Операционная система UNIX реферат по программированию и компьютерам , Сочинения из Программирование

Скачай Операционная система UNIX реферат по программированию и компьютерам и еще Сочинения в формате PDF Программирование только на Docsity! Содержание 1 Возникновение и первая редакция ОС UNIX............................................................ 3 2 Исследовательский UNIX............................................................................................ 4 3 Первый перенос ОС UNIX.......................................................................................... 5 4 Седьмая редакция......................................................................................................... 6 5 Возникновение группы университета г. Беркли (BSD)............................................. 7 6 UNIX System III и первые коммерческие версии системы....................................... 7 7 AT&T System V Release 2 и Release 3......................................................................... 8 1 Пользователь................................................................................................................. 9 1.1 Интерфейс пользователя.............................................................................................. 9 1.2 Привилегированный пользователь.............................................................................. 10 2 Ядро ОС UNIX.............................................................................................................. 10 2.1 Общая организация традиционного ядра ОС UNIX................................................. 11 2.2 Основные функции....................................................................................................... 12 2.3 Принципы взаимодействия с ядром............................................................................ 13 2.4 Принципы обработки прерываний.............................................................................. 14 3 Файловая система......................................................................................................... 14 3.1 Структура файловой системы..................................................................................... 15 3.2 Монтируемые файловые системы............................................................................... 16 3.3 Защита файлов.............................................................................................................. 17 3.4 Драйверы устройств..................................................................................................... 18 3.5 Внешний и внутренний интерфейсы устройств........................................................ 19 3.6 Сетевая файловая система (NFS)................................................................................ 19 4 Основные функции и компоненты ядра ОС UNIX.................................................... 20 4.1 Управление памятью.................................................................................................... 21 4.2 Виртуальная память...................................................................................................... 21 5 Перспективные ОС, поддерживающие среду ОС UNIX.......................................... 26 5.1 Понятие микроядра...................................................................................................... 27 5.2 Микроядро Mach университета Карнеги-Меллон..................................................... 29 5.3 Микроядро Chorus компании Chorus Systems............................................................ 30 6 Примеры микроядерных реализаций ОС UNIX........................................................ 30 6.1 OSF-1 компании Open Software Foundation................................................................ 30 6.2 MiX компании Chorus Systems.................................................................................... 31 6.3 Hurd Free Software Foundation..................................................................................... 31 1 Проект операционной системы Multics: неудача с положительными последствиями С 1965 по 1969 год компания Bell Labs совместно с компанией General Electric и группой исследователей из Масачусетского технологического института участвовала в проекте ОС Multics. Целью проекта было создание многопользовательской интерактивной операционной системы, обеспечивающей большое число пользователей удобными и мощными средствами доступа к вычислительным ресурсам. В этом курсе мы не ставим задачу познакомить слушателей с ОС Multics. Это могло бы быть темой отдельного большого курса. Однако отметим хотя бы некоторые идеи, которые содержались в проекте MAC (так назывался проект ОС Multics). Во-первых, эта система основывалась на принципах многоуровневой защиты. Виртуальная память имела сегментно-страничную организацию, разделялись сегменты данных и сегменты программного кода, и с каждым сегментом связывался уровень доступа (по выполнению для сегментов команд и уровень чтения и записи для сегментов данных). Для того, чтобы какая-либо программа могла вызвать программу или обратиться к данным, располагающимся в некотором сегменте, требовалось, чтобы уровень выполнения этой программы (точнее, сегмента, в котором эта программа содержалась, был не ниже уровня доступа соответствующего сегмента). Такая организация позволяла практически полностью и с полной защитой содержать операционную систему в системных сегментах любого пользовательского виртуального адресного пространства. Во-вторых, в ОС Multics была спроектирована и реализована полностью централизованная файловая система. В централизованной файловой системе файлы, физически располагающиеся на разных физических устройствах внешней памяти, логически объединяются в один централизованный архив или древовидную иерархическую структуру, промежуточными узлами которой являются именованные каталоги, а в листьях содержатся ссылки на файлы. В том случае, когда при поиске файла в архиве по его имени оказывалось, что соответствующий накопитель (магнитный диск или магнитная лента) не был установлен на устройство внешней памяти, ОС обращалась к оператору с требованием установить нужный том внешней памяти. Естественно, такая дисциплина существенно облегчала операторскую работу и администрирование файловой системы, хотя и затрудняла выполнение таких рутинных действий как перенос части файловой системы с одного компьютера на другой. Позже мы увидим, какой изящный компромисс был выбран при реализации ОС UNIX. Далее, наличие большой сегментно-страничной виртуальной памяти позволило использовать отображение файлов в сегменты виртуальной памяти. Другими словами, при открытии файла в виртуальной памяти соответствующего процесса образовывался сегмент, в который полностью отображался файл, располагающийся во внешней памяти. (Следует отметить, что в файловой системе ОС Multics на базовом уровне поддерживались файлы со страничной структурой. Более сложные организации являлись надстройкой). Дальнейшая 2 первой коммерчески доступной вне Bell Labs. К этому времени большая часть системы была написана на языке Си. Небольшие размеры языка и наличие сравнительно легко переносимого компилятора придавали ОС UNIX V6 новое качество реально переносимой операционной системы. Кроме того, потенциальное наличие на разных аппаратных платформах компилятора языка Си делало возможным разработку мобильного прикладного программного обеспечения. Важный шаг в этом направлении был предпринят Деннисом Ритчи, который в 1976 году создал библиотеку ввода/вывода (stdio), ставшую фактическим стандартом различных систем программирования на языке Си. С использованием stdio стало возможно создавать мобильные прикладные программы, действительно независящие от особенностей аппаратуры процессора и внешних устройств. Примерно в это же время Кен Томпсон во время своего академического отпуска посетил университет г. Беркли и установил там UNIX V6 на компьютере PDP-11/70. Билл Джой (основатель BSD - Berkeley Software Distribution, а впоследствии основатель и вице-президент компании Sun Microsystems) был тогда дипломником этого университета. Первый перенос ОС UNIX По-видимому, первый перенос ОС UNIX на компьютер с архитектурой, принципиально отличающейся от PDP-11, был произведен в 1977 году в Австралии. Это произошло вскоре после того, как в университете Воллонгонга была образована компьютерная кафедра. Джюрис Рейндфельдс, ставший заведующим новой кафедры, решил использовать ОС UNIX как основу обучения студентов. Он специально посетил университет г. Беркли и был вдохновлен возможностями, имеющимися в этом университете (PDP-11/40 с ОС UNIX V6). Однако выяснилось, что в университете г.Воллонгонг отсутствовали средства, достаточные для приобретения PDP-11. Профессор Рейндфельдс был вынужден купить 32-разрядный компьютер Interdata 7/32, который был существенно дешевле, хотя и слабее по производительности. После нескольких попыток здравым образом дополнить "родную" операционную систему Interdata 7/32 OSMT/32 более развитыми средствами многопользовательского режима использования было принято решение попробовать перенести на эту 32-разрядную машину ОС UNIX V6. Очень замысловатым образом (напомним, что в австралийском университете не было доступного компьютера PDP-11) путем обмена магнитными лентами с университетом г. Беркли Ричард Миллер (канадец, работавший в Австралии) смог к январю 1977 года получить компилятор языка Си, который мог успешно компилировать собственный исходный текст на Interdata 7/32. Это позволило уже через месяц получить некоторый вариант ОС UNIX, работающий на этой же машине. Система Миллера представляла собой некий гибрид, основанный на ОС UNIX V6 и выполняемый "поверх" OSMT/32. Версия системы не включала собственных средств управления терминалами и обработки прерываний и 5 поддерживала около восьми команд примитивного командного интерпретатора. Тем не менее, это была первая успешная (и быстро выполненная) попытка переноса ОС UNIX на компьютер с 32-разрядной архитектурой. Седьмая редакция После завершения своей работы Ричард Миллер отправился в Bell Labs с целью обсудить полученные результаты с Томпсоном и Ритчи. Незадолго до этого в Bell Labs был закуплен компьютер Interdata 8/32 (модель, следующая за Interdata 7/32). В принципе, компания Bell Labs была удовлетворена возможностями и ценой компьютеров семейства PDP-11. Однако 16-разрядная организация этих компьютеров ограничивала возможности ОС UNIX (слишком малый размер виртуальной памяти для разработки больших и сложных программ). Переход на 32-разрядные архитектуры позволял преодолеть эти ограничения. Наличие 32-разрядного компьютера Interdata 8/32 и имеющийся положительный опыт Ричарда Миллера по переносу (хотя и не полному) ОС UNIX на Interdata привели к тому, что Томпсон и Ритчи решили произвести полный перенос UNIX на свою новую машину. Для начала требовалось развить язык Си, чтобы программисты могли использовать особенности 32-разрядных архитектур. Для этого Деннис Ритчи расширил систему типов языка Си типами union, short integer, long integer и unsigned integer. В дополнение к этому, в языке появились развитые средства инициализации переменных, битовые поля, макросы и средства условной компиляции, регистровые и глобальные переменные и т.д. Одним словом, язык Си стал таким, каким он описан в известнейшей книге Кернигана и Ритчи "Язык программирования Си" (сокращенно принято называть этот диалект языка K&R). Однако одного расширенного языка Си было недостаточно для переноса UNIX, поскольку сама организация UNIX V6 была слишком ориентирована на особенности PDP-11. Пришлось полностью переписать подсистему управления оперативной и виртуальной памятью и изменить интерфейс драйверов внешних устройств, чтобы сделать систему более легко переносимой на другие архитектуры. Результатом работы стала "Седьмая редакция" UNIX (чаще ее называют UNIX Version 7). В состав новой версии системы входил компилятор нового диалекта языка Си PCC (Portable C-Compiler), новый командный интерпретатор sh, называемый также в честь своего создателя Bourne-shell, набор новых драйверов устройств и многое другое. После выпуска UNIX Version 7 Деннис Ритчи поехал на конференцию в Австралию и взял с собой магнитную ленту с исходными текстами системы. В Мельбурнском университете был осуществлен полный перенос системы на Interdata 8/32. Позднее в Воллонгонге система была повторно перенесена на Interdata 7/32. Таким образом, в результате совместной плодотворной работы исследователей из США и Австралии было продемонстрировано одно из наиболее ярких качеств ОС UNIX - мобильность. Кроме того, стало ясно, что полезно привлекать к работе над ОС UNIX сотрудников и студентов университетов. 6 Возникновение группы университета г. Беркли (BSD) Как мы упоминали выше, в 1976 году Кен Томпсон провел свой академический отпуск в университете г. Беркли и принял участие в проводившихся там исследованиях. Это привело к возникновению серьезного интереса к ОС UNIX среди профессоров и студентов. Появились местные знатоки системы, среди которых одним из наиболее сильных был Билл Джой. Билл Джой собрал вместе с целью дальнейшего распространения большой объем программного обеспечения, включавший полный набор текстов UNIX V6, компилятор языка Паскаль, свой собственный редактор ex (потом его стали называть vi) и другие программы. Все это было названо Berkeley Software Distribution (BSD 1.0). Вокруг BSD сложилась небольшая, но очень сильная группа молодых программистов. Бытует мнение, что именно группа BSD смогла добиться практически полного устранения ошибок в UNIX V6. Не будучи удовлетворенной структурой и функциями ядра UNIX V6, группа BSD в своем втором выпуске (BSD 2.x) предприняла серьезную попытку переписать ядро системы. В компьютерном отделении университета Беркли имелось несколько компьютеров семейства VAX компании Digital. Группа BSD при участии сотрудников Bell Labs Джона Рейзера и Тома Лондона произвела перенос UNIX Version 7 на 32-разрядную архитектуру VAX. Этот вариант UNIX назывался 32/ V. В ядре системы появились новые свойства страничного замещения оперативной памяти и управления виртуальной памятью. Система стала основой третьего выпуска - BSD 3.x. В группе BSD был разработан и впервые реализован стек транспортных протоколов TCP/IP (Transport Control Protocol/Internet Protocol). Эта работа финансировалась министерством безопасности США. Bell Labs и университет Беркли заключили соглашение, в соответствии с которым группа BSD могла распространять свои версии ОС UNIX среди любых пользователей, которые располагали лицензией Bell Labs. Если учесть, что UNIX BSD исторически распространялся бесплатно (с исходными текстами!), а лицензия Bell Labs к этому времени стоила уже весьма недешево, то можно понять группу BSD, которая, начиная с первой версии BSD 4.1 (1980 год), стремилась к тому, чтобы освободить пользователей UNIX BSD от необходимости приобретать лицензию Bell Labs. Подробности этого процесса и возникшие коллизии мы рассмотрим в разделе, посвященном современному состоянию ОС UNIX. UNIX System III и первые коммерческие версии системы В 1978 году в Bell Labs специально для поддержки ОС UNIX была организована Группа поддержки ОС UNIX (UNIX Support Group - USG). Эта группа выпустила несколько версий системы, но они не имели хождения за пределами Bell Labs. Однако, к этому времени большой интерес к ОС UNIX стали проявлять коммерческие компании-производители компьютеров и программного 7 было использовать их для написания сложных программ. Последняя возможность опирается на механизм командных файлов (shell scripts), которые могут содержать произвольные последовательности командных строк. При указании имени командного файла вместо очередной команды интерпретатор читает файл строка за строкой и последовательно интерпретирует команды. Привилегированный пользователь Ядро ОС UNIX идентифицирует каждого пользователя по его идентификатору (UID - User Identifier), уникальному целому значению, присваиваемому пользователю при регистрации в системе. Кроме того, каждый пользователь относится к некоторой группе пользователей, которая также идентифицируется некоторым целым значением (GID - Group IDentifier). Значения UID и GID для каждого зарегистрированного пользователя сохраняются в учетных файлах системы и приписываются процессу, в котором выполняется командный интерпретатор, запущенный при входе пользователя в систему. Эти значения наследуются каждым новым процессом, запущенным от имени данного пользователя, и используются ядром системы для контроля правомочности доступа к файлам, выполнения программ и т.д. Понятно, что администратор системы, который, естественно, тоже является зарегистрированным пользователем, должен обладать большими возможностями, чем обычные пользователи. В ОС UNIX эта задача решается путем выделения одного значения UID (нулевого). Пользователь с таким UID называется суперпользователем (superuser) или root. Он имеет неограниченные права на доступ к любому файлу и на выполнение любой программы. Кроме того, такой пользователь имеет возможность полного контроля над системой. Он может остановить ее и даже разрушить. В мире UNIX считается, что человек, получивший статус суперпользователя, должен понимать, что делает. Суперпользователь должен хорошо знать базовые процедуры администрирования ОС UNIX. Он отвечает за безопасность системы, ее правильное конфигурирование, добавление и исключение пользователей, регулярное копирование файлов и т.д. Еще одним отличием суперпользователя от обычного пользователя ОС UNIX является то, что на суперпользователя не распространяются ограничения на используемые ресурсы. Для обычных пользователей устанавливаются такие ограничения как максимальный размер файла, максимальное число сегментов разделяемой памяти, максимально допустимое пространство на диске и т.д. Суперпользователь может изменять эти ограничения для других пользователей, но на него они не действуют. Ядро ОС UNIX Как и в любой другой многопользовательской операционной системе, обеспечивающей защиту пользователей друг от друга и защиту системных данных от любого непривилегированного пользователя, в ОС UNIX имеется защищенное ядро, которое управляет ресурсами компьютера и предоставляет пользователям базовый набор услуг. 10 Следует заметить, что удобство и эффективность современных вариантов ОС UNIX не означает, что вся система, включая ядро, спроектирована и структурирована наилучшим образом. Как мы показали в первой части курса, ОС UNIX развивалась на протяжении многих лет (это первая в истории операционная система, которая продолжает завоевывать популярность в таком зрелом возрасте - уже больше 25 лет). Естественно, наращивались возможности системы, и, как это часто бывает в больших системах, качественные улучшения структуры ОС UNIX не поспевали за ростом ее возможностей. В результате, ядро большинства современных коммерческих вариантов ОС UNIX (как мы отмечали ранее, почти все они основаны на UNIX System V) представляет собой не очень четко структурированный монолит большого размера. По этой причине программирование на уровне ядра ОС UNIX продолжает оставаться искусством (если не считать отработанной и понятной технологии разработки драйверов внешних устройств). Эта недостаточная технологичность организации ядра ОС UNIX многих не удовлетворяет. Отсюда стремление к полному воспроизведению среды ОС UNIX при полностью иной организации системы (в частности, с применением микроядерного подхода, который мы кратко рассмотрим в конце курса). По причине наибольшей распространенности в этом подразделе мы в основном обсуждаем ядро UNIX System V (можно считать его традиционным). В конце курса мы обсудим отличия в организации ядра других ветвей иерархии вариантов ОС UNIX. Общая организация традиционного ядра ОС UNIX Одно из основных достижений ОС UNIX состоит в том, что система обладает свойством высокой мобильности. Смысл этого качества состоит в том, что вся операционная система, включая ее ядро, сравнительно просто переносится на различные аппаратные платформы. Все части системы, не считая ядра, являются полностью машинно-независимыми. Эти компоненты аккуратно написаны на языке Си, и для их переноса на новую платформу (по крайней мере, в классе 32-разрядных компьютеров) требуется только перекомпиляция исходных текстов в коды целевого компьютера. Конечно, наибольшие проблемы связаны с ядром системы, которое полностью скрывает специфику используемого компьютера, но само зависит от этой специфики. В результате продуманного разделения машинно-зависимых и машинно-независимых компонентов ядра (видимо, с точки зрения разработчиков операционных систем, в этом состоит наивысшее достижение разработчиков традиционного ядра ОС UNIX) удалось добиться того, что основная часть ядра не зависит от архитектурных особенностей целевой платформы, написана полностью на языке Си и для переноса на новую платформу нуждается только в перекомпиляции. Однако сравнительно небольшая часть ядра является машинно-зависимой и написана на смеси языка Си и языка ассемблера целевого процессора. При переносе системы на новую платформу требуется переписывание этой части ядра с использованием языка ассемблера и учетом специфических черт целевой 11 аппаратуры. Машинно-зависимые части ядра хорошо изолированы от основной машинно-независимой части, и при хорошем понимании назначения каждого машинно-зависимого компонента переписывание машинно-зависимой части является в основном технической задачей (хотя и требует высокой программистской квалификации). Машинно-зависимая часть традиционного ядра ОС UNIX включает следующие компоненты: • раскрутка и инициализация системы на низком уровне (пока это зависит от особенностей аппаратуры); • первичная обработка внутренних и внешних прерываний; • управление памятью (в той части, которая относится к особенностям аппаратной поддержки виртуальной памяти); • переключение контекста процессов между режимами пользователя и ядра; • связанные с особенностями целевой платформы части драйверов устройств. Основные функции К основным функциям ядра ОС UNIX принято относить следующие: (a) Инициализация системы - функция запуска и раскрутки. Ядро системы обеспечивает средство раскрутки (bootstrap), которое обеспечивает загрузку полного ядра в память компьютера и запускает ядро. (b) Управление процессами и нитями - функция создания, завершения и отслеживания существующих процессов и нитей ("процессов", выполняемых на общей виртуальной памяти). Поскольку ОС UNIX является мультипроцессной операционной системой, ядро обеспечивает разделение между запущенными процессами времени процессора (или процессоров в мультипроцессорных системах) и других ресурсов компьютера для создания внешнего ощущения того, что процессы реально выполняются в параллель. (c) Управление памятью - функция отображения практически неограниченной виртуальной памяти процессов в физическую оперативную память компьютера, которая имеет ограниченные размеры. Соответствующий компонент ядра обеспечивает разделяемое использование одних и тех же областей оперативной памяти несколькими процессами с использованием внешней памяти. (d) Управление файлами - функция, реализующая абстракцию файловой системы, - иерархии каталогов и файлов. Файловые системы ОС UNIX поддерживают несколько типов файлов. Некоторые файлы могут содержать данные в формате ASCII, другие будут соответствовать внешним устройствам. В файловой системе хранятся объектные файлы, выполняемые файлы и т.д. Файлы обычно хранятся на устройствах внешней памяти; доступ к ним обеспечивается средствами ядра. В мире UNIX существует несколько типов организации файловых систем. Современные варианты ОС UNIX одновременно поддерживают большинство типов файловых систем. 12 Замечание: в мире ОС UNIX по историческим причинам термин "файловая система" является перегруженным, обозначая одновременно иерархию каталогов и файлов и часть ядра, которая управляет каталогами и файлами. Видимо, было бы правильнее называть иерархию каталогов и файлов архивом файлов, а термин "файловая система" использовать только во втором смысле. Однако, следуя традиции ОС UNIX, мы будем использовать этот термин в двух смыслах, различая значения по контексту. Каждый каталог и файл файловой системы имеет уникальное полное имя (в ОС UNIX это имя принято называть full pathname - имя, задающее полный путь, поскольку оно действительно задает полный путь от корня файловой системы через цепочку каталогов к соответствующему каталогу или файлу; мы будем использовать термин "полное имя", поскольку для pathname отсутствует благозвучный русский аналог). Каталог, являющийся корнем файловой системы (корневой каталог), в любой файловой системе имеет предопределенное имя "/" (слэш). Полное имя файла, например, /bin/sh означает, что в корневом каталоге должно содержаться имя каталога bin, а в каталоге bin должно содержаться имя файла sh. Коротким или относительным именем файла (relative pathname) называется имя (возможно, составное), задающее путь к файлу от текущего рабочего каталога (существует команда и соответствующий системный вызов, позволяющие установить текущий рабочий каталог). В каждом каталоге содержатся два специальных имени, имя ".", именующее сам этот каталог, и имя "..", именующее "родительский" каталог данного каталога, т.е. каталог, непосредственно предшествующий данному в иерархии каталогов. Структура файловой системы Файловая система обычно размещается на дисках или других устройствах внешней памяти, имеющих блочную структуру. Кроме блоков, сохраняющих каталоги и файлы, во внешней памяти поддерживается еще несколько служебных областей. В мире UNIX существует несколько разных видов файловых систем со своей структурой внешней памяти. Наиболее известны традиционная файловая система UNIX System V (s5) и файловая система семейства UNIX BSD (ufs). Файловая система s5 состоит из четырех секций (рисунок 2.2,a). В файловой системе ufs на логическом диске (разделе реального диска) находится последовательность секций файловой системы (рисунок 2.2,b). Кратко опишем суть и назначение каждой области диска. • Boot-блок содержит программу раскрутки, которая служит для первоначального запуска ОС UNIX. В файловых системах s5 реально используется boot-блок только корневой файловой системы. В дополнительных файловых системах эта область присутствует, но не используется. • Суперблок - это наиболее ответственная область файловой системы, содержащая информацию, которая необходима для работы с файловой 15 системой в целом. Суперблок содержит список свободных блоков и свободные i-узлы (information nodes - информационные узлы). В файловых системах ufs для повышения устойчивости поддерживается несколько копий суперблока (как видно из рисунка 2.2,b, по одной копии на группу цилиндров). Каждая копия суперблока имеет размер 8196 байт, и только одна копия суперблока используется при монтировании файловой системы (см. ниже). Однако, если при монтировании устанавливается, что первичная копия суперблока повреждена или не удовлетворяет критериям целостности информации, используется резервная копия. • Блок группы цилиндров содержит число i-узлов, специфицированных в списке i-узлов для данной группы цилиндров, и число блоков данных, которые связаны с этими i-узлами. Размер блока группы цилиндров зависит от размера файловой системы. Для повышения эффективности файловая система ufs старается размещать i-узлы и блоки данных в одной и той же группе цилиндров. • Список i-узлов (ilist) содержит список i-узлов, соответствующих файлам данной файловой системы. Максимальное число файлов, которые могут быть созданы в файловой системе, определяется числом доступных i- узлов. В i-узле хранится информация, описывающая файл: режимы доступа к файлу, время создания и последней модификации, идентификатор пользователя и идентификатор группы создателя файла, описание блочной структуры файла и т.д. • Блоки данных - в этой части файловой системы хранятся реальные данные файлов. В случае файловой системы ufs все блоки данных одного файла пытаются разместить в одной группе цилиндров. Размер блока данных определяется при форматировании файловой системы командой mkfs и может быть установлен в 512, 1024, 2048, 4096 или 8192 байтов. Монтируемые файловые системы Файлы любой файловой системы становятся доступными только после "монтирования" этой файловой системы. Файлы "не смонтированной" файловой системы не являются видимыми операционной системой. Для монтирования файловой системы используется системный вызов mount. Монтирование файловой системы означает следующее. В имеющемся к моменту монтирования дереве каталогов и файлов должен иметься листовой узел - пустой каталог (в терминологии UNIX такой каталог, используемый для монтирования файловой системы, называется directory mount point - точка монтирования). В любой файловой системе имеется корневой каталог. Во время выполнения системного вызова mount корневой каталог монтируемой файловой системы совмещается с каталогом - точкой монтирования, в результате чего образуется новая иерархия с полными именами каталогов и файлов. Смонтированная файловая система впоследствии может быть отсоединена от общей иерархии с использованием системного вызова umount. Для успешного выполнения этого системного вызова требуется, чтобы отсоединяемая файловая 16 система к этому моменту не находилась в использовании (т.е. ни один файл из этой файловой системы не был открыт). Корневая файловая система всегда является смонтированной, и к ней не применим системный вызов umount. Как мы отмечали выше, отдельная файловая система обычно располагается на логическом диске, т.е. на разделе физического диска. Для инициализации файловой системы не поддерживаются какие-либо специальные системные вызовы. Новая файловая система образуется на отформатированном диске с использованием утилиты (команды) mkfs. Вновь созданная файловая система инициализируется в состояние, соответствующее наличию всего лишь одного пустого корневого каталога. Команда mkfs выполняет инициализацию путем прямой записи соответствующих данных на диск. Защита файлов Как и принято в многопользовательской операционной системе, в UNIX поддерживается единообразный механизм контроля доступа к файлам и справочникам файловой системы. Любой процесс может получить доступ к некоторому файлу в том и только в том случае, если права доступа, описанные при файле, соответствуют возможностям данного процесса. Защита файлов от несанкционированного доступа в ОС UNIX основывается на трех фактах. Во-первых, с любым процессом, создающим файл (или справочник), ассоциирован некоторый уникальный в системе идентификатор пользователя (UID - User Identifier), который в дальнейшем можно трактовать как идентификатор владельца вновь созданного файла. Во-вторых, с каждый процессом, пытающимся получить некоторый доступ к файлу, связана пара идентификаторов - текущие идентификаторы пользователя и его группы. В- третьих, каждому файлу однозначно соответствует его описатель - i-узел. На последнем факте стоит остановиться более подробно. Важно понимать, что имена файлов и файлы как таковые - это не одно и то же. В частности, при наличии нескольких жестких связей с одним файлом несколько имен файла реально представляют один и тот же файл и ассоциированы с одним и тем же i- узлом. Любому используемому в файловой системе i-узлу всегда однозначно соответствует один и только один файл. I-узел содержит достаточно много разнообразной информации (большая ее часть доступна пользователям через системные вызовы stat и fstat), и среди этой информации находится часть, позволяющая файловой системе оценить правомощность доступа данного процесса к данному файлу в требуемом режиме. Общие принципы защиты одинаковы для всех существующих вариантов системы: Информация i-узла включает UID и GID текущего владельца файла (немедленно после создания файла идентификаторы его текущего владельца устанавливаются соответствующими действующим идентификатором процесса- создателя, но в дальнейшем могут быть изменены системными вызовами chown и chgrp). Кроме того, в i-узле файла хранится шкала, в которой отмечено, что может делать с файлом пользователь - его владелец, что могут делать с файлом пользователи, входящие в ту же группу пользователей, что и владелец, и что могут делать с файлом остальные пользователи. Мелкие детали 17 NFS разрабатывалась как система, пригодная к использованию не только на разных аппаратных, но и на разных операционных платформах. В настоящее время продукт NFS в соответствии со спецификациями и на основе программного кода Sun Microsystems выпускает более 200 производителей. Отметим, в частности, наличие популярного в России продукта PC-NFS, обеспечивающего клиентскую часть системы в среде MS-DOS. Кроме того, заметим, что имеются и свободно доступные (public domain), и коммерческие варианты NFS. Первоначально NFS разрабатывалась в среде UNIX BSD 4.2, и для реализации системы потребовалось существенно переделать код системных вызовов файловой системы. При внедрении NFS в среду System V понадобилась значительная переделка ядра ОС. Отмечается, что большая часть изменений в ядре System V Release 4 была связана именно с NFS. В архитектурном отношении в NFS выделяются три основные части: протокол, серверная часть и клиентская часть. Протокол NFS опирается на примитивы RPC, которые, в свою очередь, построены над протоколом XDR (см. п. 2.7.4). Клиентская часть NFS взаимодействует с серверной частью системы на основе механизма RPC. Основным достоинством NFS является возможность использования в среде разных операционных систем. Возможным недостатком является то, что независимость от транспортных средств ограничена уровнем такой независимости, присущей RPC. В настоящее время де-факто это означает, что NFS можно использовать только в TCP/IP-ориентированных сетях. (Это еще вопрос - плохо ли это, поскольку стимулирует использование единообразных сетевых механизмов.) Основные функции и компоненты ядра ОС UNIX В этой части курса мы более подробно остановимся на базовых функциях ядра ОС UNIX. Основная цель этой части - ввести слушателя курса (и читателя этого документа) в основные идеи ядра ОС UNIX, т.е. показать, чем руководствовались разработчики системы при выборе базовых проектных решений. При этом мы не стремимся излагать технические детали организации ядра, поскольку (как это обычно бывает при попытках совместного идейно- технического изложения) мы утратили бы явное различие между принципиальными и техническими решениями. Возможно, выбор тем этой части довольно субъективен. Не исключено, что кто- то другой обратил бы большее внимание на другие вопросы, связанные с функциями ядра операционной системы. Однако подчеркнем, что мы следуем классическому представлению о функциях ядра ОС, введенному еще профессором Дейкстрой. В соответствии с этим представлением, ядро любой ОС прежде всего отвечает за управление основной памятью компьютера и виртуальной памятью выполняемых процессов, за управление процессором и планирование распределения процессорных ресурсов между совместно выполняемыми процессами, за управление внешними устройствами и, наконец, за обеспечение базовых средств синхронизации и взаимодействия процессов. 20 Именно эти вопросы мы рассмотрим в данной части курса применительно к ОС UNIX (иногда к UNIX вообще, а иногда к UNIX System V). Управление памятью Основная (или как ее принято называть в отечественной литературе и документации, оперативная) память всегда была и остается до сих пор наиболее критическим ресурсом компьютеров. Если учесть, что большинство современных компьютеров обеспечивает 32-разрядную адресацию в пользовательских программах, и все большую силу набирает новое поколение 64-разрядных компьютеров, то становится понятным, что практически безнадежно рассчитывать, что когда-нибудь удастся оснастить компьютеры основной памятью такого объема, чтобы ее хватило для выполнения произвольной пользовательской программы, не говоря уже об обеспечении мультипрограммного режима, когда в основной памяти, вообще говоря, могут одновременно содержаться несколько пользовательских программ. Поэтому всегда первичной функцией всех операционных систем (более точно, операционных систем, обеспечивающих режим мультипрограммирования) было обеспечение разделения основной памяти между конкурирующими пользовательскими процессами. Мы не будем здесь слишком сильно вдаваться в историю этого вопроса. Заметим лишь, что применявшаяся техника распространяется от статического распределения памяти (каждый процесс пользователя должен полностью поместиться в основной памяти, и система принимает к обслуживанию дополнительные пользовательские процессы до тех пор, пока все они одновременно помещаются в основной памяти), с промежуточным решением в виде "простого своппинга" (система по-прежнему располагает каждый процесс в основной памяти целиком, но иногда на основании некоторого критерия целиком сбрасывает образ некоторого процесса из основной памяти во внешнюю память и заменяет его в основной памяти образом некоторого другого процесса), до смешанных стратегий, основанных на использовании "страничной подкачки по требованию" и развитых механизмов своппинга. Операционная система UNIX начинала свое существование с применения очень простых методов управления памятью (простой своппинг), но в современных вариантах системы для управления памятью применяется весьма изощренная техника. Виртуальная память Идея виртуальной памяти далеко не нова. Сейчас многие полагают, что в основе этой идеи лежит необходимость обеспечения (при поддержке операционной системы) видимости практически неограниченной (32- или 64-разрядной) адресуемой пользовательской памяти при наличии основной памяти существенно меньших размеров. Конечно, этот аспект очень важен. Но также важно понимать, что виртуальная память поддерживалась и на компьютерах с 16-разрядной адресацией, в которых объем основной памяти зачастую существенно превышал 64 Кбайта. 21 Вспомните хотя бы 16-разрядный компьютер PDP-11/70, к которому можно было подключить до 2 Мбайт основной памяти. Другим примером может служить выдающаяся отечественная ЭВМ БЭСМ-6, в которой при 15-разрядной адресации 6-байтовых (48-разрядных) машинных слов объем основной памяти был доведен до 256 Кбайт. Операционные системы этих компьютеров тем не менее поддерживали виртуальную память, основным смыслом которой являлось обеспечение защиты пользовательских программ одной от другой и предоставление операционной системе возможности динамически гибко перераспределять основную память между одновременно поддерживаемыми пользовательскими процессами. Хотя известны и чисто программные реализации виртуальной памяти, это направление получило наиболее широкое развитие после получения соответствующей аппаратной поддержки. Идея аппаратной части механизма виртуальной памяти состоит в том, что адрес памяти, вырабатываемый командой, интерпретируется аппаратурой не как реальный адрес некоторого элемента основной памяти, а как некоторая структура, разные поля которой обрабатываются разным образом. В наиболее простом и наиболее часто используемом случае страничной виртуальной памяти каждая виртуальная память (виртуальная память каждого процесса) и физическая основная память представляются состоящими из наборов блоков или страниц одинакового размера. Для удобства реализации размер страницы всегда выбирается равным числу, являющемуся степенью 2. Тогда, если общая длина виртуального адреса есть N (в последние годы это тоже всегда некоторая степень 2 - 16, 32, 64), а размер страницы есть 2M), то виртуальный адрес рассматривается как структура, состоящая из двух полей: первое поле занимает (N-M+1) разрядов адреса и задает номер страницы виртуальной памяти, второе поле занимает (M-1) разрядов и задает смещение внутри страницы до адресуемого элемента памяти (в большинстве случаев - байта). Мы не будем рассматривать возможные варианты, а лишь заметим, что в большинстве современных компьютеров со страничной организацией виртуальной памяти все таблицы страниц хранятся в основной памяти, а быстрота доступа к элементам таблицы текущей виртуальной памяти достигается за счет наличия сверхбыстродействующей буферной памяти (кэша). Для полноты изложения, но не вдаваясь в детали, заметим, что существуют две другие схемы организации виртуальной памяти: сегментная и сегментно- страничная. При сегментной организации виртуальный адрес по-прежнему состоит из двух полей - номера сегмента и смещения внутри сегмента. Отличие от страничной организации состоит в том, что сегменты виртуальной памяти могут быть разного размера. В элементе таблицы сегментов помимо физического адреса начала сегмента (если виртуальный сегмент содержится в основной памяти) содержится длина сегмента. Если размер смещения в виртуальном адресе выходит за пределы размера сегмента, возникает прерывание. Понятно, что компьютер с сегментной организацией виртуальной памяти можно использовать как компьютер со страничной организацией, если использовать сегменты одного размера. 22 в ВП1. Когда закончатся обмены, связанные с обработкой требования доступа к ВС1, возобновится процесс П1, и он, вполне вероятно, потребует доступа к своей виртуальной странице ВС3 (которую у него только что отобрали). И так далее. Общий эффект состоит в том, что непрерывно работает операционная система, выполняя бесчисленные и бессмысленные обмены с внешней памятью, а пользовательские процессы П1 и П2 практически не продвигаются. Понятно, что при использовании локальных алгоритмов ситуация thrashing, затрагивающая несколько процессов, невозможна. Однако в принципе возможна аналогичная ситуация внутри одной виртуальной памяти: ОС может каждый раз замещать ту страницу, к которой процесс обратится в следующий момент времени. Единственным алгоритмом, теоретически гарантирующим отсутствие thrashing, является так называемый "оптимальный алгоритм Биледи" (по имени придумавшего его венгерского математика). Алгоритм заключается в том, что для замещения следует выбирать страницу, к которой в будущем наиболее долго не будет обращений. Понятно, что в динамической среде операционной системы точное знание будущего невозможно, и в этом контексте алгоритм Биледи представляет только теоретический интерес (хотя он с успехом применяется практически, например, в компиляторах для планирования использования регистров). В 1968 году американский исследователь Питер Деннинг сформулировал принцип локальности ссылок (называемый принципом Деннинга) и выдвинул идею алгоритма подкачки, основанного на понятии рабочего набора. В некотором смысле предложенный им подход является практически реализуемой аппроксимацией оптимального алгоритма Биледи. Принцип локальности ссылок (недоказуемый, но подтверждаемый на практике) состоит в том, что если в период времени (T-t, T) программа обращалась к страницам (С1, С2, ..., Сn), то при надлежащем выборе t с большой вероятностью эта программа будет обращаться к тем же страницам в период времени (T, T+t). Другими словами, принцип локальности утверждает, что если не слишком далеко заглядывать в будущее, то можно хорошо его прогнозировать исходя из прошлого. Набор страниц (С1, С2, ..., Сn) называется рабочим набором программы (или, правильнее, соответствующего процесса) в момент времени T. Понятно, что с течением времени рабочий набор процесса может изменяться (как по составу страниц, так и по их числу). Идея алгоритма подкачки Деннинга (иногда называемого алгоритмом рабочих наборов) состоит в том, что операционная система в каждый момент времени должна обеспечивать наличие в основной памяти текущих рабочих наборов всех процессов, которым разрешена конкуренция за доступ к процессору. Мы не будем вдаваться в технические детали алгоритма, а лишь заметим следующее. Во-первых, полная реализация алгоритма Деннинга практически гарантирует отсутствие thrashing. Во-вторых, алгоритм реализуем (известна, по меньшей мере, одна его полная реализация, которая однако потребовала специальной аппаратной поддержки). В-третьих, полная реализация алгоритма Деннинга вызывает очень большие накладные расходы. 25 Поэтому на практике применяются облегченные варианты алгоритмов подкачки, основанных на идее рабочего набора. Один из таких вариантов применяется и в ОС UNIX (насколько нам известно, во всех версиях системы, относящихся к ветви System V. Перспективные ОС, поддерживающие среду ОС UNIX Микроядро - это минимальная стержневая часть операционной системы, служащая основой модульных и переносимых расширений. По-видимому, большинство операционных систем следующего поколения будут обладать микроядрами. Однако имеется масса разных мнений по поводу того, как следует организовывать службы операционной системы по отношению к микроядру: как проектировать драйверы устройств, чтобы добиться наибольшей эффективности, но сохранить функции драйверов максимально независимыми от аппаратуры; следует ли выполнять операции, не относящиеся к ядру, в пространстве ядра или в пространстве пользователя; стоит ли сохранять программы имеющихся подсистем (например, UNIX) или лучше отбросить все и начать с нуля. В широкий обиход понятие микроядра ввела компания Next, в операционной системе которой использовалось микроядро Mach. Небольшое привилегированное ядро этой ОС, вокруг которого располагались подсистемы, выполняемые в режиме пользователя, теоретически должно было обеспечить небывалую гибкость и модульность системы. Но на практике это преимущество было несколько обесценено наличием монолитного сервера, реализующего операционную систему UNIX BSD 4.3, которую компания Next выбрала в качестве оболочки микроядра Mach. Однако опора на Mach дала возможность включить в систему средства передачи сообщений и ряд объектно- ориентированных сервисных функций, на основе которых удалось создать элегантный интерфейс конечного пользователя с графическими средствами конфигурирования сети, системного администрирования и разработки программного обеспечения. Следующей микроядерной операционной системой была Windows NT компании Microsoft, в которой ключевым преимуществом использования микроядра должна была стать не только модульность, но и переносимость. (Заметим, что отсутствует единодушное мнение по поводу того, следует ли на самом деле относить NT к микроядерным ОС.) ОС NT была построена таким образом, чтобы ее можно было применять в одно- и мультипроцессорных системах, основанных на процессорах Intel, Mips и Alpha (и тех, которые придут вслед за ними). Поскольку в среде NT должны были выполняться программы, написанные для DOS, Windows, OS/2 и систем, совместимых со стандартами Posix, компания Microsoft использовала присущую микроядерному подходу модульность для создания общей структуры NT, не повторяющей ни одну из существующих операционных систем. Каждая операционная система эмулируется в виде отдельного модуля или подсистемы. Позднее микроядерные архитектуры операционных систем были объявлены компаниями Novell/USL, Open Software Foundation (OSF), IBM, Apple и 26 другими. Одним из основных конкурентов NT в области микроядерных ОС является Mach 3.0, система, созданная в университете Карнеги-Меллон, которую как IBM, так и OSF взялись довести до коммерческого вида. (Компания Next в качестве основы для NextStep пока использует Mach 2.5, но тоже внимательно присматривается к Mach 3.0.) Другим конкурентом является микроядро Chorus 3.0 компании Chorus Systems, выбранное USL в качестве основы новых реализаций ОС UNIX. Некоторое микроядро будет использоваться в SpringOS фирмы Sun, объектно-ориентированном преемнике ОС Solaris (если, конечно, Sun доведет работу над SpringOS до конца). Очевидна тенденция к переходу от монолитных к микроядерным системам (хотя, как мы отмечали в предыдущем разделе, этот процесс не является прямолинейным: компания IBM сделала шаг назад и отказалась от перехода к микроядерной технологии). Кстати, это совсем не новость для компаний QNX Software Systems и Unisys, которые уже в течение нескольких лет выпускают пользующиеся успехом микроядерные операционные системы. ОС QNX пользуется спросом на рынке систем реального времени, а CTOS фирмы Unisys популярна в области банковского дела. В обеих системах успешно использована модульность, присущая микроядерным ОС. Понятие микроядра Микроядро реализует базовые функции операционной системы, на которые опираются другие системные службы и приложения. Основной проблемой при конструировании микроядерной ОС является распознавание тех функций системы, которые могут быть вынесены из ядра. Такие важные компоненты ОС как файловые системы, системы управления окнами и службы безопасности становятся периферийными модулями, взаимодействующими с ядром и друг с другом. Когда-то казалось, что многоуровневая архитектура ядра ОС UNIX является вершиной в области конструирования операционных систем. Основные функциональные компоненты операционной системы - файловая система, взаимодействие процессов (IPC - interprocess communications), ввод-вывод и управление устройствами - были разделены на уровни, каждый из которых мог взаимодействовать только с непосредственно примыкающим к нему уровнем. Несмотря на неплохие практические результаты такая структура теперь все больше воспринимается монолитной, поскольку вся операционная система связана иерархией уровней. Множественность и нечеткость интерфейсов между уровнями затрудняет модификацию системы; для этого требуется хорошее знание операционной системы, масса времени и элемент везения. В микроядерных архитектурах вертикальное распределение функций операционной системы заменяется на горизонтальное. Компоненты, лежащие выше микроядра, используют средства микроядра для обмена сообщениями, но взаимодействуют непосредственно. Микроядро лишь проверяет законность сообщений, пересылает их между компонентами и обеспечивает доступ к аппаратуре. 27 системы управления базами данных. По мнению IBM, размещение подобных служб в непосредственной близости от микроядра позволит повысить их эффективность за счет сокращения числа вызовов функций и возможности использовать собственные драйверы устройств. OSF ориентируется на массивно параллельные аппаратные системы. Активно изучаются вопросы изменения поведения операционной системы при возрастании числа процессоров. В такой системе микроядро Mach будет работать на всех процессорах, а сервер OSF/1 потребуется только на некоторых из них. Как планирует OSF, в будущих версиях OSF/1 на основе Mach будет поддерживаться возможность размещения сервера OSF/1 в пространстве ядра или в пользовательском пространстве в соответствии с выбором системного администратора при конфигурировании системы. Выполнение сервера OSF/1 в пространстве ядра позволит повысить производительность, так как вместо передачи сообщений будут использоваться вызовы процедур, и сервер всегда будет целиком располагаться в памяти. При выполнении сервера в пользовательском пространстве будет возможен его свопинг, что потенциально увеличит память, доступную для программ пользователя. Заметим, что примерно такой же подход используется USL в версиях UNIX, основанных на микроядре Chorus. Системные функции будут разработаны и отлажены в пользовательском пространстве, а потом можно будет перенести в пространство ядра для достижения наилучшей производительности. Микроядро Chorus компании Chorus Systems Микроядро Chorus во многих отношениях походит на реализации Mach, выполненные IBM и OSF. Chorus включает поддержку распределенных процессоров, нескольких распределенных серверов операционной системы (во многом похожую на комбинацию Mach-OSF/1), управления памятью и обработки прерываний. Поддерживается также прозрачное взаимодействие с другими экземплярами микроядра Chorus, что делает Chorus хорошей основой для сильно распределенных систем. Драйверы устройств не включаются в ядро. Аналогично подходу IBM, драйверы получают доступ к аппаратуре через ядро. Это дает возможность компоненту более высокого уровня - менеджеру устройств, отслеживать работу драйверов, функционирующих в разных узлах распределенной системы. Примеры микроядерных реализаций ОС UNIX Коротко охарактеризуем некоторые варианты ОС UNIX, построенные на основе технологии микроядра. OSF-1 компании Open Software Foundation ОС OSF/1 1.3 основана на микроядре Mach. IBM является членом OSF, и эти компании обменивались технологиями организации микроядра. Однако по некоторым важным направлениям подходы IBM и OSF различаются. В версии 30 1.3 весь сервер OSF/1 работает в пользовательском пространстве и использует функции Mach. Почему же OSF решилась на микроядерную реализацию монолитного сервера UNIX? Как говорят специалисты, OSF, OSF/1 является слишком хорошей и надежной системой, чтобы можно было ее бросить и начать все сначала. В OSF/1 1.3 используется более 90% кода предыдущих версий OSF/1. С другой стороны, чтобы улучшить возможности управления объектами, часть ядра Mach была переписана на Си++. В результате OSF/1 1.3 получилась не такой модульной, как ОС Workplace. Но использовав значительную часть OSF/1, компания OSF смогла раньше IBM получить более или менее полную микроядерную реализацию системы. MiX компании Chorus Systems Существует несколько реализаций микроядра Chorus. Chorus/MiX, версия компании Chorus операционной системы с интерфейсами UNIX, включает отдельные версии, совместимые с SVR3.2 и SVR4. USL собирается объявить Chorus/MiX V.4 микроядерной реализацией SVR4. USL и Chorus Systems планируют совместную работу по разработке Chorus/MiX V.4 в качестве будущего направления UNIX. Специально для использования на персональных компьютерах компания Chorus поддерживает реализацию Chorus/MiX, совместимую с SCO. Hurd Free Software Foundation Операционная система Hurd на протяжении последних нескольких лет разрабатывается в Фонде свободного программного обеспечения (Free Software Foundation). По своему замыслу ОС Hurd должна была явиться последней точкой в реализации проекта GNU - проекта полной свободно распространяемой совместимой с ОС UNIX среды. В числе основных разработчиков FSF исторически не было специалистов по внутренней организации операционных систем. В частности, поэтому при реализации Hurd был выбран подход, основанный на предоставленной университетом Карнеги-Меллон версии микроядра Mach, а также использовании готовой файловой системы из Висконсинского университета. Над микроядром в пользовательском режиме дописан набор серверов, которые, однако, в отличие от OSF1 и MiX, не реализуют напрямую возможностей системных вызовов UNIX. Реализация аналога системных вызовов выполнена в виде набора библиотечных подпрограмм, выполняемых в адресных пространствах пользовательских процессов. ОС Hurd еще не выпущена в свет, хотя уже более года назад в ее среде работал shell, emacs, GCC и другие компоненты программного обеспечения GNU. Кроме того, пока Hurd будет доступен только на платформах Intel. 31