mutex2 = 1, Mutex_SL = 1, Num_SL = 0 Lector ( void ) { Wait ( Mutex1 ); Signal ( Mutex1 ); Wait ( Mutex_SL ); Num_SL = Num_SL + 1; if ( Num_SL == 1 ) Wait ( Mutex_E ); Signal ( Mutex_SL ); < Realiza la lectura > Wait ( Mutex_SL ); Num_SL = Num_SL - 1; if ( Num_SL == 0 ) Signal ( Mutex_E ); Signal (Mutex_SL ); } Figura 14.11: Proceso Lector

Mutex1 = 1, Mutex2 = 1 Proceso1 ( void ) { Wait ( Mutex1 ) Wait ( Mutex2 ) < Ejecuta el proceso 1 > Signal ( Mutex2 ) Signal ( Mutex1 ) } Figura 14.12: Proceso 1 - Bloqueo Indefinido

139

CAP´ITULO 14. CONCURRENCIA Mutex1 = 1, Mutex2 = 1

140

Proceso2 ( void ) { Wait ( Mutex2 ) Wait ( Mutex1 ) < Ejecuta el proceso 2 > Signal ( Mutex1 ) Signal ( Mutex2 ) } Figura 14.13: Proceso 2 - Bloqueo Indefinido

valores de Mutex1 y Mutex2, ya son iguales a 0, quedando ambos procesos bloqueados y sin esperanzas de ser despertados en alg´ un momento. Por otra parte, los semáforos constituyen la más importante solución no activa, a pesar de no ser la u ńica. También existen otros mecanismos de más alto nivel, por ejemplo las regiones cr´ıticas (macro instrucciones) que ayudan al manejo adecuado de los semáforos y los monitores5 .

14.2.4

Mecanismos de hardware

Son las instrucciones de hardware que ayudan a la atomicidad. La principal de ellas es la inhibición y activación de las interrupciones. Esto se logra ejecutando instrucciones de bajo nivel (una por cada acción requerida) que impiden que un proceso sea interrumpido mientras está ejecutando una sección cr´ıtica. Sin embargo, hoy por hoy, no es un método muy seguro para las aplicaciones del usuario, ya que estas instrucciones se encuentran protegidas (es decir, no son accesibles al usuario, pues su uso indiscriminado podr´ıa bloquear la computadora). Además, con la utilización del multiprocesamiento y el procesamiento distribuido, este tipo de soluciones no son adecuadas. 5

B. Hansen y C.A.R. Hoare.

´ DE RECURSOS 14.3. MECANISMOS DE ASIGNACION

14.3

141

Mecanismos de asignaci´ on de recursos

Un recurso es un elemento de software o de hardware que puede ser usado por un solo proceso en un instante dado. As´ı pues, una computadora se compone de un n´ umero finito de recursos que se distribuyen entre varios procesos que compiten por ellos. En un computadora pueden existir muchas clases de recursos, en donde cada clase puede contener más de un ejemplar (es decir, tener varias impresoras, varios discos, entre muchos otros). Si un proceso solicita un ejemplar de un recurso, el sistema operativo puede asignarle cualquiera de los ejemplares de ese tipo. En caso contrario, se puede afirmar que los ejemplares no son del mismo tipo y que la clasificación está mal hecha. En un modo normal de operación, un proceso debe pasar por las siguientes etapas: Solicitud: El proceso le pide al sistema operativo que le asigne un ejemplar de un recurso determinado. Si no existe un ejemplar disponible, el proceso debe pasar a la lista de procesos en espera. Utilizaci´ on: Una vez que el proceso obtiene el acceso al recurso, trabaja con él. Liberaci´ on: El proceso le indica al sistema que puede disponer ahora del recurso, pues él ya terminó de utilizarlo. Aunque ésto parece muy elemental, podr´ıa no serlo a la hora de asignar m´ ultiples recursos a varios procesos. En este caso puede surgir el problema que llamaremos interbloqueo o bloqueo mutuo, también conocido por otros como abrazo mortal (deadlock ), que consiste en lo siguiente: Imagine por un momento un sistema en el que tenemos dos procesos P1 y P2, los cuales por alguna razón necesitan los recursos R1 y R2. Hasta ahora todo marcha bien, pero supongamos que: • El proceso P1, solicita al sistema que le asigne R1 (se le asigna, pues éste está disponible).

142

CAP´ITULO 14. CONCURRENCIA

• El sistema conmuta a P2, el cual solicita R2 (se le asigna, pues ahora está disponible). • Ahora cuando P1 solicite R2, éste pasa inmediatamente a la lista de espera, hasta que se libere el dispositivo R2 (asignado en este momento al proceso P2). • De manera análoga, cuando P2 solicite a R1, también va a pasar a la lista de espera, pues R1 esta actualmente asignado y debe esperar a que se libere (asignado en este momento al proceso P1). Como puede verse claramente, tanto P1 como P2 permanecerán en una espera indefinida, pues el evento que necesitan para continuar su ejecución nunca se dará, ya que el u ńico proceso que puede provocarlo también está bloqueado. Ver figura 14.14.

Figura 14.14: Interbloqueo de dos procesos Por supuesto, ´este es un ejemplo muy simple con solo dos procesos y dos recursos. Imagine un sistema real, no con dos procesos sino con n, y no con 2 recursos sino con p recursos cada uno con m´ ultiples ejemplares. Para que el interbloqueo se produzca, es necesario que en el sistema se den las siguientes cuatro condiciones. Si una de las cuatro no existe, entonces podemos decir que nunca se presentar´a el interbloqueo.

´ DE RECURSOS 14.3. MECANISMOS DE ASIGNACION

143

Exclusi´ on mutua sobre recursos: Es decir, existe por lo menos un recurso compartido, el cual no se puede acceder por más de un proceso simultáneamente. No apropiaci´ on de recursos: Cada recurso, una vez asignado, es liberado voluntariamente por el proceso que lo posee. Ning´ un otro proceso puede liberarlo para apropiarse de él. Posesi´ on y espera simult´ aneamente: Es decir, existen procesos que estando en espera de asignación de un recurso, tienen asignados por lo menos uno. Espera circular: Se presenta cuando una serie de procesos están en espera, debido a que necesitan un recurso que está asignado o otro proceso de la serie. P1, R2, P2, R1, P1, ..., (Figura 14.14) Para tratar el interbloqueo, existen dos métodos: • Asegurar de alguna manera que nunca el sistema entre a un interbloqueo. • Permitir que se den los interbloqueos, y lograr después que el sistema se recupere.

14.3.1

Prevenci´ on de interbloqueos

La mejor manera de prevenir los interbloqueos es asegurar que no se presente al menos, uno de los cuatro factores necesarios para su aparición. Sin embargo, estas medidas provocan efectos secundarios como es la reducción en la productividad del sistema. Las medidas más comunes para restringir la forma en que se pueden hacer las solicitudes son: • Distinguir claramente entre los recursos que soportan accesos m´ ultiples y los que no, ya que aquellos que soportan accesos m´ ultiples (archivos de solo lectura), no tienen posibilidades de participar en un interbloqueo.

144

CAP´ITULO 14. CONCURRENCIA

• Si un proceso tiene que esperar por un recurso, todos los que tiene asignados se liberaran automáticamente (ello solo se puede hacer con recursos que puedan almacenar y recuperar su estado fácilmente). El proceso al que le expropiaron los recursos deberá esperar hasta que le regresen todos sus recursos asignados y le asignen los que estaba esperando. • Cada proceso antes de comenzar su ejecución, debe solicitar y esperar la asignación de todos los recursos que necesita para su funcionamiento. • Un proceso solo puede solicitar recursos después de haber liberado todos los que ya tiene asignados. Si requiere uno que tiene asignado actualmente debe liberarlo y volverlo a solicitar. • El sistema impone un orden ascendente de los recursos seg´ un su uso. Todos los procesos deben hacer las solicitudes de asignación de recursos usando ese orden. Con ello se garantiza la no aparición de la espera circular. Como puede verse, éstas son pol´ıticas de asignación que pueden ser complementarias unas de otras. Sin embargo, pueden causar algunas dificultades adicionales.

14.3.2

Recuperaci´ on de un interbloqueo

Cuando se detecta que hay un interbloqueo en el sistema, existen varias alternativas de recuperaci´on: Informar: El sistema le informa al usuario para que tome la medidas necesarias manualmente. Abortar procesos: El sistema automaticamente decide qu´e proceso abortar, para que se rompa la espera circular. Para ello puede usar dos pol´ıticas diferentes: • Abortar todos los de la espera circular.

• Abortar uno a uno hasta romper la espera circular.

14.4. MECANISMOS DE CONTROL DE FLUJO

145

Expropiar recursos: El sistema comienza a expropiar los recursos asignados a los procesos que se encuentran en interbloqueo hasta romperlo.

Para poder decidir sobre cuál o cuáles procesos se abortan, se suelen utilizar las mismas pol´ıticas o algoritmos de planificación. Aqu´ı la prioridad es el costo de la operación en términos de tiempo y procesamiento. Sin embargo, hay que tener en cuenta la prioridad del proceso, el tiempo de ejecución, la cantidad y tipo de recursos asignados, etc. Ninguna de las estrategias básicas referidas al interbloqueo por s´ı sola es apropiada para toda la gama de problemas que pueden surgir con la asignación de recursos.

14.4

Mecanismos de control de flujo

Suponga que se tiene una sola instancia (n´ umero de copias de un proceso en ejecución) de los procesos P1 y P2. Ademas ambos comienzan su ejecución simultáneamente en un sistema con multiprogramación. Sin embargo, se desea que sin importar la pol´ıtica de planificación ni el tama˜ no de P1 o P2, se ejecute seg´ un el orden mostrado en la figura 14.15.

Figura 14.15: Ejemplo de control de flujo

CAP´ITULO 14. CONCURRENCIA

146

Como puede verse claramente, lo u ńico que se desea es asegurar un orden de ejecución, aqu´ı no existe una sección cr´ıtica. Una forma de solucionar este problema, es utilizando semáforos. Llamaremos Sync a este semáforo especial cuyo valor inicial será 0 (cero). Ver 14.16. Proceso1 ( void ) { < Primera parte >

Proceso1 ( void ) { Wait ( Sync2 );

Signal ( Sync2 ); Wait ( Sync1 ); < Segunda Parte Signal ( Sync2 ); }

< Primera parte >

Signal ( Sync1 ); Wait ( Sync2 ); < Segunda Parte

}

Figura 14.16: Control de flujo Este tipo de problemas son muy comunes en los sistemas operativos que suelen utilizar control de flujo y control de sincronismo.

Bibliograf´ıa [1] ALCALDE, Eduardo Lancharro: Introducci´ on a los SISTEMAS OPERATIVOS. Mc Graw-Hill. Madrid, 1992. [2] ANGULO, Jose Mar´ıa: 386 y 486 Microprocesadores avanzados de 32 bits. Paraninfo. Madrid 1989. [3] BAUTISTA, Tom´as y otros: Una descripci´ on de LATEX2E. Centro de Microelectr´onica Aplicada de la Universidad de Las Palmas de G.C. 1998. [4] GOOSSEN, Michel y MITTELBACH, Frank: Addison Wesley Longman. 1997.

The LATEXcompanion.

´ [5] GUTIERREZ no y construcci´ on de un POSADA, Juli´an Esteban: Dise˜ sistema operativo con fines educativos. Trabajo de grado, Universidad del Valle. Cali, 1999. [6] JUNGBLUTH, Thomas: Boixareu Editores. 1990.

El gran libro del 486 y SX.

Marcombo

[7] SILBERSCHATZ, Galvin: Sistemas Operativos, Quinta Edici´on. Pearson, Addison Wesley Longman. Mexico, 1999. [8] TANENBAUM, Andrew S.: Sistemas operativos - Dise˜ no e implementaci´on. Prentice Hall. 1991. [9] TRIEBEL, Walter: The 80386DX Microprocesor - Hardware, Software and Interfacing. Prentice Hall. 1989.

147

148

BIBLIOGRAF´IA

Índice de Materias A acceso concurrente. . . . . . . . .75, 125 algoritmos bits de referencia . . . . . . . . . . . 49 de apoyo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 50 de planificación . . . . . . . . . . . 120 FCFS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 120 no expulsivos . . . . . . . . . . . . 120 prioridad . . . . . . . . . . . . . . . . 122 SJF . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 121 SRTF . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 121 reemplazo de páginas . . . . . . . 49 almacenamiento . . . . . . . . . . . . . . . . 17 almacenamiento secundario. . . . .43 anomal´ıa de Belady . . . . . . . . . . . . 47 aplicaciones . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 47 archivo atributos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 75 borrar . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 74 crear . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 74 escribir . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 74 leer . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 74 renombrar . . . . . . . . . . . . . . . . . . 75 seguridad . . . . . . . . . . . . . . . . . . 75 arquitectura . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 51 arranque . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 83 arreglo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 17 atomicidad . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 131

B bajo nivel . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 140 Batch . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12 bit de control . . . . . . . . . . . . . . . . . . 50 de referencia . . . . . . . . . . . . . . . 49 limpiar . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 50 dirty . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 46 sucio . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 46 bloqueo indefinido . . . . . . . . . . . . 121 bloqueos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 137 indefinidos . . . . . . . . . . . . . . . . 137 mutuo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 141 bloques contiguos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 25 tama˜ no fijo . . . . . . . . . . . . . 25, 76 tama˜ no variable . . . . . . . . 25, 37 buffer . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 34 Buffering . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 11 byte de control . . . . . . . . . . . . . . . . . 50 C cabeza . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 71 cabeza lectora . . . . . . . . . . . . . . 73, 81 Cabezas n´ umero m´aximo . . . . . . . . . . . . 87 cambio de contexto . . . 33, 113, 124 cascada . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 105 cero relativo. . . . . . . . . . . . . . . . . . . .18 CHS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 87 149

150 direccionamiento . . . . . . . . . . . 87 cilindro . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 71 Cilindros n´ umero máximo . . . . . . . . . . . . 87 cintas magnéticas . . . . . . . . . . . . . . 10 cliente. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .7 cluster . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 76 cola . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 47 compatibles . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 103 complejidad . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 100 comportamiento . . . . . . . . . . . . 47, 48 computadora . . . . . . . . . 3, 10, 12, 43 personal . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 13 comunicación . . . . . . . . . . . . . . . . . 125 bidireccional . . . . . . . . . . . . . . 127 duplex . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 127 full duplex . . . . . . . . . . . . . . . . 127 interrogantes . . . . . . . . . . . . . . 126 mensaje . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 127 contenido . . . . . . . . . . . . . . . 127 destino . . . . . . . . . . . . . . . . . . 127 fuente . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 127 ID . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 127 longitud . . . . . . . . . . . . . . . . . 127 prioridad . . . . . . . . . . . . . . . . 127 paquete . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 127 n´ umero . . . . . . . . . . . . . . . . . 127 simplex . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 127 unidireccional . . . . . . . . . . . . . 127 concurrente . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 125 conmutación . . . . . . . . . . . . . . 11, 110 Consola . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9 controlador. . . . . . . . . . . . . . .101, 105 convertir . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 72 cooperación . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12 costoso . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9 criterio de conmutación . . . . . . . . 12 cuanto . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 123

ÍNDICE DE MATERIAS D deadlock . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 141 demanda paginación . . . . . . . . . . . . . . . . . 45 segmentación . . . . . . . . . . . . . . . 45 segmentación paginada . . . . . 45 depósito. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .50 desperdicio . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9, 30 desplazamiento . 18, 22, 32, 38, 41, 50 f´ısico . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 34 lógico . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 34 Dijkstra . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 133 dirección . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 22, 76 f´ısica . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 32, 38 lógica . . . . . . . . . . . . . . . . . . .32, 38 direccionamiento . . . . . . . . 17, 18, 32 directo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 relativo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 directorio cambiar . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 75 crear . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 74 listar . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 74 disco . . . . . . . . . . . . . 3, 43, 46, 50, 83 asignación contigua . . . . . . . . . . . . . . . . . . 76 enlazada . . . . . . . . . . . . . . . . . 76 indexada . . . . . . . . . . . . . . . . . 78 asignación de espacio . . . . . . . 75 espacio libre . . . . . . . . . . . . 73, 79 modelo conceptual . . . . . . . . . 73 planificación C-LOOK . . . . . . . . . . . . . . . . . 82 C-SCAN . . . . . . . . . . . . . . . . . 82 FCFS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 81 LOOK . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 82 SCAN . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 82 SSTF . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 81

´INDICE DE MATERIAS

151

planificaci´on de acceso. . . . . .81 planificacion de acceso. . . . . .73 servicios . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 75 solicitudes . . . . . . . . . . . . . . . . . . 81 disco duro. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .69 dispositivo. . . . . . . . . . . . . . . . . .44, 50 dispositivos . . . . . . . . . 8, 10, 99, 104 complejidad . . . . . . . . . . . . . . . 100 Entrada/Salida . . . . . . . . . . . . . 99 velocidad. . . . . . . . . . . . . . . . . .100 DMA . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 11, 101 drive . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 69 driver . . . . . . . . . . . . . . . . 99, 102, 104 dependiente . . . . . . . . . . . . . . . 102 independiente . . . . . . . . . . . . . 102

BF . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 27 FF . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 27 First Fit . . . . . . . . . . . . . . . . . 27 mejor ajuste . . . . . . . . . . . . . . 27 peor ajuste . . . . . . . . . . . . . . . 27 primer ajuste . . . . . . . . . . . . . 27 WF . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 27 Worst Fit . . . . . . . . . . . . . . . . 27 estrategias de ajuste. . . . . . . . . . . .76 Estructura Cliente/Servidor . . . . . . . . . . . . . 7 jerárquica . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 7 Máquinas virtuales . . . . . . . . . . 7 monol´ıtica . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 7 excepción . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 45

E eficiencia . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 10, 47 ejecuci´on . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18, 43 EMBR . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 89 c´odigo de arranque . . . . . . . . . 90 entornos de trabajo . . . . 20, 25, 109 mover . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 28 entrada/salida . . . . . . . . . . . 3, 10, 11 espera activa . . . . . . . . . . . . . . . . . . 132 estrategias . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 26 huecos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 26 Best Fit . . . . . . . . . . . . . . . . . . 26 BF . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 26 FF . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 26 First Fit . . . . . . . . . . . . . . . . . 26 mejor ajuste . . . . . . . . . . . . . . 26 peor ajuste . . . . . . . . . . . . . . . 27 primer ajuste . . . . . . . . . . . . . 26 WF . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 27 Worst Fit . . . . . . . . . . . . . . . . 27 solicitudes . . . . . . . . . . . . . . . . . . 27 Best Fit . . . . . . . . . . . . . . . . . . 27

F fabricante . . . . . . . . . . . . . . . . . . 17, 36 fallo de página . . . . . . . . . . 45, 47, 50 FAT . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 78 FCFS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 120 FIFO . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 47, 50 Flag Boot . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 90 floppy . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 69 FMQ . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 124 fragmentación externa . . . . . . . . . . . . . . . . . 37, 76 interna . . . . . . . . . . 25, 30, 37, 76 frames . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 29 full duplex . . . . . . . . . . . . . . . 127, 128 función . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 103 G GDT. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .111 gestión . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 43, 46 gestor de solicitudes . . . . . . . . . . . . 74 H half duplex. . . . . . . . . . . . . . . . . . . .127

´INDICE DE MATERIAS

152 Hansen . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 140 hardware . . 8, 9, 13, 28, 29, 37, 38, 47–49, 99 contador . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 48 matriz. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .48 hiperpaginación . . . . . . . . . . . . . . . . 51 Hoare . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 140 HRN. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .122 huecos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 95 peque˜ nos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 37 I I/O Address . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 101 map. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .101 page . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 101 inanición . . . . . . . . . . . . . . . . . 121, 122 Indice de servicio . . . . . . . . . . . . . . . 28 ineficiente . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9 información . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 17 inicialización . . . . . . . . . . . . . . . . . . 114 instrucciones . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 Intel . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 103 ´ındice de directorio. . . . . . . . . . . . . .54 de descriptor . . . . . . . . . . . . . 60 de página . . . . . . . . . . . . . . . . 54 base . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 54 bits de control . . . . . . . . . . . . . .55 CR3 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 57 descriptor páginas. . . . . . . . . . . . . . . . . . .55 segmento . . . . . . . . . . . . . . . . . 61 desplazamiento . . . . . . . . . . . . . 60 dirección f´ısica . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 57 lógica . . . . . . . . . . . . . . . . . 54, 60 directorio de páginas . . . . . . . 56

fallo de página . . . . . . . . . . . . . 55 GDT . . . . . . . . . . . . . . . . . . 61, 111 gestión de memoria . . . . . 54, 66 IDT . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .104 LDT . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 61 memoria f´ısica . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 55 virtual . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 66 MMU . . . . . . . . . . . . . . . . . . 54, 65 modelo paginación . . . . . . . . . . . . . . . 66 paginación segmentada . . . 66 plano. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .66 segmentación . . . . . . . . . . . . . 66 segmentación paginada . . . 66 modo protegido . . . . . . 103, 104, 113 real . . . . . . . . . . . . . . . . 104, 113 modo de operación protegido . . . . . . . . . . . . . . . . . 53 real . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 53 modos de operación . . . . . . . . 53 nivel de privilegio . . . . . . . . . . 60 Paginación . . . . . . . . . . . . . . . . . 54 accedido. . . . . . . . . . . . . . . . . .56 dirección base . . . . . . . . . . . . 56 lectura . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 56 libres . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 56 presencia . . . . . . . . . . . . . . . . . 55 sucio . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 56 supervisor . . . . . . . . . . . . . . . . 56 protección de memoria . . . . . 54 PTBR . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 57 registros de segmento . . . . . . . 61 CS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 61 DS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 61 ES . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 61 FS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 61

ÍNDICE DE MATERIAS GS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 61 SS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 61 rutina . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 55 Segmentación . . . . . . . . . . . . . . 60 accedido. . . . . . . . . . . . . . . . . .63 ajuste de privilegio . . . . . . . 63 atributos . . . . . . . . . . . . . . . . . 62 Base . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 61 código . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 63 clase de segmento . . . . . . . . 63 Defecto. . . . . . . . . . . . . . . . . . .62 Derechos de acceso . . . . . . . 62 desplazamiento . . . . . . . . . . . 60 escritura . . . . . . . . . . . . . . . . . 63 expansión decreciente. . . . .63 Grande . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 62 granularidad . . . . . . . . . . . . . 62 indice . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 60 l´ımite . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 62 legible . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 63 Nivel de privilegio . . . . . . . . 63 presencia . . . . . . . . . . . . . . . . . 62 RTL . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 60 segmento . . . . . . . . . . . . . . . . . 60 segmento de código . . . . . . . 63 segmento de datos . . . . . . . . 63 TI. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .60 Tipo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 63 tipo de segmento . . . . . . . . . 63 segmento . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 61 selectores. . . . . . . . . . . . . . . . . . .61 tabla de páginas . . . . . . . . 54, 56 tama˜ no . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 54 TSS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 111 interbloqueos . . . . . . . . . . . . . . . . . 143 medidas . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 143 pol´ıticas de asignación. . . . .144 recuperación . . . . . . . . . . . . . . 144

153 abortar . . . . . . . . . . . . . . . . . 144 expropiar . . . . . . . . . . . . . . . 145 informar . . . . . . . . . . . . . . . . 144 interface conectar . . . . . . . . . . . . . . . . . . 100 procesador-periférico . . . . . . 100 interrupciones . . 101, 103, 104, 140 activación . . . . . . . . . . . . . . . . . 140 IDT . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .104 inhibición . . . . . . . . . . . . . . . . . 140 INT . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 103 IRQ . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .103 por hardware . . . . . . . . . 103, 114 por software. . . . . . . . . . . . . . .103 solicitud . . . . . . . . . . . . . . . . . . 104 IOP. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .101 IRQ . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 103 J JCL (Job Control Language) . . . 10 K kernel . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 7 L l´ımite . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 20 superior . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 20 LBA . . . . . . . . . . . . . . . . 72, 82, 84, 88 direccionamiento . . . . 87, 88, 92 lenguaje alto nivel. . . . . . . . . . . . . . . . . .130 máquina . . . . . . . . . . . . . . . . . . 130 lenguaje de control de trabajos . 10 LIFO . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 48 LRU . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 48 M manejadores . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 99 marco . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 45

154 marcos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 29 MBR . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 83 código de arranque . . . . . . . . . 83 n´ umero mágico . . . . . . . . . . . . . 83 tabla de particiones . . . . . . . . 83 mejor ajuste . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 76 memoria . . 3, 11, 17, 18, 20, 47, 48, 51 acceso . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 36 administración . . . . . . 20, 29, 46 administrador . . . . . . . . . . . . . . 45 asignación . . . . . . . . . . 20, 28, 43 asignada . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 25 asociativa . . . . . . . . . . . . . . . . . . 35 caché . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .19 capacidad . . . . . . . . . . . . . . . . . . 17 clases . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 19 compartida. . . . . . . . . . . . . . . .126 desperdicio . . . . . . . . . . . . . . . . . 25 DIMM . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 19 dirección . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 17 dirección f´ısica . . . . . . . . . . . . . 18 dividir . . . . . . . . . . . . . . . . . . 22, 25 EDO-RAM . . . . . . . . . . . . . . . . . 19 escritura . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 f´ısica . . . . . . . . . . . . . . . . 29, 32, 43 Flash. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .19 fragmentada. . . . . . . . . . . . . . . .28 lógica . . . . . . . . . . . . . . . . . . .29, 32 lectura . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 liberar . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 25 paginación . . . . . . . . . . . . . . . . . 29 posición . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 posiciones . . . . . . . . . . . . . . . . . . 25 protección . . . . . . . . . . . . . . . . . . 20 RAM . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 19 real . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 29 ROM . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 19

ÍNDICE DE MATERIAS SDRAM . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 19 segmentación . . . . . . . . . . . . . . . 37 SIMM . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 19 tiempo de acceso . . . . . . . . . . . . . 18, 34 de ciclo. . . . . . . . . . . . . . . . . . .18 TLB . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 34 unidades . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 velocidad . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 virtual . . . . . . . . . . . . . . 43, 45, 46 manejador . . . . . . . . . . . . . . . .45 swap-in . . . . . . . . . . . . . . . . . . 43 swap-out . . . . . . . . . . . . . . . . . 43 zona asignada . . . . . . . . . . . . . . 20 memoria virtual . . . . . . . . . . . . 45, 46 mensaje . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 127 monitor residente . . . . . . . . . . . . . . 10 monitores . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 140 monotarea . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 20 monousuario . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 20 movimiento de páginas . . . . . . . . . 47 multicomputadoras. . . . . . . . . . . .114 multiprocesador . . . . . . . . . . . . . . . 114 Multiprocesamiento . . . . . . . . . . . . 13 multiprocesamiento . . . . . . . . . . . 125 Multiprogramación . . . . . . . . . . . . . 11 multiprogramación . . . . . . . 114, 125 N n´ ucleo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 7 n´ umero mágico . . . . . . . . . . . . . . . . . 84, 88 n´ umero de páginas . . . . . . . . . . . . . 47 NMI . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 103 no relocalizables. . . . . . . . . . . . . . . .28 O Off-Line . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 10

ÍNDICE DE MATERIAS On-Line . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 11 operaciones . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 114 operadores . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9 operadores / programadores . . . . . 9 orden de ejecución . . . . . . . . . . . . 146 P páginas activas . . . . . . . . . . . . . . . . . 51 paginación. . . . . . . . . . . . . . . . . .29, 40 partición . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 83, 86 activa . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 84 extendida . . . . . . . . . . . . . . . . . . 89 05h . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 89, 91 0Fh . . . . . . . . . . . . . . . . . . 89, 92 n´ umero de sectores . . . . . . . 91 lógica . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 89 primaria . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 84 tama˜ no . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 84 particiones . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 22 PCB . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 110, 131 peor ajuste . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 76 periférico . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 100 conectar . . . . . . . . . . . . . . . . . . 100 PIC . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 103 pila . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 48 planificación FCFS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 120 prioridad . . . . . . . . . . . . . . . . . . 122 externa . . . . . . . . . . . . . . . . . 122 interna . . . . . . . . . . . . . . . . . . 122 SJF . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 121 SRTF . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 121 planificador . . . . . . . . . . . . . . 114, 119 corto plazo . . . . . . . . . . . . . . . . 119 largo plazo . . . . . . . . . . . . . . . . 119 mediano plazo. . . . . . . . . . . . .119 procesos. . . . . . . . . . . . . . . . . . .119 swapping . . . . . . . . . . . . . . . . . . 119

155 trabajos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 119 pooling . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 101 portabilidad . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 99 primer ajuste . . . . . . . . . . . . . . . . . . 76 primer sector . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 83 prioridad . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12, 122 externa . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 122 interna . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 122 procesador . . . . . . 3, 13, 18, 33, 113 E/S . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 101 procesamiento . . . . . . . . . . . . . . 18, 20 velocidad . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 Procesamiento distribuido . . . . . . 12 proceso . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 99, 109 control . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 114 cancelar . . . . . . . . . . . . 114, 117 ejecución . . . . . . . . . . . . . . . . 116 ejecutar . . . . . . . . . . . . . . . . . 114 reanudar . . . . . . . . . . . . . . . . 116 suspender . . . . . . . . . . . . . . . 116 estados. . . . . . . . . . . . . . . . . . . .109 ejecucición . . . . . . . . . . . . . . 109 espera . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 109 listo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 109 hijo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 116 padre . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 116 procesos. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .12 asignación de recursos . . . . . 141 interbloqueos . . . . . . . . . . . . 143 recuperación . . . . . . . . . . . . 144 atomicidad . . . . . . . . . . . . . . . . 131 comunicación . . . . . . . . . 125, 126 bidireccional . . . . . . . . . . . . 129 buzón . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 129 directa . . . . . . . . . . . . . . . . . . 127 indirecta . . . . . . . . . . . . . . . . 127 recolector de basura . . . . . 129 unidireccional . . . . . . . . . . . 129

156 concurrentes . . . . . . . . . . . . . . 135 control de acceso . . . . . . . . . . 130 atomicidad . . . . . . . . . . . . . . 135 bloqueos . . . . . . . . . . . . . . . . 137 escritor/lector . . . . . . . . . . . 137 espera activa . . . . . . . . . . . . 132 espera no activa . . . . . . . . . 132 mecanismos de hardware 140 productor/consumidor. . .135 control de flujo . . . . . . . . . . . . 145 cooperativos . . . . . . . . . . . . . . 125 despertarlo . . . . . . . . . . . . . . . . 133 dormirlo . . . . . . . . . . . . . . . . . . 132 identidad. . . . . . . . . . . . . . . . . .128 independientes . . . . . . . . . . . . 125 mensajer´ıa . . . . . . . . . . . . . . . . 126 directa . . . . . . . . . . . . . . . . . . 128 indirecta . . . . . . . . . . . . . . . . 129 monitores . . . . . . . . . . . . . . . . . 140 Mutex . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 135 sección cr´ıtica . . . . . . . . . . . . . 131 Signal . . . . . . . . . . . . . . . . 133, 135 sincronización . . . . . . . . 125, 130 asignación de recursos . . . 126 control de acceso . . . . . . . . 126 control de flujo . . . . . . . . . . 126 Sleep . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 132 Wait . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 133 Wakeup . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 133 programa . . . . . . . . . . . . . . . . 103, 109 programación en paralelo . . . . . . . 13 programador . . . . . . . . . . . . . . . 20, 46 programadores . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9 programas . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18 no relocalizables . . . . . . . . . . . . 18 relocalizables . . . . . . . . . . . . . . . 18 promedio . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .28 protegido . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 20

ÍNDICE DE MATERIAS punto de inicio . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .86 final . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 86 Q quantum . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 123 R recurso . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 20, 141 apropiación . . . . . . . . . . . . . . . 143 ejemplar . . . . . . . . . . . . . . . . . . 141 espera circular . . . . . . . . . . . . 143 exclusión mutua . . . . . . . . . . . 143 interbloqueo . . . . . . . . . . 141, 143 liberación . . . . . . . . . . . . . . . . . 141 posesión. . . . . . . . . . . . . . . . . . .143 solicitud . . . . . . . . . . . . . . . . . . 141 utilización. . . . . . . . . . . . . . . . .141 recursos . . . . . . . . . . . . . . . . . . 109, 116 reemplazar . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 47 reemplazo de páginas . . . . . . . 46, 50 regiones cr´ıticas . . . . . . . . . . . . . . . 140 registro . . . . . . . . . . . . . . . . 20, 33, 111 base . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 20 de control . . . . . . . . . . . . . . . . . 100 comando . . . . . . . . . . . . . . . . 100 datos. . . . . . . . . . . . . . . . . . . .100 estado. . . . . . . . . . . . . . . . . . .100 PTBR . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 33 STBR . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 38 relocalizables . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 28 rendimiento . . . . . . . . . . . . . . . . 20, 47 restricciones . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 75 RR . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 123 rutina . . . . . . . . . . . . 45, 99, 102, 114 S SCB . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 111 sección cr´ıtica . . . . . . . 131, 135, 140

ÍNDICE DE MATERIAS sector . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 71 sectores de arranque . . . . . . . . . . . . . . . . 83 n´ umero máximo . . . . . . . . . . . . 87 Secuenciador automático . . . . . . . 10 segmentación . . . . . . . . . . . . . . . . . . .37 paginada . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 41 segmento . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 45 selector . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 111 semáforo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 133 semáforos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 133 servicios. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .99 servidor . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 7 sesión . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12 simplex . . . . . . . . . . . . . . . . . . 127, 128 simultáneamente . . . . . . . . . . . . . . . 12 sincronización . . . . . . . . . . . . . . . . . 125 sistema . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 44, 47 sistema operativo. . .3, 7, 9, 10, 20, 22, 43–45, 48, 49 estructura de dise˜ no . . . . . . . . . 7 expulsivo . . . . . . . . . . . . . . . . . . 113 monohilo . . . . . . . . . . . . . . . . . . 116 multihilo . . . . . . . . . . . . . . . . . . 116 no expulsivo . . . . . . . . . . . . . . 114 sistemas débilmente acoplados . . . . . . . 12 fuertemente acoplados . . . . . . 13 monousuario . . . . . . . . . . . . . . . 13 reactivos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12 SJF . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 121 Sleep. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .132 sobrecarga . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 124 software . . . . . . . . . . . . . . . . 20, 28, 38 spool . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 11 Spooling . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 11 sucio . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 49 Swap. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .43

157 swap-in . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 43, 46 swap-out. . . . . . . . . . . . . . . .43, 46, 50 T técnica de envejecimiento . . . . . 122 tabla de páginas . . . . . . . . . . . . . . . . . 38 de segmentos . . . . . . . . . . . . . . . 38 tabla de páginas. . . . .30, 33, 46, 50 tabla de particiones . . . . . . . . . . . . 84 campos. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .85 Flag-Boot . . . . . . . . . . . . . . . . . . 85 ID-Sistema . . . . . . . . . . . . . . . . . 86 n´ umero de sectores . . . . . . . . . 86 punto de inicio . . . . . . . . . . . . . . . . . . 86 final . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 86 sectores relativos . . . . . . . . . . . 86 Tablero de conexiones . . . . . . . . . . . 9 tarea . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 20 tarjetas perforadas . . . . . . . . . . . . . 10 tasa de acierto . . . . . . . . . . . . . . . . . 36 terminal . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12 thrashing . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 51 tiempo de acceso efectivo . . . . . . . . . . 36 de espera . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 27 de respuesta . . . . . . . . . . . . . . . . 12 de servicio. . . . . . . . . . . . . . . . . .27 del sistema . . . . . . . . . . . . . . . . . 27 real . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12 Time Sharing . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12 tipos de disco CD. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .70 CD-R . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 70 CD-ROM . . . . . . . . . . . . . . . . 70 CD-RW . . . . . . . . . . . . . . . . . . 70 disco duro . . . . . . . . . . . . . . . . . . 69

158 DVD . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 70 E-IDE . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .70 SCSI . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 70 disquete . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 69 disquete zip . . . . . . . . . . . . . . . . 69 superdisk. . . . . . . . . . . . . . . . . . .69 TLB . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 34 TR . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 111 transparentes . . . . . . . . . . . . . . . . . . 46 TSS. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .111 U unidades de disco . . . . . . . . . . . . . . 11 usuario . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 20, 46 V variante combinada . . . . . . . . . . . . . . . . . 79 enlazada . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 78 multinivel . . . . . . . . . . . . . . . . . . 79 velocidad . . . . . . . . . . . . . . . . . . 44, 100 de respuesta . . . . . . . . . . . . . . . . 50 virus inform´aticos . . . . . . . . . . . . . . 95 W Wakeup . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 133 Z zona de intercambio . . . . . . . . . . . . 43

´INDICE DE MATERIAS

Carlos Eduardo G´ omez Montoya Especialista en Redes de Comunicaci´on Universidad del Valle, 1999 Profesor Tiempo Completo Universidad del Quind´ıo charlie@quimbaya.uniquindio.edu.co

Juli´ an Esteban Guti´ errez Posada Ingeniero de Sistemas Universidad del Valle, 1999 Profesor Tiempo Completo Universidad del Quind´ıo jugutier@quimbaya.uniquindio.edu.co