Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos

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1 Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos

2 Índice de contenido Fundamentos básicos de los sistemas operativos Capítulo 1. Consideraciones generales de los sistemas operativos...7 Objetivos...7 Servicios de un sistema operativo...7 Evolución histórica...7 Tipos de sistemas operativos...8 Llamadas al sistema...9 Estructura del núcleo de un sistema operativo...9 Capítulo 2. Descripción y control de procesos...11 Espacio de direcciones de memoria lógica o virtual de un proceso...11 Tipos de procesos...11 Estados de un proceso...11 Control de los procesos...12 Estructuras de control del sistema operativo...12 Creación de procesos...12 Terminación de procesos...13 Cambio de proceso...13 Ejecución del sistema operativo...13 Procesos multihilo...13 Control de hilos...14 Tipos de hilos...14 Principales configuraciones en función del número y tipo de hilos soportados por un sistema operativo...15 Capítulo 3. Planificación de procesos...17 Niveles de planificación...17 Planificador a corto plazo...17 Planificador a medio plazo...18 Planificador a largo plazo...18 Criterios generales considerados en la planificación de procesos...18 Criterios considerados en la planificación del procesador...18 Expropiabilidad del procesador...19 Algoritmos de planificación...19 Primero en llegar primero en ser servido FCFS...19 Primero el proceso más corto SJF...19 Menor tiempo restante...20 Planificación de turno rotatorio...20 Planificación basada en prioridades...20 Planificación basada en múltiples colas de prioridad...21 Múltiples colas de prioridad y realimentación...21 Planificación por tiempo límite...22 Elección del algoritmo de planificación...22 Planificación de hilos...22 Capítulo 4. Sincronización y comunicación de procesos...23 Exclusión mutua...23 Interacción entre procesos concurrentes...23 ii

3 Condiciones de carrera...23 Secciones críticas...23 Descripción de la exclusión mutua...23 Soluciones software a la exclusión mutua...24 Soluciones a la exclusión mutua con apoyo del hardware...25 Semáforos...25 Implementación...25 Utilidad de los semáforos...27 Sincronización de procesos...27 Problemas potenciales asociados a un mal uso de los semáforos...27 Problemas clásicos de sincronización de procesos concurrentes...28 El problema de los productores y los consumidores...28 El problema de los lectores y los escritores...28 Monitores...29 Definición...29 Estructura y declaración de un monitor...29 Uso de los monitores...30 Paso de mensajes...30 Definición...30 Especificación de la fuente y el destino del mensaje...31 Esquemas de sincronización...31 Formato y almacenamiento de los mensajes...32 Uso del paso de mensajes...32 Capítulo 5. Interbloqueo...33 Introducción...33 Definición y condiciones del interbloqueo...33 Grafos de asignación de recursos...33 Prevención de interbloqueos...34 Eliminación de la condición de exclusión mutua...34 Eliminación de la condición de retención y espera...34 Eliminación de la no existencia de expropiación...34 Eliminación de la espera circular...34 Evitación de interbloqeos...34 Estado de la asignación de recursos: estados seguros y estados inseguros...35 Denegación de asignación de recursos: el algoritmo del banquero...35 Denegación de la iniciación de un proceso...35 Detección y recuperación de interbloqueos...36 Algoritmos de detección de interbloqueos...36 Frecuencia de invocación del algoritmo de detección de interbloqueos...36 Técnicas de recuperación del interbloqueo...36 Ventajas e inconvenientes...36 Otras estrategias de tratamiento de interbloqueos...37 Capítulo 6. Administración de memoria...38 Espacio de núcleo y espacio de usuario...38 Área de intercambio en memoria secundaria...38 Asignación de memoria en sistemas monoprogramados...39 Particionamiento fijo...40 Particiones de igual tamaño...40 Particiones de distinto tamaño...40 Traducción de direcciones y protección...40 iii

4 Ventajas e inconvenientes...41 Particionamiento dinámico...41 Asignación de espacio de memoria principal...41 Traducción de direcciones y protección...42 Ventajas e inconvenientes...42 Paginación simple...42 Traducción de direcciones...43 Tablas de páginas paginadas...44 Tablas de páginas invertidas...45 Protección...46 Compartición de páginas...46 Ventajas e inconvenientes...46 Segmentación simple...46 Traducción de direcciones...47 Protección...47 Compartición de segmentos...47 Ventajas e inconvenientes...47 Segmentación con paginación simple...48 Capítulo 7. Memoria virtual...49 Paginación por demanda...49 Reinicio de instrucciones...50 Localización de las páginas en memoria secundaria...50 Bloqueo de marcos de página...50 Tratamiento de un fallo de página...50 Conjunto de trabajo de un proceso...51 Reemplazamiento de páginas...51 Algoritmo de reemplazamiento óptimo...52 Algortimo de reemplazamiento LRU...52 Algoritmo de reemplazamiento mediente envejecimiento...52 Algoritmo de reemplazamiento FIFO...52 Algoritmo de reemplazamiento de la segunda oportunidad (algoritmo del reloj)...53 Algoritmo de reemplazamiento del reloj considerando el conjunto de trabajo.53 Conclusiones sobre los algoritmos de reemplazamiento...54 Asignación de memoria principal...54 Control de carga...55 Copia en memoria secundaria de páginas modificadas...55 Consideraciones adicionales sobre la paginación por demanda...55 Tamaño de página...55 Paginación por adelantado...56 Reserva de marcos libres...56 Capítulo 8. Gestión de la Entrada/Salida...57 Peticiones de E/S...57 Capas del núcleo de un sistema operativo encargadas de la E/S...57 Subsistema de E/S...57 Drivers de dispositivos de E/S...58 Manejador de las interrupciones...58 Buffering...58 Estrategias...59 Caché de buffers de bloques de disco...59 iv

5 Spooling...59 Detalles de la gestión de E/S de algunos dispositivos...59 Relojes...59 Discos duros...60 Dispositivos de E/S adaptados al usuario...62 Capítulo 9. Gestión de archivos...64 Archivos...64 Tipos de archivos...64 Atributos de un archivo...64 Estructura interna de un archivo...64 Métodos de acceso a un archivo...65 Operaciones sobre archivos...65 Directorios...66 Estructura de los directorios...66 Operaciones sobre directorios...67 Sistemas de archivos...67 Estructura de un sistema de archivos...67 Montaje de un sistema de archivos...68 Asignación de espacio...68 Gestión del espacio libre...69 Implementación de directorios...70 Consistencia...70 Recuperación de archivos...71 Copias de seguridad...71 Instantáneas...71 Eficiencia...72 v

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7 Capítulo 1. Consideraciones generales de los sistemas operativos Un sistema operativo es una capa de software cuya función es administrar todos los dispositivos hardware del computador y suministrar para usuarios y programas una interfaz apropiada con el hardware. Objetivos Gestionar eficientemente los dispositivos hardware Tiempo de procesador a los programas de usuario: planificador. Ocupación/gestión de memoria principal Gestión de memoria secundaria: área de intercambio (zona donde se almacenan los programas que hay que ejecutar pero que aún no disponen de espacio en memoria principal) y sistema de archivos y resto de dispositivos E/S. Ofrecer una interfaz cómoda a los usuarios. El SO proporciona una máquina virtual que envuelve al hardware facilitando su programación. Capas: Hardware Núcleo (kernel), proporciona un conjunto de instrucciones como llamadas al sistema. Utilidades del SO (intérpretes de comandos, sistemas de ventanas, compiladores, etc). Programas de aplicación. Servicios de un sistema operativo Ejecución de programas. Acceso a los dispositivos de E/S. Manipulación del sistema de archivos Comunicación y sincronización. Detección y respuesta a errores Protección y seguridad. Contabilidad. Evolución histórica Procesamiento serie Procesamiento por lotes (batch) Multiprogramación (multitarea). Aprovechamiento de operaciones de E/S de un proceso para ejecutar otro. Multiprogramación por tiempo compartido. Debe gestionar los recursos asignándolos de manera equitativa. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 7

8 Tipos de sistemas operativos En función del número de usuarios simultáneos Monousuario y multiusuario. Según el número de programas cargados en memoria principal: Monoprogramado y multiprogramado. Se denomina grado de multiprogramación el número de programas cargados en memoria principal. Para implementar multiprogramación se precisan algoritmos de planificación, mecanismos de sincronización y de asignación y protección de memoria principal y secundaria. El hardware también debe soportar protección de la memoria, E/S por interrupciones y DMA. Un SO puede ser multiacceso (acceso desde dos o más terminales) pero no necesariamente multitarea (sistema de venta de billetes, por ejemplo). Un SO multiprocesamiento coordina la actividad de varios procesadores. Son multiprogramados por definición. En función de los requisitos temporales de los programas a ejecutar: Sistemas por lotes o batch, planificación del procesador simple; suele utilizarse E/S por programa; gestión sencilla de la memoria principal: bloque del SO y bloque de programas Sistemas de tiempo compartido o sistemas interactivos. Sistemas multiusuario con multiprogramación. El planificador debe asegurar el reparto equitativo del tiempo de procesador así como poseer mecanismos de protección de MP, MS y acceso concurrente a archivos. Sistemas de tiempo real. Pueden ser en tiempo real estricto o suave. Las primeras requieren un tiempo límite preestablecido de respuesta. Utilizan un sistema de planificación de tipo expropiativo, en el que el proceso con más prioridad toma el control. la gestión de la memoria es menos exigente. (VxWorks, QNX) Sistemas híbridos. Soportan tanto trabajos por lotes como aplicaciones interactivas o aplicaciones suaves en tiempo real. Prioridad de ejecución mínima para trabajos por lotes, media para interactivos y máxima para aplicaciones en tiempo real. (UNIX, LINUX) En función de la finalidad del computador. Sistemas para macrocomputadores. Sistemas operativos para servidores de red. Sistemas operativos para computadoras personales. Sistemas para computadoras de mano. Sistemas integrados. Otros tipos importantes de SO Sistemas paralelos o multiprocesador. Comparten bus, reloj, memoria, E/S. Se les suele denominar como sistemas fuertemente acoplados. Los SO paralelos más comunes utilizan multiprocesamiento simétrico. Cada procesador ejecuta su propia copia del SO, que se comunican entre ellas cuando es necesario. Sistemas distribuidos. Se ejecutan en sistemas informáticos distribuidos implementados mediante redes. Se les suele denominar sistemas débilmente acoplados. El usuario no sabe si el proceso se ejecuta en su propio procesador o en el de otra máquina de la red. 8 Capítulo 1. Consideraciones generales de los sistemas operativos

9 Sistemas operativos de red. Posibilita el acceso a contenido y recursos entre computadoras mediante el paso de mensajes. Llamadas al sistema La mayoría de procesadores disponen de dos modos de operación: modo núcleo y modo usuario. Los programas de usuario deben hacer uso de llamadas al sistema para poder utilizar los recursos hardware a través del SO. Mediante el uso de librerías de llamadas al sistema, de forma similar a como se invoca cualquier otra función. De forma directa, mediante programas en lenguaje ensamblador. La llamada al sistema provoca una trampa (tramp), haciendo que el procesador conmute a modo núcleo. Para poder acceder a los parámetros de la llamada al sistema se utiliza: Cargar los parámetros en registros. Método sencillo, puede que no se tengan registros suficientes. Almacenamiento en un bloque o tabla de memoria. Sólo es necesario conocer la dirección de comienzo del bloque. Almacenamiento en una pila. Las llamadas al sistema, atendiendo a su funcionalidad, se pueden agrupar en: Control de programas en ejecución (procesos). Administración de archivos y directorios. Comunicaciones. Gestión de dispositivos. Gestión de información del sistema. Estructura del núcleo de un sistema operativo La forma más eficiente de diseñar un SO consiste en descomponerlo en varios componentes o subsistemas. La mayoría disponen de: Subsistema de control de procesos. Subsistema de control de la memoria principal. Subsistema de gestión de archivos. Subsistema de E/S. El núcleo de un sistema operativo se puede considerar como un conjunto lógico de módulos software. El nucleo puede tener Estructura monolítica o simple. Todos los subsistemas y las estructuras de datos del núcleo se ubican en un mismo módulo lógico. El software del núcleo está escrito como un conjunto de procedimientos. Un procedimiento es visible por todos los demás. (MSDOS, UNIX tradicional). Estructura en módulos. Cada módulo con una interfaz bien definida. De fácil mantenimiento con una ligera merma en el rendimiento. Estructura en capas o niveles. El núcleo se organiza en capas de software en la que las capas pueden invocar a las capas inferiores, pero nunca a las superiores. Un esquema típico en seis Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 9

10 capas: capa 0, controladores hardware; capa 1, control, sincronización y comunicación de procesos; capa 2, gestión de memoria; capa 3, comunicaciones entre procesos y el operador de consola; capa 4, gestión de E/S; capa 5, programas de usuario. Estructura extensible. Puede considerarse como un caso particular de la estructura modular. Posee un módulo principal, el núcleo extensible o micronúcleo, y varios módulos como extensiones del núcleo. El micronúcleo realiza los servicios absolutamente esenciales, los que dependen estrechamente de la arquitectura de la máquina como la gestión de interrupciones, comunicación entre procesos, gestión de memoria a bajo nivel y gestión de E/S. El resto de las funciones se realizan en modulos de extensión del núcleo. Los procesos de usuarios se comunican con las extensiones del núcleo utilizando un mecanismo cliente (applicación de usuario) servidor (extensión del núcleo). La comunicación cliente/servidor se realiza mediante el paso de mensajes. Las ventajas de un núcleo extensible son: Manejabilidad. Cada extensión del núcleo se encarga de un servicio del sistema. Extensibilidad. Añadir nuevas características añadiendo un nuevo módulo. Fiabilidad. Las extensiones se ejecutan como procesos de usuario. Ante el fallo de un servicio, el resto puede seguir disponible. Soporte simultáneo de múltiples sistemas operativos. Sobre un mismo micronúcleo pueden implementarse diferentes extensiones. Portabilidad. Solo es necesario reescribir el micronúcleo al ser la única parte dependiente del hardware. Su principal desventaja es un menor rendimiento debido al paso de mensajes (creación, envío, procesamiento). 10 Capítulo 1. Consideraciones generales de los sistemas operativos

11 Capítulo 2. Descripción y control de procesos Un proceso es un programa en ejecución. También puede definirse como la entidad que se puede asignar y ejecutar en un procesador: es la unidad básica de trabajo de un sistema informático. Si un programa se ejecuta más de una vez, cada copia tendrá su propio proceso asignado. Cuando un proceso puede interactuar con los usuarios se dice que está en primer plano (foreground), en caso contrario un proceso se encuentra en segundo plano (background). Espacio de direcciones de memoria lógica o virtual de un proceso. El espacio de direcciones de memoria lógica o virtual de un proceso (imagen del proceso o espacio de direcciones de usuario) se divide en varias regiones: la región de código (o región de texto), la región de datos y la región de pila. La región de datos puede dividirse en región de datos inicializados, de tamaño fijo, y región de datos no inicializados, de tamaño variable. La región de pila se crea automáticamente y su tamaño se ajusta dinámicamente en tiempo de ejecución. El registro puntero de pila almacena la próxima entrada libre o la última utilizada, dependiendo de la arquitectura del procesador. Puesto que la región de pila y la de datos no inicializados puede variar durante la ejecución de un proceso se deben reservar regiones libres adyacentes. A parte de las regiones del espacio de direcciones de memoria lógica a las que se accede en modo usuario, el SO ubica estructuras de datos relativas al proceso en curso que le permiten controlar su ejecución y que son accesibles en modo supervisor o núcleo. Tipos de procesos Procesos de usuario. Pueden ejecutarse en primer o segundo plano. Se ejecutan en modo usuario. Procesos demonio. Procesos no asociados a ningún usuario. Realizan tareas relacionadas periódicas de administración del sistema. Se ejecutan en modo usuario generalmente en segundo plano. Procesos del sistema operativo. Realizan tareas de administración (como el intercambio de procesos entre memoria principal y secundaria) del sistema en modo supervisor y, generalmente, en segundo plano. Estados de un proceso Aunque el número y el nombre depende de cada sistema operativo, algunos de los estados más habituales son: Nuevo. Preparado. Ejecutándose. Bloqueado. Terminado. Además, nos podemos encontrar con otros dos estados disponibles en algunos sistemas operativos: Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 11

12 Preparado en memoria secundaria. Bloqueado en memoria secundaria. Control de los procesos Estructuras de control del sistema operativo El sistema operativo debe mantener información sobre el estado de cada proceso y cada recurso. Esta información se guarda en tablas en memoria Tabla de procesos. Cada entrada en la tabla almacena un PCB (Process Control Block) con diversa información: Identificador del proceso. Identificador del usuario. Estado del proceso. Contenido de algunos registros del procesador. Información de planificación del proceso. Información de localización de la memoria principal asociada al proceso. Información de tipo estadístico. Información de estado de E/S. Información sobre el evento por el que el proceso ha entrado en modo bloqueado. Tablas de memoria, con información sobre espacio libre y asignado. Tablas de E/S, con información sobre disponibilidad de dispositivos y quien lo usa. Tablas de archivos, con información sobre archivos abiertos por los procesos. Además, podemos encontrar las pilas de control del sistema o pilas del sistema operativo, así como pilas de interrupciones, colas de procesos preparados y bloqueados, etc. Creación de procesos Comprobar si el proceso puede ser creado. Asignar una nueva entrada de la tabla de procesos para el nuevo proceso. Reservar espacio en memoria para el proceso. Inicializar el bloque de control del proceso. Establecer los enlaces adecuados. Las causas que originan la creación de un proceso pueden ser: El arranque del sistema operativo. Interacción del usuario mediante intérprete de comandos o entorno de ventanas. Inicio de un trabajo por lotes. Un proceso en ejecución invoca una llamada al sistema para crear otro proceso. UNIX y Linux, mediante llamada a fork. Crea una copia exacta del proceso padre. Cuando el hijo es planificado para ejecutarse, invoca a execve, y lanza el otro programa. 12 Capítulo 2. Descripción y control de procesos

13 En Windows, createprocess utiliza otro espacio de direcciones distinto para el proceso hijo. Terminación de procesos Cuando se produce una excepción en su ejecución. Cuando finaliza la tarea para la que ha sido creado En UNIX, llamada al sistema exit. En Windows llamada a ExitProcess. Cuando un proceso privilegiado detenga otro. En UNIX, llamada al sistema kill. En Windows, llamada al sistema TerminateProcess. Una vez finalizado el proceso, hay que liberar los recursos que utilizaba. El PCB no se elimina inmediatamente, sino después de haber auditado los datos. Cambio de proceso Un proceso A se interrumpe para iniciar o continuar la ejecución de otro proceso B: cambio de contexto o cambio de proceso. Causas más frecuentes para un cambio de contexto son: El proceso en ejecución pasa al estado bloqueado. La terminación voluntaria o forzada del proceso en ejecución. El sistema operativo termina de atender una interrupción y existe un proceso B en estado preparado con mayor prioridad que el proceso actual. El proceso en ejecución ha excedido el tiempo máximo de ejecución ininterrumpida. Para proceder a un cambio de contexto, el sistema operativo sigue los pasos siguientes: Salva el contexto del proceso A en su PCB. Se ejecuta el algoritmo de planificación para seleccionar el proceso B. Cargar el PCB del proceso B seleccionado. El tiempo de conmutación es el tiempo que se tarda en completar todo el proceso debido a las limitaciones físicas de los componentes. Ejecución del sistema operativo En función de la tarea o servicio realizado, el tiempo utilizado por el sistema operativo puede ser contabilizado a un determinado proceso. El tiempo de uso de las tareas y servicios propios de la administración del sistema no se contabilizan a ningún proceso de usuario; este tiempo no dedicado a tareas de usuario se denomina sobrecarga del sistema (overhead). El tiempo de determinadas tareas del sistema operativo, como la atención a las interrupciones hardware, no es sencillo asignarlas a un proceso en particular dado su carácter asíncrono. UNIX, por ejemplo, se las anota al proceso ejecutándose en el momento de producirse la interrupción, aunque no sea este el causante. Procesos multihilo Un proceso está caracterizado por dos elementos que pueden ser tratados de forma independiente: Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 13

14 Conjunto de recursos asignados: espacio de direcciones, archivos abiertos, etc. Traza de ejecución, hilo de control, hilo o hebra (thread). Hace referencia a las instrucciones que ejecuta el proceso durante su tiempo de vida. Los sistemas operativos modernos introducen el modelo de proceso multihilo: un proceso puede estar formado por múltiples hilos. Estos sistemas operativos utilizan los procesos como unidad de asignación del procesador que sigue una determinada traza de ejecución y tiene asignado una pila de usuario, espacio de almacenamiento y un bloque de control del hilo. Este bloque de control contiene el identificador numérico del hilo, el estado del hilo, su prioridad de ejecución y los valores de los registros. A un hilo se le llama a veces proceso ligero (lightweigth process). Cada hilo perteneciente a un proceso comparte con los restantes hilos del mismo proceso los mismos recursos bloque de control del proceso, etc. Ventajas de procesos multihilos respecto de múltiples procesos: Aumento del rendimiento del sistema. Ahorro de recursos. Comunicación más eficiente. Mayor aprovechamiento de las arquitecturas multiprocesador. Simplificación de la estructura de las aplicaciones. El principal inconveniente es la necesidad de sincronización de acceso a las estructuras de datos que comparten los hilos. Control de hilos Como sucede con los procesos, un hilo puede encontrarse durante su tiempo de vida en diferentes estados. En un determinado instante, un proceso se encontrará en un estado determinado que no tiene por que coincidir con el estado de sus hilos. Obviamente, el estado del proceso limita el estado en el que pueden encontrarse sus hilos: si un proceso se encuentra en estado preparado ninguno de sus hilos puede estar ejecutándose. La planificación de la cola de hilos se realiza a nivel de hilos. Cuando un hilo termina su ejecución simplemente desaparece, ya no es planificable. El poder realizar un cambio de hilo dentro de un mismo proceso cuando un hilo cambia al estado bloqueado depende del tipo de implementación de hilos que soporte el sistema operativo. En el momento que un hilo finaliza su ejecución sus recursos asignados son liberados. Un proceso no puede entrar en estado terminado hasta que no hayan finalizado todos sus hilos. Tipos de hilos Hilos a nivel de usuario. O, simplemente, hilos de usuario, son implementados por una biblioteca de hilos que se ejecuta a nivel de usuario. Inicialmente, una aplicación comienza con un solo hilo. Este proceso puede iniciar otro hilo invocando a la función apropiada de la biblioteca de hilos del SO. Cada proceso requiere una tabla de hilos, en la que cada entrada, denominada bloque de control del hilo, mantiene la información asociada al hilo (contador del programa, registro de pila, etc.) Esta tabla es similar a la tabla de procesos. La realización del cambio de hilo dentro de un mismo proceso se realiza sin necesidad de realizar un cambio de modo y un cambio de contexto. Toda esta actividad tiene lugar en modo usuario dentro del proceso en ejecución, sin intervención del sistema operativo. Esto proporciona las siguientes ventajas: 14 Capítulo 2. Descripción y control de procesos

15 Portabilidad. Al no requerir la intervención del SO, sólo de la biblioteca de hilos que puede estar disponible para múltiples SO. Mejora del rendimiento del sistema. Al realizarse toda la gestión de hilos en modo usuario. Planificación independiente. Cada proceso puede emplear un algoritmo de planificación distinto y estos a su vez distintos del que emplee el sistema operativo. La principal desventaja se da en aquellos sistemas operativos que solo soportan un hilo a nivel de núcleo: cuando un hilo de un proceso entra en estado bloqueado, todo el proceso se bloquea: el sistema operativo desconoce la existencia de hilos de usuario. Otra desventaja es que cuando un hilo se está ejecutando no se puede planificar otro hilo de usuario del mismo proceso a no ser que el primero ceda voluntariamente el uso del procesador. Hilos a nivel de núcleo Los hilos del núcleo son implementados y gestionados directamente por el núcleo del SO. No precisan biblioteca de hilos. El sistema mantiene una única tabla de hilos. Si uno se bloquea se puede planificar otro del mismo o distinto proceso. En sistemas multiprocesador puede ejecutarse un hilo en cada procesador. Su gestión contribuye a la sobrecarga del sistema. Algunos SO, por ello, limitan el número de hilos del núcleo. Para ahorrar en tiempo, cuando un hilo se destruye se marca como no planificable pero su estructura de datos no se elimina, se reutiliza para otros hilos. Principales configuraciones en función del número y tipo de hilos soportados por un sistema operativo Dependiendo del número y tipo de hilos soportados por un sistema operativo, se pueden distinguir las siguientes configuraciones: Múltiples hilos de usuario sin soporte de hilos del núcelo. El sistema planifica procesos, no hilos. La gestión de hilos la realiza una biblioteca de hilos. Cuando un hilo realiza una llamada al sistema, comienza a ejecutarse el SO. Si la llamada requiere el bloqueo del hilo, se bloquea el proceso completo. No pueden ejecutarse varios hilos al mismo tiempo, ya que sólo uno puede acceder al SO. Un hilo del núcleo por cada hilo de usuario. No se precisa biblioteca de hilos, solo acceder a las utilidades de hilos del núcleo. Si un hilo de usuario se bloquea se puede planificar otro del mismo proceso. La planificación la realiza el SO. Debido a la sobrecarga, se limita el número de hilos que es posible crear. Menor número de hilos del núcleo que hilos de usuario. Se requiere biblioteca de hilos para gestión de hilos de usuario. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 15

16 Los hilos de usuario se asocian a un número <= de hilos del núcleo. Es el programador de la aplicación quien se encarga de establecer el número de hilos del núcleo que necesita. Auna las ventajas de las dos configuraciones anteriores, si está bien implementada. 16 Capítulo 2. Descripción y control de procesos

17 Capítulo 3. Planificación de procesos En una máquina con multiprogramación pueden ejecutarse concurrentemente varios procesos. Si la máquina dispone de un único procesador, en un determinado instante de tiempo sólo un proceso o hilo puede usarlo. El sistema operativo debe decidir qué proceso es el que va a ser ejecutado. Niveles de planificación Colas de procesos para planificar los recursos del procesador: Cola de procesos en estado preparado. Cola de procesos en estado preparado en memoria secundaria. Cola de procesos en estado bloqueado. Cola de procesos en estado bloqueado en memoria secundaria. Cola de trabajos por lote o cola de entrada. Un proceso puede pasar por varias colas. La actividad de determinar cuándo se entra en una cola o se pasa a otra se denomina planificación de procesos y al componente que la realiza planificador. Se distinguen tres niveles de planificación: Planificación a corto plazo, que decide qué proceso será ejecutado a continuación. Planificación a medio plazo, de determina qué proceso en cola de memoria principal pasa a cola de memoria secundaria y viceversa. Planificación a largo plazo, determina qué trabajo por lotes pasa a ser ejecutado mediante la creación de un proceso. Además, se puede distinguir un cuarto nivel de planificación, la planificación de E/S. Cada nivel de planificación es implementado por su propio planificador. Planificador a corto plazo Desde el punto de vista lógico, todo planificador se puede dividir en tres componentes o elementos: Encolador (enqueuer), encargado de incluir al proceso en la cola de procesos preparados y de asignarle una prioridad. Conmutador de contexto (context switcher), encargado de guardar el contexto del proceso a ser desalojado y cargar el contexto del proceso a ser ejecutado. Distribuidor o despachador (dispatcher), encargado de seleccionar un proceso de la cola de procesos preparados y cederle el control del procesador. El tiempo que transcurre entre la detención de un proceso y la ejecución de otro se llama tiempo de despacho. Algunos SO no permiten la expropiación de un proceso que se ejecuta en modo núcleo que está realizando una llamada al sistema. Estos sistemas se llaman de nucleo no expropiable. Algunas circunstancias que hacen necesaria una llamada al planificador a corto plazo son: Cuando se ha terminado de crear un nuevo proceso hijo. Cuando un proceso entra en estado bloqueado en espera de que se producza algún evento. Cuando se termina de atender una interrupción. Cuando un proceso finaliza. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 17

18 Planificador a medio plazo También conocido como planificador de memoria o intercambiador. Decide qué procesos de memoria principal se pasa a memoria secundaria y viceversa. Se ejecuta con menor frecuencia que el planificador a corto plazo. Puede ser invocado cuando queda espacio libre en la memoria principal o porque el número de procesos en el estado preparado cae por debajo de algún límite prefijado. Planificador a largo plazo También se denomina planificador de trabajos o planificador de admisión. Decide qué trabajo de los pendientes en la cola trabajos por lotes será admitido para ser ejecutado. La admisión de un trabajo consiste en la creación de un proceso para el procesamiento de dicho trabajo. El planificador a largo plazo permite regular el nivel de multiprogramación del sistema, invocándolo cuando se termina un trabajo o tras cierto tiempo de inactividad del procesador. A tener en cuenta es que la ejecución de un proceso comienza con una ráfaga de CPU, esto es, utilizando el procesador de forma continuada durante un cierto periodo de tiempo. Así nos podemos encontrar con procesos limitados por CPU, en los que éste se encuentra la mayor parte del tiempo utilizando la CPU y poco los recursos de E/S y los procesos limitados por E/S. El planificador debe intentar seleccionar los trabajos de forma que exista un equilibrio entre procesos de un tipo y de otro. Algunos sistemas operativos como UNIX no disponen de planificador a largo plazo. Criterios generales considerados en la planificación de procesos Equidad. Requisistos similares tiempo de uso de los recursos similares. Previsibilidad. Características similares tiempo de ejecución similares. Uso equilibrado de los recursos. Mantener todos los recursos ocupados / optimizados. Proporcionalidad. Peticiones sencillas mejor tiempo de respuesta que peticiones complejas. Criterios considerados en la planificación del procesador El planificador del procesador elige el próximo proceso que pasará a ser ejecutado en el procesador en base a la optimización simultánea de alguno o alguno de los siguientes criterios: Utilización del procesador o eficacia. Porcentaje de tiempo del procesador activo. Productividad (throghput) o rendimiento. Número de trabajos completados por u.t. (1 hora) Tiempo de entrega (turnaround time), también denominado tiempo de retorno o tiempo de estancia. Tiempo desde que se lanza un proceso hasta que finaliza. Tiempo de espera. Tiempo total de estancia en las colas de espera. Tiempo de respuesta (response time). Tiempo desde que se lanza una orden hasta que se obtiene el resultado. Plazo de finalización (deadline). Tiempo máximo que un proceso tiene para ser completado en un sistema de tiempo real. La elección de los criterios a optimizar depende del tipo de sistema operativo. En un sistema por lotes debe intentar maximizar la utilización del procesador y la productividad, uno de tiempo compartido el tiempo de respuesta y uno de tiempo real el tiempo de entrega. 18 Capítulo 3. Planificación de procesos

19 Normalmente, el planificador optimiza los valores medios de los criterios que considera. Es más importante minimizar la varianza en el tiempo de respuesta que minimizar el tiempo de respuesta promedio. Cuando se intentan optimizar varios criterios simultáneamente, se debe tener en cuenta que pueden ser incompatibles entre sí. Expropiabilidad del procesador Planificación del procesador no expropiativa (non preemptive) si permite que un proceso pueda estar ejecutándose en el procesador ininterrumpidamente. Utilizada en sistemas por lotes. También se utiliza en sistemas en tiempo real, en el que los procesos no utilizan el procesador por largos períodos de tiempo. Planificación del procesador expropiativa (preemptive) si el proceso que se está ejecutando puede ser interrumpido en cualquier momento. Mayor sobrecarga en el sistema Proporciona mejor servicio a la población de procesos Requiere que el núcleo disponga de mecanismos de sincronización Utilizada en sistemas de tiempo compartido o interactivos. El tiempo máximo de ejecución ininterrumpida se denomina quantum (cuanto). Algoritmos de planificación Primero en llegar primero en ser servido FCFS Abreviadamente FCFS (First Come First Served). Cede el uso del procesador al primer proceso que lo solicite. No expropiativo. Requiere de una cola FIFO de procesos preparados. Tiempo de espera promedio bastante grande. Mejor para procesos largos. Favorece a los procesos limitados por el procesador frente a los limitados por E/S. Se desaconseja su uso como principal algoritmo de planificación. Útil en combinación con otros. Primero el proceso más corto SJF Abreviadamente SJF, Shortest Job First o SPN Shortest Job Next. Se ejecuta primero el proceso con tiempo de procesamiento más corto. No expropiativo. Si dos o más procesos tienen el mismo tiempo de procesamiento se aplica FCFS. Minimiza el tiempo de espera promedio de un conjunto de procesos. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 19

20 Se suele utilizar en SO por lotes, tanto en el planificador a largo como a corto plazo. Se precisa conocer por adelantado el tiempo de procesamiento de cada proceso. En SO de tiempo compartido, se puede estimar la duración de las siguientes ráfagas utilizando la duración de las anteriores. Se suele utilizar un preditor promedio exponencial. M n+ 1 =α t n + (1 α) M n. donde M n+1 es el promedio estimado para la próxima ráfaga; t n es la duración de la última ráfaga, M n el promedio estimado para la última ráfaga y α el peso que se le asigna entre 0 y 1. Al tener que calcular estimaciones, la sobrecarga se hace mayor cuanto mayor es la precisión del cálculo. Los procesos largos pueden sufrir inanición. Menor tiempo restante Abreviadamente SRT, Shortest Remaining Time next, versión expropiativa del SFJ. Algoritmo expropiativo. Siempre selecciona al proceso con el menor tiempo restante de ejecución. Suele utilizarse en sistemas de procesos por lotes. Requiere una estimación de los tiempos restantes de ejecución de la población de procesos. Puede producir inanición a los procesos largos. A igualdad de tiempo de servicio restante se aplica FCFS. Planificación de turno rotatorio Round Robin o cíclico, similar al FCFS pero expropiatorio. Asigna el uso ininterrumpido del procesador durante un periodo de tiempo determinado llamado cuanto, quantum o time slice. Al finalizar el cuanto, se interrumpe el proceso actual y se ejecuta el siguiente en la cola. El proceso interrumpido pasa al final de la cola. Si un proceso finaliza antes que su cuanto, se planifica el siguiente proceso preparado sin esperar a la finalización del cuanto. Si finaliza el cuanto de un proceso y no existen procesos en cola, vuelve a planificarse el mismo proceso. Elemento clave para el rendimiento del algoritmo es la elección del tamaño del cuanto. Se recomienda un cuanto ligeramente mayor que el tiempo promedio de duración de una ráfaga de procesador. Algoritmo diseñado para los sistemas de uso compartido. El tiempo de respuesta promedio, el tiempo de retorno promedio y el tiempo de espera promedio pueden ser largos. Planificación basada en prioridades Asigna a cada proceso una determinada prioridad en el momento de su creación. Siempre se planifica para ejecución el proceso de mayor prioridad. 20 Capítulo 3. Planificación de procesos

21 La asignación de prioridades a los procesos puede realizarse en función de factores internos del sistema, como requerimientos de memoria, duración promedio de la ráfaga.. o a factores externos, como la importancia del usuario. Si la prioridad asignada no se modifica durante el tiempo de vida del proceso, se denomina asignación de prioridades estática; dinámica si se modifica. Puede ser expropiativo y no expropiativo. Cuando es de tipo expropiativo se dice que está guiado por eventos (event-driven). Un proceso con baja prioridad puede sufrir inanición. Técnicas para evitar la inanición: Envejecimiento de procesos (aging), aumentando la prioridad conforme aumenta el tiempo de espera. Disminuir la prioridad del proceso en ejecución en cada interrupción de reloj. Limitar el tiempo de ejecución. Puede darse el fenómeno de inversión de prioridad que ocurre cuando un proceso más prioritario debe esperar a que un recurso se libere por otro proceso con menor prioridad. Puede resolverse mediante el traspaso o herencia de prioridad. Planificación basada en múltiples colas de prioridad Se disponen varias colas cada una de las cuales dispone únicamente de procesos con un determinado nivel de prioridad o dentro de un rango de prioridades. Siempre se ejecuta un proceso de la cola de mayor prioridad. Sólo cuando esa cola se vacía, se ejecutan los de la siguiente cola. Un proceso sólo puede pertenecer a una cola. Para planificar cada cola puede usarse FCFS, SJF, etc. Puede producirse inanición de los procesos de las colas de menor prioridad. Para evitarlo, puede asignarse a los procesos de cada cola un porcentaje de tiempo de procesador Múltiples colas de prioridad y realimentación Se permite que un proceso pueda ir cambiando de cola de prioridad durante su existencia. Requiere definir un mecanismo que regule cómo se modifica la prioridad de los procesos, esto es, cómo y cuándo se produce el paso de una cola a otra. Un mecanismo puede consistir en reducir la prioridad del proceso en cada cuanto de ejecución hasta que llega a la cola de menor prioridad, donde se queda, siendo entonces esta cola de turno rotatorio. Con este mecanismo se favorecen los procesos nuevos y cortos frente a los viejos y largos. Para evitarlo puede asignarse un cuanto de mayor tamaño conforme disminuye la prioridad de las colas. Esta técnica no evita compeltamente la inanición, por lo que puede combinarse con la de envejecimiento de procesos. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 21

22 Planificación por tiempo límite En los sistemas de tiempo real estricto el tiempo de servicio de algunos procesos debe completarse en un determinado plazo o tiempo límite (deadline). El planificador sólo admite en la cola de procesos preparados aquellos a los que pueda garantizar que su tiempo de servicio se atenderá dentro de su tiempo límite, en función de los tiempos de espera existentes en la cola. Debe conocerse por adelantado el tiempo de servicio y deadline de cada proceso Elección del algoritmo de planificación En primer lugar deben fijarse los criterios de selección y a continuación evaluar los diferentes algoritmos de planificación usando algún método de evaluación. Modelado determinista. Evalua cada algorimo candidato usando una carga de trabajo predeterminada e idéntica para todos ellos. Es difícil establecer esta carga de manera realista y manejable. Modelo analítico mediante sistema de colas. Se obtiene un modelo analítico matemático. Cada recurso hardware del sistema y cada cola software asociada se modela como una estación de servicio que consta de un servidor y una cola de espera. Se establece para cada estación de servicio una determinada tasa de llegada y una tasa de servicio de peticiones. El conjunto formado por las estaciones de servicio y sus clientes (los usuarios) forma un sistema de colas que puede ser analizado usando la teoría de colas. Simulación. Se construye un programa que reproduce el comportamiento temporal del sistema basándose en sus estados y sus transiciones. Planificación de hilos La planificación de hilos depende de los tipos de hilos soportados por el SO. Si sólo se soportan hilos a nivel de usuario el SO no es consciente de su existencia, debiendo ser el proceso que los lanza quien debe encargarse de su planificación. Si se soportan hilos del núcleo el sistem operativo los planifica utilizando alguno de los métodos vistos anteriormente. El planificador debe tener en cuenta la sobrecarga que puede producir en el sistema el cambio de contexto entre hilos de distintos procesos. 22 Capítulo 3. Planificación de procesos

23 Capítulo 4. Sincronización y comunicación de procesos La ejecución concurrente de procesos presenta varios problemas, todos ellos asociados al hecho de que no es posible predecir la velocidad relativa de ejecución de un proceso. Dicha velocidad es función de la política de planificación del sistema operativo, de la forma en que se tratan las interrupciones y de la actividad de los otros procesos en el sistema. Uno de los principales problemas de la ejecución concurrente de procesos es que el acceso a recursos globales compartidos (memoria, dispositivos de E/S, etc) debe controlarse de alguna forma si se desea que el resultado de la ejecución de un proceso sea independiente de la velocidad de ejecución del proceso con respecto a los otros procesos concurrentes. Exclusión mutua Interacción entre procesos concurrentes En un sistema con multiprogramación se ejecutan múltiples procesos de manera concurrente. Podemos distinguir Procesos independientes, que se ejecutan sin tener en cuenta la existencia de otros procesos. Procesos cooperantes, que intercambian información o colaboran entre sí para compartir un recurso o realizar alguna tarea. Cooperación directa: los procesos conocen la existencia e identidad de los otros procesos con los que colaboran. Cooperación indirecta, los procesos no conocen la existencia e identidad de los otros procesos y, en consecuencia, no se comunican con ellos pero deben garantizar que los recursos queden en un estado coherente. Condiciones de carrera El problema denominado condición de carrera (race condition) surge cuando múltiples procesos independientes se ejecutan concurrentemente y acceden para leer o escribir en un recurso compartido. En ese caso el resultado final de la ejecución depende del órden en que se hayan planificado los procesos. Secciones críticas Sección crítica o región crítica de un proceso es una instrucción o conjunto de instrucciones secuenciales de su código que requieren manipular un recurso compartido (variable, dato, fichero, ) con otros procesos. Dentro del código de un proceso pueden existir varias regiones críticas. Descripción de la exclusión mutua Las condiciones de carrera se evitarían si el uso de un recurso por parte de un proceso excluye su uso para los restantes. Este mecanismo se denomina de exclusión mutua. Sin más requisitos adicionales la exclusión mutua puede producir problemas como interbloqueos o inanición de procesos. El interbloqueo o bloqueo mutuo de dos o más procesos se produce cuando dos procesos A y B necesitan dos recursos R1 y R2 para realizar una cierta función. Si A posee R1 y B posee R2, ambos se quedarán esperando por el recurso que necesitan; no pueden liberar el recurso que poseen porque están esperando el otro recurso para realizar la función correspondiente. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 23

24 La inanición de un proceso se produce cuando este no puede progresar al necesitar un recurso al que nunca llega a acceder porque el sistema operativo siempre da prioridad a otros procesos. Para evitar esto, los mecanismos de exclusión mutua deben cumplir cinco requisitos: 1. Sólo un proceso puede estar a la vez en una sección crítica asociada a un recurso R. 2. No pueden realizarse suposiciones sobre la velocidad relativa y prioridad de ejecución de los procesos concurrentes. 3. Un proceso que no está ejecutando una sección crítica asociada a un recurso R no está impidiendo o bloqueando el uso de R a otros procesos. 4. Debe evitarse la inanición de procesos. Un proceso no debe permanecer en su sección crítica por tiempo ilimitado. 5. Si ningún proceso está en una sección crítica asociada a R, debe concederse rápidamente el acceso a esa sección crítica al proceso que lo solicite. Soluciones software a la exclusión mutua No presuponen el apoyo del sistema operativo o del hardware del ordenador para su implementación. Hacen uso de un bucle de comprobación del valor de una o varias variables cerrojo (lock). La comprobación del valor en un bucle se denomina cerrojo con vuelta (spinlock). Este tipo de espera se denomina espera activa (busy waiting) o espera cíclica (spin waiting). Uso de cerrojo y alternancia estricta. Esta solución considera la existencia de una variable global de acceso que se usa como cerrojo y que puede tomar como valor el identificador numérico de un proceso. Este método posee dos inconvenientes: la velocidad de ejecución se ve limitada por el proceso más lento. Además, si un proceso falla antes de cambiar el valor de la variable global el otro proceso quedará bloqueado indefinidamente. Algortimo de Peterson. Simplificado para dos procesos, se dispone de un vector donde cada proceso establece a TRUE su deseo de acceder al recurso. Además, se guarda en una variable global el identificador del otro proceso. Un bucle de espera cíclica comprueba que la petición pueda ser atendida y que el recurso no está siendo utilizado por el otro proceso. #define FALSE 0 #define TRUE 1 int turno; int peticion_rec[2]; void acceso_sc(int pid) { int otro_pid; otro_pid = 1 pid; peticion_rec[pid] = TRUE; turno = otro_pid; while(turno == otro_pid && peticion_rec[otro_pid == TRUE): Cada proceso llama a acceso_sc antes de acceder a su sección crítica y al salir llamaría a salida_sc, que establece a FALSE su entrada en peticion_rec. Este algoritmo garantiza la exclusión mutua ya que el proceso que primero ejecuta la instrucción peticion_rec[pid] = TRUE obtiene el acceso al recurso. Se evita la posibilidad de interbloqueo al almacenarse en turno el valor del pid del otro proceso. 24 Capítulo 4. Sincronización y comunicación de procesos

25 Soluciones a la exclusión mutua con apoyo del hardware Uso de instrucciones máquina especiales que bloquean el uso del bus. Se caracterizan por ser atómicas, es decir, se ejecutan en un único ciclo de instrucción que no puede ser interrumpido. Una instrucción típica en muchos procesadores es probar y configurar (test and set): ccc r1, cerrojo, que copiaría el contenido de la posición de memoria compartida cerrojo en el registro r1 y escibe en cerrojo un valor distinto de cero. El principal inconveniente es que también hay que realizar una espera activa para comprobar el valor del cerrojo. También pueden producirse interbloqueos. Bloqueo de las interrupciones. Antes de entrar en una región crítica, puede ejecutarse una instrucción especial que bloquea el mecanismo de interrupciones del sistema, restaurándolo al salir de la sección crítica. Pero el sistema se puede degradar bastante al no permitirse atender las interrupciones mas prioritarias en el momento en que llegan, Además, se deja en manos del proceso la decisión de ceder el procesador, pudiendose quedar el sistema colgado si este nunca lo devuelve. Esta solución no sirve en el caso de multiprocesadores. Semáforos Son un mecanismo de sincronización de procesos concurrentes gestionados por los sistemas operativos. Un semáforo es una variable que almacena un valor entero sobre el que se pueden realizar tres operaciones básicas: Asignar un valor inicial entero no negativo. S = N P(S). [wait]. Disminuir en una unidad el valor del semáforo. S = S 1. Si S se hace negativo, el proceso que ha llamado al semáforo pasa a la cola de procesos bloqueados asociada al semáforo. V(S). [signal]. Incrementa en una unidad el valor del semáforo, S = S + 1. Si S es menor o igual a cero, se eliminar uno de los procesos bloqueados la cola y se pasa al estado preparado. Los nombres P y V, se suelen encontrar como wait y signal. En este texto wait_sem y signal_sem. El anterior es un semáforo general o semáforo con contador. La versión de semáforo que sólo puede tomar los valores 0 y 1 se denomina semáforo binario o mutex funcionando de la siguiente manera: wait_sem(s). Si S = 0, el proceso pasa a cola de bloqueados, si S = 1, pone el semáforo a cero y continúa su ejecución. signal_sem(s). Si la cola de bloqueados está vacía, pone el semáforo a 1 y continúa. Si no está vacía, se elimina un proceso de la cola de bloqueados y pasa al estado preparado. Implementación El sistema operativo se encarga de asignar las estructuras de datos necesarias para los semáforos y de realizar las operaciones sobre ellos. Las operaciones wait_sem y signal_sem son implementadas por el núcleo como primitivas o funciones atómicas, esto es, que se ejecutan como un único ciclo de instrucción que no puede ser interrumpido. En la implementación de estas primitivas en el núcleo se ha de resolver un problema de exclusión mutua. En sistemas monoprocesadores la exclusión mutua se garantiza bloqueando las interrupciones cuando se está ejecutando una operación sobre el semáforo. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 25

26 struct semaforo { int contador; /* Otras variables para implementar el semáforo y su cola */ /* que dependen del sistema operativo */ void init_sem(semaforo S, int valor) S.contador = valor; void wait_sem(semaforo S) { /* Bloqueo de interrupciones */ S.contador = S.contador 1; if (S.contador < 0) { /* Añadir el proceso a la cola del semáforo */ /* Bloquear el proceso */ /* Desbloquear las interrupciones */ else { /* Desbloquear las interrupciones */ void signal_sem(semaforo S) { /* Bloqueo de las interrupciones */ S.contador = S.contador + 1; if (contador <= 0) { /* Eliminar un proceso P de la cola del semáforo */ /* Añadir el proceso P a la cola de procesos preparados */ /* Desbloqueo de las interrupciones */ En sistemas multiprocesador no puede emplearse la técnica de bloqueo de interrupciones, sino que se utilizan instrucciones especiales del procesador. struct semaforo { int contador; int ocupado; /* Otras variables para implementar el semáforo y su cola */ /* que dependen del sistema operativo */ void init_sem(semaforo S, int valor) S.contador = valor; void wait_sem(semaforo S) { while (!test_set_maquina(s.ocupado)) // Bucle de espera activa S.contador = S.contador 1; if (S.contador < 0) { /* Añadir el proceso a la cola del semáforo */ /* Bloquear el proceso */ S.ocupado = 0; void signal_sem(semaforo S) { while (!test_set_maquina(s.ocupado)) // Bucle de espera activa S.contador = S.contador + 1; if (contador <= 0) { /* Eliminar un proceso P de la cola del semáforo */ /* Añadir el proceso P a la cola de procesos preparados */ S.ocupado = 0; Si el procesador no dispone de ninguna instrucción especial, debe emplearse algún algoritmo como el de Peterson. La cola puede gestionarse con cualquier algoritmo, siendo FIFO el más utilizado. 26 Capítulo 4. Sincronización y comunicación de procesos

27 Utilidad de los semáforos Obtención de exclusión mutua Se utilizan tantos semáforos como recursos distintos se compartan, protegiendo el acceso a los recursos mediante secciones críticas. Sincronización de procesos #define TRUE 1 semaforo S void proceso_x() { while(true) { /* Sección no crítica */ wait_sem(s); /* Sección crítica asociada al recurso a utilizar */ signal_sem(s); /* Sección no crítica*/ En este caso basta con que el proceso que espera la ocurrencia de un suceso ejecute wait_sem para pasar al estado bloqueado. El proceso que lanza la operación ejecuta signal_sem para notificar que el suceso se ha producido, provocando que el proceso que espera prosiga su ejecución. #define TRUE 1 semaforo S void procesoa() { while(true) { //... wait_sem(s); // Se bloquea en espera de un evento //... void procesob() { while(true) { //... signal_sem(s); // Notifica la ocurrencia de un evento //... void main() { init_sem(s, 0); // Inicia el semáforo binario S ejecución_concurrente(procesoa, procesob); Problemas potenciales asociados a un mal uso de los semáforos Una mala colocación de las operaciones signal_sem y wait_sem puede provocar errores difíciles de detectar. En los siguientes ejemplos el semáforo acceso se utiliza para garantizar exclusión mutua. signal_sem(acceso); // Sección crítica wait_sem(acceso); En este caso se ha invertido el órden correcto de las operaciones, por lo que varios procesos podrían estar accediendo al mismo tiempo a la sección crítica. wait_sem(acceso); // Sección crítica wait_sem(acceso) En este ejemplo se escibe un segundo wait_sem en lugar del correcto signal_sem para indicar la liberación del recurso. Por tanto, el proceso nunca desbloqueará el recurso, ya que una vez Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 27

28 finalizada la sección crítica vuelve a bloquearse. El resto de procesos que intenten acceder a su sección crítica también serán bloqueados ya que el recurso nunca se ha dado por liberado produciéndose un interbloqueo. Problemas clásicos de sincronización de procesos concurrentes El problema de los productores y los consumidores Un proceso (o varios) generan datos y otro proceso (o varios) los consumen. Se utiliza un buffer (el recurso compartido a proteger), en el que los productores escriben, si no está lleno, y los consumidores leen, si no está vacío. #define TRUE 1 #define N 100 // Tamaño del buffer semaforo_binario acceso; semaforo ocupado, disponible; void productor() { int dato; // Dato a grabar en el buffer while (TRUE) { dato = generar_dato(); wait_sem(disponible); // Espera/comprueba que el buffer tenga espacio libre wait_sem(acceso); // Espera a que el buffer esté disponible escribir_buffer(dato); // Entrar en sección crítica: escribir en el buffer signal_sem(acceso); // Liberar el buffer signal_sem(ocupado); // Avisa al consumidor de la existencia de datos void consumidor() { int dato; // Dato a leer del buffer while (TRUE) { wait_sem(ocupado); // Espera a que haya datos disponibles en el buffer wait_sem(acceso); // Espera a que el buffer esté disponible leer_buffer(dato); // Leer dato del buffer / Sección crítica signal_sem(acceso); // Liberar el buffer signal_sem(disponible); // Informa que tras la lectura, hay espacio en el buffer void main() { init_sem(acceso, 1); // Inicializa el semáforo binario init_sem(disponible, N); // Indica el espacio disponible init_sem(ocupado, 0); // Indica el espacio ocupado ejecución_concurrente(productor, consumidor); Se utilizan un semáforo binario para acceder al buffer y dos semáforos para indicar el espacio disponible y el ocupado en el buffer, que serán utilizados por los consumidores y productores. El problema de los lectores y los escritores Un ejemplo típico de acceso a bases de datos. Múltiples lectores acceden a los registros, un escritor sólo puede acceder si no hay ningún lector accediendo. Los lectores sólo pueden acceder si no se está escribiendo. Múltiples lectores pueden estar accediendo al mismo tiempo. Sólo un escritor puede acceder. Para llevar la cuenta del número de lectores se utiliza una variable global contador cuyo acceso se protege mediante un semáforo binario. Otro semáforo binario controla el acceso a los datos. 28 Capítulo 4. Sincronización y comunicación de procesos

29 #define TRUE 1 semaforo_binario S1, S2; int contador = 0; void lector() { while (TRUE) { wait_sem(s2); // Intenta acceder a la variable contador contador = contador + 1; // Hay un lector más accediendo if (contador == 1) wait_sem(s1); // Si es el 1er lector, bloquea el acceso al escritor signal_sem(s2); // Se libera el acceso a la variable contador leer_dato(); wait_sem(s2); // Solicitud de acceso a la variable contador contador = contador 1; // Hay un lector menos if (contador == 0) signal_sem(s1); // No hay lectores, se permite el acceso al escritor signal_sem(s1); // Libera el acceso a la variable contador procesar_dato(); void escritor() { producir_dato(); wait_sem(s1); escribir_dato(); signal_sem(s1); // Espera a tener acceso de escritura // Libera el recurso void main() { init_sem(s1, 1); init_sem(s2, 1); contador = 0; Monitores Definición Un monitor, es un módulo software que consta de un conjunto de procedimientos, variables y estructuras de datos que posee la propiedad especial de que solo permite a un único proceso simultáneamente ejecutar alguno de sus procedimientos. Las variables contenidas en un monitor sólo son accedidas por los procedimientos del monitor y no por procedimientos externos. Para la sincronización de procesos, el monitor dispone de las variables de condición, cada una de ellas asociadas a una cola de procesos bloqueados en espera de que esa condición se cumpla. Sobre una variable de condición se pueden realizar dos operaciones, en este texto: wait_mon(x). El proceso que realiza esta operación queda suspendido en la cola de procesos bloqueados asociada a la condición X. Al contrario que en los semáforos, esta operación siempre produce el bloqueo del proceso que la invoca. signal_mon(x). Comprueba si en la cola de procesos bloqueados asociada a la variable X existe algún proceso. En ese caso, se desbloquea un proceso. Esta operación no opera sobre un contador. Si no hay ningún proceso en cola, esta operación no tiene ningún efecto y la señal de aviso se pierde. Según la propuesta de B. Hansen (1975) el proceso que invoca esta operación sale del monitor inmediatamente, siendo por tanto la sentencia final del procedimiento de un monitor. Estructura y declaración de un monitor Un monitor consta de N procedimientos, M variables de condición, un conjunto de datos y algunas rutinas de inicialización del monitor. En el monitor sólo puede haber a la vez un proceso ejecutando alguno de sus procedimientos. Cuando un proceso entra en el monitor permanece hasta que invoque wait_mon(x). En ese momento el proceso pasa a la cola de bloqueados X pudiendo entrar otro proceso al monitor. Si un proceso en Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 29

30 el monitor invoca signal_mon(x) un proceso de la cola de bloqueados es desbloqueado o, si estuviera vacía, entraría un nuevo proceso al monitor en caso de que hubiese procesos esperando en la cola de entrada. Uso de los monitores Los monitores también pueden utilizarse para garantizar la exclusión mutua y la sincronización entre procesos. Por la propia definición del monitor la exclusión mutua está garantizada defininiendo el acceso a los recursos compartidos dentro del monitor. Mediante el uso de las variables de condición y las operaciones wait_mon y signal_mon se puede proporcionar la sincronización de procesos. La solución a los productores y consumidores utilizando monitores sería: #define TRUE 1 #define N 100 // Capacidad del buffer monitor mon1 // Definición del monitor condicion lleno vacio; // Variables de condición int contador; // Variables locales char buffer[n]; void escribir(int dato) { // Procedimiento del monitor if (contador == N) wait_mon(lleno); // Si buffer está lleno, bloquea escritor insertar_dato(buffer, dato); contador = contador + 1; if (contador == 1) signal_mon(vacio); // Si buffer no vacío, desbloquea lector void leer(int dato) { if (contador == 0) wait_mon(vacio); // Si buffer vacío, se bloquea lector extraer_dato(buffer, dato); contador = contador 1; if (contador == N-1) signal_mon(lleno); // Si no lleno, desbloquea escritor { contador = 0; end monitor // Inicialización del monitor void productor() { while (TRUE) { dato = producir_dato(); mon1.escribir(dato); void consumidor() { while (TRUE) { mon1.leer(dato); consumir_dato(dato); void main() { ejecucion_concurrente(productor, consumidor) Paso de mensajes Definición El paso de mensajes es un mecanismo de sincronización y comunicación entre procesos soportado por los sistemas operativos tanto de sistemas centralizados como distribuidos. Un mensaje es un conjunto de información que puede ser intercambiada entre un proceso emisor y un proceso receptor. Las operaciones básicas son: 30 Capítulo 4. Sincronización y comunicación de procesos

31 send(destino, mensaje) receive(fuente, mensaje) El argumento mensaje es la dirección de memoria de la estructura de datos que contiene el mensaje a enviar o donde se almacena el mensaje a recibir. Los aspectos básicos a considerar son La especificación de la fuente y el destino del mensaje. El esquema de sincronización. El formato del mensaje. El medio de almacenamiento. Especificación de la fuente y el destino del mensaje Comunicación directa Emisor y receptor del mensaje especifican explícitamente a qué proceso va dirigido o de quién se espera el mensaje. Otra posibilidad es que el receptor especifique implícitamente el proceso emisor del mensaje, pudiendo llegar éste de cualquier emisor. La comunicación directa explícita es útil para procesos concurrentes cooperantes, la comunicación directa implícita cuando un proceso realiza una operación en función del mensaje enviado por un proceso que no se conoce a priori (cola de impresión...). Comunicación indirecta El proceso emisor envía el mensaje a una estructura de datos compartida, el buzón, que se implementa como una cola de mensajes. Un emisor un receptor: para comunicación privada entre procesos. Un emisor varios receptores: para difundir determinada información entre varios procesos. Varios emisores un receptor: típico en aplicaciones cliente servidor. Varios emisores varios receptores: varios servidores atienden concurrentemente a varios clientes. Esquemas de sincronización Pueden distinguirse varios casos en función de si el proceso emisor o receptor pueden pasar al estado bloqueado al realizar una operación send o receive. Send con bloqueo: el emisor pasa al estado bloqueado hasta que el mensaje sea recibido por el receptor o por el buzón. Send sin bloqueo: el emisor envía el mensaje al buzón o al destinatario y sigue con su ejecución. Al no garantizarse su recepción deben emplearse mensajes de respuesta. El emisor también podría estar intentando enviar el mensaje repetidamente, degradando el rendimiento Receive con bloqueo: el receptor permanece en estado bloqueado en espera un mensaje. Si este nunca llega, el receptor quedaría indefinidamente bloqueado. Receive sin bloqueo. El receptor obtiene un mensaje de un buzón o un emisor y prosigue su ejecución. El mensaje puede ser nulo o no. El esquema más utilizado es el envío sin bloqueo y la recepción con bloqueo. El envio y recepción con bloqueo se conoce como cita (rendezvous) entre emisor y receptor. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 31

32 Formato y almacenamiento de los mensajes El mensaje está formado por una cabecera y un cuerpo. La longitud del mensaje puede ser fija o variable. Los mensajes de longitud fija son más eficientes para el sistema operativo, siendo los de longitud variable más sencillos para el programador de los procesos emisores. Dependiendo de la capacidad de las colas de mensajes tenemos Mecanismo de mensajes sin buffer, en el que los mensajes nunca pueden esperar y el proceso emisor se bloquea en espera de su recepción. Mecanismo de mensajes con buffer, en el que los mensajes se almacenan en un buffer normalmente gestionado por un algoritmo de tipo FIFO. Uso del paso de mensajes Se pueden utilizar para intercambiar información entre procesos así como para garantizar la exclusión mutua y la sincronización. #define TRUE 1 #define N 5 // Número de procesos void proceso(int i) { mensaje testigo; while (TRUE) { // Sección no crítica receive(buzon1, testigo); // Sección crítica send(buzon1, testigo); // Sección no crítica void main() { mensaje nulo; crear_buzon(buzon1); send(buzon1, nulo); ejecucion_concurrente(proceso(1),..., proceso(n)); Ejemplo de exclusión mutua utilizando un buzón y send sin bloqueo y receive con bloqueo. El mensaje se utiliza como paso de testigo para ir pasando la utilización del recurso entre procesos. 32 Capítulo 4. Sincronización y comunicación de procesos

33 Capítulo 5. Interbloqueo Introducción De forma general, un recurso hardware o software se puede clasificar en: Recurso reutilizable, como archivos, semáforos, y elementos hardware. Una instancia de un recurso reutilizable sólo puede asignarse a un proceso como máximo. Sólo cuando un proceso finaliza el uso de de una instancia de un recurso reutilizable puede ser usada por otro. Los recursos hardware son reutilizables. Recurso consumible, como buffers de entrada/salida y mensajes. Estos recursos pueden crearse y posteriormente consumirse (destruirse). Definición y condiciones del interbloqueo De forma general puede definirse como aquella situación en la que un conjunto de procesos está bloqueado en espera de la liberación de uno o varios recursos que se encuentran asignados a otros procesos del mismo conjunto. Para que se produzca el interbloqueo es necesario que se produzcan cuatro condiciones: 1. Exclusión mutua, por la que cada instancia de un recurso solo puede ser asignada a un proceso como máximo. 2. Retención y espera. Cada proceso retiene los recursos asignados mientras espera adquirir otros que necesita. 3. No existencia de expropiación. Si un proceso posee un recurso, no se le puede expropiar. 4. Espera circular, en la que una cadena de procesos se encuentra uno esperando la liberación de un recurso que posee el siguiente en la cadena y el último espera por el primero. Tres son las principales estrategias para el tratamiento de los interbloqueos: 1. Prevención de interbloqueos, impidiendo que alguna de las cuatro condiciones anteriores llegue a producirse. 2. Evitación de interbloqueos, examinando las consecuencias de asignar los recuros antes de hacerlo. 3. Detección y recuperación de interbloqueos, comprobando cada cierto tiempo la existencia de interbloqueos y actuando para eliminarlos de haberse producido. Grafos de asignación de recursos Un grafo de asignación de recursos puede utilizarse para detectar la presencia de interbloqueos, suponiendo que las condiciones de exclusión mutua y no expropiación ya se cumplen. Con los grafos se comprueba si existe condiciones de retención y espera y espera circular. Si el grafo no contiene ningún camino que sea un ciclo puede garantizarse la no existencia de interbloqueos. Si aun habiendo un ciclo alguno de los recursos dispone de más de una instancia y esa instancia no forma parte de otro ciclo no existe interbloqueo. Cada proceso se representa con un cículo y cada recurso con un cuadrado. Cada instancia de un recurso se representa con un punto dentro del cuadrado. Si un proceso ha solicitado un recurso y se encuentra bloqueado se representa una flecha que sale del proceso hacia el recurso. Si un proceso tiene asignada una instancia de un recurso se representa una flecha desde la instancia del recurso hasta el proceso. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 33

34 Figura 5.1: Grafo de asignación de recursos. Con un ciclo, pero sin interbloqueos. Prevención de interbloqueos Esta estrategia persigue eliminar alguna de las cuatro condiciones necesarias para la existencia de interbloqueos. Eliminación de la condición de exclusión mutua Esta condición no puede eliminarse en recursos compartidos si se quiere garantizar la integridad y no corrupción. Eliminación de la condición de retención y espera Puede eliminarse haciendo que un proceso solicite al mismo tiempo todos los recursos que precisa, no concediéndoselos si alguno no se encuentra disponible. Requiere el previo conocimiento de las necesidades. Puede degradar el rendimiento del sistema o provocar inanición si un proceso retiene un recurso y otros esperan a obtenerlo. Los recursos pueden verse infrautilizados. Eliminación de la no existencia de expropiación La expropiación solo es posible si el sistema puede salvar el estado en que se encuentra antes de la expropiación para poder restaurarlo al mismo estado una vez devuelto. Aumenta la sobrecarga del sistema. Eliminación de la espera circular Puede eliminarse asignando un número a cada recurso y obligando a que los procesos sólo puedan solicitar los recursos en orden ascendente. La principal desventaja es que los recursos deben ser solicitados en ese orden y no cuando realmente se necesiten. Evitación de interbloqeos Consiste en conceder sólo aquellas peticiones de recursos que tengan garantizado que no conducirán a un estado de interbloqueo. Un proceso debe especificar por adelantado todos los recursos que va a necesitar. Después, los va solicitando conforme los va necesitando. Si la concesión es segura, no conduce a interbloqueo, se realiza. El sistema operativo debe llevar la cuenta de los recursos disponibles, el número de recursos asignados a cada proceso y el número de recursos que restan por asignar. Además comprueba que la asignación es segura. 34 Capítulo 5. Interbloqueo

35 Estado de la asignación de recursos: estados seguros y estados inseguros. Se dispone de: Vector de recursos existentes, R E ; cada elemento del vector R En indica la cantidad de instancias n existentes del recurso R. Vector de recursos disponibles, R D ; donde se indica el número de instancias disponibles del recurso R. Matriz N de recursos máximos necesitados por cada proceso. Cada fila corresponde a un proceso y cada columna a un recurso existente en el sistema. Matriz A de recursos asignados a cada proceso, correspondiendo cada fila a un proceso y cada columna al número de recursos asignados El estado del sistema con respecto a la asignación de sus recursos en un instante determinado queda definido por los vectores R E, R D y las matrices N y A. Un estado se dice que es seguro si posibilita al menos una secuencia de asignación de recursos a los procesos que garantiza que estos puedan finalizar sin producirse interbloqueos. Un estado inseguro no ofrece esa garantía, aunque no necesariamente tiene que conducir a un estado de interbloqueo. En la práctica, habría que comprobar que (N i A i ) R D, esto es, que los recursos necesitados menos los asignados no superan los recursos disponibles. Ver ejemplos 5.3 y 5.4 en el libro de teoría, páginas Denegación de asignación de recursos: el algoritmo del banquero. Consiste en no conceder una petición de recurso si esta concesión puede conducir a un estado inseguro. Este algoritmo asegura que el número de recursos asignados a todos los procesos nunca puede exceder del número de recursos del sistema y que nunca se puede hacer una asignación peligrosa, que conduzca a un estado inseguro. Para ello: 1. Se parte de un estado inicial seguro S k, con k = 0: S k = {N, A, R E, R D 2. Cuando un proceso solicita un recurso se simula su concesión y se crea un estado ficticio S' = {N', A', R E, R' D 3. Se comprueba si S' es seguro. Si lo es, S k+1 = S', en caso contrario se deniega la petición y se bloquea el proceso hasta que se le puedan conceder los recursos. 4. Volver al paso 2. Denegación de la iniciación de un proceso Esta técnica consiste en no iniciar un proceso si el número máximo de recursos que va a necesitar durante su ejecución puede conducir a un estado de interbloqueo. Esta técnica no es óptima, ya que supone que todos los procesos van a solicitar simultaneamente todas las instancias de recursos que van a necesitar. En la práctica se trata de determinar que el proceso p+1 puede iniciar su ejecución si el número máximo de instancias j que necesita sumadas al número máximo de instancias de esos recursos necesitadas por los procesos existentes no superan el número de instancias existentes. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 35

36 Detección y recuperación de interbloqueos Esta estrategia consiste en no limitar las asignaciones de recursos a los procesos y comprobar periodicamente si se ha producido algún interbloqueo. En caso afirmativo, se emplea alguna técnica para recuperar el sistema del interbloqueo. Algoritmos de detección de interbloqueos El algoritmo de Coffman emplea R E, vector de recursos existentes; R D, vector de recursos disponibles; A, matriz de recursos asignados a cada proceso; y M, matriz de recursos adicionales necesitados por cada proceso. Inicialmente todos los procesos están sin marcar y se van marcando aquellos que pueden ser completados. Los procesos marcados no pueden provocar interbloqueo. Si al finalizar el algoritmo queda más de un proceso sin marcar existe interbloqueo. 1. Se marca cada proceso que tenga su fila en A a cero, dado que ese proceso no tiene ningún recurso asignado y, por tanto, no puede producir interbloqueo. 2. Se realiza la asignación X = R D, donde X es un vector auxiliar. 3. Para cada proceso i no marcado se comprueba M i X 4. Si no existe ningún i que cumpla la condición, el algoritmo finaliza. Si existe un proceso i que cumpla la condición se marca el proceso y se ejecuta hasta que finalice y libere los recursos, se realiza X = X + A i (que incrementa los recursos disponibles con los liberados por el proceso i) y se vuelve al paso 3. Frecuencia de invocación del algoritmo de detección de interbloqueos Invocarlo cada vez que se solicite un recurso aumenta la sobrecarga del sistema. Una solución óptima puede ser invocarlo cada T unidades de tiempo o cuando el nivel de utilización del procesador caiga por debajo de un límite, lo que podría denotar inactividad por existencia de interbloqueo. Técnicas de recuperación del interbloqueo Recuperación mediante expropiación de recursos. Mediante algún criterio de selección se van expropiando recursos a algunos procesos y concediéndoselos a otros para conseguir salir del interbloqueo. Recuperación mediante el retroceso de los procesos interbloqueados a algún punto de control previo. En cada punto de control se guarda el contexto de cada proceso. En caso de interbloqueo se restaura el contexto anterior. Recuperación mediante aborto selectivo de procesos, estableciendo un criterio para ir abortando procesos (bloqueados o no). Recuperación mediante el aborto de todos los procesos bloqueados. La solución más drástica pero la más utilizada. Ventajas e inconvenientes La detección y recuperación de interbloqueos permite una mayor concurrencia de procesos ya que no limita el número de asignaciones. Sin embargo, la detección introduce sobrecarga aunque puede limitarse con algoritmos eficaces. La recuperación sí produce elevada sobrecarga y desaprovechamiento de recursos. Es eficaz en sistemas con baja probabilidad de interbloqueos. 36 Capítulo 5. Interbloqueo

37 Otras estrategias de tratamiento de interbloqueos Estrategias mixtas, agrupando los recursos en diferentes clases, ordenando las clases para evitar la espera circular y utilizando para cada clase la estrategia más oportuna. Ignorar los interbloqueos. Sistemas como UNIX o Windows no utilizan ninguna estrategia de tratamiento de interbloqueos. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 37

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39 Capítulo 6. Administración de memoria Para que un programa pueda ser ejecutado por el procesador primero debe ser cargado en la memoria principal. El subsistema de administración de la memoria principal es el encargado de administrar, junto con el hardware, la memoria principal entre todos los procesos que se ejecutan en el computador. Técnicas de asignación contigua. Todo el espacio de direcciones lógicas de un proceso se carga de forma contigua en memoria principal. Particionamiento fijo. Particionamiento dinámico. Técnicas de asignación no contigua. El espacio de direcciones lógicas de un proceso se divide en bloques de igual o distinto tamaño. Los bloques de un mismo proceso no tienen por qué estar cargados de forma contigua en memoria principal. Paginación simple: bloques del mismo tamaño. Segmentación simple: bloques de distinto tamaño. Espacio de núcleo y espacio de usuario Al espacio ocupado por el código, las estructuras de datos y la pila o pilas del núcleo del sistema operativo se le llama espacio del núcleo. El acceso al espacio del núcleo sólo puede realizarse en modo núcleo. Al espacio ocupado por la imagen de un proceso, es decir, a su espacio de direcciones de memoria lógica se denomina espacio de usuario. El acceso al espacio de usuario puede realizarse en modo núcleo o modo usuario. En definitiva, en la memoria principal de un sistema multiprogramado pueden distinguirse el espacio del núcleo, uno o varios espacios de usuario y espacio libre. Área de intercambio en memoria secundaria Un programa es un archivo ejecutable que reside en memoria secundaria dentro de algún directorio del sistema de archivos. El sistema operativo reserva espacio en memoria secundaria para almacenar las imágenes de los procesos. A dicho espacio se le denomina área de intercambio. Se denomina intercambio (swapping) a la operación de cargar la imagen de un proceso desde el área de intercambio a memoria principal y viceversa. Se habla de intercambio fuera de memoria principal (swapping out), al paso de la imagen desde el área de memoria principal al área de intercambio y de intercambio dentro de memoria principal (swapping in) al caso contrario. La operación de swapping out se suele realizar Cuando se requiere espacio en memoria principal para cargar otros procesos. Cuando otro proceso requiere de más espacio debido al crecimiento de su región de datos o de pila. Cuando es necesario regular el grado de multiprogramación del sistema. La operación de swapping in suele realizarse Cuando se desea aumentar el grado de multiprogramación. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 39

40 Existe espacio en memoria principal para cargar más procesos. Existe un proceso de mayor prioridad en el área de intercambio. Si el sistema no soporta memoria virtual la imagen del proceso se intercambia al completo. La operación de intercambio es realizada por un proceso del sistema denominado intercambiador, encargado de Gestionar y asignar el espacio de intercambio. Seleccionar procesos para ser intercambiados fuera de memoria principal. Se esogen primero aquellos procesos bloqueados con menor prioridad y mayor tiempo de residencia en memoria. A continuación se escogen los preparados con los mismos criterios anteriores. Seleccionar procesos para ser intercambiados dentro de memoria principal. Se escogen aquellos procesos preparados para ejecución que lleven mayor tiempo de espera o con mayor prioridad. Puede considerarse que el intercambiador realiza las funciones del planificador a medio plazo. No se trabaja directamente con el archivo ejecutable asociado al proceso y se trabaja con una imagen en el área de intercambio debido a que Una operación de lectura escritura es más rápida en el área de intercambio que en el sistema de ficheros. La imagen de un proceso es una entidad dinámica cuyo contenido suele diferir del archivo ejecutable conforme va ejecutándose el proceso. Asignación de memoria en sistemas monoprogramados En sistemas monoprogramados la memoria principal se divide en dos particiones. Una está reservada para contener permanentemente aquellas partes del sistema operativo que deben estar siempre en memoria principal. A este conjunto del sistema operativo residente en memoria se denomina monitor del sistema operativo. La memoria no ocupada conforma otra partición en la que se carga de forma temporal un proceso de usuario o alguna parte no residente del sistema operativo. En función de en qué parte de la memoria, direcciones bajas o direcciones altas, se encuentra el monitor del sistema operativo podemos encontrarnos con tres posibles configuraciones de memoria: Configuración 1. La memoria principal se implementa con una memoria RAM. El sistema operativo ocupa desde la dirección física 0 hasta Dir F1. La parte superior, desde Dir F+1 hasta Dir MAX está disponible. Esta configuración no es usada actualmente, pero sí en los primeros micro y macrocomputadores. Configuración 2. La memoria principal se implementa mediante una RAM y una ROM. El SO ocupa la ROM en la parte superior de la memoria principal, desde Dir F1+1 hasta Dir MAX. Sistema poco flexible, pero utilizado en sistemas integrados y computadores de mano. Configuración 3. La memoria principal se implementa con una RAM y una ROM. La partición del sistema operativo ocupa la parte inferior de la RAM, en la que se almacena el cargador de programas y el intérprete de comandos. El resto de la RAM forma la partición de usuario y en la ROM se almacenan los vectores de interrupción del hardware y las rutinas de servicio de interrupción. Esta memoria es conocida como BIOS, Basic Input Output System. Configuración utilizada en los primeros microcomputadores. MsDOS. 40 Capítulo 6. Administración de memoria

41 Para garantizar la protección del sistema operativo y evitar que los procesos de usuario hagan referencia a direcciones físicas del espacio del sistema operativo se utilizan uno o dos registros para almacenar la dirección base de inicio de la partición y/o el tamaño de la partición. Particionamiento fijo La forma más sencilla de gestionar la memoria en sistemas multiprogramados consiste en dividir la memoria principal en un número fijo de N particiones que pueden ser de igual o diferente tamaño. Esta división puede realizarse manualmente al arrancar el sistema o de manera automática. Esta técnica se conoce como particionamiento fijo. Se reserva una partición para contener el sistema operativo en un extremo de la memoria, normalmente en la parte baja. Las restantes N-1 particiones estarán disponibles para cargar procesos. El número de particiones define el grado de multiprogramación del sistema. El sistema operativo mantiene una tabla de descripción de particiones que contiene la dirección física de comienzo (dirección base), el tamaño y el estado (libre o no) de cada partición. Particiones de igual tamaño La asignación de memoria con particionamiento fijo y particiones de igual tamaño es bastante simple, ya que no importa qué partición libre se asigne a un proceso, pero: Limita el tamaño máximo de los procesos que se pueden cargar en memoria principal. Si un proceso tiene un espacio de direcciones lógicas mayor que el disponible en la partición no podrá cargarse. Esta limitación puede soslayarse si el proceso ha sido programado con la técnica de overlay o superposición, mediante la cual sólo una parte del proceso precisa que se encuentre en memoria. Fragmentación interna. Si el tamaño del espacio de direcciones lógicas es inferior al de la partición asignada existe un espacio libre no asignable a otros procesos. Particiones de distinto tamaño Para asignar las particiones a los procesos, el sistema operativo puede mantener una cola de procesos por partición. Un proceso ingresa a la cola asociada a la partición de menor tamaño que pueda contenerlo. La planificación de cada cola se realiza de forma independiente. Este sistema puede provocar que las particiones de mayor tamaño nunca se ocupen. Para resolverlo puede emplearse una única cola para todas las particiones. En el momento en que una partición queda libre, se localiza un proceso que pueda ser cargado según alguno de estos criterios: Criterio del primer ajuste. Consistente en buscar el proceso más cercano a la cabecera de la cola con tamaño menor o igual a la partición. Búsquedas rápidas pero no minimiza la fragmentación interna. Criterio del mejor ajuste. Busca en toda la cola el proceso de mayor tamaño que entre en la partición. Minimiza la fragmentación interna pero enlentece la búsqueda y discrimina a los procesos más pequeños. Podría solucionarse imponiendo un número máximo de veces que puede ser discriminado un proceso. La existencia de fragmentación interna y la limitación del tamaño máximo del proceso que puede ser cargado en memoria es menor en el caso de utilizar particiones de distinto tamaño. Configurando una partición lo suficientemente grande también es posible cargar procesos de mayor tamaño. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 41

42 Traducción de direcciones y protección La traducción de direcciones lógicas a direcciones físicas en la técnica de particionamiento fijo requiere el uso de dos registros: el registro base y el registro límite. Cuando un proceso es planificado, el sistema operativo carga en el registro base la dirección física de comienzo de la partición donde se aloja y en el registro límite la dirección lógica más alta del espacio de direcciones lógicas del proceso. Cuando se referencia una dirección se compara con el registro límite y si es igual o inferior a este se suma al registro base. Este mecanismo impide que se accedan a direcciones inferiores o superiores a las asignadas a su espacio lógico. Gracias a este mecanismo de traducción de direcciones es posible cargar el proceso en cualquier partición de la memoria principal. Se dice entonces que el sistema soporta la reubicación dinámica en tiempo de ejecución. Ventajas e inconvenientes La principal ventaja es su facilidad de implementación, únicamente requiere de una tabla de descripción de particiones y una o varias colas, lo que produce poca sobrecarga. Los principales inconvenientes son que provoca fragmentación interna, el tamaño máximo de un proceso y la limitación del grado de multiprogramación en función del número de particiones. Particionamiento dinámico En el particionamiento dinámico el número de particiones no es fijo, sino que va variando con el tiempo. La memoria principal se divide en particiones, una zona contigua de memoria ocupada, y huecos, una zona contigua de memoria libre. Esta técnica ha dejado de utilizarse, pero fue usada en macrocomputadoras como el OS/MVT de IBM. Cuando un proceso debe ser cargado en memoria el sistema localiza un hueco del mismo tamaño o mayor que el proceso. Ese espacio define una partición y el espacio sobrante define un nuevo hueco. Conforme se van cargando procesos se van generando nuevos huecos cada vez más pequeños, en lo que se conoce como fragmentación externa. Una técnica para solucionar la fragmentación externa es la compactación de memoria, que consiste en agrupar todos los huecos y mover las particiones. El inconveniente es que se produce alta sobrecarga. Es común que se utilice una unidad mínima de asignación o bloque de memoria mínimo. Esto evita el tener huecos de pequeño tamaño que no pueden ser utilizados. Como contrapartida, se produce fragmentación interna, aunque despreciable en comparación con la técnica de particionamiento fijo. El sistema mantiene una o varias estructuras de datos que contengan información sobre los huecos y las particiones. Estas estructuras pueden ser mapas de bits o listas enlazadas simples o dobles. Manteniendo una lista para huecos y otra para particiones asignadas es posible acelerar el proceso de búsqueda de hueco disponible. Asignación de espacio de memoria principal Algunos de los algoritmos de búsqueda más utilizados para realizar la asignación de espacio a un proceso con un espacio de direcciones lógicas de tamaño S son: Algoritmo del primer ajuste (first fit): Se asigna el primer hueco con un tamaño igual o mayor que S. Rápido, pero produce pequeños huecos al comienzo de la estructura de datos. 42 Capítulo 6. Administración de memoria

43 Algoritmo del siguiente ajuste (next fit): La búsqueda de un hueco de tamaño igual o mayor que S comienza donde se quedó la última búsqueda. Aunque se pensó para evitar los problemas del anterior, a la larga produce peores resultados. Algoritmo del mejor ajuste (best fit): Se busca en toda la estructura de datos un hueco que sea igual o con el mínimo exceso posible del valor de S. Más lento, produce pequeños huecos no utilizables que obliga a compactar. Algoritmo del peor ajuste (worst fit): Se busca el hueco más grande posible para intentar que los huecos que se generen sean aprovechables con posterioridad. Distintas simulaciones han demostrado que no es muy efectivo. En resumen, el más rápido es el de primer ajuste y el de menor aprovechamiento de la memoria es el de peor ajuste. Traducción de direcciones y protección Al igual que en la técnica de particionamiento fijo, se utilizan dos registros dedicados denominados registro base y registro límite. Cuando se va a ejecutar un proceso el sistema operativo carga en el registro base la dirección física de inicio de la partición de memoria asociada al proceso y en el registro límite el tamaño de la partición. Cuando se haga referencia a una dirección lógica dentro del proceso se compara con el valor del registro límite. Si se excede, se lanza una excepción. Ventajas e inconvenientes Minimiza la fragmentación interna, que es como máximo cercana a una unidad de asignación Permite ejecutar procesos de mayor tamaño. Permite asignar fácilmente más espacio a procesos cuya región de datos o pila aumenta por encima del tamaño inicialmente asignado, reubicando el proceso o asignando un hueco contíguo. Los inconvenientes son Estructuras de datos más complejas, que aumentan la sobrecarga del sistema. Produce fragmentación externa, lo que reduce el aprovechamiento de la memoria. Paginación simple La técnica de paginación consiste en dividir la memoria principal en bloques del mismo tamaño, S P, denominados marcos de página o páginas físicas. El espacio de direcciones de un proceso también se divide en bloques del mismo tamaño S P, denominados páginas o páginas lógicas. Una página de un proceso se carga en un marco de página libre de memoria principal. Si C MP es la capacidad de la memoria principal, el número N MP de marcos de página de tamaño S P en que se divide es N MP = floor( C MP S P ) Cada marco de página se identifica de forma unívoca mediante un número de marco de página j. De esta manera, se hará referencia al marco de página j o marco j de la memoria principal. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 43

44 De otra parte, si C X es el tamaño del espacio de direcciones lógicas de un proceso, el número de páginas N P de tamaño S P en que se descompone es: N P =ceil( C X S P ) Cada página de un proceso se identifica por un entero positivo i denominado número de página. De los marcos en que se descompone la memoria principal, N MP, un número determinado de ellos, V, están reservados para el núcleo. Una dirección física consta de dos campos: número de marco de página de f bits y el desplazamiento dentro del marco, de d bits. El tamaño del campo de número de marco de página se obtiene a partir del número de marcos de página existentes y el tamaño del campo desplazamiento a partir del tamaño de una página o de un marco de página expresado en unidades direccionables. Una dirección lógica consta de los campos de número de página, de p bits, y el desplazamiento dentro de la página, de d bits. El cálculo del tamaño de cada uno de estos campos es min f {N MP 2 f min d {S P 2 d min p {N P 2 p El tamaño de una dirección física es n= f + d, y el de una dirección lógica m= p+ d. La longitud de una dirección lógica es menor o igual que la longitud de la dirección física. Para implementar la paginación generalmente se usan las siguientes estructuras: Tablas de páginas. A cada proceso se le asigna una. Cada entrada i de la tabla contiene el marco j donde se encuentra almacenada la página i del proceso y los permisos de acceso. Tabla de marcos de página. Con tantas entradas como marcos de página tiene la memoria principal. Cada entrada j contiene su estado libre u ocupado, punteros para crear una lista de marcos libres y la ubicación en memoria secundaria de la copia de la página i contenida en el marco. Lista de marcos libres. Consultada cuando hay que asignar espacio a los procesos. Cuando hay que asignar un marco se selecciona el primero de la lista. Los nuevos marcos libres se añaden por el final. Para que un proceso pueda ser ejecutado, todas sus páginas deben estar cargadas en memoria, aunque no necesariamente en marcos contiguos. Cuando un proceso de N P páginas de tamaño tiene que ser cargado, el sistema comprueba que existan N P marcos libres. Si los hay, se eliminan de la lsita de marcos libres, se marcan como ocupados en la tabla de marcos de página y se carga en ellos las páginas del proceso. A continuación se crea o actualiza la tabla de páginas del proceso indicando el número de marco donde está cargada cada página. Además, si la tabla de páginas no estaba creada ya, se almacena en el PCB del proceso un puntero a la dirección física de comienzo de la tabla de páginas. Traducción de direcciones El hardware debe disponer de ciertos componentes donde cargar la información necesaria para realizar la traducción de instrucciones. Pueden ser: Registro base, donde se almacena la dirección física de comienzo de la tabla de páginas. Banco de registros, para almacenar una copia completa de la tabla de páginas. 44 Capítulo 6. Administración de memoria

45 Buffer de traducción de vista lateral (Translation Lookaside Buffer, TLB), una caché de alta velocidad donde guardar algunas entradas de la tabla de páginas. En función de la utilización de uno u otro componente se emplea uno u otro método. Traducción de direcciones con registro base El sistema carga en el registro base la dirección física Dir F0 de comienzo de la tabla de páginas. Cuando se referencia a una dirección lógica Dir L se suma el campo número de página i a Dir F0 para obtener la dirección física Dir F1 de la entrada i de la tabla de páginas. A continuación se accede a Dir F1 en memoria para obtener el marco de página j donde se encuentra la página i. Añadiendo el desplazamiento, se obtiene la dirección requerida. Este mecanismo solo precisa que se cargue el registro base con cada cambio de proceso, lo que acelera estos cambios. En contra, la traducción requiere de un acceso a memoria para localizar en la tabla de páginas el marco j donde se encuentra la página i, lo que produce un retraso en la ejecución de la instrucción y hace que este mecanismo se utilice en raras ocasiones. Traducción de direcciones con banco de registros Cuando se produce un cambio de contexto, el sistema operativo carga en el banco de registros una copia de la tabla de páginas del proceso que se va a ejecutar. De esta forma, en vez de localizar el número de marco donde se aloja la página en la tabla de páginas en memoria se accede a su copia en el banco de registros. Esta solución no precisa de ningún acceso a memoria, por lo que es más rápida, sin embargo sólo puede utilizarse si el tamaño de la tabla de páginas no excede del tamaño del banco de registros. El cambio de proceso se ve ralentizado al tener que cargar toda la tabla de páginas en el banco de registros desde la memoria. Traducción de direcciones con un TLB Un TLB es una memoria caché especial de alta velocidad con una capacidad de entre 8 y 4096 entradas. Cuando el procesador hace referencia a una dirección lógica Dir L, primero se examina en paralelo todas las entradas del TLB y se verifica si alguna coincide con el número de página i a que hace referencia. Si se produce un acierto, se recupera el número de marco j de esa entrada para componer la dirección física Dir F junto con el campo desplazamiento d. Si se produce un fallo, se acude a su búsqueda en la tabla de páginas en memoria como se realiza con el método de registro base y esa entrada se copia al TLB en una posición libre o, si está lleno, mediante algún algoritmo de reemplazo. Cuando se produce un cambio de proceso se carga en el registro base la dirección de la tabla de páginas y se limpia el TLB, que se irá cargando a medida que se vayan produciendo fallos en la búsqueda de entradas. El uso del TLB está a medio camino entre la solución de registro base y la de banco de registros. Tablas de páginas paginadas Para evitar las tablas de páginas de gran tamaño estas se pueden descomponer, a su vez, en páginas, obteniendo una tabla de páginas paginada. De esta forma la tabla de páginas se fragmenta y puede ubicarse en memoria principal de forma no contigua. Se tienen así dos tipos de páginas: Páginas ordinarias, que contienen instrucciones y datos del espacio lógico de un proceso. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 45

46 Páginas de tablas de páginas, que contienen entradas de tablas de páginas. Para localizar en memoria principal a las páginas de una tabla de páginas se utiliza otra tabla de páginas denominada tabla de páginas de primer nivel o tabla de páginas primaria. A las entradas de la tabla de páginas original contenidas en una página se les denomina tablas de páginas de segundo nivel o tabla de páginas secundaria. Para cada proceso existe una tabla primaria y varias de segundo nivel, tantas como páginas ocupe la tabla de páginas original del proceso. Existen dos niveles de paginación: el primero permite localizar el marco de página donde se ubican las páginas de la tabla de página original, el segundo permite localizar el marco donde se ubica la página ordinaria i a que hace referencia a que hace referencia la dirección lógica. El campo número de página de una dirección lógica se descompone en dos campos: Índice de tabla primaria, ITP, que contiene el número de la tabla de páginas de primer nivel donde buscar el marco de memoria que contiene a la página que ubica la tabla de páginas de segundo nivel. Si la tabla de páginas de primer nivel tiene N TP1 entradas, el tamaño r de ese campo será min r{n TP1 2 r Índice de tabla secundaria, ITS, que contiene el número de la entrada de la tabla de páginas de segundo nivel donde bucar el marco de página que contiene a la página ordinaria referenciada. Si la tabla secundaria tiene N TP2 entradas, el tamaño s del campo será min s{n TP2 2 s El número de entradas de la tabla de páginas de primer nivel es igual al número de páginas que se necesitan para contener la tabla de páginas original. El número de entradas de la tabla de segundo nivel es igual al número de entradas de la tabla de páginas original contenidas en una página. La traducción de una dirección lógica a un dirección física se realiza 1. Se suma ITP al contenido del registro base Dir F0 para construir la dirección física Dir F1 de la entrada de la tabla de páginas de primer nivel donde buscar el marco de memoria k que contiene a la página donde se ubica la tabla de segundo nivel. 2. Se accede a Dir F1 para leer el número de marco k y se le suma al ITS para construir la dirección física Dir F2 de la entrada de la tabla de páginas de segundo nivel donde localizar el marco de memoria j que contiene la página i referenciada en la dirección lógica Dir L 3. Se accede a memoria principal para leer el número de marco j y construir la dirección física Dir F3 equivalente a la dirección lógica Dir L. Se requiere de esta forma de dos accesos a memoria para realizar la traducción. Si la tabla de páginas de primer nivel aún resulta grande, puede descomponerse en otras páginas, alcanzando paginaciones de 3º nivel (SPARC) o 4º nivel (Motorola 68030). Tablas de páginas invertidas Otra posible solución a las tablas de páginas de gran tamaño. Se utiliza una única tabla de páginas invertida en vez de una tabla de páginas por proceso. En la tabla invertida, se asocia una entrada por cada marco j de la memoria principal en vez de por cada página i de un proceso. El número de entradas es fijo e igual al número de marcos. Cada entrada j contiene el número de página i que se aloja en el marco j, identificador del proceso al que pertenece la página (Pid), y bits de control. 46 Capítulo 6. Administración de memoria

47 Para traducir una dirección lógica se compara el campo número de página de la dirección y el Pid con los campos homónimos de cada entrada de la tabla. Si se produce una coincidencia en la entrada j, ese marco j es quien contiene la página i referenciada que se requiere para construir la dirección física. La búsqueda de una entrada en la tabla invertida puede ralentizar el tiempo de traducción. Puede acelerarse utilizando una tabla hash y TLB. Protección En la gestión de memoria mediante paginación, la protección se implementa a nivel de página. Cada entrada i de la tabla de páginas de un proceso contiene un campo de uno o varios bits que permiten determinar el tipo de acceso permitido sobre dicha página: w, rw, x, etc. En caso de intento de violación se lanza una excepción. También se incorpora un registro límite donde se carga el número de páginas de que consta el proceso. Compartición de páginas El espacio lógico de un proceso puede dividirse en las regiones de código, datos y pila. En paginación simple, todas las páginas deben estar cargadas en memoria. En sistemas de tiempo compartido, multiples usuarios pueden estar ejecutando el mismo programa de manera simultanea. Si el programa posee código reentrante, no modificable, se puede ahorrar espacio en memoria cargando sólo una imagen de ese proceso y compartiéndola entre todos los usuarios. Se utiliza un contador de referencias que lleva la cuenta del número de instancias activas. Se elimina de memoria cuando el contador se hace cero. Ventajas e inconvenientes La paginación simple presenta varias ventajas No produce fragmentación externa. Produce una sobrecarga pequeña, la gestión de las estructuras de datos no requiere de mucho tiempo de procesador. No precisa de intervención humana para la definición de las particiones. Permite compartición de código común entre varios procesos. La principal desventaja es que produce fragmentación interna, de término medio, media página por proceso. La paginación es invisible al programador, lo que puede ser considerado tanto como una ventaja como un inconveniente. Segmentación simple La segmentación simple es una técnica de gestión de la memoria que soporta los elementos en los que se descompone el código de un programa. Básicamente, el compilador divide el programa en segmentos. Cada segmento es una entidad lógica conocida por el programador y asociada a una determinada estructura de datos o módulo. Cada segmento, código principal, subrutinas, datos, pila... tiene su propio espacio de direcciones lógicas. Cuando el sistema operativo crea un proceso asociado a un determinado programa, asigna a cada segmento un identificador numérico positivo h, el número del segmento. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 47

48 Una dirección lógica consta de dos campos: el número de segmento, de s bits, y el desplazamiento dentro del segmento, de d bits. En un proceso se pueden tener direcciones lógicas de diferente tamaño, si bien el campo número de segmento tendrá siempre la misma longitud, el campo desplazamiento depende del número de unidades direccionables que existan en ese segmento en concreto. En segmentación simple, un proceso no puede ser ejecutado si todos sus segmentos no se encuentran cargados en memoria principal. El sistema operativo debe buscar un hueco para cada segmento. Si algún segmento no pudiera ser cargado no aborta la carga del proceso. Además, en la carga el sistema crea una tabla de segmentos asociados al proceso idexada por número de segmento que contiene la dirección física base de cada segmento y su longitud, además de otros datos como permisos, ubicación en memoria secundaria, etc. Traducción de direcciones Si se dispone de un registro base, en cada cambio de contexto el sistema carga en ese registro la dirección física de comienzo de la tabla de segmentos, Dir F0, obtenida del bloque de control del proceso. Para llegar a una dirección física Dir F a partir de una dirección lógica Dir L se siguen estos pasos: Se suman el campo número de segmento h de la dirección lógica y Dir F0 para obtener la dirección Dir F1 de la entrada h de la tabla de segmentos. Se accede a Dir F1 y se lee la dirección física base y la longitud del segmento h. Se compara el campo desplazamiento con la longitud del segmento, lanzando una excepción si se supera el tamaño. Si el desplazamiento es menor que la longitud se suma la dirección física base del segmento h al desplazamiento indicado en Dir L para obtener la dirección física Dir F equivalente. El principal inconveniente es que se requiere de un acceso a memoria para leer la tabla de segmentos, lo que provoca un retardo en la ejecución de la instrucción en curso. Para acelerar la ejecución puede utilizarse un banco de registros o un TLB. Protección La protección del espacio de direcciones se implementa a nivel de segmento. En cada entrada h de la tabla de segmentos de un proceso se almacenan los permisos de acceso sobre dicho segmento. Adicionalmente suele haber un registro límite donde se almacena en cada cambio de contexto el número de segmentos de que consta el proceso que va a ser ejecutado. Compartición de segmentos Esta técnica permite que un segmento de código o datos sea compartido por más de un proceso. Para ello el sistema operativo mantiene una tabla con los segmentos cargados en memoria principal en la que se contabilizan las referencias que otros procesos realizan a estos segmentos. Cuando el contador de referencias se haga cero, el segmento puede ser eliminador de memoria principal. Ventajas e inconvenientes Como ventajas: Produce una fragmentación interna despreciable, de como máximo cercana a una unidad de asignación. Soporta la visión modular que el programador posse del programa. 48 Capítulo 6. Administración de memoria

49 Permite manejar con facilidad estructuras de datos que crecen. Si un segmento precisa de más espacio, tan solo hay que asignarle un hueco contiguo o reasignarlo a un hueco de mayor tamaño. Facilita la protección y compartición de las distintas partes de un programa al asignarse un segmento independiente a cada una de ellas. Entre los inconvenientes, destacan: Produce fragmentación externa, lo que reduce el aprovechamiento de la memoria y requiere el uso de compactación, aunque menor que el producido con la técnica del particionamiento dinámico. Aumenta la sobrecarga del sistema debido a que las estructuras de datos y algoritmos son más complejos que en particionamiento dinámico. Segmentación con paginación simple La segmentación y la paginación pueden combinarse para aprovechar las ventajas de ambos métodos. Mediante esta técnica se divide cada segmento de un proceso en un determinado número de páginas. Una dirección lógica se descompone en tres campos: número de segmento, de s bits, número de página, de p bits y desplazamiento, de d bits. Con la carga de un proceso en memoria principal, el sistema operativo crea una tabla de segmentos del proceso y varias tablas de páginas, una por segmento. La entrada de la tabla de segmentos no contiene la dirección física del segemento, sino la de la tabla de páginas asociada al segmento. Ahora, el campo longitud del segmento viene expresado en número de páginas. Si se dispone de un registro base, el proceso de traducción de direcciones comienza cargando en el registro base la dirección física Dir F0 de comienzo de la tabla de segmentos asociada al proceso. Cuando se hace referencia a una dirección lógica Dir L se traduce a una dirección física 1. Se suma el campo de número de segmento h de la dirección lógica y Dir F0 para obtener la dirección de comienzo de la entrada h de la tabla de segmentos, Dir F1. 2. Se accede a Dir F1 para obtener la dirección base de la tabla de páginas y la longitud del segmento. 3. Se compara el valor desplazamiento de Dir L con la longitud del segmento h. Si el desplazamiento es mayor, se genera una excepción. 4. Se el desplazamiento es menor, se suma el campo número de página de Dir L y la dirección física base de la tabla de páginas del segmento para obtener la dirección física Dir F2 de la entrada i de la tabla de páginas. 5. Se accede a Dir F2 para leer el número de marco j que contiene la página referenciada. 6. Se construye la dirección física Dir F con el número de marco leído y el campo desplazamiento de Dir L. El mecanismo precisa de dos accesos a memoria principal, pudiendo acelerarse utilizando un banco de registros o un TLB. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 49

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51 Capítulo 7. Memoria virtual La técnica de gestión de memoria conocida como memoria virtual consiste en tener cargadas en memoria principal solo aquellas partes (páginas o segmentos) del espacio de direcciones lógicas, ahora también llamadas direcciones virtuales, de un proceso que se van necesitando durante su ejecución. La memoria virtual permite ampliar el grado de multiprogramación, dado que en memoria principal caben más procesos si sólo se cargan algunas partes de cada proceso. La implementación de la memoria virtual requiere que el hardware soporte el reinicio de las instrucciones de su repertorio. Además, suele utilizarse un componente denominado unidad de gestión de memoria (Memory Management Unit, MMU), encargada de realizar la traducción de la dirección virtual a la dirección física. La memoria virtual puede implementarse usando paginación por demanda (UNIX, Linux, Windows), segmentación por demanda (OS/2) o segmentación con paginación por demanda (Multics) Paginación por demanda La técnica de paginación por demanda divide el espacio de memoria principal en bloques de igual tamaño, marcos de página, y el espacio de direcciones del proceso en bloques de igual tamaño, páginas. Para que un proceso se pueda ejecutar no es necesario que todas sus páginas se encuentren cargadas en memoria principal. Cuando se referencia una página no cargada se produce un fallo de página. Otras tareas a realizar por el Sistema Operativo son: Reemplazamiento de páginas, en caso de que se produzca un fallo de página y no haya ningún marco libre, es necesario decidir qué marco hay que intercambiar a memoria secundaria. Asignación de marcos de memoria principal. El sistema debe decidir cuántos marcos asignar inicialmente a cada proceso. Control de carga, decidir el grado de multiprogramación del sistema. Copia en memoria secundaria de páginas modificadas, en qué momento y de qué forma. Se mantienen las siguentes estructuras de datos: tabla de marcos de página, listas de marcos libres y tablas de páginas. Cuando un proceso entra en estado preparado para ejecución se crea una tabla de páginas en memoria principal en la que cada entrada contiene, al menos, los siguientes campos: Número de marco de página. Validez o presencia, que indica si la página es válida o no. Protección, de uno a tres bits que indican los permisos de R, W y X. Referenciada, un bit activo cuando la página es referenciada por una dirección virtual. Modificada, un bit que indica si la página ha sido modificada y debe ser actualizada en memoria secundaria. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 51

52 Reinicio de instrucciones Un fallo de página puede producirse tanto en la fase de búsqueda, al intentar traducir la siguiente instrucción a ejecutar, como de ejecución, en la búsqueda de operandos. La arquitectura del computador debe poder reiniciar la instrucción desde su inicio, fase de búsqueda. Para ello, se suele disponer de un registro donde se almacena el valor del registro contador de programa CP antes de iniciar la fase de búsqueda. En caso de que el procesador soporte direccionamiento indexado también deberá guardarse el valor del registro índice por si fuera necesario restaurarlo tras un fallo de página. Localización de las páginas en memoria secundaria Cuando la referencia a una página produce un fallo de página el sistema operativo debe leer esa página desde la memoria secundaria y copiarla a la memoria principal. De igual modo, si no hay marcos libres en la memoria principal el sistema operativo debe seleccionar una página para ser reemplazada y, si esta ha sido modificada o no existe en el área de intercambio, debe ser copiada allí. El sistema operativo puede buscar en dos posibles localizaciones de memoria secundaria: Bloque de disco de un archivo ejecutable. Parte de las páginas en que se divide el espacio de direcciones, código y datos, son creadas por el sistema operativo a partir del archivo ejecutable del que es instancia el proceso. Bloque de disco del área de intercambio, utilizada para el almacenamiento de las páginas de un proceso cuando se intercambia fuera y para el almacenamiento de las páginas que han sido seleccionadas para ser reemplazadas tras un fallo de página. Cada bloque del área de intercambio se identifica por un número de bloque o dirección de disco. El sistema mantiene ciertas estructuras de datos para localizar los bloques donde se encuentran almacenadas las páginas. Algunos sistemas copian por adelantado al área de intercambio todas las páginas de un proceso cuando es creado con el fin de acelerar el tratamiento de los fallos de página. Pero si el espacio de direcciones del proceso crece es necesario aumentar el tamaño en disco por lo que hay que mover todo el espacio del proceso. Para evitar esto, se copia el proceso por partes, datos, código, etc. de manera que si sólo es preciso crecer la parte de datos el trabajo es menor. Otros sistemas no copian el espacio de direcciones completo a memoria de intercambio, sólo las páginas que son necesarias. En ese caso, se utiliza una estructura de datos denominada tabla de disco donde se relaciona cada página con el bloque de disco donde se encuentra alojada. Bloqueo de marcos de página Se dice que un marco de memoria está bloqueado o pinchado (pinning) si su contenido no puede ser reemplazado. Este bloqueo resulta útil si el marco contiene información que conviene que no sea borrada, por ejemplo los marcos reservados para alojar el espacio del núcleo. Tratamiento de un fallo de página Cuando durante el ciclo de ejecución de una instrucción se hace referencia a una determinada posición de memoria, la dirección de memoria virtual es pasada a la MMU para traducirla a una dirección física. Ésta comprueba que la dirección está dentro del rango de direcciones permitido. Si lo está accede a la tabla de páginas y comprueba el bit de validez o presencia. Si está activado, la página se encuentra en memoria principal, con lo que la MMU toma el valor del campo de marco de página para construir la dirección física junto al desplazamiento de la dirección virtual. 52 Capítulo 7. Memoria virtual

53 Si el bit de validez está desactivado se produce un fallo de página y se guarda en la pila el contenido del contador del programa y de los registros especiales y pasa el control al sistema operativo. El sistema operativo guarda el contexto del proceso cuya ejecución produjo la excepción y comprueba que, en efecto, se debe a un fallo de página. A continuación intenta averiguar la dirección que produjo el fallo, bien consultado registros internos del procesador o simulando su ejecución. Determinada la dirección se comprueba que ésta sea legal, si no lo es se aborta el proceso. Si la dirección sí es legal, se consulta la lista de marcos libres y si no ha y ninguno se invoca a un algoritmo de reemplado para seleccionar un marco donde cargar la página que produjo el fallo. Si la página contenida en el marco elegido ha sido modificada, se planifica para ser copiada a disco duro y mientras tanto se bloquea el proceso y el marco para evitar que pueda ser seleccionado por otro proceso. Una vez que el marco está limpio, esto es, que la página que contenía se ha pasado a disco, se planifica la página a ser copiada de memoria al marco, se actualizan las tablas de página y se restaura el contador de programa y los registros para que una vez que se pase el proceso al estado preparado para ejecución se carge su contexto y continúe la ejecución desde el punto en que se interrumpió. Conjunto de trabajo de un proceso Los programas que se ejecutan en un computador cumplen el principio de localidad de referencias, también denominado principio de proximidad, que afirma que durante un determinado intervalo de tiempo de ejecución de un proceso éste referencia direcciones virtuales próximas entre sí, esto es, páginas cercanas. Este conjunto de páginas forma una zona de localidad del proceso. Así, el conjunto de trabajo de un proceso en el instante ti de tiempo virtual es el conjunto de páginas distintas que el proceso ha referenciado en sus últimas δ referencias a memoria principal. El tiempo virtual es el tiempo que un proceso está siendo ejecutado en el procesador. Si se elige un valor de δ muy pequeño el conjunto de trabajo no cubrirá toda la zona de localidad actual si se elije muy grande se cubrirá más de una zona de localidad. En la práctica, para reducir la sobrecarga se construye el conjunto de trabajo periodicamente cada cierto tiempo virtual Δ. Para ello se revisa el campo referenciada (bit r) de cada entrada de la tabla de páginas del proceso. El conjunto de trabajo está formado por todas aquellas páginas que tengan el bit r activado. Una vez construido, se pone r a cero. Así puede definirse el conjunto de trabajo de un proceso como el conjunto de páginas distintas que el proceso en ejecución ha referenciado en el intervalo de tiempo virtual. Dos conclusiones interesantes son: Una página miembro de un conjunto de trabajo no debe ser seleccionada como página víctima para ser reemplazada ya que provocaría un nuevo fallo de página. Un proceso debe tener asignados el suficiente número de marcos para poder tener cargado en memoria su conjunto de trabajo. En otro caso estará provocando continuamente fallso de página produciendo el fenómeno de sobrepaginación o trasiego (thrashing) Reemplazamiento de páginas El reemplazamiento de páginas consiste en seleccionar una página k cargada en un marco j de memoria principal para ser reemplezada por la página i a la que hacía referencia la dirección virtual que produjo el fallo de página. La página seleccionada para ser reemplazada se denomina página Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 53

54 víctima. El conjunto de marcos candidatos hace referencia a los marcos de memoria principal donde se encuentran almacenadas las páginas candidatas a ser reemplazadas. Estrategia de reemplazamiento de páginas local, cuando el conjunto de páginas candidatas a ser reemplazadas pertenecen al mismo proceso que provocó el fallo. Estrategia de reemplazamiento de páginas global, cuando el conjunto de páginas candidatas está formado por todas las páginas cargadas en memoria principal en marcos no bloqueados. La estrategia de reemplazamiento local es más fácil de analizar, pero su implementación es más complicada y produce mayor sobrecarga. Es deseable que el algoritmo de reemplazamiento disminuya el número de fallos de página a medida que aumenta el número de marcos de página de la memoria principal. Si esto no sucede se dice que el algortimo pacede la anomalía de Belady. El alogirtmo FIFO sufre de esta anomalía. Algoritmo de reemplazamiento óptimo Selecciona para ser reemplazada la página del conjunto de páginas candidatas a ser reemplazada que tardará más en volver a ser referenciada. Esto obliga a conocer con antelación qué direcciones virtuales van a ser referenciadas, pero esto no es posible y de ahí que este algoritmo no pueda ser implementador en la práctica pero sí sirve como referencia para comparar con otros algoritmos. Algortimo de reemplazamiento LRU El algoritmo de reemplazamiento de la página usada menos recientemente o algoritmo LRU (Least Recently Used) selecciona para ser reemplazada la página del conjunto de páginas candidatas que lleva más tiempo sin ser referenciada. Este algoritmo es bastante bueno pero de implementación compleja. Produce bastante sobrecarga. Suele implementarse mediante una lista en la que cada entrada contiene el número de página del conjunto de páginas a ser reemplazada. Cada vez que una página es referenciada se coloca al principio de la lista y al final la página menos referenciada, esto es, la candidata a ser sustituida. Cada vez que se referencia una dirección virtual la lista debe ser reordenada. Otra implementación se basa en un contador hardware que se incrementa cada vez que se referencia una dirección. En la tabla de páginas se añade un campo que almacena ese valor cuando una página es referenciada. De este modo, se selecciona para reemplazar la página que contenga el menor valor en ese campo. Algoritmo de reemplazamiento mediente envejecimiento El algoritmo de reemplazamiento mediante envejecimiento (aging) es una aproximación al algoritmo LRU pero que introduce menor sobrecarga ya que puede impelmentarse de forma más eficiente. Se utiliza un registro de desplazamiento de n bits, inicialmente a cero. Cada cierto tiempo T el contenido del registro se desplaza a la derecha y se carga en el bit más significativo el bit referenciada, r, después este bit se pone a cero. De este modo, la página a ser reemplazada es la que tenga un menor valor en el registro. El tamaño del registro determina la edad máxima que puede registrarse, ya que en un registro de 8 bits, todos a cero, no se puede determinar si la página no se ha referenciado en un tiempo 8T o se acaba de cargar. Algoritmo de reemplazamiento FIFO El algoritmo de reemplazamiento FIFO selecciona para ser reemplazada aquella página del conjunto de páginas candidatas a ser reemplazadas que lleva más tiempo cargada en memoria principal. 54 Capítulo 7. Memoria virtual

55 Para ello, el sistema mantiene una lista enlazada o cola FIFO en la que cada entrada contiene el número de página de una página del conjunto de páginas candidatas a ser reemplazadas. Cuando una página se carga en memoria se coloca al final de la lista. Así, la página que se encuentre en la cabeza de la lista indica la página que lleva más tiempo cargada en memoria y será la elegida para ser reemplazada. La gestión de este algoritmo requiere muy poco tiempo de proceso. Es el más sencillo de programar y de implementar, pero no tiene una buena tasa de aciertos y además pacede la anomalíua de Belady. Algoritmo de reemplazamiento de la segunda oportunidad (algoritmo del reloj) Es una variante del algortimo FIFO que busca la página que lleva más tiempo cargada en memoria y no ha sido referenciada recientemente. Básicamente se consulta el bit referenciada, r, de la página que se encuentra al principio de la cola FIFO, si r es cero, entonces es seleccionada para ser reemplazada. Si r es 1, se pone a cero y se envía la página al final de la cola. Se obtiene un mejor rendimiento que con FIFO pero a costa de mayor sobrecarga, ya que hay que estar moviendo elementos en la cola. Una forma de disminuir la sobrecarga es utilizar una lista o cola circular, así el puntero índice de cola es quien se mueve y no los elementos de la cola. En este caso el algoritmo recibe el nombre de algoritmo del reloj. Si además del bit referenciada se tiene en cuenta el bit modificada, m, se mejora sustancialmente la efectividad. En este caso nos encontramos con varias posibilidades. r = 0 y m = 0. Página no referenciada recientemente y no modificada, candidata ideal para ser reemplazada. r = 0 y m = 1. Página no referenciada recientemente pero modificada. De ser elegida es preciso actualizar la página en la memoria de intercambio. r = 1 y m = 0. Ha sido referenciada recientemente, por lo que no es buena candidata. r = 1 y m = 1. Ha sido referenciada y modificada recientemente, por lo que es probable que vuelva a ser referenciada y, además, es preciso actualizarla en memoria de intercambio. Con estas premisas, el algoritmo del reloj busca en primer lugar, a partir de la posición del puntero, una página se busca una página con r = 0 y m = 0, si no se encuentra se busca entonces alguna con r = 0 y m = 1, pero actualiza todos los r = 1 y los pone a cero. Si no encuentra ninguna vuelve a buscar r = 0 y m = 0, de no encontrarla por cuarta vez busca una página con r = 0 y m = 1, con la seguridad de que ahora sí tendrá éxito ya que en la segunda ronda todos los r se pusieron a cero. Algoritmo de reemplazamiento del reloj considerando el conjunto de trabajo El algoritmo del reloj puede ser mejorado si se considera el conjunto de trabao de un proceso. A este algoritmo resultante se le conoce con el nombre de algoritmo WSClock. En este caso, cada entrada i de la página de un proceso debe tener un campo denominado tiempo de último uso, que contiene el tiempo virtual de último uso de la página. Cuando se produce un fallo de página se examina el bit r y si está a 1, se escribe en ese campo el tiempo virtual del proceso. La diferencia del tiempo virtual del proceso con el tiempo almacenado nos da la edad del proceso. Siendo Δ el intervalo del conjunto de trabajo, si la edad de la página es mayor que Δ, no pertenece al conjunto de trabajo. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 55

56 El algoritmo WSClock busca páginas con r = 0 y m = 0 y que no pertenezcan al conjunto de trabajo del proceso. Si durante una vuelta completa se da la situación de que todas las páginas pertenecen al conjunto de trabajo del proceso, entonces seleccionará la primera página que encuentre con r = 0 y m = 0, aunque pertenezca al conjunto de trabajo. Conclusiones sobre los algoritmos de reemplazamiento Los algoritmos más utilizados por los sistemas operativos modernos son el de envejecimiento y el WSClock. La estragegia de reemplazo limita los algoritmos de reemplazamiento a utilizar. Así, algoritmos como FIFO, LRU y envejecimiento pueden utilizarse tanto con estrategia de reemplazo global o local. El algoritmo WSClock sólo puede utilizarse con estrategia de reemplazo local. Asignación de memoria principal Esta tarea consiste básicamente en decidir cuántos marcos de página de la memoria principal se reserva para un proceso que se tiene que ejecutar. Se deben reservar como mínimo los marcos suficientes para contener todas las páginas a las que pueda referenciar cualquier instrucción del repertorio de la máquina. Como máximo, en teoría, se pueden asignar a un proceso todos aquellos que no estuvieran bloqueados, pero esto anula los beneficios de la multiprogramación. Dos estrategias de asignación son: Asignación fija. Consistente en asignar a cada proceso un número fijo de marcos. El principal inconveniente es que si el conjunto de trabajo del proceso crece por encima del número de marcos asignados se producirá sobrepaginación aunque existan marcos libres en memoria. Si el conjunto de trabajo disminuye, por debajo del número de marcos asignados, se estaría desperdiciando memoria. Si el sistema operativo utiliza estrategia de asignación fija, es obligado que la estrategia de reemplazo sea local. Asignación variable. Modifica a lo largo del tiempo el número de marcos que un proceso tiene asignados. Minimiza la memoria desperdiciada y la sobrepaginación a costa de aumentar la sobrecarga ya que el sistema debe decidir continuamente cuántos marcos reservar a cada proceso. Para implementar la asignación variable, que proporciona mejores resultados, se debe utilizar un algoritmo de asignación de marcos, siendo los más conocidos: Algoritmo de asignación equitativa. Cada cierto tiempo se comprueba el número de procesos en ejecución y se asigna a cada uno el mismo número de marcos. Algortimo de asignación proporcional. Se asigna a cada proceso un número de marcos proporcional a su tamaño y/o su prioridad. Algoritmo de asignación por la frecuencia de fallos de página o algoritmo PFF. Se basa en que cuanto mayor sea el número de marcos asignado a un proceso menor será su tasa de fallos, siempre que el algoritmo de reemplazamiento no sufra la anomalía de Belady. Si la tasa de fallos se encuentra por encima de cierto límite, se asignan más marcos al proceso. Si la tasa de fallos cae por debajo de un límite inferior se le quitan marcos. Si la tasa de fallos está por encima del límite pero no existen marcos libres será necesario intercambiar algún proceso al área de intercambio 56 Capítulo 7. Memoria virtual

57 Control de carga En un sistema multiprogramado con memoria virtual mediante demanda de página, el sistema operativo debe controlar el número de procesos que tienen páginas cargadas en memoria principal, esto es, debe controlar el grado de multiprogramación G M. Debe encontrarse un valor óptimo de G M con el fin de que se optimice al máximo el tiempo de utilización del procesador. Si el grado de multiprogramación es bajo, el procesador se verá infautilizado por ausencia de procesos; si el G M es alto puede que no se puedan contener en la memoria principal los conjuntos de trabajo de los procesos, produciéndose sobrepaginación y por tanto infrautilización del procesador, que debe esperar a que se realicen los intercambios con la memoria secundaria. Si se detecta sobrepaginación es necesario reducir G M intercambiando algunos procesos a memoria secundaria y repartir los marcos libres entre los procesos que la estaban provocando. Copia en memoria secundaria de páginas modificadas La estrategia seguida para realizar la copia a memoria secundaria de las páginas modificadas, conocida como política de limpieza (cleaning policy) puede ser: Limpieza por demanda. La página no se escribe hasta que es seleccionada para ser reemplazada. Se aplaza la escritura hasta que no sea estrictamente necesario pero cuando se produce un fallo de página hay que realizar dos operaciones de E/S: una para actualizar la página modificada y otra para leer la nueva página. Limpieza por adelantado. Las páginas modificadas se agrupan en lotes y se planifica su escritura cada cierto tiempo. Permite atender más rápidamente los fallos de página, al realizar el volcado de la página antes de que se solicite, pero puede darse el caso de que una página haya sido grabada y vuelva a ser modificada, debiendo realizarse de nuevo su copia. Este problema puede solucionarse grabando solo las candidatas a ser reemplazadas. Consideraciones adicionales sobre la paginación por demanda Aspectos a tener en cuenta al diseñar la memoria virtual de un sistema con paginación por demanda son el tamaño de página, la paginación por adelantado y la reserva de marcos libres (buffering). Tamaño de página El tamaño de página viene determinado por la arquitectura del computador, siempre potencia de dos. Algunos computadores permiten seleccionar el tamaño dentro de un rango de valores. Para seleccionar el tamaño adecuado hay que tener en cuenta: Fragmentación interna. De promedio es de media página por proceso. Cuanto mayor sea el tamaño de página, mayor será la cantidad de memoria no utilizada. Tamaño de la tabla de páginas. Cuanto menor sea el tamaño de página en más páginas se descompondrá el proceso y en consecuencia el tamaño de la tabla de páginas será mayor. Además el tiempo de cambio de proceso aumenta al tener que cargar o vaciar más registros, con MMU, o banco de registros, si se dispone de TLB. Número de fallos de página. Si el tamaño de página es pequeño el espacio de direcciones virtual constará de más páginas, aumentando la probabilidad de que se produzca un fallo de página. Tiempo de uso de E/S. Se tarda menos tiempo en transferir una página de tamaño grande que varias de tamaño más pequeño. Si el espacio de direcciones virtuales se descompone en Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 57

58 mayor número de páginas aumenta la probabilidad de realizar operaciones de E/S, tiempo que no puede ser utilizado para la ejecución de procesos. El aumento del tamaño de la memoria principal de los computadores provoca que se de menos importancia a la existencia de fragmentación interna, escogiéndose tamaños de página cada vez mayores. Paginación por adelantado Cuando comienza la ejecución de un proceso o se continúa con uno que estaba bloqueado se produce un conjunto de fallos de página iniciales hasta que se carga el conjunto de trabajo. Para evitar esto se puede usar la estrategia de paginación por adelantado (prepaging), que consiste en cargar un cierto número de páginas N PA antes de iniciar o continuar su ejecución o cada vez que se produce un fallo de página. En general, si se cargan N PA páginas se referenciarán N PR páginas y no se referenciarán N PA - N PR. Cada página referenciada cargada por adelantado evita un fallo de página. Si el tiempo que se ahorra en tratar N PR fallos de página es superior al empleado en cargar las N PA - N PR que no son referenciadas sí compensa utilizar paginación por adelantado. Si se decide utilizarla, la selección del conjunto N PA puede hacerse: Cargar el conjunto de trabajo del proceso, que debe ser mantenido por el sistema operativo. Opción empleada cuando se va continuar con la ejecución de un proceso interrumpido o bloqueado. Cargar un conjunto de páginas contiguas en el área de intercambio, ya que el tiempo es menor si se traen de una vez que si se recuperan una a una cuando sean referenciadas. Reserva de marcos libres Si se dispone de una lista de marcos libres donde cargar una página referenciada por una dirección virtual que ha producido un fallo, el tiempo de tratamiento del fallo se reduce, ya que sólo hay que hacer uso de esa reserva de marcos libres. Si la reserva de marcos libres cae por debajo de un límite se utiliza un algoritmo de reemplazamiento para seleccionar marcos reemplazables. Mientras una página siga cargada en un marco, aunque esté entre los marcos libres, podrá ser utilizada. Para ello cuando se produce un fallo de página primero se comprueba si está en la lista de marcos libres antes de acudir a memoria secundaria. De este modo, esta lista de marcos libres se utiliza como caché software de páginas. Esta estrategia en ocasiones se denomina buffering de páginas. 58 Capítulo 7. Memoria virtual

59 Capítulo 8. Gestión de la Entrada/Salida De forma general los dispositivos de E/S se pueden clasificar en dispositivos modo bloque y dispositivos en modo carácter. Un dispositivo en modo bloque almacena la información en bloques de tamaño fijo, 512 bytes normalmente. Un dispositivo en modo carácter envía o recibe información como una secuencia o flujo lineal de bytes. Un dispositivo debe ser conectado a un módulo hardware denominado controlador de E/S para que pueda ser utilizado por el computador. Un controlador puede manejar uno o varios dispositivos del mismo tipo. El sistema operativo se encarga de la gestión del acceso de los procesos a los dispositivos de E/S, gestiona el buffering o el spooling. Peticiones de E/S Una operación de E/S puede ser solicitada por un proceso o por el propio sistema operativo mediante una llamada al sistema indicando la dirección lógica del dispositivo, la dirección lógica del espacio del proceso donde se almacenarán los datos y la cantidad de datos a transferir. Capas del núcleo de un sistema operativo encargadas de la E/S El software del núcleo encargado de la gestión de E/S se puede organizar en tres capas: susbsistema de E/S, drivers de los dispositivos y manejadores de interrupciones. Cada capa posee una interfaz bien definida para comunicarse con las capas adyacentes y realiza unos servicios determinados. Subsistema de E/S Es el componente que se encarga de efectuar todas las tareas necesarias para la realización de las operaciones de E/S comunies a todos los dispositivos e independiente de estos. Entre sus tareas se encuentran: Asignación y liberación de dispositivos dedicados. Los dispositivos dedicados son aquellos que sólo pueden ser utilizados por un proceso cada vez, como impresoras o unidades de cinta. El subsistema de E/S determina si la petición de un proceso sobre un dispositivo dedicado puede ser aceptada o rechazada. Bloqueo de procesos que solicitan una operación de E/S. El susbistema puede decidir pasar al estado bloqueado al proceso que realiza la petición de E/S, dependiendo del tipo de llamada y del estado del dispositivo. Planificación de la E/S. El sistema debe planificar el usao de los dispositivos con el fin de optimizar su uso, disminuir el tiempo de espera promedio y distribuir equitativamente el uso de los recursos, atendiendo a las prioridades de las peticiones. Invocación del driver de dispositivo apropiado. Para el subsistema de E/S, un dispositivo es una caja negra que soporta un conjunto estándar de operaciones. Realmente cada dispositivo implementa estas operaciones de forma diferente y son los drivers los que conocen estas particularidades. Almacenamiento temporal de datos o buffering. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 59

60 Proporcionar un tamaño uniforme de bloque a los niveles superiores de software. Gestión de errores producidos en una operación de E/S. Estos errores pueden ser errores de dispositivos o errores de programación El subsistema de E/S debe proporcionar una interfaz para los drivers de los dispositivos, tanto de llamadas del subsistema al driver como del driver al susbsistema. En los sistemas operativos modernos esta interfaz es uniforme. Drivers de dispositivos de E/S Un driver de dispositivo contiene el código que permite a un sistema operativo controlar a un determinado tipo de dispositivo. Se diseña teniendo en cuenta las características del dispositivo y las especificaciones del interfaz de drivers del subsistema de E/S. Un driver suministra al subsistema de E/S el conjunto de funciones que se pueden realizar sobre el dispositivo. Además puede invocar ciertas rutinas o procedimientos del núcleo, según estén definidos en la interfaz. El driver interactúa con el dispositivo cargando las órdenes en sus registros. Un driver debe realizar un conjunto de acciones cuando el subsistema de E/S invoca una función. En general son: Comprobar que los parámetros son correctos y que la función se puede realizar. Traducir los parámetros de la función en parámetros específicos del dispositivo. Comprobar su el dispositivo está ocupado, encolando la petición, o libre y preparado o si es necesario inicializarlo. Generar un conjunto de órdenes en función de la petición y cargarla en los registros del controlador. Si el tiempo de espera de la ejecución de la órden es elevado, se bloquea utilizando algún mecanismo de sincronización. Comprobar que no se hayan producido errores en la operación de E/S, tomando las medidas para resolverlo o abortar la operación. Examinar la cola de peticiones pendientes de E/S y atenderla o quedar a la espera en estado bloqueado. El código de los drivers es reentrante, es decir, que no se modifica, por lo que es posible ejecutar varias instancias del mismo driver simultáneamente. Manejador de las interrupciones Cuando una operación de E/S finaliza y el dispositivo se encuentra preparado para gestionar otra, su controlador genera una interrupción. Cada interrupción suministra un número denominado número del vector de interrupción que se utiliza de índice en una tabla denominada tabla de vectores de interrupción, normalmente almacenada en las posiciones más bajas de memoria y en la que cada entrada, vector de interrupción, contiene entre otras informaciones la dirección de comienzo del manejador, handler, de la interrupción. Estos forman parte del núcleo y son extremadamente dependientes del hardware. Buffering Si la transferencia de datos desde un dispositivo al proceso que realiza la petición se realizara de forma directa a su espacio de direcciones, el proceso debería estar cargado en un marco de memoria durante todo el tiempo desde la petición hasta la obtención de resultados. El marco debe ser bloqueado para evitar que la página del proceso fuera reemplazada. Cuanto mayor sea el número de 60 Capítulo 8. Gestión de la Entrada/Salida

61 marcos bloqueados menor será el número de marcos candidatos a ser reemplazados lo que puede dar lugar a la sobrepaginación. Además, el proceso no puede ser intercambiado hasta que no finalice la operación de E/S. Para evitar estos problemas se utilizan los buffers, área de la memoria principal a la que únicamente tiene acceso el sistema operativo. El subsistema de E/S asigna buffers para las operaciones de E/S y los drivers de dispositivo o rutinas de servicio de interrupción transfieren los datos entre los dispositivos y buffers o viceversa. Además, los buffers sirven para adaptar las distintas velocidades y tamaño de unidad de transferencia por parte de los dispositivos. Estrategias Buffering con buffer único. Los datos se transfieren desde el dispositivo hasta el buffer y del buffer al espacio del proceso en una operación de lectura. Desde el espacio del proceso al buffer y del buffer al dispositivo en una operación de escritura. No se puede volver a utilizar el buffer hasta que no finalice la operación completa y se vacíe el buffer. Buffering con dos buffers o buffering doble. Cuando se llena un buffer se utiliza el siguiente. Mientras se llena el segundo se vacía el primero. En esta estrategia se desacopla el productor del consumidor, ya que mientras uno escribe en un buffer se lee del otro. Además se reduce el tiempo de espera de productor o consumidor. Buffering circular. Cuando un proceso realiza ráfagas largas de E/S es más conveniente el empleo del bufferfng circular, consistente en disponer de varios bufferes utilizados de forma consecutiva, volviendo a emplear el primero, si está vacío, finalizado el ciclo. Caché de buffers de bloques de disco Para reducir el número de operaciones de E/S a disco muchos sistemas operativos implementan vía software un caché de buffers de bloques de disco, un área de la memoria principal del espacio del núcleo reservada para buffers y que contiene los bloques de disco recientemente transferidos. La gestión de la caché es similar a las caché hardware, debiend utilizarse algún algoritmo de reemplazamiento (FIFO, LRU, etc) para seleccionar los buffers cuyo contenido deba ser reemplazado. Spooling Una técnica muy utilizada para la asignación y control de los dispositivos de E/S dedicados, como una impresora, suele utilizarse la técnica del spooling. Se implementa mediante un proceso demonio y un directorio especia, directorio de spool o spooling. El proceso demonio es el único autorizado para acceder al dispositivo. Si un proceso quiere hacerlo, envía los archivos deseados al directorio de spooling desde donde el demonio los irá cogiendo para enviarlos al dispositivo. Detalles de la gestión de E/S de algunos dispositivos Relojes Una forma de generar una señal periódica, reloj, es mediante un chip denominado reloj programable que, entre otros, contiene un contador, un registro y un cristal de cuarzo. Un reloj programable dispone de varios modos de operación, como el de disparo único o el de onda cuadrada. En el modo disparo único cuando el contador alcanza el valor cero se genera una interrupción y se detiene hasta que vuelva a ser inicializado. En modo onda cuadrada el reloj se rearma automáticamente volviendo a cargar en el contador el valor del registro y comenzando de nuevo la cuenta. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 61

62 El tiempo transcurrido entre dos interrupciones de reloj se denomina tic de reloj o, simplemente, tic. El valor del tic puede ajustarse dependiendo del valor del registro. Se denomina frecuencia de reloj al número de tics por segundo. Para relojes en tiempo real es útil que el contador se incremente, en vez de decrementarse. Los relojes programables sirven para diversas tareas como: Planificación de procesos. Para controlar los cuantos asignados a los procesos en Round Robin, por ejemplo. En algoritmos basados en prioridades, para adaptarla en función del tiempo de uso del procesador que lleve acumulado. Mantenimiento del tiempo real. En MS el punto de referencia son las 00:00:00 UTC del 1 de enero de 1980 y en UNIX la misma hora y día de Para llevar el conteo de la hora es necesario un contador de 64 bits. Para facilitar la gestión se utilizan dos contadores de 32 bits, uno con el conteo en segundos y otro para el número de tics del segundo actual. También se utiliza un contador de tics desde el tiempo de arranque, que se suma al valor de alguna posición de memoria donde se almacena el valor del tiempo real en el momento del arranque. Disparo de alarmas. El sistema puede avisar a los procesos cuando haya transcurrido determinado intervalo de tiempo. Si más de un proceso requiere una alarma, sería necesario tener tantos relojes como procesos. Para evitarlo se utiliza la técnica de lista de alarmas, en la que se almacenan las peticiones ordenadas por tiempo de disparo. Cada entrada almacena la diferencia entre el tiempo de disparo de todas las entradas precedentes y el tiempo de disparo que requiere. Sólo se decrementa un contador que, cuando llega a cero dispara la alarma del primer proceso de la lista y elimina la entrada. Invocación de tareas periódicas del sistema. El sistema operativo mantiene una lista de tareas periódicas, generalmente de adminstración, que son lanzadas de forma similar al disparo de alarmas. Puesto que a lo largo de un segundo se producen muchas interrupciones de reloj, las tareas que realiza el driver de reloj deben realizarse lo más rápidamente posible para que no se resienta. Las interrupciones de reloj, por ello, tienen una prioridad muy elevada. Dependiendo del sistema operativo, algunas de las tareas que realiza el driver (decrementar cuantos de ejecución, incrementar el tiempo de uso del proceso, incrementar el contador del reloj de tiempo real, decrementar el contador de alarmas y tareas periódicas..) son delegadas al manipulador de la interrupción de reloj. Discos duros Estructura física Está formado por varios platos circulares de aleaciones de metal o plástico recubiertas de material magnetizable que giran en torno a un eje vertical común a velocidades típicas de 5400, 7200 o rpm. Cada superficie se divide en anillos concéntricos llamados pistas. Las pistas se dividen en sectores donde se almacena la información. El sector es la unidad básica de transferencia de información de un disco. Sobre cada superfice existe un brazo en cuyo extremo se monta una cabeza de lectura/escritura. El conjunto formado por las pistas de todas las superficies de todos los platos situadas a la misma distancia del eje de rotación se denomina cilindro. 62 Capítulo 8. Gestión de la Entrada/Salida

63 Formateo a bajo nivel del disco El formateo a bajo nivel o formateo físico es realizado por el fabricante del disco mediante el uso de un software y el controlador del disco. Consiste en dividir cada superficie de los platos en pistas y cada pista en sectores. Cada sector consta de: Cabecera o preámbulo. Patrón de bits que permite al controlador reconocer el comienzo del sector, el número del sector y el número del cilindro. Área de datos. Con un tamaño típico de 512 bytes. Código de corrección de errores, ECC. Suele ocupar 16 bytes. La capacidad del disco formateado a bajo nivel es inferior a la del disco sin formatear debido a los huecos entre pistas y sectores y a una reserva de sectores para sustituir a sectores defectuosos. Dentro de una pista los sectores se numeran desde 0 pero de manera intercalada en función de un factor de intercalado o entrelazado. Del mismo modo, en una determinada zona de cilindros, la numeración de los sectores de una pista está desplazada respecto de la pista adyacente, sesgo de cilindro (cylinder skew), para mejorar el rendimiento y evitar tener que esperar una vuelta completa para leer el primer sector. La dirección física de un sector queda definida por la tripleta cilindro-cabeza-sector (CHS, Cylinder-Head-Sector). Los discos más modernos soportan el método de acceso de direccionamiento de bloques lógicos, (Logical Block Address, LBA). Cada bloque se hace corresponder con un sector durante el formateo físico, haciendo corresponder de forma consecutiva todos los sectores con bloques comenzado desde 0. Particionamiento y formateo a alto nivel del disco El particionamiento del disco consiste en establecer por software una o más particiones en el disco. Una partición es un conjunto de cilindros contiguos. Desde un punto de vista lógico, cada partición se considera como un disco distinto. En el sector 0 del disco se crea el registro de arranque maestro (Master Boot Record, MBR), y a continuación una estructura denominad tabla de particiones, que define el cilindro de comienzo de cada partición y su tamaño. Una vez particionado se debe realizar un formateo de alto nivel o formateo lógico, que establece el sector de aranque del sistema operativo, si es una partición activa, y las estructuras de datos del sistema de archivos. Es posible no establecer ningún sistema de archivos y trabajar directamente como si fuera un array de bloques lógicos, E/S en bruto. El área de intercambio de los sistemas UNIX utilizan este método. Planificación del disco El tiempo de lectura o escritura de un bloque del disco duro depende, entre otros factores, del tiempo de posicionamiento de la cabeza de lectura/escritura y del tiempo de transferencia del bloque desde el disco al controlador. El tiempo de posicionamiento, o tiempo de acceso, es la suma del tiempo de búsqueda, tiempo requerido para mover las cabezas hasta el cilindro, y la latencia rotacional o retardo rotacional, tiempo necesario para que el principio del sector se posicione por el giro del disco debajo de la cabeza. Si las peticiones a disco se planifican adecuadamente es posible reducir el tiempo de búsqueda promedio. Algunas estrategias son: Planificación de primero el del tiempo de búsqueda más corto (Shortest Search Time First, SSTF). Se selecciona la petición que requiera, desde la posición actual, el tiempo de Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 63

64 búsqueda más pequeño. Puede producir inanición de las peticiones de búsqueda más alejadas si llegan continuamente peticiones a zonas más cercanas. Planificación LOOK. Las cabezas se desplazan en cierto sentido atendiendo las peticiones que se encuentran en el camino y retorna hacia el sentido contrario. Si llega una petición cercana pero en sentido contrario deberá esperar el regreso del cabezal. En los discos que soportan LBA el algoritmo de planificación se implementa necesariamente en el controlador del disco, el único que conoce los detalles de su organización física. Tratamiento de los errores del disco El error más frecuente es un error de lectura o escritura de un sector debido a que está dañado o defectuoso. El controlador mantiene una lista de los sectores defectuosos para no utilizarlos. Un sector defectuoso se identifica comprobando el ECC del sector. El controlador utiliza los sectores de reserva mediante dos formas posibles: Sustitución directa. Si el sector j está dañado, se utiliza un sector de reserva como sector j. Se presenta el problema de alterar la organización del entrelazado. Desplazamiento de sectores. Se desplaza una posición cada sector situado entre el sector de reserva y el dañado. El sector de reserva se utiliza para contener el primer sector desplazado y el último sector desplazado alberga el número de sector que estaba defectuoso. Mantiene la organización de la pista, pero requiere más tiempo para realizarla. Si el controlador no implementa ningún método de reemplazo, debe hacerlo el sistema operativo. Para resolver los problemas provocados por fallos en los discos se desarrollan soluciones basadas en múltiples discos, en la que los datos son distribuidos por más de uno y que, además, mejoran el rendimiento al poder atender en paralelo peticiones de E/S independientes. El sistema más conocido se denomina array redundante de discos independientes (Redundant Array of Independent Disks, RAID). Dispositivos de E/S adaptados al usuario Gestión de la salida por pantalla La pantalla de un computador es un dispositivo de salida de gráficos de trama (raster graphics) o de mapa de bits (bitmaps). Cada punto de la pantalla, pixel, tiene asociado un número binario que representa el color con que se representa en la pantalla. La pantalla se conecta a través de un adaptador gráfico que posee aun memoria de video (VRAM) en la que se almacenan los pixels de la imagen que se mostrará en pantalla. El tamaño de la VRAM vendrá determinado por el número de bits necesarios para representar un pixel y por el tamaño de la pantalla. Las rutinas de manipulación y creación de gráficos pueden formar parte del sistema operativo y ejecutarse en modo núcleo, como en Windows, o ser externas al sistema y ejecutarse en modo usuario, como en UNIX/Linux. Gestión de la entrada del teclado Un teclado es un dispositivo modo carácter de entrada. Cada pulsación y liberación de tecla envían un número a un registro del controlador E/S que lo supervisa. Éste genera una interrupción que, atendida por el manejador correspondiente, despierta el driver de teclado. El driver utiliza un mapa de teclas o mapa de código que resuelve la tecla pulsada en función de la configuración de idioma y tipo de teclado. El bit más significativo del byte con que se informa de la tecla pulsada indica si la tecla ha sido presionada o liberada. También lleva la cuenta de las teclas que han sido pulsadas y no liberadas con el fin de poder capturar combinaciones de más de una 64 Capítulo 8. Gestión de la Entrada/Salida

65 tecla. El driver almacena la información en un pequeño buffer para que sea leída por el proceso adecuado. Gestión de la entrada del ratón Un ratón es un dispositivo modo carácter de entrada. El desplazamiento del ratón provoca la transmisión de un mesaje al registro del controlador de E/S, de unos 3 bytes, que contiene el desplazamiento vertical, eje y, desplazamiento horizontal, eje x y estado de los botones, pulsado o no pulsado. Los desplazamientos son relativos a la última posición registrada. El controlador lanza una interrupción cada vez que recibe un mensaje y el manejador de la interrupción despierta al driver, que lee el mensaje y lo coloca en una cola para que sea leído y procesado por el proceso adecuado. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 65

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67 Capítulo 9. Gestión de archivos Archivos Desde el punto de vista de los usuarios de los computadores, la unidad de trabajo es la abstracción de almacenamiento en memoria secundaria conocida como archivo o fichero. Tipos de archivos Un archivo informáticose puede definir como un conjunto de información relacionada que se almacena en memoria secundaria y que se identifica mediante un nombre, como una cadena de caracteres. En general, un archivo contiene programas o datos. Dos de los tipos de archivos comunmente soportados por los sistemas operativos son los directorios y los archivos regulares u ordinarios. Un directorio es un archivo que almacena una lista de los archivos y otros directorios que contiene. Un archivo regular puede ser un archivo ASCII o un archivo binario. Un archivo binario contiene información de cualquier tipo codificado en binario con una estructura determinada que solo puede ser interpretada por los programas que los utilizan. Un archivo ASCII está compuesto de líneas de caracteres ASCII codificados en binario que no requiere de un programa que las interprete. El nombre de un archivo es una cadena de caracteres. Cada sistema de archivos soportado por el sistema operativo especifica la longitud máxima y el tipo de caracteres que puede tener. La extensión del archivo proporciona información sobre el tipo de archivo. Sistemas como UNIX ignoran las extensiones y otros como Windows las reconoce e interpretan asociándolas con el programa que los genera. Atributos de un archivo La lista de atributos varía en función del sistema de archivos pero en general se tiene: Tipo de archivo. Tamaño, en bytes, palabras o bloques. Localización, ubicación en memoria secundaria. Creador y propietario. Identifica al usuario que lo creó y su actual propietario. Permisos de acceso. Para determinar quién puede acceder y qué puede hacer con el archivo. Información asociada al tiempo. Como fecha y hora de creación, modificación, último acceso, etc. Estructura interna de un archivo La información contenida en un archivo se puede estructurar de tres formas posibles: Secuencia de bytes. Las operaciones de lectura y escrituras se realizan a nivel de byte. El sistema operativo no tiene que interpretar la información contenida en cada byte; esa responsabilidad recae en los programas de aplicación que se ejecutan a nivel de usuario. Secuencia de registros. Cada registro, de igual longitud, posee su propia estructura interna. Las operaciones de lectura y escritura también se realizan a nivel de registros. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 67

68 Registros indexados. Cada registro, de longitud variable, contiene un campo índice que permite identificarlo. Se organiza en función de la clave de los registros que lo componen. En una operación de lectura o escritura debe especificarse la clave de registro que se desea leer o escribir. Al añadir un nuevo registro es necesario indicar su clave. De forma general, un archivo está formado por bloques lógicos o registros de igual o distinto tamaño. En el caso de secuencia de bytes el tamaño del bloque es de un byte. Idependientemente de la estructura, las operaciones de E/S en memoria secundaria se realizan en unidades de bloques físicos de igual tamaño. Un bloque físico, que comprende varios sectores, tiene asignada una dirección física B F o número de bloque. Un archivo ocupará N bloques lógicos, exisitendo fragmentación interna ya que el último bloque probablemente no sea ocupado al completo. Métodos de acceso a un archivo Acceso secuencial. Los bytes o registros se leen o escriben en orden comenzando desde el principio. El sistema mantiene un puntero de lectura/escritura que indica la posición donde debe comenzar la siguiente operación. Compiladores y procesadores de texto la utilizan. Acceso aleatorio. También llamado acceso directo. Los bytes o registros pueden ser leidos en cualquier orden. Las operaciones de lectura/escritura pueden implementarse especificando el número de byte o registro al que se desea acceder en la misma instrucción o bien realizando primero una búsqueda y posteriormente realizar la operación de manera secuencial. Operaciones sobre archivos Crear archivo. Crea un archivo sin datos, vacío, en la estructura de directorios y crea las entradas necesarias en el directorio correspondiente. Abrir archivo. Se busca en un directorio la entrada asociada al archivo y se carga en memoria principal toda la información que necesite sobre el archivo: atributos, posiciones de memoria secundaria donde se aloja, etc. Si la operación se realiza con éxito se devuelve un entero positivo denominado identificador de archivo, que lo identifica en el conjunto de archivos abiertos por el proceso o por el conjunto de procesos. Posicionamiento o búsqueda, seek. Permite configurar el puntero de lectura/escritura para que apunte al comienzo del byte o registro donde se desea leer o escribir. Leer archivo. Permite la lectura del archivo desde la posición actual del puntero. La llamada al sistema incluye como argumentos el identificador del archivo, el número de bytes o registros que se desean leer y la dirección de memoria del espacio de usuario del proceso donde colocar los datos leídos. Escribir archivo. Permite la escritura del archivo desde la posición actual del puntero.la llamada debe incluir el identificador de archivo, el número de bytes o registros a escribir y la dirección de memoria del espacio de usuario del proceso desde el que tomar los datos. Si los datos se escriben al final del archivo se provoca su aumento de tamaño. Renombrar archivo. Cambia el nombre del arhivo. Cerrar archivo. La información que se mantiene en memoria principal asociada al archivo se descarta. Si el archivo ha sido abierto por varios procesos no se cierrra hasta que lo hace el último de los procesos. Borrar archivo. Libera el espacio en memoria secundaria y elimina su entrada en el directorio. 68 Capítulo 9. Gestión de archivos

69 Directorios Estructura de los directorios Un directorio almacena una lista de archivos y subdirectorios. En cada entrada se almacena el nombre y otras informaciones. Las estructuras de directorios más comunes son: Estructura de directorios de un único nivel. Consta de un único directorio donde se almacena una lista con todos los archivos existentes, tanto de usuario como del sistema. Todos los archivos deben tener nombres distintos. Estructura de directorios de dos niveles. Consiste en un directorio raíz, o directorio de archivos maestro, que almacena una lista de directorios, uno por usuario. En su implementación más sencilla, un usuario sólo tiene acceso al contenido de su directorio. Para poder utilizar archivos de otros usuarios, además de que el usuario posea los permisos necesarios, el sistema debe manejar nombres de ruta. Así, un archivo queda definido por la ruta del directorio donde se encuentra y su propio nombre. Este método también permite evitar la duplicidad de los archivos del sistema y de aplicación. El sistema crea un usuario ficticio especial y en su directorio almacena todos esos archivos. Cuando un usuario invoca un archivo primero se busca en su directorio de usuario y si no se encuentra se acude al directorio especial. Estructura de árbol de directorios. La lista almacenada en cada directorio puede contener entradas de otros directorios y archivos, pudiendo crearse múltiples niveles de directorios. Para acceder a un determinado archivo debe especificarse su ruta completa. La ruta puede ser absoluta, indicando el camino desde el directorio raíz, o relativa, desde el directorio actual o directorio de trabajo. Los sistemas que soportan una estructura de árbol crean dos entradas de directorio especiales: la entrada punto., que hace referencia al directorio actual, y la entrada dos puntos.., que hace referencia al directorio padre. Estructura de directorios de gráfica acíclica. Con el fin de implementar la compartición de archivos y directorios se emplea la estructura de directorios de gráfica acíclica, que permite que el mismo directorio o archivo pueda ser referenciado por dos o más directorios diferentes, siempre que no se produzcan ciclos. Normalmente se realiza mediante el uso de enlaces, links. Un enlace puede implementarse creando en el directorio origen una entrada que sea copia de la entrada del directorio destino asociada al archivo compartido. Esta nueva entrada tendrá un atributo especial que indique que es un enlace. Este tipo de implementación se conoce como enlace duro. Si la entrada original se modifica, todas las entradas copia deben ser modificadas; el sistema debe mantener una lista con los enlaces de cada archivo. Para evitar esto algunos sistemas utilizan un nodo índice, o nodo-i, para almacenar las estructuras de datos con los atributos del archivo y en la entrada del directorio se hace referencia a este nodo-i. Otra forma de implementar un enlace es con un tipo especial de archivo que contiene la ruta absoluta o relativa del archivo o subdirectorio compartido. Estos enlaces se denominan enlaces simbólicos. Los enlaces simbólicos permiten enlazar con cualquier archivo de la estructura de directorios local o remota. El uso de enlaces simbólicos consumen más espacio que los enlaces duros, ya que ocupan una entrada de datos. Su utilización aumenta el número de operaciones de E/S y la sobrecarga del sistema ya que es necesario buscar la entrada del enlace en el directorio correspondiente para conocer su ubicación en disco, leer del disoc el archivo del enlace para conocer la ruta del elemento compartido y después Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 69

70 seguir esa ruta para encontrar la entrada del directorio que le permita conocer la ubicación del elemento compartido. Operaciones sobre directorios Crear directorio. Cuando se crea no contiene ninguna entrada, salvo. y.., si el sistema operativo las soporta. Borrar directorio. En algunos casos sólo se permite si el directorio se encuentra vacío. Si se permite, se eliminan también todos los elementos que contiene. Abrir directorio. Consiste en encontrar en el directorio padre la entrada que se desea abrir y cargarla en memoria principal. Cerrar directorio. Se libera la memoria principal que almacenaba la información del directorio. Leer directorio. Permite leer el contenido de una entrada del directorio, necesario para operaciones de búsqueda y listado de contenido del directorio. Renombrar directorio. Permite modificar su nombre. Enlazar. Permite crear una entrada para enlace duro o simbólico. Desenlazar. Permite eliminar un enlace. Sistemas de archivos Estructura de un sistema de archivos Un sistema de archivos define un esquema de almacenamiento de la información relativa a los archivos en un dispositivo de almacenamiento secundario. En un disco puede haber tantos sistemas de archivos distintos como particiones tenga. De forma general se pueden distinguir las siguientes áreas: Bloque de arranque. Se sitúa al comienzo de la partición y puede contener el código necesario para arrancar el sistema operativo. Estructura de datos con metadatos del sistema de archivos. Contiene información administrativa y estadística del sistema de archivos, como por ejemplo el identificador del tipo de sistema de archivos, número de bloques, número de bloques libres, etc. En algunos sistemas se denomina superbloque. Es copiado a memoria principal cuando se accede por vez primera al sistema de archivos. Estructura de datos con información sobre los bloques libres en el sistema de archivos. Generalmente denominada lista de bloques libres. Puede implementarse como mapa de bits o como lista enlazada. Estructura de datos con información sobre bloques asignados a los archivos. Algunas de las más utilizadas son: Lista de nodos índice. O nodo-i, estructura de datos utilizada para almacenar los atributos de un archivo y su ubicación en disco. Una entrada del nodo-i contiene la dirección física o el número de bloque donde se encuentra el nodo-i asociado a un determinado archivo. Tabla de asignación de archivos. (File Allocation Table, FAT). Tiene una entrada por cada bloque físico existente en la partición del sistema de archivos. La entrada j de la tabla hace referencia al bloque físico j. Si el bloque físico j está asignado a un archivo, la 70 Capítulo 9. Gestión de archivos

71 entrada j en la FAT contiene la dirección física del siguiente bloque del archivo. En este caso no es necesario mantener información sobre bloques libres. Área de datos. Contiene los bloques libres y bloques asignados a los archivos y directorios. Montaje de un sistema de archivos Para poder acceder a los contenidos de un determinado sistema de archivos ubicado en memoria secundaria este debe ser montado en algún punto dentro de la estructura de directorios. A dicho punto se le denomina punto de montaje. El sistema operativo realiza el montaje de los sistemas de archivos en el arranque o cuando se detecta un nuevo dispositivo de memoria secundaria conectado al computador. En sistemas Windows se trata cada sistema de archivos como un volúmen o unidad lógica, cada una de las cuales tiene su propia estructura de directorios. Se asigna una letra a cada unidad. En sistemas Linux cada sistema de archivos se monta como un directorio del sistema de archivos principal, luego todos los sistemas de archivos quedan integrados dentro de la misma estructura de directorios. Asignación de espacio Un aspecto importante es la forma en que se asignan los bloques físicos del área de datos del sistema. Los métodos más utilizados son la asignación contigua, la asignación enlazada y la asignación indexada. Asignación contigua Se asigna a un archivo un conjunto de bloques físicos contiguos. Así, si un archivo consta de N bloques y el primer bloque se almacena en B F0, el segundo lo hará en B F0 + 1, y el último ocupará el bloque físico B F0 + N - 1. Este método minimiza las operaciones de búsqueda en disco y soporta tanto archivos de acceso secuencial como aleatorio. Presenta la desventaja de producir fragmentación externa. Sucesicos procesos de creación y borrado de archivos provocará la aparición de huecos cada vez más pequeños, siendo necesario compactar el disco, esto es, trasladar todos los archivos a un lado de la partición y todos los huecos al otro. Otro inconveniente es que el sistema operativo debe conocer de antemano el espacio que va a ocupar el archivo. Si se le asigna un hueco de tamaño superior al necesario se producirá fragmentación interna. Si se le asigna un espacio inferior al que podría alcanzar tendrá que recurrirse a alguna estrategia cuando necesite más espacio. Asignación enlazada El método de asignación enlazada consiste en almacenar al principio de cada bloque físico asignado a un archivo la dirección física del siguiente bloque físico del archivo. Así, se organiza como una lista enlazada de bloques físicos. Permite usar cualquier bloque, por lo que no produce fragmentación externa y evita conocer por adelantado el tamaño del archivo. Resulta muy lento para su utilización con archivos de acceso aleatorio ya que para localizar un bloque hay que pasar por todos los anteriores. Además, la utilización de algunos bytes del bloque para almacenar la dirección del bloque siguiente provoca que haya menos espacio disponible para datos y que este espacio no sea potencia de dos, dificultando el procesamiento y la eficiencia. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 71

72 Una solución bastante utilizada es asignar el espacio en agrupamientos (clusters) de bloques físicos contíguos, almacenándose al comienzo la dirección del siguiente agrupamiento. Esta solución aumenta la fragmentación interna y produce fragmentación externa, dado que huecos de tamaño inferior al del cluster no pueden ser asignados. Otra desventaja es que si se daña o pierde uno de los punteros de la cadena el resto de los bloques no estarían accesibles. Para eliminar todas las desventajas del métido de asignación enlazada se puede utilizar una FAT, ubicada en sectores contiguos después del sector de arranque. La FAT tiene una entrada por cada bloque físico de la particición. La entrada j de la tabla hace referencia al bloque j del disco. Si el bloque físico j está asignado a un archivo, la entrada j de la FAT contiene la dirección del siguiente bloque. Si el bloque es el último del archivo, la entrada de la FAT contendrá un valor especial para indicarlo. Lo mismo ocurre en caso de que el bloque esté libre. Una copia de la FAT debe estar en memoria principal para optimizar su uso. Este espacio puede llegar a ser muy grande si la partición del disco también lo es. Asignación indexada En este método se almacena en un nodo-i los atributos de un archivo y las direcciones físicas de los primeros ocho o diez bloques de un archivo. También se almacenan las direcciones físicas de uno o varios bloques de indicrección simple, doble o triple. Un bloque de indirección simple almacena direcciones físicas de bloques de archivo. Un bloque de indirección doble almacena direcciones físicas de bloques de indirección simple. Un bloque de indirección triple almacena direcciones físicas de bloques de indirección doble. Cada archivo tiene asociado un número entero positivo denominado número de nodo-i. Al principio de la partición se mantiene una lista con todos los nodos-i existentes. El número de nodo-i asociado a un archivo se almacena en la entrada de directorio que contiene al archivo. Este método se puede usar tanto para archivos de acceso secuencial como aleatorio. No produce fragmentación externa y permite que el espacio de los bloques físicos que contienen datos puedan ser utilizados totalmente. Su implementación requiere de menos memoria principal que la FAT, ya que solo es necesario mantener en memoria los nodos-i de los archivos abiertos. La principal desventaja es que el tiempode acceso a un bloque de archivo depende de la estructura interna del nodo-i. En el mejor de los casos y suponiendo que el nodo-i del archivo ya ha sido cargado en memoria principal, si se desea acceder a uno de los primeros bloques del disco sólo hay que hacer una lectura para acceder a dicho bloque, pero si se trata de bloques a los que se accede a través de bloques de indirección simple, doble o triple, habrá que hacer una, dos o tres lecturas adicionales en disco. Gestión del espacio libre Para esta función se suele utilizar una estructura de datos denominada lista de bloques libres, aunque a veces no se implementa como una lista. Mapa de bits Cada bloque de disco tiene asignado un bit. Si el bloque está ocupado se marca con un 0 y si está libre con un 1 (o viceversa). Si la partición ocupa N bloques, serán necesarios N bits. Su principal ventaja es la sencillez para encontrar el primer bloque libre o el primer conjunto de k bloques libres consecutivos. El principal inconveniente es que se precisa tener el mapa completo en memoria principal. 72 Capítulo 9. Gestión de archivos

73 Lista enlazada Si un bloque de disco puede almacenar N D direcciones de bloque, en cada bloque de la lista contendrá la dirección del siguiente bloque y N D - 1 direcciones de bloques libres. La principal ventaja es que sólo es necesario mantener en memoria un bloque de la lista enlazada. Implementación de directorios Un directorio es un archivo que almacena una lista de los archivos y subdirectorios que contiene. Algunos sistemas, como FAT-32, almacena en cada entrada de un directorio el nombre del archivo o subdirectorio y sus atributos, entre los que se encuentra la información para localizar los bloques de datos que lo contiene. En UFS (UNIX) o ext2 de Linux, se almacena en cada entrada el nombre del archivo o subdirectorio y un puntero (número de nodo-i) a la estructura de datos (nodo-i) donde se almacenan los atributos del archivo. Esta organización precisa de un acceso más a disco para copiar el nodo-i a memoria principal. Entre las implementaciones más comunes de directorios se encuentran: Directorios con entradas de igual tamaño. En cada entrada se almacenan las informaciones asociadas al archivo y a continuación el nombre del archivo. Es sencilla de gestionar pero para dar soporte de nombres largos cada entrada debe tener ese máximo, lo que supone un derroche de espacio. Directorios con entradas de tamaño variable. Primero se almacena el tamaño que ocupa la entrada, a continuación la información asociada a la entrada (atributos o nodo-i y finalmente el nombre de archivo (hasta un cierto tamaño) al que se le añade un carácter especial para marcar el final del nombre. Cada entrada se rellena para que coincida con un entero positivo de palabras de memoria principal. Como máximo se despercicia casi una palabra. Cuando se eliminan entradas quedan huecos de longitud variable, generando fragmentación externa que puede precisar de una compactación del directorio. Directorios con entradas de igual tamaño y montículo (heap) para almacenar los nombres de los archivos. Se almacena un puntero al comienzo del nombre de archivo dentro de l montículo y sus atributos o nodo-i. Elimina la fragmentación externa y no es necesario incluir caracteres de relleno, pero es de administración más complicada al tener que gestionarse el montículo. Otro aspecto a considerar está relacionado con la forma en que se realiza la búsqueda de un archivo en un directorio, por ejemplo, buscando las entradas una a una. Para ahorrar tiempo se puede mantener una cache de directorios con las entradas recientemente accedidas o implementar cada directorio con una tabla hash y su lista de archvos y subdirectorios. Cuando se desea realizar una búsqueda se introduce el nombre en la función hash que devolverá qué entrada de la tabla hay que leer. Si la entrada está vacía, el archivo no existe. Para evitar las colisiones cada entrada se puede implementar como una lista enlazada. Consistencia Para verificar la consistencia del sistema de archivos se suele incluir en los sistemas operativos un verificador de consistencia. las inconsistencias más frecuentes que pueden presentarse en el sistema de archivos son: Un bloque no aparece en la lista de bloques libres ni está asignado a ningún archivo. Se soluciona añadiendo el bloque a la lista de bloques libres. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 73

74 Un bloque figura en la lista de bloques libres y también está asignado a un archivo. Se elimina el bloque de la lista de bloques libres. Un bloque figura varias veces en la lista de bloques libres. Solo aparece si se implementa mediante lista enlazada de bloques libres y se soluciona reconstruyendo la lista. Un bloque está asignado a N archivos, siendo N > 1. Es la peor situación y puede solucionarse copiado ese bloque a N - 1 bloques libres. Se recupera la consistencia, pero probablemente después existan N - 1 archivos con errores. Para evitar el uso de verificadores los sistemas de archivos modernos (NTFS, ext4, HFS+) implementan la técnica del registro diario o journaling, que consiste en almacenar un informe de las operaciones a realizar antes de hacerlas y eliminar el informe una vez realizadas con éxito. Si al reiniciar el sistema el informe sigue exisistendo significa que ha exisitido un error y vuelve a repetirse las operaciones pendientes para dejar el sistema de archivos en un estado consistente. Recuperación de archivos Copias de seguridad Existen dos tipos de copias de seguridad: Copia de seguridad lógica. Únicamente contiene los directorios y archivos que el administrador o el usuario desea copiar al medio de respaldo. Permite acceder a los contenidos de forma individualizada. Estas copias pueden ser de tres tipos: Copia completa, con todos los archivos seleccionados. Copia diferencial, únicamente los archivos nuevos o modificados desde la última completa determinada. Copia incremental, únicamente los archivos creados o modificados desde la última completa o incremental. Copia de seguridad física. También conocida como imagen de disco. Consiste en copiar bloque a bloque la partición de disco. Son más simples de realizar pero requieren montar la imagen para iniciar la recuperación. Instantáneas ZFS, de Solaris, utiliza la técnica de copiar al escribir, copy-on-write. En esta técnica si el sistema operativo precisa modificar el contenido de un bloque en el disco se localiza un bloque libre y se copia el contenido modificado en ese bloque, modificando los punteros para que apunten a ese nuevo bloque. El sistema agrupa las modificaciones y las realiza cada cierto tiempo (valor típico 30 segundos). Cada modificación se etiqueta con un número de versión diferente. La versíón actual coexiste con versiones anteriores del sistema de archivos. Cada nueva versión se denomina instantánea (snapshot). Cada instantanea puede montarse como un archivo de solo lectura para reacuperar datos individualmente o en modo de escritura para restaurar el sistema completo a un estado anterior. Las instantáneas no son una copia de seguridad. Las diferencias fundamentales son: Las instantáneas se toman de forma prácticamente inmediata y no ocupan espacio en el momento de su creación. Sólo se requiere cambiar el número de versión actual. Las instantáneas pueden ser restauradas con gran rapidez. Tan solo es necesario volver a montar el sistema de archivos a partir de la versión anterior. 74 Capítulo 9. Gestión de archivos

75 Las instantáneas residen en el mismo disco físico que los datos que respaldan, por lo que no son eficaces frente a daños físicos en el disco y deben complementarse con algún método de copia de seguridad. Eficiencia La eficiencia del sistema aumenta notablemente si se reduce al mínimo imprescindible el número de accesos de E/S a disco. Para lograr ese objetivo algunos sistemas operativos implementan en memoria principal una caché de bloques de disco. Para mejorar la tasa de aciertos de caché se utiliza la estrategia de lectura por adelantado de bloques, que consiste en copiar en la caché no solo el bloque que ha dado el fallo sino varios bloques contíguos a éste. También puede intentarse que los accesos a disco consuman poco tiempo, por ejemplo almacenando en el mismo cilindro los bloques a los que se espera acceder de forma secuencial. En sistemas con nodo-i sería conveniente que éstos estuvieran lo más cerca posible de los bloques de datos del archivo, por lo que el mejor sitio para almacenarlos sería la zona central del disco. Otro aspecto a considerar es el tamaño de bloque de disco, en un compromiso entre un bloque pequeño que reduce la fragmentación interna pero aumenta el número de accesos o un bloque grande que desaprovecha espacio pero con menor número de accesos. Distintas pruebas demuestran que un tamaño óptimo de bloque está en unos pocos KiB. Apuntes por Demetrio Quirós Fundamentos básicos de los Sistemas Operativos 75