Шпаргалки по Операционным Системам

1.Основные команды MS-Dos по работе с дисками и директориями. Под ОС понимается комплекс управ-х и обрабат-х программ. С одной стороны он выступает как интерфейс м у аппаратурой и пользователем, с др служит для эффективного использования ресурсов системы. Т.о. ОС выступает посредником м у пользователем и системой и управляет вычислениями. Функции 1 предоставление пользователю вместо реальной вычис-ой машины некой виртуальной

расширенной машины, с помощью которой удобно работать 2 обеспечение максимально эффективного использования всех ресурсов ПК. Существует 2 ОС-ы MS-DOS и WINDOWS. MS-DOS. Команды в MS-DOS COMMAND.COM-командный процессор, который содержит внутренние команды. bat .exe .com-содержит внешние команды ОС . 1. Команды по работе с дисками.1 FORMAT d параметры -отформатировать диск. d- имя диска

C MSD-справку по командам ОС или C MSD краткая справка по данной команде FORMAT A S-отформатировать диск A и перенос системных файлов на А. 2 SYS C А - перенос системных файлов на А 3 Дефрагментация. DEFRAG d параметры . DEFRAG A 4 DIR d - просмотр содержимого диска. 5 CON-системное устройство ввода-вывода. -хотим изменение перенаправление потока вывода -ввода

DIR C A T a.txt - содержимое корневого каталога С направляется в диск А в каталог Т, в файл а.txt. 2.Команды по работе с директориями 1 Для создания директории используют команду MD d имя директории 2 Копирование директории. XCOPY источник приемник. XCOPY A T C K-копирование данных из А в С . 3 Удалить дире-рию.

RD d имя дирек. RD A T-удалить директорию Т с диска А 4 DELTREE d имя директории- удаление директории со всеми файлами. 5 Установка текущей или сменной директории. CD d имя директории. CD необходимо установить в качестве текущей вышестоящую директорию. CD корневой каталог . 6 Просмотр содержимого директории.

DIR d и д. любые файлы с любым именем или расширением ? .txt-любые файлы с расширением .txt а -любые файлы с именем а ? -все файлы. 2.Основные команды Ms-Dos по работе с файлами и директориями. 2.Команды по работе с директориями 1 Для создания директории используют команду MD d имя директории 2 Копирование директории. XCOPY источник приемник. XCOPY

A T C K-копирование данных из А в С . 3 Удалить дире-рию. RD d имя дирек. RD A T-удалить директорию Т с диска А 4 DELTREE d имя директории- удаление директории со всеми файлами. 5 Установка текущей или сменной директории. CD d имя директории. CD необходимо установить в качестве текущей вышестоящую директорию.

CD корневой каталог . 6 Просмотр содержимого директории. DIR d и д. любые файлы с любым именем или расширением ? .txt-любые файлы с расширением .txt а -любые файлы с именем а ? -все файлы. Операции с файлами. Для того чтобы создать файл работают прикладные программы. 1 COPY источник приемник.

Для слияния нескольких источников COPY источник 1 источник 2 слияние файлов . Н-р COPY A T b.txt C K l.txt A f.txt. -слияние в А 2 Переименование. REN d путь и.файла старого и.ф. нового. 3 Удаление. DEL d путь и ф. 4 Просмотр содержимого файла. TYPE d путь и ф. 3.Команды Echo, Pause Служебные, сервисные операции команды .

1 Вывод на экран какой-либо информации ECHO имеет два формата а для вывода сообщений ECHO текст сообщения б для управления последующими командами вкл. или выкл. вывод команд на экран ECHO ON OFF ECHO- подавить вывод на экран саму команду ECHO. 2 PAUSE-приостанавливает дальнейшее действие пока не нажимаем клавишу. 3 GOTO и. метки -переход на метку. 4 IF - для анализа условий.

Если true-выпол. след. команда. Если ложь команда игнорируется и выполняется команда следующая за ней. Сущ-ет три формата а IF NOT ERRORLEVEL число команда - проанализировать количество ошибок б сравнение двух каких-то строк. IF NOT строка 1 строка 2 команда если , то выполняется команда в для анализа существования какого-то файла. IF NOT EXIST и.ф. команда. параметры ON- разрешаем, OFF-запрещаем f.bat-имя создаваемого файла f.bat

ON .Пример командного файла, который осуществляет анализ некоторых условий IF -это параметр Off или On 1 ON GOTO M1 если соответствует, то переход на М1 GOTO M2 M1 разрешаем команду ECHO ON вывод всех последующих команд ECHO команды разрешены сообщение GOTO M3 M2 запрещаем команду ECHO OFF ECHO КОМАНДЫ ЗАПРЕЩЕНЫ GOTO M3 M3 Анализ ошибок

IF NOT ERRORLEVEL 1 GOTO M4 если была хотя бы одна ошибка, то идем на М4, иначе сообщение и возврат на М3 ECHO ошибок нет GOTO M5 M4 ECHO ошибки есть GOTO M5 M5 PATH путь1, путь2, -команда пути доступа к ком. файлам. PATH C WIINDOWS COMMAND 6 Предназначена для создания переменных окружений. SET-выводит список окружений. SET и. переменной текст.

LIB-создание переменной LIB. Пример создадим перемен. LIB и присвоить ей значение C BC. SET LIB C BC. 7 DATE- установка даты 8 TAME-установка времени 9 VER- установка версии ОС. 4.Распределение памяти в Dos и Win. 4Гб Расширенная память XMS 1088кб 1Мб 640кб 0 По умолчанию ОС MS-DOS имеет доступ к стандартной памяти, чтобы получить доступ

к верхней и старшей используют драйверы HIMEM.SYS и EMM386.EXE. Доступ к дополнительной памяти осуществляется следующим образом В верхней выделяются блоки по 64 Кбайта. Блок содержит по 4 физич. Страницы по 16Кб . Каждая страница отображается на логическую страницу, на которые разбита расширенная память в каждый момент времени . В другой момент времени эта физ.

Страница может отображаться и на др. логич. страницу сканирует допол. память. Используя такой способ адресации можно работать с расширенной памятью. Программа, получая доступ к расширенной памяти может работать с большим объемом памяти. Структура стандартной памяти. При загрузке ОС строится таблица векторов прерываний ТВП , она занимает 0 до 1Кбайта, после этого строится область деления

EIOS. Далее область данных DOS и т.д. 640кб 512 256 1кб 0 Большая часть программ находится в стандартной памяти. Чтобы обрабатывать прерывания есть обработчики. Чтобы определить где они находятся, то при загрузке ОС создается ТВП, которая занимает 0-1кбайт. Такая структура создается при загрузке ОС. Контролировать ее можно используя config.sys. config.sys управляет размером и структурой стандартной

памяти 5.Порядок загрузки Dos и Win. Канонический состав ОС MS-DOS. 1. BIOS- Базовая система ввода-вывода. 2. BR-начальный загрузчик находится в нулевом секторе системного диска 3. IO.SYS-файл создает драйверы программы ввода вывода 4. MS-DOS-файл остальные обработчики прерываний 5. COMMAND.

COM-командный процессор создает внутр. и встроенные команды. Предназначен для проверки правильности вывода информации 6. Внешние команды в виде исполн. команды .ехе 7. Драйверы. 7. Драйверы. есс, в результате которого происходит прерывание выполняемой программы и передача управляемая ОС-ой. Процессор Память 256 Команда не может быть выполнена управление передается

ОС. на рис. это команды. Процессор извлекает команды из памяти. 1 в BIOS - содержаться 0-31 низкоуровневых обработчики прерываний для работы с внешними устройствами, находятся в постоянно запоминающемся устройстве. 2 BR-находится в 0 секторе системного диска. Она ищет на системном диске файл IO.SYS этот файл должен находится на системном диске.

3 IO.SYS- содержит встроенные драйвера для работы с внешними устройствами. 4 MS-DOS -находится на системном диске, в определенном месте, содержит все остальные обработчики прерываний, кроме тех которые содержатся в BIOS. 5 COMMAND.COM- командный процессор находится на системном диске. Осуществляет функции а синтаксический анализ команд, б выполнение внутренних команд, в загрузка в память внешних команд либо любых исполняемых команд или выгрузка после завершения их работы.

6 Внешние команды MS-DOS - любая внешняя память с расширением .ехе или .соm. 7 Драйверы- могут находиться на любом диске, прграммы для работы с внешними устройствами. Порядок загрузки ОС MS-DOS. Рис. -признак готовности к работе . В памяти создается таблица векторов прерывания - эта таблица, в которой находятся адреса обработчиков прерываний. Command.com состоит из трех частей 1 Инициализирующая - для разбиения файла-

COMMAND.COM и загрузка в память 2 Резидентная- постоянно находится в памяти, выполняет синтаксический анализ 3 Транзитная - находится в памяти, но затирается пользовательскими программами и потом восстанавливается с системного диска. Autoexec.bat-содержит команды для формирования конфигурации для выполняемой задачи. 6.Директивы файла config.sys 1 MENUCOLOR-директива установки цвета. Формат MENUCOLOR x,y x и y-числа от 0 до 15 х-цвет символа, e- цвет фона .

2 MENUITEM-определяет пункт стартового меню. т. е. при загрузке мы увидим некоторое меню Формат MENUITEM a,b a-имя блока, b-текст пункта меню . 3 DEVICE- позволяет загружать драйвера в стандартную память. DEVICE d путь и ф параметры . 4 DEVICEHIGH-для загрузки в старшую память. DEVICEHIGH d путь и ф параметры . 5 DOS-загружает в старшую память модули

MS-DOS. Осуществляет 2 функции загрузка старшей памяти поддерживает блоки верхней памяти. DOS HIGH,UMB HIGH-загружает в старшую память IO.SYS и MS-DOS.SYS UMB- указываем ОС осуществить поддержку верхних блоков верхней памяти . 6 COUNTRY- позволяет устанавливать национальные стандарты. COUNTRY код страны, cp номер кодовой страницы d путь country.sys.

COUNTRY 007,866,a Dos country.sys. 7 BUFFERS-определяет максимальное количество буферов. буфер- участок памяти размером 512 байт, он участвует в операциях вв вывода . BUFFERS N число буферов . 8 FALES- определяет максим-ое кол-во одновременно открытых файлов. FILES N Драйверы необходимые для управления и оптимизации памяти. 9 HIMEM.SYS- для определения доступа к расширенной памяти.

Для ее загрузки используют директиву DEVICE a DOS HIMEM.SYS. 10 EMM386.EXE- для управления расширенной памятью и организации доступа к верхней памяти. Имеется множество параметров а RAM - разрешает эмулировать дополнительную память. б RAM NDEMS -запрещает. EMM386.EXE RAM NDEMS . Для загрузки DEVICE A DOS EMM386.EXE RAM. 11 DISPLAY.SYS- организует работу с монитором- вывод на экран национальных

символов и использование клавиатуры для ввода символов. DISPLAY.SYS CON к.стр тип, к.с , EGE, 1 CON- системное имя устройства, тип-тип устройства, к с -кол-во страниц, 1-кол-во страниц DEVICE A DOS DISPLAY.SYS CON EGA, ,1 12 IDE.SYS-для организации доступа к оптическому диску IDE.SYS D c д MSCD000- для нас С д- сигнатура диска

Для загрузки DEVICE A DOS IDE.SYS D MSCD000 13 RAMDRIVE.SYS р-д размер диска м-р место расположения E-в расширенную память, А- в дополнительную, D-в стандартную, V- в старшую. Пример config.sys DEVICE A DOS HIMEM.SYS DEVISE A DOS EMM 386.EXE RAM Следующая директива подготавливает вывод на монитор национальные символы.

DEVISE A DOS DISPLAY.SYS CON EGA, ,1 DOS HIGH,UMP FILES 90 BUFERS 40 Далее организуем 2 виртуальных диска DEVISE A DOS RAMDRIVE.SYS 300 A DEVISE A DOS RAMDRIVE.SYS 500 e Доступ к оптическому диску DEVISEHIGH A DOS IDE.SYS D MSCD000 Установим национальные стандарты.

COUNTRY 007,866, A DOS COUNTRY.SYS 7.Структура файла config.sys меню. Config.sys создается в текст.файле Первый блок MENU -элементы меню второй COMMON -общий для всех пунктов. Выводится на экран меню, можно выбрать что-нибудь из них 1 MEM ST 2 MEM UH Пример 1блок MENU -определяем имена блоков, цвета MENUITEM B1,MEM ST дирек- MENUITEM B2,MEM UH тивы MENUCOLOR 14,1

COMMON DEVICE A DOS HIMEM.SYS DEVICE A DOS EMM386.EXE RAM B1 блок1-й возмож-ь эмулировать в расшир. памяти дополн. память FILES 90 BUFFERS 60 DEVICE A DOS IDE.SYS D MSCD000 DEVICE A DOS RAMDRIVE.SYS 500 E B2 FILES 30 BUFFERS 40 DOS HIGH,UMB орган-ет работу с верхней памятью DEVICE

HIGH A DOS IDE.SYS D MSCD000 COUNTRY 007,866, A DOS COUNTRY.sys При выполнении стартового меню будет создана переменная окружения CONFIG B1либоB2 и могут быть присвоены переменные B1 и B2. 1-ый пункт меню установить связь с MSCD-диском, установить русификатор, подключить драйвер мыши- в стандарт. памяти. 2-ое меню загружаем NC Пример

Autoexec.bat в текстовом файле , который соответствует и связан с файлом config.sys, который создает стартовое меню GOTO CONFIG B1 первый пункт старт-го меню A DOS MSCDEX.EXE D MSCD000 V A KEYRUS.COM русификатор A MOUSE.COM GOTOB3 B2 LH A DOS MSCDEX.EXE D MSCD000 V загружаем в старшую память все прог-мы о которых говорили

LH A KEYRUS.COM LH A MOUSE.COM B3 A NC NC.EXE загрузка файлового менеджера NC Набор файлов минимально необходимых версии NC3.0. NC.EXE-резидентный NCMAIN.EXE-транзитный NC.HLP-помощь NC.MENU-меню NC.EXT NC.INI 8.Основные задачи файловой системы. Типы файлов. Структура ф. с-мы. Файловая sys. Одна из основных ф-ций удобство работы с данными.

Структура-дерево. Для этого ОС подменяет истинную физическую структуру данных некой логич-ой иерархич-ой формой представления. Файл-это именованная обл-ть на к л. носителе данных, имеющая начало и конец. Ф. sys-совок-ть компонентов, спецификации и соответ-щее им програм-ое обеспечение, к-ые отвечают за создание, уничтожение, запись, чтение, модификацию, перемещение файлов, а так же за управлением доступом к файлам и за управление ресурсами, к-ые используются файлами.

Ф. sys-ы FAT,NTFS, S5, UFS, HPFS. Ф. sys- часть ОС. Она включает в себя 1.совок-ть всех файлов на диске 2.наборы структур данных, исп-ются для управ-я файлами. Напр. каталоги, дескрипторы, табл-ы распределения 3.комплекс системных прогр-ых средств, к-ые реализуют различные операции над файлами. Цели использ-ия ф-лов 1.долговременное и надежное хранение инф-ции при выкл-ом ПК данные сохраняются 2.совместное использ-ие инф-ции создан одним, а прочитан многими

пользователями 3.Ф.sys прогр-ту позволяет решать проблемы, с помощью наборов прост. операций. Ф. sys некот-ый промежут-ый слой, к-ый берет на себя промежуточные низкоуровневые операции. Осн. задачи ф.с. для различ. ОС 1 однопользоват-ая однопрогр-ая ОС-1.именование ф-лов 2.програм-ый интерфейс для приложений 3.отображ-е логич-ой модели дерева на физич-ую организацию данных 4.устойчивость ф.с. к сбоям питания, ошибка аппарат-го и програм-ых средств.2

однопольз-ая-мультипрогр-ая система включает те же самые задачи совместный доступ к ф-лам.3 многопользов-ая мультипрогр-я ОС те же самые защита ф-лов одного польз-ля от несанкционированного доступа др. польз-ля. Типы ф-лов в ф.с. 1.обычные ф-лы-содержат инф-цию произвольного хар-ра. Содер-ие опред-ется приложением. Не контролир-ются ОС 2.каталоги-систем-ую справочную инф-цию о некот-ом наборе ф-лов, к-ые польз-ль сгруппировал.

Этой инф-цией польз-ется ОС, а не польз-ль. В каталог могут входить как обыч. ф-лы, так и каталоги. Образуется иерархия 3.специальные-фиктивные ф-лы, к-ые ассоциируются с уст-ми ввода вывода способ доступа к ф-лам был одинаковым. Систем-ое имя CON. Нужны для стандартизации доступа к уст-вам. Иерарх-ая струк-ра ф.с. 1.дерево-файл входит только в один каталог.2.сеть-файл может входить в несколько каталогов. -директория -файл. Имена файлов. Все типы ф-лов имеют символьные имена.

В иерархич-х системах есть 1.простые-идентифицируют ф-л в пределах одного каталога короткое имя . Есть ораничения NTFS 255, S5 14 2.составные полное имя -включает всю цепочку прост. символ-ых имен ф-ла, через к-ые проходит путь к нашему ф-лу A DOS IDE.exe 3.относительное имя-это относит-но некоторого каталога. Включает цепочку прост. имен относ-но некот-го текущ. каталога, т.е. это как бы часть полного имени

A T K M a.txt 4.уникальное имя-имя, к-ое присваивает ф-лу ОС. Это уникальный идентификатор код , к-ый нужен ОС для работы с ф-лами. Разновидности FAT системы FAT,FAT12,FAT16,FAT32,VFAT вирт. ф. с для работы с ф.с. надо сначала отформатировать диск. При форматир-ии диск разбивается на дорожки- часть поверх-ти огранич-ая двумя концентрич-ми окружностями. Размер дорожки опред-ется размером головки. Если есть несколько дисков, объед-ых в пакет, то у них

есть цилиндр. Цилиндр-это совокуп-ть всех дорожек одного радиуса на различ-х пластинах одного пакета. Дорожки разбиваются на сектора-1.часть дорожки размером 512 байт ближе к центру плотность записи больше 2.наименьшая единица адресуемого дискового прост-ва. При работе с памятью каждая дорожка имеет одинак-ое кол-во секторов независимо от радиуса дорожки. Сектора нумеруются с 0. Сектора представляют собой ленту конечной длины. Происходит разбиение диска на обл-ти и объединение

секторов в кластеры. Кластер-1.совок-ть смежных секторов 2.наименьшая обл-ть на диске, предназнач-ая для хранения, размещения одного ф-ла 9.Файловая система FAT. Области на диске. В FATе кластер занимает от 1 до 128 секторов. Кластеры так же нумеруются. Потом организуются обл-ти. Области, на к-ые разбивается диск 1.BR BOOT RECORD -обл-ть начального загрузчика в 0 секторе , содержит

сведения о диске, прогу нач-ого загрузчика 2.FAT FILE ALLOCATION TABLE с 1-18 секторах -обл-ть таблица распределения файлов - содержит инф-цию о размещении ф-лов на диске. Эта обл-ть разбита на 2 части, каждая часть содержит копии FAT и ОС постоянно контролирует идентичность этих 2х копий. Каждая копия FAT-таблицы разбита на блоки, размер блока определяет тип системы

FAT. FAT12-размер блока 12 бит FAT16-16 бит 2 байта FAT32-32 бит 4 байта. Блоки пронумерованы. блока соот-ет кластера в обл-ти данных. Можно опред-ть сколько кластеров можно адресовать в разную систему FAT. FAT12 2 12 4096 FAT16 2 16 65536 FAT32 2 32 4млрд. каждый блок содержит инф-цию о кластера, соот-щего блока. Всего 5 инф-ций 1кластерсвободен 2зарезервирован 3испорчен 4признак конца ф-ла 5. след-щего

кластера, в к-ом продолжается файл. 3.RD ROOT DIRECTORY обл-ть корневого каталога с19-32 -сод-жит дескрипторы ф-лов. Занимает 1 кластер, не может сод-жать больше чем 512 дескрипторов. Устанавливается ограничение в FAT16 и FAT12 кол-ва ф-лов в корневом каталоге. Каждый дескриптор занимает 32 байта и разбит на 8 полей 1.имя ф-ла директории -длина 8 байт 8 символов 2.расширение-3 байта 3.аттрибуты-1 байт 4.резерв-10 5.время последней записи-2 6.дата послед. записи-2 7. начального

кластера-2 8-длина ф-ла-4. Атрибуты длина хар-к ф-ла. Под атрибут выделяется 1 байт. Атрибуты ф-ла каталога 1 1 1 1 1 1 Резерв, не исп-ся в Fat-сис арх.ф-л директор-я метка тома сист-ый скрытый чтение 10.Порядок поиска файла на диске. Принцип адресации ф-лов связь м у логич. конструкцией и физич. .1. Сначала ОС обращается к начал. загрузчику в 0 сект , затем к обл-ти корневого каталога 19 сек .эта обл-

ть разбита на дескрипторы 8 полей, содер-щие сведения о файле . 1.имя ф-ла ab T 2.расшир-е txt 3.атрибуты . 20h 10h 7. нач. кластера 4 60 DA 2 3 4 5 6 7 8 9 FAT 2 3 4 5 6 7 8 9 6 9 EOF Ищет необходимый файл, смотрит в атрибутах, что это файл 10 , смотрит нач. кластера в обл. данных , просматривает содержимое, обращается к FAT и смотрит содержимое, где кластера указывает на след-го кластера и так до конца файла

EOF . Образуется цепочка кластеров.2.ОС отыскивает некот. ф-л в некот. каталоге ОС отыскивает в обл-ти корнев. каталога дескриптор с некот-ым именем Т без расширения узнает по полю атриб что это директория 10000 , и узнает начальный кластер . Этот дескриптор разбит еще на дескрипторы содержащие 8 полей . 1 ef 2 txt 3 10h 10h 20h 7 60 0 100 1ый столбец содержит свед-ния о себе самом 2ой-содержит свед-ния

о вышестоящем каталоге. признак вышестоящ. каталога. Далее поиск файла в каталоге ведется, как и в случае 1. Т. о. ОС устанавливает связь м у лог. и физ. структурой диска. IO.sys находится в первом кластере обл. дан. на сист. дисках Если удаляется ф-л с диска. ОС заменит 1ый символ нашего имени на спец. символ

E5h рус х . Она укажет, что все кластеры свободны. Т.о. инф-ция ф-ла сохранится и при необход-ти инф-цию можно восстановить, т.е. восстановить цепочку кластеров, это сделать легче если ф-л не фрагментирован. Но восстанавливать надо сразу, пока ОС не заняла освобожденные кластеры данными от др. ф-ла. 1 Xb 2 Txt 3 20h 7 2 3 4 5 6 7 8 9 0 0 0 2 3 4 5 6 7 8 9 занят

Запись ф-ла на диск. ОС опред-ет с помощью FAT-табл. где свобод. кластер по близости и записывает в него содержимое ф-ла этот кластера помещается в дескриптор и занимает столько кластеров сколько ему необходимо. Потом весь ф-л размещается в в ближайших свобод. кластерах, -но занося данные в FAT. Емкость дискеты 1,44 Мб, 3,5 BR FAT RD DA 0 1 9 10 18 19 32 80-дорожек 18 секторов в дорожке 1 класт 1 сект для FAT 9секторов на дискете FAT12. IO.sys располагается в 33 сект. в 1 класт

DA Программное средство для работы с дисками для исслед-я систем FAT12,FAT16 -DISKEDIT.EXE. с каким носителем работать с логич. или физич. Выбираем логич. гл. меню объекты -можно установить просмотр диска, каталога, кластера, сектора. Можно найти загруз. Запись и работать будем с 1ой FAT. Для установки 16-ричного просмотра F2-просмотреть содержимое кластера в 16-ом виде.

В строчку располагается 16 байт символов. Каждый дескриптор занимает 2 строчки. 11.Отличие Fat32 от Fat16. Отличие FAT32 от FAT16 FAT12 от FAT16 размером блока в FAT-табл. 1. каждый блок FAT32 табл. Занимает не 2, а 4 байта 2. адрес нач. кластера в дескрипторе занимает не 2, а 4 б 3. Загрузочная запись содержит не 1 сектор, а 2 сектора, т.е. кроме min-но необходимых сведен. о носителе

нач. загрузчике , там еще дублируются некот. данные о FAT и RD для безопасности 4. копия загрузочной записи в 16 секторе 5.обл. корн. каталога не является жестко привязанной сразу за FAT, а расположена в некот. месте DA, сведения о RD содержаться в BR, след-но, снимается ограничение на кол-во ф-лов в RD, т.к. RD не ограничен строго в размерах. Поля в дескрипторе ф.с.

FAT32 размер дескр. 32 1. Имя ф-ла 8 байт 2. Расширение 3 3. Атрибут 1 4. Резерв 2 5. Время создания ф-ла или директории 2 6. Дата создания 2 7. Дата посл-го доступа 2 8. Старшее слово ра нач. кластера 2 9. Время посл-ей записи 2 10. Дата послед. Записи 2 11.младшее слово ра нач. класт 2 12.размер ф-ла 4. Каким образом ОС Windows, используя любой из вариантов

FAT, сохраняет длинные имена ф-лов? Это осущ-ся с помощью собств. вирт-ой ф.с. VFAT Windows. Эта ф.с. различным образом интерпретирует это длинное имя двояким образом 1.создается дескр-р содерж-щий короткое имя ф-ла 5 симв 3 служ-х 2.ОС занимает несколько дескр-ров и располагает там длин. имя ф-ла. Это имя записывается в кодировке UNICODE 2 байта для одного символа, а не 1 . Структура дескр-ра для описания длин. имени.1. элемента 1

байт 2. Символы с 1 по 5 занимают 10 байт 3. Атрибут 1 4. Резерв 1 5. Контрольная сумма 1 6. Символы имени с 6 по 11 12 7. Нулевое поле 2 8. Символы с 12 по 13 4. Т.о. ОС использует столько дискр-ров сколько необх-мо записать длин. имя ф-ла. Длин. имя до 255 символов. ОС устанавливает ограничение для общей длины имени ?260 символов. 12.Структура жесткого диска для Fat. Логическая организация жесткого диска.

Физ. координаты жесткого диска трехмерные. Параметры 1.с- цилиндра 2. h- головки 3. S- сектора. По адресу 0-0-1 находится важный сектор-Master Boot Record MBR -главная загрузочная запись. Содержит 3 эл-та 1. NSB non system boot -внесистемный загрузчик 2.TPD partition table -табл. разделов диска 3. Сигнатура AA55h-признак, что сектор явл-ся глав. загр. записью.

TPD содержит 4 эл-та. Каждый из эл-тов содержит 16 байт, след-но, вся табл. занимает 64 байта. Каждый эл-т содержит свед-я о разделах, на к-ые может быть разбит жест. диск. Т.о. всего разделов на диске может быть 4. Разделы могут быть 1. Первичным может занимать только один лог. диск 2. Расширенный может быть разбит на произвольное кол-во лог. дисков. Каждый раздел может быть активным, но только один из 4-х.

Для Windows и Ms-dos доступны только 2 раздела из 4-х. С активного диска происходит загрузка системы. Структура разделов MBR BR FAT RD DA Табл. лог. дисков BR FAT RD DA Табл. лог. дисков BR FAT RD DA Загрузка ОС считывается содержимое MBR-определяется раздел, к-ый явл-ся активным, считывает загруз. системы. ОС обращается к актив. разделу и загружается система с актив раздела.

Менеджер загрузки меняет глав. загр. запись, помещает там указатель на самого себя, передается управление менеджеру. Можно назначить люб. из акт. разделов. Т.о. процесс загрузки сост. из 1.работы глав. загр-ой записи, передающей упр-ие актив. разделу или менеджеру.2.загрузка выбранной системы. 13.Файловая система NTFS.Структура тома. Ф.с. NFTS. Осн. особенности 1. поддержка дисков размером 2 64 байт 2. восстанавливаемость после сбоев и отказов 3.

высокая скорость операций 4. низкий уровень фрагментации 5. устойчивость к отказам и сбоям 6. поддержка длинных имен 7. контроль доступа к каталогам и файлам. Структура тома NTFS. Содержит либо ф-лы, либо часть ф-ла. Осн. структура, к-ая содержит инф-цию-главная табл. ф-лов MFT-Master File Table-содержит по меньшей мере одну запись включая и запись для себя самого.

Каждая запись стандартизирована и сост-ет 1, 2, 4 Кбайта. Лог. диск том том совок-ть кластеров. Каждый кластер имеет LCN Logic Cluster Number -логич. кластера. Базовой единицей адресации явл-ся отрезок-послед-ть кластеров. Каждый файл начинается с вирт. лог. -ра VLC кластера . Отрезок определяется координатами VLC, LCN, k кол-во кластеров, принадлежащих дан. ф-лу отрезку .

Каждый файл сост. из набора атрибутов имя ф-лов и его данные, к-ые содержит файл. Данные так же явл-ся атриб. Атрибуты системные пользовательские. Атрибуты сост из полей 1.тип атриб 2.длина атр 3. Значение 4.имя. Организация диска Загруз-ый блок 0 1ый отрезок MFT содер. 15 запис. 1 15 Сист. файлы Копия MFT Файлы

Копия загруз. блока 0 15 1ые 16 записей MFT записи имя 0. MFT-глав. табл. ф-лов содержит полный список ф-лов 1. MFTMIRR-копия глав. табл сод-т адрес копии, в к-ой наход-ся 1ые 16 записей, чтобы была надежность и сохранность ф-лов 2. LOGFILE-сод-т список транзакций, использ-ся при восстанов-ии ф.с. после сбоя .5. адрес корневого каталога 7. BOOT-адрес копии загруз. бока при повреждении 8.

BADCLUS-сод-т список поврежденных кластеров. -системный файл. Системные атрибуты 1.AL Attribute list -атр к-ый содержит список атрибутов, след-но, набор атр к-ые сод-жит файл. Появляется и используется тогда, когда имеем дело с большими ф-лами или каталогами 2.FN File -имя файла, длинное имя ф-ла 255 3.SD Security description -относится к безопасности, содержит инф-цию о защите ф-ла, список операций, к-ые можно производить над дан. ф-том, список прав при доступе

и поле аудитора 4.DATA-сами данные, к-ые сод-жит файл 5.IR Index Root - корень индекса или корень В-дерева битового, двоичн. дерева , использ-ся при поиске ф-ла 6.IA Index Allocation -размещение индекса. Размещение индексов В-дерева, к-ые не поместились в MFT 7.SI Standart Information -стандартная инф-ция о времени, дате создания и т.д. 14.Файловая система NTFS. 4 типа файлов. Типы файлов в системе

NTFS 1. Малые файлы-small 2. Большие файлы-large 3. Гигантские-huge 4. Сверхгигантские-extremely huge. Принципы организации этих файлов 1.малые-полностью помещаются в первой из участков MFT SI FN DATA SD 2.большие файлы. Если превышают этот размер, то не может быть расположен в записи и ,след-но, имеет др. структуру SI FN Data Vcn,lcn,k адреса vcn,lcn,k отрезков

SD Отрезок данных 1 Отрезок данных 2 3.гигантский файл, если кол-во адресов не может поместиться в атрибут файла. SI FN AL N b записи, к-я содержит атр не помещ-еся записи SD Data vcn,lcn,k vcn,lcn,k Отрезок данных 1 Отрезок данных 2 4.сверхгигантские список адресов отрезков не помещается в одной записи, в AL появляется список, к-ый сод-т набор не одной записи, а несколько записей, каждая сод-т часть данных. SI FN AL N1 b N2 c

SD Data vcn,lcv,k vcn,lcn,k Data vcn,lcn,k vcn,lcn,k Отрезок данных 14.Файловая система NTFS. 2 типа каталогов Структура каталогов в ф.с. NTFS. Каталог-это файл, к-ый содержит атрибут IR. 2 вида малые каталоги большие каталоги. 1. малые- список файлов и записи помещается в одну запись MFT, имеется некот-я SI и , а данные о ф-лах нах-ся в записях с соот-щим .

IR содержит набор данных о ф-ле и адреса ф-лов, к-ый сост. из 2х частей и ф1, з1 имя файла1, номер записи1 -признак конца каталога. SI FN IR и ф1, з1 и ф2, з2 SD 2. большой каталог-атрибут IR занимает несколько записей, IA-содержит адреса. и ф1, з1-узел В-дерева. SI FN IR и ф1, з1 и ф2, з2 IA vcn,lcn,k vcn,lcn,k SD IR и ф11, з11 и ф12, з12

IR и ф21, з21 и ф22, з22 Пусть имеется несколько файлов а1.txt, a2.txt an.txt, bb.txt bb.txt эти файлы по кол-ву образуют некотор. группу, к-ые помещаются в атрибуты в IR получается запись о bb.txt . Пусть есть еще файлы c1.txt, c2.txt cn.txt, dd.txt dd.txt, к-ые тоже умещаются в одну запись данные о них , тогда в IR помещают файл dd.txt. выбирается последний представитель в этой группе файлов и помещается в IR bb.txt, dd.txt . по имени файла опред-ся какая это группа.

Указатели двоич. дерева явл-ся последние файлы группы. ОС сама делит файлы на группы лексикографически. Это происходит во всех каталогах. 16.Файловая система S5 и UFS. Адресация кластеров файла. Файловая система S5. Эта ф.с. используется в ОС UNIX. S5 можно представить на след. обл-ти 1.загрузочный блок-инф-ция о ф.с о разделе, о томе, нах-ся сист.

Загрузчика UNIX. 2.супер блок-самая общая инф-ция о ф.с размер раздела, размер обл-ти индексных дескрипторов, число индек. дескр-ров, список свободных блоков и кластеров, список своб. индекс. дескр-ров. 3. Индексные дескрипторы. 4. Данные. В обл-ти данных нах-ся файлы-каталоги, корнев. каталог, спец. ф-лы, под них отводятся дескрипторы но место они в обл-ти дан. не занимают , т.е. это файлы?систем. уст-ва, чтобы ОС ф.с. работала с уст-вами. Индексные дескрипторы.

Особ-ть ф.с. отделение имени файла от его характеристики. Это разделение возможно с пом. индексных дескр-ров. Данные в инд. дескр. 1.Идентификатор владельца файла. 2.тип ф-ла-обыч. файл, каталог, спец. файл. 3.права доступа к файлу. 4.временные хар-ки ф-ла-время создания, время послед. модификации, время обращения.

5.число ссылок на данный индек. дескр-р. оно равно кол-ву псевдонимов файлов, т.к. путей к ф-лу может быть несколько иерарх. и сист 6.адресная инф-ция. 7.размер файла. Каждый индекс. дескр-р имеет свой уникальный номер, к-ый может явл-ся и файла. ОС ведет учет своб. дескр-ров. Кат файл, к-ый содержит набор записей о ф-лах, входящих в него Запись о файле в каталоге сост. из 2х полей 1.имя 2.номер дескр-ра.

ОС отыскивает файл, используя полное имя ф-ла. Из загр. блока ОС знает где нах-ся корнев. кат. в обл-ти данных, в нем она нах-ит список имен и дескр-ров, далее ОС находит подкаталогов или файлов с их уникал. рами дескр-ров. В обл-ти дескр. ОС находит нужный дескр-ра, в к-ом содер-ся инф-ция о месте в обл-ти данных и т.д пока нужный файл или кат. не найден. Принцип организации адресации.

В индекс. дескр. сод-ся поле, к-ое сод-т 15 блоков. 1-12-для непосред-ой адресации, наход-ся кластеров. 13-сод-т адрес кластера, в этом кластере нах-ся 2048 адресов кластеров, в к-ых расположен этот файл-простая косвенная адресация если файл занимает 12 кластеров . 14- адрес кластера, в к-ом 2048 адресов, в к-ых в свою очередь содержится по 2048 адресов кластера

с данными файла двойная косвенная адресация . В 15 тройная косвен. адресация, след-но, мах файл 70 трил. байтов. Ф.с. UFS используется в UNIX . Отличие от S5 диск разбит на группы зон. Каждая зона разбита на блоки. Загрузочный блок Супер блок Блок группы цилиндров Блок таблицы дескрипторов Блок данных Супер блок Супер блок одинаковый для всех зон резервные копии

для диска . В остальных обл-ях они уникальны для каждой зоны. Это нужно чтобы облегчить поиск ф-лов на диске. Имена ф-лов достигают 255 символов. 17.Файловая система ext2fs. Ф.с. используемая в ОС LINUX-вторая расширенная ф.с. ext2fs. Организация диск разбит на зоны. Кластер в LINUX называют блок, т.е. на группы блоков.

Области Загрузочный блок Супер блок Описание группы блоков Group Description Битовая карта блоков block bitmap Битовая карта индекс. дескр-ов inode bitmap Таблица индекс. дескр-ов inode table Данные Супер блок одинаков всех зон-размер строго определен 1024 байта. Поля суперблока 1.s inode count-число индекс. дескр-ров 2.s block count-число блоков кластеров 3.s

r block count-число блоков зарезервир-х для суперпользователя 4.s free block count-счетчик числа свободных блоков 5.s free inode count-счетчик числа свобод. индекс. дескр-ров. Область описания группы блоков. Поле 1.bg block bitmap-адрес блока, содержащего битовую карту блока 2.bg inode bitmap-адоес блока, в к-ом начинается битовая карта индексн. дескрипторов 3.bg inode table-адрес блока, к-ый сод-ит саму таблицу индекс. дескр-ров.

Битовая карта блоков -некая структура, к-ая сод-ит сведения о каждом блоке занят блок или свободен если 1,то занят, 0-свободен . Битовая карта индекс. дескр-ов сод-ит свед-я занят индекс. дескр-р или свободен . Данная система использует для каждого индекс. дескр-ра, т.е. число файлов кол-ву индекс. дескр-ров. Т.о. мах-ое число ф-лов заранее задается некот-ым кол-вом индекс. дескр-ров. При создании лог. диска задается мах-ое кол-во ф-лов.

Таблица индекс. дескр-ров. Поля 1.i mode-тип и права доступа к дан. ф-лу 2.i uid-идентификатор владельца файла 3.i size-размер файла в байтах 4.i atime-время последнего обращения к ф-лу 5.i ctime-время создания ф-ла 6.i mtime-время послед-ей модификации ф-ла 7.i dtime-время удаления ф-ла 8.i block-указатель на блоки, в к-ых нах-ся сами данные ф-ла. Среди индекс. дескр-ров сущ-вуют особые индекс. дескр-ры ИД все ИД имеют уникал по к-ым они расположены в табл.

1.ext2 bad ino-сведения о дефектных блоках 2.ext2 root ino-содержится адрес корнев. каталога свед-я о корневом кат Эта ф.с. содержит ф-лы, к-ые являются собственно файлы и файлы-директории. Файл, к-ый явл-ся каталогом, след-но, сод-ит свед-я о файлах и подкаталогах. Поля 1.inode- индекс. дескр-ра 2.rec len- длина самой записи в каталоге 3.name len-длина имени ф-ла 4.name-имя ф-ла. В дан. ф.с. используется переменная длина записи о ф-лах, т.е. не надо резервир-ть строгое

место для длинных имен. Это обеспечивает некот-ые поля 2 и 3. Это дает экономить места. От длины имени зависит размер записи. Принцип адресации данных не изменился. В табл. индекс. дескр-ров имеется поле i block, к-ое сод-ит 15 адресов до 12-сод-т прямой адрес блока, после 12-косвен. Двойная и тройная адресация, след-но, длина ф-ла до 70 трил. байт.

Послед-ть действий ОС при поиске ф-ла в ф.с. ОС обращается к загр. блоку получить свед-я о данном диске это происходит один раз при загрузке . ОС обращается к супер блоку -получить свед-я, чтобы получить конкрет. свед-я о ф.с. ОС обращается к описанию группы блоков , там есть поле bg inode table. Затем обращение к табл. индекс. дескр-ров, обращение к опред-ому индек. дескр-ру 2, к-ый сод-ит свед-я о корн. кат. ext2 root ino . Там есть адрес i block, где содержаться свед-ия о корн. кат. в обл. данных,

след-но, попадает в обл. блоков данных. ОС ищет имя файла в корн. кат. name, найдя имя ф-ла, она ищет ИД, inode, по к-ой обращается в табл. дескр-ров, по к-ой нах-дит адрес файла в обл. дан найдя ИД считывает файл. На одном физ. диске может быть до 4-х разделов. На одном физ. может быть несколько ОС и ф.с. У диска есть всегда глав. загруз. запись MBR , где нах-ся внесист. Загрузчик, к-ый уже направляет загрузку на конкр.

ОС, на сист. загрузчик. Область табл. разделов. Принцип адресации секторов 1. цилиндра 2. головки стороны 3. сектора. Конкретный байт в пределах сектора адресуется смещением относ-но начала сект. или некотор. байта. Таблица разделов диска сод-ит 4 части. MBR нах-ся по адресу 0,0,1. А свед-я о каждом разделе 1BEh, 1CEh, 1Deh, 1Feh- это 16-ые адреса начала эл-тов каждого раздела. Свед-я о каж. Разделе содержит 16 байт. Каждый эл-т табл. разделов обладает опред-ой структурой.

Адреса смещения относ-но начала раздела название Смещ-е размер Значение Флаг активности 0 1 байт 80h А 0 головки начала раздела 1 1 сектора и цилиндра 2 2 Код ОС 4 1 Внесист. загрузчик передает управление актив. разделу. Но сущ-ют менеджеры, к-ые в MBR передают управление к самому менеджеру, где потом можно выбрать ОС для загрузки. Для каждой ОС сущ-ет оптимальный менеджер, но идеал-ого менеджера нет.

Для разбиения диска на разделы, разметки и отформатир-ии диска используют программу FDISK. При работе необходимо быть внимательным, т.к. можно потерять свед-я о диске, и диск нельзя будет использовать 18.Структура О.С. Структура ядра. 1.Ядро управляют памятью, устройствами ввода-вывода . 2.Вспомогательные модули. Ядро выполняет следующие функции 1. функции, решающие внутрисистемные задачи, например, обработка прерываний. 2. поддержка работы приложений приложения могут обращаться к ядру -

системные вызовы . Вспомогательные модули выполняют менее обязательные функции и поэтому они оформляются в виде приложений или библиотек процедур. Вспомогательные модули делятся на 1. Утилиты-программы, решающие задачи управления и сопровождения компьютера дефрагментация диска 2. Системные обрабатывающие программы компиляторы, интерпретаторы 3. Программы дополнительных возможностей калькулятор, текстовый и графический редакторы 4.

Библиотека процедур. Ядро должно работать в режиме супервизора. Для этого аппаратно выполнено следующее процессор обладает 4 уровнями привилегий. Рассмотрим 2 уровня привилегий РИС. Рассмотрим структуру самого ядра. Оно состоит из 1.Средства аппаратной поддержки О.С. средства поддержки привилегированного режима, система прерываний, средства защиты памяти 2. Машинно-зависимые компоненты обеспечивают возможность работы

О.С. с конкретной платформой аппаратуры 2 1 0 аппаратный компо6нент 3. Базовые механизмы ядра основной слой, который выполняет прерываний, переключения уровня приоритетов, перемещения страницы. 4.Менеджеры ресурсов модули реализуют статические задачи по управлению ресурсами О.С память, процессы ввода-вывода 5. Интерфейс системных выводов взаимодействует с приложениями для Win - функции API 19.Типовые средства аппаратной поддержки

О.С. 1.Средства поддержки привилегированного режима Основаны на системном регистре процессора, который называется словосостояние машины и процессора. Регистр содержит признаки, определяющие режим работы процессора, уровень привилегий процессора. Чтобы изменить режим надо в словосостояние записать новое состояние, другой режим привилегий. 2.Средства трансляции адресов 3.Средства переключения процессов.

Процесс-это активное восприятие, выполняемая задача. Комплекс восстановления процесса -набор некоторых данных о процессе набор регистров процессора, словосостояние и др т.е. все необходимые данные для возможности возврата к процессу. 4.Система прерываний. Позволяет П.К. реагировать на внешние события и синхронизировать работу устройств П.К. 5.Системный таймер отслеживание времени. 6.Средства защиты памяти.

Важным средством О.С. считается переносимость - означает то, насколько реально перенести О.С. на данную аппаратную систему, т.е. это степень возможности. Условия переносимости 1.Язык высокого уровня. 2. Объем машинно-зависимых команд должен быть минимальным. 3.Объеденение в модули слоя. 20.Микроядерная архитектура. РИС. Часть функций ядра может обрабатываться только на привилегированном уровне.

Микроядерная арх-ра предполагает, что большая часть ядра вырабатывается в виде отдельных приложений серверов , которые находятся на уровне приложений, при этом сервера могут обращаться друг к другу, что не свойственно обычным приложениям. РИС. Логическая схема работы микроядерной арх. РИС. Преимущества микрояд. арх-ры 1. переносимость т.к. основные команды сосредоточены в микроядре 2. расширяемость создаем новое приложение 3. конфигурироемость для изменения функций системы изменить модуль

или приложение 4.надежность сервер работает как приложение в своей области памяти. Если произойдет крах какого-либо сервера, с О.С. ничего не произойдет, т.к. сервер находится в защищенном участке памяти. 5. Данная организация является доступной для распределения вычислений, т.е. на П.К. должно быть обязательно только ядро, а сервера могут быть на другом П.К. Транспортный принцип организации РИС. следовательно производимость теряется за счет дважды обращения

к микроядру. 21.Мультипрограммирование. Мультипрогр-ие многозадачность -способ организации вычислю. процесса, при к-ом на одном процессоре одновременно выполняется много задач. одновременно мы понимаем следующее. Все приложения одновременно загружены в память, а процессор по очереди опрашивает и работает со всеми прилож-ми. Критерии эффект-ти работы системы 1.пропускная способность 2.удобство работы 3.реактивность-способ-ть получать результат в течение наперед заданного конкрет. промежутка времени.

По использованию критериев ОСы делятся на группы 1.система пакетной обработки 2.системы разделения времени 3.системы реал. времени. 1.сист. пакет. обр-ки простая из всех уст-в, в т.ч. и процедура. Эта система предназ-на для задач, к-ые не требуют быстрого рез-та в осн. для вычислений . Этот метод использ. в старых, первых компах. До сих пор это явл-ся основой работы на мэйнфреймах - больших ПК на сист. IBM360, IBM370. На мэйнфреймах, кроме главного, есть еще др. процессоры-каналы для

работы с уст-вами ввода вывода. Глав. процессор передает работу каналу, когда к нему приходит запрос для ввода вывода и потом два процессора нач-ют работать одновременно, следовательно, производит-то повышается. Это наподобие контролеров ввода вывода на совр. ПК. Пакетный обработчик-группа задач объед-ся в пакет, загруж-ся в память и потом процессор сам опред-ет послед-ть их обработки. 2.Ситема раздел. врем. Цель-удобство работы пользователя.

Польз-ль может работать с несколькими прогами, т.к. ОС принудительно опрашивает кажд. прилож-е за отрезок времени, след-но, склад-ся впечатление, что все прилож. Работают одноврем-о, т.к. время опроса маленькое. 3.Сис. реал. времени-для управления техн. Объектами и процессами. Время выполнения операции -время реакции системы, след-о, св-во системы -реактивность.

Время реакции заранее точно определено для кажд. ситуации и действия. Кроме мультипрогр-ого сущ-ет мультипроцессорный вариант обработки. Неявно до сих пор предполагалось, что операции производятся одним проц-ром, но возможно это делать и несколькими. Если все процессоры одинаковы, то это симметричная структура. Для каж. из этих проц-ров возможности доступа к памяти одинаковы.

Асимметричная арх-ра-есть несколько разл. проц-ров по типу . Напр. 1 проц-р для кажд. уст-ва. Они не объед-ся в один корпус, как для симметр а кажд. проц-р в своем корпусе-кластере. И есть глав. проц-р, к-ый осущ-ет управ-е всеми проц-рама, разделяет ресурсы 22.Процессы. Кроме мультипрогр-ого сущ-ет мультипроцессорный вариант обработки. Неявно до сих пор предполагалось, что операции производятся одним проц-ром, но возможно это делать

и несколькими. Если все процессоры одинаковы, то это симметричная структура. Для каж. из этих проц-ров возможности доступа к памяти одинаковы. Асимметричная арх-ра-есть несколько разл. проц-ров по типу . Напр. 1 проц-р для кажд. уст-ва. Они не объед-ся в один корпус, как для симметр а кажд. проц-р в своем корпусе-кластере. И есть глав. проц-р, к-ый осущ-ет управ-е всеми проц-рама, разделяет ресурсы.

Процессирование -оно тоже бывает симм. и асимметр. Это организ-я работы. Асимметричное проц-ние возможно для симм. и для асимм. арх-ры. Тут назначается 1 глав. проц-р, а остальные выполняют допол. ф-ции. Симм. проц-ние-не сущ-ет глав. проц-ра, т.е. возможно только для симм. арх-ры. Это проц-ние децентрализовано. Порядок выполнения задач опред-ся

ОС. Процесс-единица работы ОС, определяемая содержанием исполняемого кода задачи, загруженного в память. Т.е. процесс-это участок памяти, куда загружено с кодом и данными прил-е. Для процесса ОС распределяет все ресурсы гл. память . Но процесс-это статич-ая единица -только участок памяти. Чтобы процесс делал действесс делал действздать поток хотя бы один .

Поток -независимая послед-ть вычисл. операций, содер-щихся в процессе. Кажд. процесс загружен в отдельный, защищ-ый участок памяти. И общаться друг с другом они могут только через ОС. Потоки получают возмож-ть доступа к друг другу в пределах одного процесса. Т.о. в пределах одного процесса можно разделить операции напр.

По скорости выпол-я медл 1 поток, быстр 2-й . Для потока хар-но послед-ый переход процессора от 1 команды к др. Для создания процесса надо 1.создать описатель процесса-это одна обычно или несколько инф. структура-дескр-р процесса. Он содержится в памяти. Сод-ит данные о том, где в памяти содержатся дан. модули и дан. о степени привилегии процесса для проц-ра. 2.загрузка кодов и данных в память. Надо найти модуль на диске, найти своб. память и загрузить модуль в память.

3.определение ресурсов, к-ые необходимы процессу. При этом ОС распределяет все ресурсы, кроме процесса о времени. 4.создать хотя бы один поток, для этого надо сгенерировать еще одну инф. структуру-описатель потока. Инф-ия в дескр-ре процесса 1.идентификатор процесса. 2.тип процесса. 3.приоритет процесса. 4.переменная состояния-свед-я о сост-ии процесса в дан. момент

чтобы можно было приостановить процесс и потом вернуться к нему . 5.адрес защищенной зоны памяти, в к-ой хранится процесс. 6.свед-я о ресурсах, к-ые нужны процессу. 7.параметры времени запуска состояние в момент запуска процесса . Дескр-р создается для кажд. процесса, все дескр-ры объед-ются в табл. процессов, к-ая хранится в обл-ти памяти доступной только для ядра ОС. Контекст процесса необходим, чтобы можно было восстановить работу

процесса после остановки. Содержание контекста процесса 1.содержимое регистров процессора. 2.инф. о всех открытых ф-лах и незавершенных операциях ввода вывода. Контекст хранится в обл-ти ОС, но уже не в обл-ти ядра, т.е. там где содерж. серверы или модули ОС. С процессами и потоками надо осущ-ть планирование и диспетчеразию потоков. 23.Потоки. Поток - независимая послед-ть вычисл. операций, содер-щихся в процессе.

Кажд. процесс загружен в отдельный, защищ-ый участок памяти. И общаться друг с другом они могут только через ОС. Потоки получают возмож-ть доступа к друг другу в пределах одного процесса. Т.о. в пределах одного процесса можно разделить операции напр. По скорости выпол-я медл 1 поток, быстр 2-й . Для потока хар-но послед-ый переход процессора от 1 команды

к др. С процессами и потоками надо осущ-ть планирование и диспетчеразию потоков. Планирование-определение момента времени, при к-ом следует прекратить текущ. поток, и какому потоку передать действие. Критерии мах время для кажд. потока, приорит-ть задачи, статич-ое планир-ие -жесткий переход от потока к потоку напр. для ОС реал. времени . Диспетчеризация -переключение потоков с 1-го на др т.е. сначала надо спланир-ть что и куда переключать,

а потом собственно переключение, след-но, 1.сохранение контекста выполняемого потока, 2.загрузка контекста или потока, к-ый выбран планированием, 3.запуск нового, выбранного потока на выполнение. Возможные состояния потоков 1.выполнение-активное состояние, т.е. поток обладает всеми нужными ресурсами и он выполняется процессором. 2.ожидание-пассивное состояние, т.е. поток заблокирован по внутренним

причинам напр. не может получить ресурсы, к-ые надо . 3.готовность-пассив. сост поток заблокирован по внешним причинам, т.е. все ресурсы есть, но недоступен процессор. Вытесняющие и не вытесняющие алгоритмы планирования. Невытесн-ий -активный поток выполняется, пока он сам не отдает управление ОС. Вытесн-ий -решение о переключении потока принимает

ОС, а не задача. При вытесн. планир. должен быть некот. планировщик заданий, к-ый распределяет работу м у приложениями можно одновременно выполнять несколько задач по различ. планированиям. Невытесн каждая задача решается быстрее в отдельности без пакета , процессорное время принадлежит одной задаче. В зависимости от задачи каждый раз выбирают различ. план-е. Варианты планирования 1.на основе квантования -каждому потоку дается непрерывный отрезок процессорного

времени - квант. Смена потока происходит если поток завершился раньше кванта произошла ошибка поток перешел в ожидание исчерпан квант времени. Кванты могут быть различны если очень короткий, то поток будет долго в ожидании суммарно , если слишком длинный, то поток выполняется намного в рез-те 1-го кванта, след-о, алг-тм вырождается в послед-ую обработку потоков, как для однопрограм-го режима. В процессе выпол. задачи кванты могут быть фиксированы, а могут и меняться, след-о, вначале выделяется

большой квант для каждого потока, а потом уменьш-ся, поэтому получат преимущ-во короткие задачи. Либо возможен обратный вариант- от меньших квантов к большим, тогда уменьш-ся время на переключение м у длительными потоками. Потоки могут использовать выделенные кванты не полностью, тогда планировщик создаст 2 очереди 1 из потоков, к-ые исчерпали свои кванты и 2 потоки, к-ые не исчерпали свои кванты. Тогда при переключении потоков сначала смотрит 2-ю очередь, а потом 1-ю.

Т.е. при алг-ме квантов-ия не нужна предварительная инф-ция о решаемых задачах, т.е. просто приступает к решению задачи без приоритетов по очереди. 2. На основе приоритетов -каждый поток есть 200 приоритетов. Чем больше приор тем меньше поток ожидания и тем больше он испол-ет процессорное время. Приор. потока связан с приор. процесса, т.е. сначала опред-ся приор. для процесса. Для процесса ОС при выделении ресурсов по инф-ции о процессе, к-ая дается польз-лем, определяет базов.

ур-нь приор. А потом для всех потоков процессора - диапазон приор-ов, к-ый не пересек-ся с диапазоном потоков др. процессов. При прерыв-ии потока след-щий на выпол-ие поток опред-ся по приорит. Сущ-ют относ-ный и абсол-ый приоритет. Относит актив. поток выполняется до завершения ошибки или ожидания, т.е. квант времени испол-ся полностью. Абсолют может быть смена потока на поток с высшим приритетом вне завис-ти от кванта. 3. Смешанный алг квантование приор-ты.

Величина кванта и выбор потока опред-ся его приор-том. Потоки с высшим приор-том могут вытеснять актив. поток. Вытесн-ый поток помещается в отд-ую очередь. 4. Для системы реального времени-для этих систем делают тестир-ие всех возможных ситуаций. Сущ-ют жесткие и мягкие системы. Жесткие -нарушение выделенного времени не допустимо.

Мягкие -возможны вариации по времени, хотя они и нежелательны, но не запрещены. 24.Прерывание. Мультипрограммирование на основе прерываний. Прерывание-процесс, к-ый возник в рез-те события внешнего по отнош-ию к выполняемой проге, или не предусмотр-го прогой хотя и внутр этот процесс порождает выполнение процедур, к-ых нет в проге, но есть в ОС, т.е. управление передается некот. модулям ОС. Цель прерыв-я - реализация асинхронного режима работы

и распараллеливания. Прер-ие похоже на некот. вып-е процедур. Отличие управ-е передается некот. заранее созд-ым программам, к-ые нах-ся в ОС. Типы прер-й 1.внешние аппаратные -возникают в рез-те действия польз-ля или от аппарт. уст-в уст-во ввода вывода завершило операцию и подает сигнал на вход проц-ра. Эти прер-ия асинхр-ые по отнош-ию к потокам инструкциям от проги.

Инструкц. выпол-ся до конца, передается управ-е обработчику прер-ый, он выпол-ет действия и отдает управ-е дальше проге. 2.внутрен. исключения -возникают синхронно выполняемой проге, возникают при аварийной ситуации выпол-ия инструкции напр. деление на 0 инстр-ии не сущ-ет . Происходит анализ команды ошибки обработчиком и либо отдает упр-е обратно проге, либо снимает прогу с действия и отдает упр-е ОС. 3.програм-ые-происходят при вып-нии особ.

Команды процессора, к-ый имитирует прер-ие, чтобы прейти на новую послед-ть команд. Каждому прер-ию присваивается опред-ый приоритет. Эти приор-ты ранжируются делятся по званию важности и срочности и приор-ту. Если один ур-нь приор-тов, то все прер-ия равны м у собой. Для обслуж-ия, анализир-ия приор. прер-ый сущ-ет спец. модуль, к-ый отслеживает прер-ие с наибол. приоритетом.

Механизм прерывания сущ-ет цепь передачи сигнала. Сущ-ет контроллер внеш. уст-ва, где появл-ся сигнал. Сигнал передается на шину подключ-я внеш. уст-в. Сигнал поступает на процессор, где есть контроллер прер-ий. Сущ-ет 2 способа вып-ия прер-ий 1. Векторный- каждый контроллер выраб-ет прер. со своим и приор-том и это прер-ие поступает на вход контр-ра прер-ий.

Затем процессор опрашивает действит-о ли это уст-во выраб-ет прерыв-е если да, то проц-р выз-ет по приор-том прер-я нужный обработчик напр. по табл. вект. прер-ий , к-ый выпол-ет действие по прер-ию. ссылки располагают в самом проц-ре. 2. Опрашиваемый- проц-р получает ч з шину инф-цию только о приор-те прер-ия. Для кажд. приор-та может быть несколько уст-в процессор не знает от какого уст-ва пришло прер-ие , поэтому проц-р обращ-ся к обработчикам. Они обнаруживают откуда пришло прер-е и потом нужный

обработчик производит свои действия, к-ые могут выработать ур-нь приор-та. У проц-ра типа Pentium способ обработки прер-ий вектор-ый, а у шин -опрашиваемый. Приоритизация- источники прер-я делятся на классы, кажд. классу прсваив-ся опред. ур-нь приор-тов, могут обслуж-ся относит. или абсолют-о. Обслуж-ся прер-я с наивысш. приор-том-относит. прер-я. Абсолют. тип обслуж-я прер-я -выбирает проц-р с наибол. приор-ом и обраб-ся до тех пор пока не появится

прер. большим приор-ом, тогда меньший приор. прерывается до того момента, когда он снова станет мах. Маскирование-временный отказ от обраб-ки прер-ия любого класса вне завис-ти от ур-ня приор-та любые прер-я . Послед-ть действий процессора по обраб-ке прер-я 1. При возник. прер-ия происходит аппарат. распознавание типа прер-я. 2. Если установлено маскирование, то процессор не обращает внимание и продолжает работу без прер-я.

3. Если маскир-я нет, то проц-р находит обработчик и передает управ-е ему. 4. Сохран-ся некот. часть контекста прерванного потока, чтобы ядро могло возоб-ть этот поток. Сох-ся слово состояния. 5. Загруж-ся новое слово сост-я процесса, нов. контекст, к-ое опред-ет работу процессора при обраб-ке прер-я. 6. Маскир-ся прер-я дан. типа и приор-та. 7. Когда прер-е обработано, надо возоб-ть работу прерванного потока, с места где произошло прер загруж.

слово сост-я, контекст если не наступило нов. прер-е . Прер-я вызыв-ся с помощью инструкции процедура int. Это использ-ся программно, чтобы 1. Если создаем модули спецефич то обращения, переход к ним происходит с наименьш. временем сократить время . 2. Возможность перехода в привилегиров. режим передаем управ-е самой ОС, т.к. только она может работать в привил. режиме .

Сущ-ет спец. модуль диспетчер прер-ий, чтобы управ-ть работой прер-ий. Он создает и упр-ет очередью из прер-ий. Когда возникает прер-ие, то упр-ие сначала передается диспет-ру, чтобы узнать приор-т, приоритезацию, т.е. диспет-р создает и упр-ет очередью из прер-ий. Системный вызов- позволяет прилож-ию обратится к ОС для выпол-ия какого-то действия. Действие оформлено как процедура ОС. Требования к сист. вызовам 1.

Переключение в привилег. режим- можно воспольз-ся преимущ-вами ОС. 2. Высокая скорость вызова процедуры ОС. 3. Возмож-ть расширения набора сист-х вызовов. 4. Контроль со стороны ОС за коррект-ым использ-ем сист. вызовов. Все треб-ия выпол-ся с помощью прерываний. 25-26.Синхронизация процессов и потоков. Блокирующие переменные и семафоры. Синхронизация процессов и потоков.

Время выполнения программ явл-ся неопред-ым. Все процессы протекают асинхр не связаны с временем. Есть несколько стандарт. ситуаций при синхронизации 1. Гонка, когда 2 или более потока обраб-ют разделяемые данные общая для них . Рез-тат зависит от соот-ния скоростей потоков. Пусть есть 2 потока 1 поток обрабатывает БД, 2 поток тоже обраб-ет туже БД. 1-вводит свед-я о заказе

А , 2-вводит свед-я об оплате В . Потоки Аи В Предположим эти операции выполняются. Поток А выпол-ет шаг А1 и А2, потом управление передается потоку В и выпол-ет В1 и В2, потом управление передается потоку А и выпол-ется А3, потом В3. При изменении запись затирается. Критическая секция-часть проги, результат выполнения к-ой может непредсказуемо меняться, если переменные

относящиеся к этой части проги изменяется другими потоками, в то время когда выполнение этой части еще не завершено. Критич. секция опред-ется по отношению к критич. данным поля заказ и оплата . В кажд. данный момент в критич. секции может находиться один поток. Способы избежания гонки 1 .взаимное исключение -ОС запрещает потоку реагировать на люб. прерывания прерывания разные напр. прер-ия ОС , след-но, может привести к краху системы.

2 .введение блокирующих переменных- некоторые глобал-ые переменные, к к-ым имеют доступ все потоки данного процесса. Каждому набору крит. данных ставится в соот-вие некот. двоичная переменная. Поток входит-0 выходит-1. Перед входом в критич. секцию поток проверяет не входит ли др. поток. Если 1, то можно работать, если 0, то критич. данные заняты др. потоком. Структурная схема работы блокир-щих переменных 3 .семафоры

Дийкстры. Вместо блокир-щих переменных 0,1 были предложены переменные, к-ые принимают целые значения. Их используют для синхронизации процессов и потоков-это семафоры. Пусть есть переменная S. Ведем две операции 1 .V- увеличение значения семафора на 1, единое действие, выборка, запоминание, не прерывается. 2 .P-приводит к уменьшению переменной на 1, проверка возможно ли это. Если семафор 0 не возможно , то поток ждет пока уменьш-ие станет возможным.

Если семафор имеет 0 и 1, то он вырождается в блокир-щую переменную. 27.Тупики. тупики дедроки -ситуация взаимной блокировки. Различные потоки могут использ-ть 2 ресурса, в результате того, что каждому потоку нужны эти потоки, то кажд. поток может приостановиться, след наступит блокировка. Пусть есть поток А и В. Они используют ресурсы принтер и порт.

Используют в разной послед-ти. Потоки А и В В зависимости от скорости выпол-ия этих операций возможны ситуации 1 . Выполняется операция А1 и прерыв-ется по некоторым причинам поток А Поток А прерыв. А блокировка. При этом возникает необход-ть выпол-ия В2. Поток В блокировка из-за того ,что занят принтер Два потока пытаются использовать оба ресурса, и они оказались заблокированы- полная блокировка.

2 . Поток А выпол-ет операцию А1 и А2. А В 3 .А В Борьба с тупиками 1.программа может в принципе исключать тупики программист . 2.решение задачи о наличии тупиков передается ОС а не программисту . ОС при запуске нов. задачи анализирует возможны ли тупики, если возможны, то ОС может отложить выполнение потока, снять поток, создает таблицы распределения ресурсов если ресурс

занят, то ОС принимает решение о снятии потока. Сущ-ют синхронизирующие объекты ОС. Мьютекс Mutex -синхр. Объект-это некотор. объект, к-ый создается самой ОС, имеет имя, и по имени различ. потоки могут обращаться к нему. Мьютекс сод-ит инф-цию о свобод. или занятом ресурсе. Надо знать механизм взаимодействия м у потоками и обработчиками прерываний 1.захват-вход в критич.

секцию, 2.освобождение-выход из критич. секции. Обработчик прерыв. может только освобождать Мьютекс 28.Память.Функции О.С. по управлению памятью. Типы адресов. Ф-ции ОС по управ-ию памяти 1. отслеживание состояния каждой ячейки, т.е. учет распределена или освобождена каждая ячейка памяти. 2.определение стратегии распределения памяти, т.е. необходимо принять решение кому распределить память и сколько памяти.

3.выделение памяти и инф-ция откорректирована. 4.метод и схема освобождения управление освобож-я памяти . Процесс завершился память освободить, процесс освободить и сделать что-то с памятью. Типы адресов памяти использует ОС 1.символьные имена мы используем -символ а -участок памяти. 2.виртуальные адреса- вырабат-ется транслятором, к-ый присваивает всем переменным условные адреса по умолчанию нач-ый адрес 0. 3.физические алреса-соот-ют номерам конкрет-х ячее, где будут расположены

данные, программа. Способы струрктуизации вирт. адресов 1.линейная послед-ть-плоская структура адресного пространства. Адрес един-ое число k, к-ое представляет смещение относит-но 0. 2.адреснное прост-во делится на части-сегменты. вирт. адрес представ. собой пару чисел m, n. n- сегмента, m-смещение относ-но начала сегмента. Задача отображение вирт. адреса на общую физ. память. Способы 1.замена вирт. адресов на физич. происходит один раз во время нач. загрузки.

Выполняет эти действия прога, к-ая наз-ся перемещающий загрузчик. Она преобразует вирт. адреса в физич-е. прога получается жестко привязанной к адрес. простр-ву. 2. более гибкий прога загружается в память в неизменном виде с теми адресами, к-ые выбрал транслятор. Но в процессе работы происходит постоянное переприсваивание адресов. Тогда физич-е адреса вирт. адрес смещение. Максимально возможное адресное прост-во 4Гб.

Часть адресн. простр-ва хранится на диске, к-ая не помещается в максим-но возмож-ом адр. простр-ве, вирт-ая. 2 части адресн. простр-ва 1.коды ОС. 2.пользоват-ие задачи. 29.Методы распределения памяти. Делятся на - без использования диска одиночное распределение 1 , распределение разделами 2 , фиксированными разделами 3 , динамическими разделами 4 , перемещаемыми разделами 5 - с использованием диска страничное распределение 6 , сегментное распределение 7 , странично-чегментное 8 30.Одиночное

распределение памяти и фиксированными разделами. 1. Одиночное распределение Самое простое. Не требует спец. средств. Память делится на 3 непр-ые. обл. Функции 1.Вся память выделяется заданию. 2.Задание получает ее при планировании. 3.Вся память выделяется заданием. 4.Память освобождается после завершения задания Достоинства 1.Простота.2.О.

С. занимает мало места. Недостатки 1.Часть памяти вообще не используется 2.Наступают моменты, когда процессор не работает с памятью вообще. 3. Некоторые участки используемой памяти могут содержать коды, которые не используются 2. Распределение разделами Память разбита на несколько областей. Раздел3 Адресное простр-во 33 Раздел2 А.П. 32 Раздел1 А.П. 31 О.С. В каждый раздел загружается одно задание, след-но

А.П. может занимать только часть раздела Функции 1. Отслеживание состояния каждого раздела свободен он или нет . 2. Определение задания, которое должна получить память. 3. Определение подходящего раздела. 4. Освобождение раздел становится свободным для дальнейшего распределения. 3.Разделение фиксированными разделами Разделение памяти на разделы сущ-ют следующ. варианты.

1.распределение выполняет сама О.С. 2. Сам пользователь определяет сколько разделов и какого размера в данном сеансе. Функции 1. Сравнение объема памяти, объема существующих разделов и выбор подходящего. 2. Загрузка программы в раздел и настройка адресов. Дост-ва Простота реализации. Недост-ки Жесткость уровень мультипрограммирования ограничен 31.Распределение памяти динамическими и перемещаемыми разделами. 1.Динамическими разделами

Формируем разделы при выполнении конкретного задания. Сами определяем размер раздела. Действия при распределении 1. Должна быть найдена свободная обл. нужного раздела. 2. Если свободн. обл. больше, чем требуется заданию, то она должна быть поделена на 2 участка один для задания, второй-свободен . 3. При освобождении раздела, нужно объединить его со смежной свободной

обл. Алгоритм распределения памяти 1. Выбираем первый подходящий участок. 2. Выбираем самый подходящий участок. Дост-ва 1.По сравнению с 3 облегчает работу с мультипрограммированием. 2.Не требует спец. оборудования. 3.Алгоритмы распределения достаточно просты. Недос-ки 1.Неизбежная фрагментация диска. 2.Сама О.С. будет сложней, т.к. нужно больше памяти. 2. Перемещаемыми разделами

Фрагментация существенна, след-но память надо использовать рациональнее. Необходимо периодически перемещать всю свободную память в одну большую свободную обл Такое перемещение наз-ся сжатием. Когда возможно 5 1.Когда не хватает памяти для очередного задания. 2. Мы можем организовать перезагрузку О.С, но некоторые задания выполняли уже какие-то операции и перезагрузку нельзя осуществить. Момент перекомпоновки может быть осуществлен 1.Когда освобождается какой-либо раздел.

2. Если не удалось найти свободного раздела. Дост-ва 1.Ликвидирует или уменьшает фрагментацию. 2. Повышается уровень мультипрогр-ния.3. Уменьшается использование памяти. Недост-ки 1.Замедляется выполнение всех заданий. 2. Требуется спец. оборудование. 3. Какое-то кол-во памяти теряется. 4. Размер задания ограничен размером физич. памяти 32.Страничное распределение памяти.

1.А.П. каждого задания делится на равные части одинак. размера. Эти части наз-ся страницами. Память также делится на части одинак. размера - блоки. Размер страницы размеру блока. Для каждой страницы сущ-ет таблица. Ячейки одной страницы должны нах-ся в одном непр-ом участке памяти. в отличае от самих страниц . Задание 1 Страница Блок 9 0 5 8 1 6 7 Задание 2 стр.2

Задание 2 6 Задание 1 стр.1 0 2 5 З.1 стр.0 1 4 4 З.2 стр.1 2 7 3 2 З.2 стр.0 блок 1 О.С. Содержит инф-ю о блоках Функции 1.Отслеживание состояния памяти. Осуществляется с помощью таблиц -страниц столько, сколько сущ-ет А.П -блоков памяти одна на всю О.С 2.Определение задания, которое должна получить память. 3. Распределение Все страницы задания должны быть загружены в выделенные страницы блоков.

4. Освобождение после выполнения задания блоки освобождаются. Дост-ва. 1.Исключается фрагментация памяти. 2. Повышается уровень мультипрогр-ия, в следствии лучшего использования памяти. 3.Нет необходимости осуществлять перекомпоновку. Недост-ки 1. Требуются регистры, хранящие инф-ию о страницах. 2. Для размещения страниц требуется память. 3. Существует внутренняя фрагментация усечение страниц

. 4. Если у нас существует необходимое кол-во свободных блоков, а требуется загрузить очередное задание, размер которого превышает размер блоков, то задание выполнено быть не может. 5. А.П. ограничено объемом физич. памяти. 1а. Распределение страницами по запросу Мы отказываемся от требования, чтобы все А.П. задания находились в памяти, но тогда мы вводим новую таблицу- таблицу состояния страниц бинарная табл Каждая страница может быть загружена в память.

З.1 Стр. Блок состояние 8 Зад.3 стр.1 0 5 Y 7 З.2 стр.2 1 6 Y 6 З.1 стр.1 З.2 5 З.1 стр.0 0 2 Y 4 З.2 стр.1 1 4 Y 3 З.3 стр.0 2 7 Y 2 З.2 стр.0 З.3 1 О.С 0 3 Y 1 8 Y 2 - N 3 - N Страница загружается по запросу, след-но можно не загружать в память все страницы задания. Если все блоки загружены, то необходимо воспользоваться некоторым внешним устройством.

Функции 1.Отслеживание состояния памяти с помощью таблиц трех типов а таблица страниц. б таблица блоков памяти указано свободен блок или нет в карта файлов. 2. Определение того, кто получит память определяется двумя объектами а планировщик задания б в процессе по прерыванию запросу . 3. Распределение при необходимости выделения блока, его надо найти по таблице блоков. 4. Освобождение если нет свободного блока, то он должен быть найден, освобожден и перераспределен

уже занятый блок. Поиск блока 1.FIFO 2.LRU-наименее используемые. Дост-ва 1.Большая виртуальная память.2. Более эффективное использование основной памяти физич. 3.Неограничен. мультипрогр-ие. Недост-ки 1. Необходимые аппаратные средства увеличивают стоимость машин. 2. Для размещения страниц требуется дополнительная память. 3.Внутр. фрагментация или усечение страниц. 4. Замедленная работа.

33.Сегментное распределение памяти. 7.Сегмент-логич. группа инф-ии. Сегментация-управление сегментами. B рабочая обл. A массив X подпрограмма M программа Сущ-ет таблица сегментов-для упр-ия, отслеживания, анализирования сегментов размер доступ состояние адрес физич.памяти P3 В S4 RW N P2 А S3 R Y P3 Х S2 R Y P2 P1 М S1 E Y

P1 О.С R право доступа читать,RW- читать и писать ,E-выполнение. Преимущества 1.Ликвидация фрагментации. 2.Обеспечение виртуальной памятью. 3.Возможность динамич. расширения границ сегмента.4.Динамич. связывание и загрузка. 5.Облегчение совместного использования сегмента.6.Возможность контролированного доступа. Функции управления памятью 1.Отслеживание состояния памяти осуществляется с помощью таблиц 4-х типов

а таблица сегментов по одному экземпляру на каждое индексное провстр-во б таблица нераспределенных обл. одна в О.С в таблица активных ссылок одна на каждое А.П. г таблица активных сегментов одна на О.С т.к. память одна 2.Во время выполнения задания определяется динамически при обработки прерывания по запросу сегмент. 3.Выделение Должна быть найдена обл. требуемого размера при размещении сегмента 4.

Освобождение памяти если память не найдена то освобождение одного сегмента . Недостатки 1.Дорогое оборудование 2.Увеличение затрат времени на перекомпоновку памяти. 3.Сегменты имеют переменную длину, след-но сложно ими управлять 4.При создании сегмента необходимо думать чтобы размер сегмента не превосходил размеры физич. памяти. 34.Странично-сегментное распределение. Также есть

А.П. для каждого процесса В А Х М Таблица сегментов Таблица страниц дескриптора адрес сегмента права доступа дискр-ра адрес страницы признак модификаций признак обращения Адрес определяется двумя элементами 1.идентификатор сегмента. 2.смещение внутри сегмента. Страницы размещаются в памяти. Преобразование виртуальной памяти в физич. осуществляется в два этапа 1.по сегмента определяется его

дескриптор. Из дескриптора извлекается его базовый адрес в лин-ом простр-ве адрес сегмента и получаем абсолютный виртуальный адрес сложением двух адресов . 2. определяем по страницы адрес в таблице страниц, где записан реальный физический адрес абсолютн. вирт-ый адрес адрес страницы. Дост-ва Сочетание достоинств сегментного и страничного распределения. Недост-ки Усложнение О.С. сложно преобразовывать адреса 35.Кэширование данных.

Существует иерархия памяти. Данные могут храниться в Р.П. а опер. память внешн.носители Р.П регистры процессора. 1 2 3 1-объем памяти, 2-стоимость хранения, 3-время доступа Кэш-память имеет двоякий характер. 1.Способ совместного функционирования двух типов запоминающих устройств. Ус-ва отличаются временем доступа и стоимостью данных, причем за счет совместного использования получаем

эффект получаем уменьшение времени доступа и уменьшается использование дорогой памяти . При этом пользователь не применяет дополнительных средств. Пользователь и программа не ощущают Кэш-память, ее как бы нет 2. Более быстрое запоминающее устройство медленное З.У основная память . Например, если мы осуществляем операцию ввода-вывода, то

Кеш - это буфер, а основная память - накопители на внешних устройствах. Структура Кэш-памяти адреса данных в основной памяти данные, которые мы кэшируем сохраняем Управляющая информация явл-ся ли они архивными или нет и т.п. Возможны 2 случая 1.Кэш-попадание. сразу идет ответ к источнику запроса . 2.Кэш-промах если данных нет, то просматривается осн. память ответ идет из осн. памяти .

В начале все запросы идут к основной памяти. Чем больше программа работает, тем больше обращение к Кэш экономия времени и объема . Возникает проблема данные хранятся и в основной памяти и в Кэш, т.е. появляются две копии данных в Кэш и в осн. памяти . Сущ-ет 2 способа решения данной проблемы 1.сквозная запись при каждом запросе просматривается содержимое Кэш если данных нет, то они записываются только в осн. память, если они есть, то записываются и в

Кэш и в осн.память 2.обратная запись при каждом запросе просматривается Кэш если данных нет, то запись в осн. память, если есть, то записываются только в Кэш, а в управляющую инф-ию записывается то, что если данные будут вытесняться из КЭШа, то они будут записываться в осн. память. Достоинства 2 быстрая запись. Недостатки 2 можем потерять информацию в КЭШе если что-то случится с

О.С , а для 1 наоборот. Сущ-ют различные способы отображения осн. памяти на Кэш 1. случайное отображение по мере формирования программы данные постепенно записываются в Кэш по мере запроса, т.е. по очереди и при каждом запросе необходимо осуществлять поиск. Вытеснение из КЭШа происходит тогда, когда заполнена Кэш. 2. детерминированный способ каждая ячейка основной памяти отображается в одном определенном месте

кэш-памяти кэш-память разбита на большие блоки и каждая ячейка этого блока соответствует ячейке Кэш 36.Назначение основных каталогов Linux. Данная О.С. обладает некоторым стандартом по назначению каталогов. Рассмотрим стандартный набор каталогов bin-содержит исполняемые команды, большинство из которых необходимо при старте boot-ядро О.С. dex-содержит файлы устройств etc-содержит системные конфигурационные файлы

описывают системные параметры, параметры программ home-находятся домашние директории пользователя lib-содержит библиотеки lost found-вспомагательный каталог, который нужен для восстановления каталоговой системы. Если потерян путь к файлу, то он файл записывается сюда номер присваивается по номеру индексного регистра mnt-точка монтирования монтируем, например, накопитель на магнитных дисках root-домашний каталог суперпользователя sbin-содержит исполняемые системные файлы tmp-каталог для временных файлов usr-каталог

для всех остальных приложений, которые используются в данный момент системой var-для различных данных Типы файлов 1 обычный файл. 2 каталоги директории .3 файлы физических устройств. 4 Именованные каналы. 5 Доменные гнезда. 6 Символические ссылки. Рассмотрим 3 Они бывают 2-х типов символьные байт-ориентированные и блочные блок-ориентированные . Разделяются они по принципу обмена инф-ей с устройством. посимвольно- терминал, поблочно - диск .

Обозначения ? dev consoll- монитор и клавиатура dev hd-жесткие диски - dev hda- дисковод а - dev hdb- физический диск. dev fd- гибкий диск. Если несколько, то - dev fd0-дисковод а dev fd1-диск b dev tty - dev tty1 dev tty2- dev tts-последовательные порты - dev tts0-com1 dev tts1-com2 dev null-нулевое усторйство- предназначено для направления ненужной информации отсюда все стирается Рассмотрим 4 нужны для организации обмена данными между процессами.

Рассмотрим 5 Нужны для соединения между процессами. С точки зрения файловой системы они ничем не отличаются от 4 , но они используются для организации работы в сети и в среде интернета. Рассмотрим 6 У файла может быть несколько имен в данной ф.sys , т.к. реально у файла есть имя которое соответствует номеру индексного регистра , а кол-во ссылок к нему может быть несколько, т.е. не копируя файл, можно просто сделать ссылку на него.

Удаляя файл мы удаляем только ссылку на него. Чтобы удалить файл нужно удалить его и все его ссылки. Сущ-ет несколько видов ссылок 1.жесткие- ссылки в пределах одного носителя одной Ф.сист-мы 2.символьные -сами являются отдельными файлами, т.к. они указывают на каком носителе находится этот файл т.е. не только на дескриптор, но и на носитель символьные ссылки создаются командой ln s и.ф. и. ссылки, где s-параметр. 37.Основные преимущества

Win и Linux. 32-разрядная многопоточная О.С. с вытесняющим многозадачием. Отличие от Ms-Dos Файл MSDOS.SYS обычные текстовый файл размер его не менее 1024 байтов, содержит некоторые секции, например, сущ-ет секция Option, в которой есть параметр Bootgui 1 можно поменять на 0 . А в autoexec и config можно остановить загрузку О.С. Рассмотрим структуру Win после загрузки. Сегментно-страничное распределение, размер страницы 4

кб. Максимальный размер для Win - 4Гб адресуемая память . до 4 Гб системные компоненты О.С. от 2 гб до 3 гб расположены общесистемные динамические библиотеки совместно используемые. разработаны для Win 16. Используют только часть возможностей процессора до 2 Гб участок, который используют прикладные программы, разработанные под Win 32 Каждый процесс программа имеет свое А.П. и не доступен для другого процесса до 4 мб программы,

компоненты реального режима все программы, которые разработаны для Win. Доступен для всех до 4 кб Обл. для выявления нулевых указателей ничего нет, и поэтому эта обл. закрыта Последние две колонки сверху совместно отображается в А.П. каждого процесса, след-но можно испортить саму О.С. Основные преимущества Win 98 1.доступность всей расширенной памяти до 4

Гб . 2. многозадачность. 3. 32-х разрядная архитектура использует все возможности 4. Файловая система VFAT виртуальная встроенная, след-но можно создавать длинные имена 5.поддержка периферийных уст-тв, за счет встроенных драйверов О.С. ищет сама драйвер и предлагает его пользователю 6. Win 98 является О.С. одноранговой локальной сети сущ-ет два вида сети с выделенным сервером -сущ-ет главная машина, которая осуществляет работу, одноранговая сеть все комп. обладают равными правами .

7. наличие буфера обмена можно разместить данные, которые будут доступны другим программам 8. графический интерфейс также есть текстовый - в MSDOSе . минимальной единицей доступа явл-ся пиксель, а для текстового - знакоместо 256 символов 9. единый интерфейс всех компонентов и приложений, разработанных под управлением Win. Linux 1.многозадачность, 2. многопользовательский доступ с одного или разных терминалов может работать несколько пользователей , 3. Свапирование опер. памяти на диск то, что не нужно - записывается на диск,

нужно - в оперативную память 4.Станичная организация памяти. 5. Совместное использование нескольких программ к одной программе могут обращаться несколько пользователей 6. Общие библиотеки динамические и статические 7. Динамическое кэширование диска для кэширования памяти выделяется столько памяти, сколько нужно 8. Был создан определенный стандарт Posix, rкоторому должны соответствовать все О.С. типа

Unix. И Linux ему соответствует. 9. Поддержка нескольких файловых систем. Основная ext2fs. 10.Эмулирование другой О.С. и запуск исполняемых файлов другой О.С. 11. О.С. является сетевой. Каждый компонент может быть организован в виде клиента или пользователя. 12. Работа на различных аппаратных платформах не только Intel 38.Права доступа к файлам и каталогам. Как ОС различает какой файл явл-ся испол-ым?

Определяются правами доступа к файлам и каталогам, т.к. у ф-лов фактически нет расширения. Необходимо разграничить права. В основе разграничения лежат имена польз-лей. Для каждого польз-ля и группы польз-лей сущ-ют имена польз-лей имена групп польз-лей каждый польз-ль может вкл-ся в неск-ко групп. Для определения прав польз-ей в дескрипторе ф-ла есть структура i mode-сод-жит 2 байта 16 бит , хранит свед-ия о типе ф-ла и о правах доступа к нему.

Когда польз-ль создает файл, то он явл-ся владельцем ф-ла. 4-3-9 из 16 бит 4 бита -свед-ия о типе файла остальные разбиты на блоки, 3-особые права св-ва испол-ых ф-лов, 9-права доступа к ф-лу. 9 разбиты на 3 группы 3-права польз-ля, 3-права группы польз-лей, 3-право всех остальных польз-ей. В пределах каждого из этих блоков первый бит-право на чтение, второй-

на запись, третий-на выполнение. Исполняемые файлы опред-ся не расширением, а структурой 4-3-9 опред-ся ли файл испол-мым, если стоит в одном из блоков 3-3-3 единица . Св-ва каждого ф-ла можно менять даже для текстового, но он все равно не защитится, запускать можно только исполняемые файлы с текстами программ и скрипты набор команд самой ОС . Типы файла 1ые 4 бит для получения инф-ции о стр-ре используем команду ls -l -просмотр директории

свед-я о файле . Параметры - -обычный файл, d-директория, b-файл блочного уст-ва, c-файл симв. уст-ва, s-доменное гнездо, p-именованный канал, l-симврл. ссылки. Если устанавливаем или хотим просмотреть право чтения, запись, выполнение, то нолик отражается прочерком - если нет никаких прав . Если право на чтение- r , на запись-w, на выполнение-x. 4-3-9 3-св-ва испол-х ф-лов 1 бит-смена идентификатора пол-ля.

При загрузке прог-мы она получает права доступа к тем ф-лам, к-ые есть у пол-ля, к-ый загрузил эту прогу. Бывает необходимо получить права, к-ые были у др. владельца для этого сущ-ет первый бит. 2 бит-смена идентиф-ра групп польз-ей тоже самое . 3 бит-бит сохранения задачи в памяти для др. пол-ля. Права применительно к каталогам право на чтение-можно ознакомится с содержимым каталога, запись-можно

изменить, создать нов. ф-л, каталог, выполнение-можно открыть этот каталог доступ к каталогу . Если установить право на доступ, но ликвидировать право на чтение, то каталог откроется, но там ничего не будет. Изменение прав доступа chmod п имя файла. Параметры xpw вместо w можно поставить u-изменение прав владельца, g-группы, o-меняем права всех пользователей, которые не входят в группу, a -права всех польз-ей системы вместо x -предоставление права -лешение

права, -установление права вместо имеющегося вместо p-устанавливаем сами права r-чтение, w-запись, x-выполнение. Пусть есть файл, если хотим установить для всех польз-ей системы чтобы файл был исполняемым выполнение chmod a x filename. 39.Linux.Создание, монтирование ф.с. В 1969 году группа разработчиков под управлением Ричи, Томпсона, Кернигана разработали О.С. Linux на языке

C . В 1986 стало ясно, что коммерцианализация наносит вред программированию, и вскоре началось движение Open Source , которое утверждало, что все программное обеспечение должно быть доступно всему миру 1991 Линукс Торвальд - финский студент разработал ядро этой О.С и предложил его GNU. Основные особенности О.С. 1.многозадачность, 2. многопользовательсогопользовательсного или разных терминалов может работать несколько пользователей

, 3. Свапирование опер. памяти на диск то, что не нужно - записывается на диск, нужно - в оперативную память 4.Станичная организация памяти. 5. Совместное использование нескольких программ к одной программе могут обращаться несколько пользователей 6. Общие библиотеки динамические и статические 7. Динамическое кэширование диска для кэширования памяти выделяется столько памяти, сколько нужно 8. Был создан определенный стандарт Posix, rкоторому должны соответствовать все

О.С. типа Unix. И Linux ему соответствует. 9. Поддержка нескольких файловых систем. Основная ext2fs. 10.Эмулирование другой О.С. и запуск исполняемых файлов другой О.С. 11. О.С. является сетевой. Каждый компонент может быть организован в виде клиента или пользователя. 12. Работа на различных аппаратных платформах не только Intel Каждый может выбрать свой дистрибутив Linux-

Read hat . Lilo-загрузчик в Linux-е. После загрузки нас спрашивают под каким именем мы хотим войти root-суперпользователь . Linux чувствителен к регистрам символов если большие буквы, то надо писать большими . -признак того, что мы работаем в режиме суперпользователя. Usuradd имя пользователя - создание нового пользователя. После этого надо указать пароль, желательно не менее 6 символов.

При загрузке загружается не менее 6 терминалов пользователей Переход от одного терминала к другому осуществляется либо указанием имени пользователя, либо нажатием клавиш CTRL ALT F2 F1 SU - возврат к своему пользователю если не указываем имени, то идем к терминалу суперпользователя Для прекращения работы нажимаем CTRL ALT Del. После этого будет выполняться команда shutdown параметры время , где в параметрах указываем

вариант остановки h-полная остановка, r-перезагрузка. Например, shutdown r 0-немедленная перезагрузка либо halt-то же самое, reboot- перезагрузка Рассмотрим эту файловую систему с точки зрения пользователя. Длина имени 256 символов, может быть несколько точек, след-но понятие расширения теряется. Каждый носитель имеет свою файловую систему свое дерево каталогов

В Линуксе дерево каталогов одно. Все устройства, с которыми мы имеем дело имеют вид файла. В LINUX ядро явным образом отделено от оболочек. Для работы с накопителями необх-мо создать ф.с. В LINUX сущ-ет мн-во оболочек п-параметр mkfs п тип ф.с. дисковой накопитель-для создания ф.с. Пример создать ф.с. на диске А родную для LINUX mkfs -t ext2 dev fd0. Так же там будет создан каталог lost found для хранения ф-лов, к-ые могут быть утрачены.

Потом создаем дерево каталогов ф.с. монтируем mount-для монтирования, mount n type device path. Предположим, что неодх-мо смонтир-ть код mount -t ext2 dev fd0 mnt floppy. Перед тем как выкл. диск необх-мо размонтировать диск отключить диск и можно его извлеч umount п п-либо имя уст-ва, либо точку монтир-я . Пример umount dev fd0. 40.Основные команды Linux по работе с файлами. LINUX ядро явным образом отделено от оболочек.

Для работы с накопителями необх-мо создать ф.с. В LINUX сущ-ет мн-во оболочек п-параметр mkfs п тип ф.с. дисковой накопитель-для создания ф.с. Пример создать ф.с. на диске А родную для LINUX mkfs -t ext2 dev fd0. Так же там будет создан каталог lost found для хранения ф-лов, к-ые могут быть утрачены. Потом создаем дерево каталогов ф.с. монтируем mount-для монтирования, mount n type device path.

Предположим, что неодх-мо смонтир-ть код mount -t ext2 dev fd0 mnt floppy. Перед тем как выкл. диск необх-мо размонтировать диск отключить диск и можно его извлеч umount п п-либо имя уст-ва, либо точку монтир-я . Пример umount dev fd0. Команды, к-ые похоже на MS-DOS 1. Установка текущего каталога смена кат. cd п 2. Перемешение в вышестоящий каталог cd 3. cd -корневой каталог 4.организация ввода набора символов и запись

их cat, cat и ф-вывод в файл, если файла нет, то он создается LINUX ядро явным образом отделено от оболочек. Для работы с накопителями необх-мо создать ф.с. В LINUX сущ-ет мн-во оболочек п-параметр mkfs п тип ф.с. дисковой накопитель-для создания ф.с. Пример создать ф.с. на диске А родную для LINUX mkfs -t ext2 dev fd0. Так же там будет создан каталог lost found для хранения ф-лов, к-ые могут быть утрачены.

Потом создаем дерево каталогов ф.с. монтируем mount-для монтирования, mount n type device path. Предположим, что неодх-мо смонтир-ть код mount -t ext2 dev fd0 mnt floppy. Перед тем как выкл. диск необх-мо размонтировать диск отключить диск и можно его извлеч umount п п-либо имя уст-ва, либо точку монтир-я . Пример umount dev fd0. Команды, к-ые похоже на MS-DOS 1. Установка текущего каталога смена кат. cd п 2.

Перемещение в вышестоящий каталог cd 3. cd -корневой каталог 4.организация ввода набора символов и запись их cat, cat и ф-вывод в файл, если файла нет, то он создается 4. Для копирования файлов и каталогов ср п имя файла1 имя каталога1 имя файла2 имя каталога2 . Если хотим скопировать каталог со всеми поддиректориями использ-ся параметр -r. Пример скопировать файл pt.lt в файл at.old cp pt.lt at.old. каталоги cp -r home abc home fcd.

Для вывода содержимого каталога 1 dir п имя каталога, параметры -а-вывод файлов и подкаталогов всех, включая и скрытые, -о-вывод ф-лов и каталогов будет разноцветным .fpd-файл скрытый 2 ls п имя каталога, параметры -l-свед-я о правах доступа к файлу, -i-вывод индексов ф-лов, -F-вывод ф-лов, у которых осущ-лены пометки какого типа файл, -исполняемый файл, -каталог, -ссылка. Для создания ссылки на файл ln п имя файла имя ссылки пимер ln pbt rav-есть файл pbt создается ссылка

rav. Для создания каталога mkdir п имя каталога. Перемещение перенос файла mv п имя файла1 имя файла2. Для удаления файла rm п имя файла. Поскольку кат. это файл, то этой командой можно удалить каталог rm п имя файла и используется -r. Для удаления пуст. кат. rmdir п имя каталога. Вывод содержимого файла на экран 1 .less п имя файла, 2 .more п имя файла. Приостановить выполнения действия пауза sleep число число -пауза в секундах .

Вывод какой-то инф-ции на экран echo п текст сообщения. Установить путь доступа к ф-лам или кат-гам env п путь. Установка даты и времени date п дата, если не используется параметр, то дата по умолчанию выводится в формате Mmddhhmmyy. Версия ОС uname. Все команды вып-ются в рамках некот. командного процессора почти как command.com в MS-DOS , к-ый наз-ся bash-интерпретатор команд.

Можно объеденить послед-ть крманд в текст. файле, к-ый сод-жит посл-ть команд оболочек, к-ый наз-ся скриптом аналог bat файла в MS-DOS для его выполнения необходимо присвоить право на выполнение текст. ф-лу , загрузить на выпол-ие. Но сначала организуем процесс source имя файла, к-ый мы назвали скриптом. Организуем процесс -source и ф с, где и ф с-имя файла, к-ый содержит набор команд. Аналогом этой команды явл-ся . и ф с. в результате выпол-ся набор команд, к-ые содер-ся в файле оболочке

bash. Для работы с дисками надо их сначала смонтировать, а потом по завершении работы с ними-размонтировать-это неудобно. Создан спец. набор команд, к-ые объединены в пакет Mtools-для работы с дисками гибкими , файлами и каталогами FAT. Монтирование осущ-ть нет необходимости и размонтирования тоже. Команды изменение атрибутов файлов на гибком диске с ф.с.

FAT mattrib п имя файла. Для изменения текущего каталога mcd п имя каталога. Копирование mcopy п имя файла1 имя файла2. Удаление mdel п имя файла. Отформатировать дискету mformat п имя диска. Удалить содержимое всей директории, с находящимися там файлами mdeltree п имя директории. Просмотр содержимого каталога mdir п имя директории. Создание нового каталога mmd п имя директории. Удаление пустой директории mrd п имя директ-ии.

Переименование файла mren п имя файла1 имя файла2. Вывести содержимое файла mtype п имя файла. эти команды работают с ф.с. FAT. Для создания ф.с. FAT используется команда format. Кроме команд сущ-ет несколько оболочек текстовая оболочка mc-команда для вывода текстовой оболочки, к-ая похожа на NС. В состав этой оболочки входит текстовый редактор, вызывается

F4 или Shift F4, но может вызываться и вне оболочки с помощью mcedit. Сущ-ют оболочки с графич. интерфейсом. Нужно загрузить сервер X-Windows. У LINUX есть ядро и может загрузить люб. серверы, X-Windows-организует работу с дисплеем аналог графич-го драйвера . После загрузки X-Windows может загрузится др. граф-ая оболочка, к-ая вызывается startx.