Con la aparición de computadoras personales, se crearon los Sistemas Operativos monousuario. MS-DOS es un claro exponente, ya que sólo puede trabajar un usuario a la vez. Por ello, este sistema no es más que una simplificación de los anteriores.
Al desarrollarse las comunicaciones y fabricarse redes de computadoras, se tuvo que diseñar otro tipo de Sistema Operativo para gestionar la red. Ahora, debido a los avances en velocidad y calidad de transmisión de las telecomunicaciones, el establecimiento de redes de computadoras privadas, las computadoras multiproceso y al inmenso parque mundial de computadoras, se está diseñando una nueva arquitectura de Sistema Operativo. En ella, el mismo Sistema Operativo se encuentra distribuido por diversas máquinas para aprovechar al máximo los recursos globales del sistema.
Concepto de los Sistemas Operativos
La interfaz entre el sistema operativo y los programas del usuario se define como el conjunto de "instrucciones ampliadas" que proporciona el sistema operativo. Estas instrucciones ampliadas se conocen como llamadas al sistema. Estas crean, eliminan y utilizan varios objetos del software, controlados por el sistema operativo.
Los más importantes son los procesos y archivos.
Procesos
El concepto central de cualquier sistema operativo es el proceso, una abstracción de un programa en ejecución.
Todos las computadoras modernas hacen varia cosas al mismo tiempo. A la vez que ejecuta un programa del usuario, una computadora puede leer de un disco e imprimir en una terminal o impresora.
Aunque en sentido estricto, la CPU ejecuta en cierto instante un solo programa, durante un segundo puede trabajar con vario de ello, lo que da una apariencia de paralelismo. A veces, las personas hablan de seudoparalelismo para indicar este rápido intercambio de los programas en la CPU, para distinguirlo del paralelismo real del hardware, donde se hacen cálculos en la CPU a la vez que operan uno o más dispositivos en E/S. Es difícil mantener un registro de las distintas actividades paralelas, los diseñadores de sistema operativos ha desarrollado un modelo que facilita el uso del paralelismo.
El modelo de proceso
En este modelo, todo el software ejecutable de la computadora, inclusive el propio sistema operativo, se organiza en varios procesos secuenciales, o en forma de breves procesos. Un proceso es tan solo un programa en ejecución, lo que incluye los valores activos del contador, registro y variables del programa. De manera conceptual, cada proceso tiene su propia CPU virtual. Por supuesto, la realidad es que la verdadera CPU alterna entre los distintos procesos.
La diferencia entre un proceso y un programa es sutil, pero también crucial. Podemos utilizar la siguiente analogía para aclarar este punto. Consideremos un científico de la computación con una mente culinaria, que esta cocinando la torta de cumpleaños de su hija. Él tiene una receta para la torta de cumpleaños, una buena cocina y todo los ingredientes necesarios (harina, huevo, etc.). En esta analogía, la receta es el programa, el científico es el procesador (CPU) y los ingredientes para la torta son los datos de entrada. El proceso es la actividad en la que el cocinero lee la receta, busca los ingredientes y cocina el pastel.
Imaginemos ahora que su hija entra corriendo, llorando y diciendo que la ha picado una abeja. El científico registra el punto de la receta donde se quedó (el estado del proceso activo se resguarda), busca un libro de primeros auxilios y comienza a seguir las instrucciones de este. Aquí vemos que el procesador (el científico) alterna entre un proceso (cocinar) a otro de mayor prioridad (atender a su hija), cada uno con un programa distinto (recetario vs. Libro de primero auxilios). Después de atender la picadura, el científico regresa al punto donde se encontraba.
La idea clave es que un proceso es una actividad de cierto tipo. Tiene un programa, entrada, salida y estado. Un solo procesador puede ser compartido entre varios procesos.
Jerarquía de procesos
Los sistemas operativos que soportan el concepto de proceso deben ofrecer cierta forma de crear todos los procesos necesarios. En los sistemas demasiado sencillos, o en los sistemas diseñados para la ejecución de un solo programa, es posible que todos los procesos que podrían ser necesarios en algún momento pueden estar presentes durante la inicialización del sistema. Sin embargo, en la mayoría de los sistemas, es necesaria una forma de crear y destruir procesos cuando se requiera durante la operación.
En algunos sistemas operativos los procesos se crean mediante llamadas a un sistema especial, este crea una copia idéntica del proceso que hace la llamada y luego el padre sigue su ejecución en paralelo con su hijo. El padre puede dar lugar entonces a más hijos. Esta forma de ejecución se da en sistemas operativos con multiprogramación (eje. UNIX).
En otros, como el MS-DOS, existe una llamada al sistema que carga un archivo binario dado en la memoria y lo ejecuta como un proceso hijo. Pero esta llamada suspende al padre hasta que el hijo ha finalizado su ejecución, de forma que el hijo y el padre no se ejecutan en paralelo.
Estado del proceso
Aunque cada proceso es una entidad independiente, con su propio contador de programa y estado interno, es frecuente que los procesos deban intercambiar con otros.
Existen tres estado del proceso
a.- En ejecución (utiliza la CPU en el instante dado)
b.- Listo (ejecutable, se detiene en forma temporal para que se ejecute otro programa)
c.- Bloqueado (no se puede ejecutar debido a la ocurrencia de algún evento externo)
Desde el punto de vista lógico, los dos primero estados son similares. En ambos casos, el proceso desea ejecutarse, sólo que en le segundo caso, no existe CPU disponible par él. El tercer estado es distinto del otro puesto que el proceso no se puede ejecutar, incluso aunque la CPU no tenga labores que realizar.
Son posibles cuatro transiciones entre estos estados, como la muestra la figura.
La transición 1 ocurre cuando un proceso descubre que no puede continuar. En ciertos sistemas, el proceso debe ejecutar una llamada al sistema Block para pasar el estado de bloque, pero lo más frecuente es que un proceso lea un archivo especial (por ejemplo una terminal) y no existan datos disponibles, por lo que el proceso se bloquea en forma automática.
Las transiciones 2 y 3 se deben al planificador del proceso (una parte del sistema operativo) sin que el proceso sepa de ellas. La transición 2 ocurre cuando el planificador decide que el proceso en ejecución ya ha sido ejecutado el tiempo suficiente y que es hora de que otro proceso tenga tiempo en la CPU. La transición 3 ocurre cuando los demás procesos han tenido su parte y es tiempo de que el primer proceso vuelva a ejecutarse. El tema de la planificación, es decir, decidir cual proceso debe ejecutarse, cuando y por cuanto tiempo es muy importante.
La transición 4 aparece cuando ocurre el evento externo por el que espera un proceso (como la llegada de nuevos datos). Si no existe otro proceso en ejecución es ese momento, se produce la transición 3 en forma inmediata y el proceso comienza su ejecución. En caso contrario, tendría que esperar en estado Listo por un momento, hasta que la CPU esté disponible.
Implantación de los procesos
Para implantar el modelo de proceso, el sistema operativo utiliza una tabla (un arreglo de estructuras), llamada la tabla de proceso, con un dato por proceso. Este dato contiene la información relativa al estado del proceso, el contador del programa, al apuntador a la pila, asignación de memoria, el estado de los archivos abiertos, su información de contabilidad y planificación, así como todos los datos relativos al proceso que deben guardarse cuando el proceso alterna entre los estados de ejecución y listo, de forma que pueda volver a iniciar más adelante como si nunca se hubiera detenido.
Aunque los campos exactos contenidos en al tabla de procesos son distintos de sistema en sistema, en general algunos tiene que ver con la administración del proceso, con la administración de la memoria y unos mas con el sistema de archivo como muestra el siguiente cuadro
Es posible explicar la forma en que se mantiene la ilusión de varios procesos secuenciales en una maquina con una sola CPU y varios dispositivos de E/S. A cada clase de dispositivos de E/S (ej. Discos flexibles, discos duros, etc.) se le asocia una localidad cerca de la parte inferior de la memoria, llamada vector de interrupción, que contiene la dirección del procedimiento de servicio a las interrupciones. Supongamos que el proceso del usuario 3 está en ejecución cuando ocurre una interrupción del disco. El contador del programa, la palabra de estado del programa y tal vez uno o más registros son enviados a la pila por el hardware de la interrupción. Es entonces cuando la computadora pasa a la dirección dada por el vector de interrupción de disco. Esto es todo lo que hacer el hardware. De aquí en adelante, todo queda en manos del software.
El procedimiento de servicio a la interrupción comienza guardando todos los registros en los datos de la tabla de procesos correspondientes al proceso activo. El número de procesos activo y un apuntador a este dato se mantienen como variables globales para una rápida localización. Después la información depositada por la interrupción se elimina de la pila. Las acciones tales como guardar los registro y establecer el apuntador a la pila se pueden expresar en C (o cualquier otro lenguaje de alto nivel) de esta forma pueden llevarse a cabo mediante pequeñas rutinas en lenguaje ensamblador. Al terminar esta rutina se llama un procedimiento en C que lleva a cabo el trabajo real de la interrupción.
El siguiente paso consiste en determinar el proceso que inicio la solicitud al disco. Este se habrá ido a dormir luego de iniciar la solicitud, por lo que deberá ser despertado. El estado de este proceso cambia de bloqueado a listo y luego se llama al planificador.
Sabemos que al menos dos procesos están listos: el proceso que inicio la E/S del disco y aquél que fue interrumpido. La elección de quien se ejecutara dependerá del algoritmo del planificador.
Archivos
Como ya mencionamos anteriormente, una de las funciones principales del sistema operativo es la de ocultar las peculiaridades de los discos y demás dispositivos de entrada/salida, para presentar al programador un modelo agradable y nítido de archivos independientes de los dispositivos.
Para poder proporcionar un espacio donde almacenar los archivos, los sistemas operativos soportan el concepto de directorio como una forma de agrupar los archivos.
Es evidente la necesidad de llamadas al sistema en la creación, eliminación, lectura y escritura de archivos. Antes de poder leer un archivo, hay que abrir este, después de leer un archivo, este debe cerrarse; siendo las llamadas al sistema, las que permiten realizar estas operaciones.
Administración de la memoria
En esta sección se describirán las técnicas más usuales en el manejo de memoria, revisando los conceptos relevantes. Se abarcarán los esquemas de manejo simple de memoria real, la multiprogramación en memoria real con sus variantes, el concepto de `overlays', la multiprogramación con intercambio y los esquemas de manejo de memoria virtual.
Panorama general
Un vistazo al material que se va a cubrir en esta sección se muestra en la figura 4.1. Es una gráfica en donde se especifican, en términos generales, los conceptos más importantes en cuanto a las técnicas empleadas en el manejo de memoria.
Manejo de memoria en sistemas monousuario sin intercambio
Este esquema se usa principalmente en sistemas monousuario y monotarea, como son las computadoras personales con DOS. Bajo este esquema, la memoria real es tomada para almacenar el programa que se esté ejecutando en un momento dado, con la visible desventaja de que si se está limitado a la cantidad de RAM disponible únicamente. La organización física bajo este esquema es muy simple: El sistema operativo se ubica en las localidades superiores o inferiores de la memoria, seguido por algunos manejadores de dispositivos ("drivers"). Esto deja un espacio contiguo de memoria disponible que es tomado por los programas del usuario, dejando generalmente la ubicación de la pila ("stack") al último, con el objetivo de que ésta pueda crecer hasta el máximo posible. Estas diferentes opciones se pueden ver en la figura 4.2. Como es obvio, bajo estos esquemas no se requieren algoritmos sofisticados para asignar la memoria a los diferentes procesos, ya que éstos son ejecutados secuencialmente conforme van terminando.
Multiprogramación en memoria real
En los 60's, las empresas e instituciones que habían invertido grandes sumas en la compra de equipo de cómputo se dieron cuenta rápidamente que los sistemas en lote invertían una gran cantidad de tiempo en operaciones de entrada y salida, donde la intervención de la unidad central de procesamiento era prácticamente nula, y se comenzaron a preguntar cómo hacer que se mantuviera más tiempo ocupada. Fue así como nació el concepto de multiprogramación, el cual consiste en la idea de poner en la memoria física más de un proceso al mismo tiempo, de manera que si el que se está ejecutando en este momento entraba en un periodo de entrada/salida, se podía tomar otro proceso para que usara la unidad central de procesamiento. De esta forma, la memoria física se dividía en secciones de tamaño suficiente para contener a varios programas.
De esta manera, si un sistema gastaba en promedio 60% de su tiempo en entrada/salida por proceso, se podía aprovechar más el CPU. Anterior a esto, el CPU se mantenía ese mismo porcentaje ocioso; con la nueva técnica, el tiempo promedio ocioso disminuye de la siguiente forma. Llámese al tiempo promedio que el CPU está ocupado `grado de multiprogramación'. Si el sistema tuviese un solo proceso siempre, y éste gastara 60% en entrada/salida, el grado de multiprogramación sería 1 – 60% = 40% = 0.4. Con dos procesos, para que el CPU esté ocioso se necesita que ambos procesos necesiten estar haciendo entrada/salida, es decir, suponiendo que son independientes, la probabilidad de que ambos estén en entrada/salida es el producto de sus probabilidades, es decir, 0.6×0.6 = 0.36. Ahora, el grado de multiprogramación es 1 – (probabilidad de que ambos procesos estén haciendo entrada/salida) = 1 – 0.36 = 0.64.
Como se ve, el sistema mejora su uso de CPU en un 24% al aumentar de uno a dos procesos. Para tres procesos el grado de multiprogramación es 1 – (0.6) 3 = 0.784, es decir, el sistema está ocupado el 78.4% del tiempo. La fórmula del grado de multiprogramación, aunque es muy idealista, pudo servir de guía para planear un posible crecimiento con la compra de memoria real, es decir, para obtener el punto en que la adición de procesos a RAM ya no incrementa el uso de CPU.
Dentro del esquema de multiprogramación en memoria real surgieron dos problemas interesantes: la protección y la relocalización.
El problema de la relocalización
Este problema no es exclusivo de la multiprogramación en memoria real, sino que se presentó aquí pero se sigue presentando en los esquemas de memoria virtual también. Este problema consiste en que los programas que necesitan cargarse a memoria real ya están compilados y ligados, de manera que internamente contienen una serie de referencias a direcciones de instrucciones, rutinas y procedimientos que ya no son válidas en el espacio de direcciones de memoria real de la sección en la que se carga el programa. Esto es, cuando se compiló el programa se definieron o resolvieron las direcciones de memoria de acuerdo a la sección de ese momento, pero si el programa se carga en otro día en una sección diferente, las direcciones reales ya no coinciden. En este caso, el manejador de memoria puede solucionar el problema de dos maneras: de manera `estática' o de manera `dinámica'. La solución `estática' consiste en que todas las direcciones del programa se vuelvan a recalcular al momento en que el programa se carga a memoria, esto es, prácticamente se vuelve a recompilar el programa. La solución `dinámica' consiste en tener un registro que guarde la dirección base de la sección que va a contener al programa. Cada vez que el programa haga una referencia a una dirección de memoria, se le suma el registro base para encontrar la dirección real. Por ejemplo, suponga que el programa es cargado en una sección que comienza en la dirección 100. El programa hará referencias a las direcciones 50,52,54. Pero el contenido de esas direcciones no es el deseado, sino las direcciones 150, 152 y 154, ya que ahí comienza el programa. La suma de 100 + 50 + etcétera se hacen al tiempo de ejecución. La primera solución vale más la pena que la segunda si el programa contiene ciclos y es largo, ya que consumirá menos tiempo en la resolución inicial que la segunda solución en las resoluciones en línea.
El problema de la protección
Este problema se refiere a que, una vez que un programa ha sido cargado a memoria en algún segmento en particular, nada le impide al programador que intente direccionar (por error o deliberadamente) localidades de memoria menores que el límite inferior de su programa o superiores a la dirección mayor; es decir, quiere referenciar localidades fuera de su espacio de direcciones. Obviamente, este es un problema de protección, ya que no es legal leer o escribir en áreas de otros programas.
La solución a este problema también puede ser el uso de un registro base y un registro límite. El registro base contiene la dirección del comienzo de la sección que contiene al programa, mientras que el límite contiene la dirección donde termina. Cada vez que el programa hace una referencia a memoria sé checa si cae en el rango de los registros y si es así se envía un mensaje de error y se aborta el programa.
Particiones fijas o particiones variables
En el esquema de la multiprogramación en memoria real se manejan dos alternativas para asignarle a cada programa su partición correspondiente: particiones de tamaño fijo o particiones de tamaño variable. La alternativa más simple son las particiones fijas. Dichas particiones se crean cuando se enciende el equipo y permanecerán con los tamaños iniciales hasta que el equipo se apague. Es una alternativa muy vieja, quien hacía la división de particiones era el operador analizando los tamaños estimados de los trabajos de todo el día. Por ejemplo, si el sistema tenía 512 kilobytes de RAM, podía asignar 64 k para el sistema operativo, una partición más de 64 k, otra de 128k y una mayor de 256 k. Esto era muy simple, pero inflexible, ya que si surgían trabajos urgentes, por ejemplo, de 400k, tenían que esperar a otro día o reparticionar, inicializando el equipo desde cero. La otra alternativa, que surgió después y como necesidad de mejorar la alternativa anterior, era crear particiones contiguas de tamaño variable. Para esto, el sistema tenía que mantener ya una estructura de datos suficiente para saber en dónde habían huecos disponibles de RAM y de dónde a dónde había particiones ocupadas por programas en ejecución. Así, cuando un programa requería ser cargado a RAM, el sistema analizaba los huecos para saber si había alguno de tamaño suficiente para el programa que quería entrar, si era así, le asignaba el espacio. Si no, intentaba relocalizar los programas existentes con el propósito de hacer contiguo todo el espacio ocupado, así como todo el espacio libre y así obtener un hueco de tamaño suficiente. Si aún así el programa no cabía, entonces lo bloqueaba y tomaba otro. El proceso con el cual se juntan los huecos o los espacios ocupados se le llama `compactación'. El lector se habrá dado cuenta ya de que surgen varios problemas con los esquemas de particiones fijas y particiones variables: ¿En base a qué criterio se elige el mejor tamaño de partición para un programa? Por ejemplo, si el sistema tiene dos huecos, uno de 18k y otro de 24 k para un proceso que desea 20 k, ¿Cual se le asigna? Existen varios algoritmos para darle respuesta a la pregunta anterior, los cuales se enumeran y describen enseguida.
o Primer Ajuste: Se asigna el primer hueco que sea mayor al tamaño deseado.
o Mejor Ajuste: Se asigna el hueco cuyo tamaño exceda en la menor cantidad al tamaño deseado. Requiere de una búsqueda exhaustiva.
o Peor Ajuste: Se asigna el hueco cuyo tamaño exceda en la mayor cantidad al tamaño deseado. Requiere también de una búsqueda exhaustiva.
o El Siguiente Ajuste: Es igual que el `primer ajuste' con la diferencia que se deja un apuntador al lugar en donde se asignó el último hueco para realizar la siguiente búsqueda a partir de él.
o Ajuste Rápido: Se mantienen listas ligadas separadas de acuerdo a los tamaños de los huecos, para así buscarle a los procesos un hueco más rápido en la cola correspondiente.
Otro problema que se vislumbra desde aquí es que, una vez asignado un hueco, por ejemplo, con "el peor ajuste", puede ser que el proceso requiriera 12 kilobytes y que el hueco asignado fuera de 64 kilobytes, por lo cual el proceso va a desperdiciar una gran cantidad de memoria dentro de su partición, a lo cual se le llama `fragmentación interna'.
Por otro lado, conforme el sistema va avanzando en el día, finalizando procesos y comenzando otros, la memoria se va configurando como una secuencia contigua de huecos y de lugares asignados, provocando que existan huecos, por ejemplo, de 12 k, 28k y 30 k, que sumados dan 70k, pero que si en ese momento llega un proceso pidiéndolos, no se le pueden asignar ya que no son localidades contiguas de memoria (a menos que se realice la compactación). Al hecho de que aparezcan huecos no contiguos de memoria se le llama `fragmentación externa'.
De cualquier manera, la multiprogramación fue un avance significativo para el mejor aprovechamiento de la unidad central de procesamiento y de la memoria misma, así como dio pie para que surgieran los problemas de asignación de memoria, protección y relocalización, entre otros.
Los overlays
Una vez que surgió la multiprogramación, los usuarios comenzaron a explorar la forma de ejecutar grandes cantidades de código en áreas de memoria muy pequeñas, auxiliados por algunas llamadas al sistema operativo. Es así como nacen los `overlays'.
Esta técnica consiste en que el programador divide lógicamente un programa muy grande en secciones que puedan almacenarse en las particiones de RAM. Al final de cada sección del programa (o en otros lugares necesarios) el programador insertaba una o varias llamadas al sistema con el fin de descargar la sección presente de RAM y cargar otra, que en ese momento residía en disco duro u otro medio de almacenamiento secundario. Aunque esta técnica era eficaz (porque resolvía el problema) no era eficiente (ya que no lo resolvía de la mejor manera). Esta solución requería que el programador tuviera un conocimiento muy profundo del equipo de cómputo y de las llamadas al sistema operativo. Otra desventaja era la portabilidad de un sistema a otro: las llamadas cambiaban, los tamaños de particiones también. Resumiendo, con esta técnica se podían ejecutar programas más grandes que las particiones de RAM, donde la división del código corría a cuenta del programador y el control a cuenta del sistema operativo.
Multiprogramación en memoria virtual
La necesidad cada vez más imperiosa de ejecutar programas grandes y el crecimiento en poder de las unidades centrales de procesamiento empujaron a los diseñadores de los sistemas operativos a implantar un mecanismo para ejecutar automáticamente programas más grandes que la memoria real disponible, esto es, de ofrecer "memoria virtual".
La memoria virtual se llama así porque el programador ve una cantidad de memoria mucho mayor que la real, y en realidad se trata de la suma de la memoria de almacenamiento primario y una cantidad determinada de almacenamiento secundario. El sistema operativo, en su módulo de manejo de memoria, se encarga de intercambiar programas enteros, segmentos o páginas entre la memoria real y el medio de almacenamiento secundario. Si lo que se intercambia son procesos enteros, se habla entonces de multiprogramación en memoria real, pero si lo que se intercambian son segmentos o páginas, se puede hablar de multiprogramación con memoria virtual.
La memoria virtual se apoya en varias técnicas interesantes para lograr su objetivo. Una de las teorías más fuertes es la del "conjunto de trabajo", la cual se refiere a que un programa o proceso no está usando todo su espacio de direcciones en todo momento, sino que existen un conjunto de localidades activas que conforman el "conjunto de trabajo". Si se logra que las páginas o segmentos que contienen al conjunto de trabajo estén siempre en RAM, entonces el programa se desempeñará muy bien.
Otro factor importante es si los programas exhiben un fenómeno llamado "localidad", lo cual quiere decir que algunos programas tienden a usar mucho las instrucciones que están cercanas a la localidad de la instrucción que se está ejecutando actualmente.
Paginación pura
La paginación pura en el manejo de memoria consiste en que el sistema operativo divide dinámicamente los programas en unidades de tamaño fijo (generalmente múltiplos de 1 kilobyte) los cuales va a manipular de RAM a disco y viceversa. Al proceso de intercambiar páginas, segmentos o programas completos entre RAM y disco se le conoce como "intercambio" o "swapping". En la paginación, se debe cuidar el tamaño de las páginas, ya que si éstas son muy pequeñas el control por parte del sistema operativo para saber cuáles están en RAM y cuales en disco, sus direcciones reales, etc.; crece y provoca mucha "sobrecarga" (overhead). Por otro lado, si las páginas son muy grandes, el overhead disminuye pero entonces puede ocurrir que se desperdicie memoria en procesos pequeños. Debe haber un equilibrio.
Uno de los aspectos más importantes de la paginación, así como de cualquier esquema de memoria virtual, es la forma de traducir una dirección virtual a dirección real. Para explicarlo, obsérvese la figura 4.3.
Como se observa, una dirección virtual "v" = (b, d) está formada por un número de página virtual "b" y un desplazamiento "d". Por ejemplo, si el sistema ofrece un espacio de direcciones virtuales de 64 kilobytes, con páginas de 4 kilobytes y la RAM sólo es de 32 kilobytes, entonces tenemos 16 páginas virtuales y 8 reales. La tabla de direcciones virtuales contiene 16 entradas, una por cada página virtual. En cada entrada, o registro de la tabla de direcciones virtuales se almacenan varios datos: si la página está en disco o en memoria, quién es el dueño de la página, si la página ha sido modificada o es de lectura nada mas, etc. Pero el dato que nos interesa ahora es el número de página real que le corresponde a la página virtual. Obviamente, de las 16 virtuales, sólo ocho tendrán un valor de control que dice que la página está cargada en RAM, así como la dirección real de la página, denotada en la figura 4.3 como b". Por ejemplo, supóngase que para la página virtual número 14 la tabla dice que, efectivamente está cargada y es la página real 2 (dirección de memoria 8192). Una vez encontrada la página real, se le suma el desplazamiento, que es la dirección que deseamos dentro de la página buscada (b' + d).
La tabla de direcciones virtuales a veces está ubicada en la misma memoria RAM, por lo cual se necesita saber en qué dirección comienza, en este caso, existe un registro con la dirección base denotada por la letra "a" en la figura 4.3.
Cuando se está buscando una página cualquiera y ésta no está cargada, surge lo que se llama un "fallo de página" (page fault). Esto es caro para el manejador de memoria, ya que tiene que realizar una serie de pasos extra para poder resolver la dirección deseada y darle su contenido a quien lo pide. Primero, se detecta que la página no está presente y entonces se busca en la tabla la dirección de esta página en disco. Una vez localizada en disco se intenta cargar en alguna página libre de RAM. Si no hay páginas libres se tiene que escoger alguna para enviarla hacia el disco. Una vez escogida y enviada a disco, se marca su valor de control en la tabla de direcciones virtuales para indicar que ya no está en RAM, mientras que la página deseada se carga en RAM y se marca su valor para indicar que ahora ya está en RAM. Todo este procedimiento es caro, ya que se sabe que los accesos a disco duro son del orden de decenas de veces más lentos que en RAM. En el ejemplo anterior se mencionó que cuando se necesita descargar una página de RAM hacia disco se debe de hacer una elección. Para realizar esta elección existen varios algoritmos, los cuales se describen enseguida_
• La primera en entrar, primera en salir: Se escoge la página que haya entrado primero y esté cargada en RAM. Se necesita que en los valores de control se guarde un dato de tiempo. No es eficiente porque no aprovecha ninguna característica de ningún sistema. Es justa e imparcial.
• La no usada recientemente: Se escoge la página que no haya sido usada (referenciada) en el ciclo anterior. Pretende aprovechar el hecho de la localidad en el conjunto de trabajo.
• La usada menos recientemente: Es parecida a la anterior, pero escoge la página que se usó hace más tiempo, pretendiendo que como ya tiene mucho sin usarse es muy probable que siga sin usarse en los próximos ciclos. Necesita de una búsqueda exhaustiva.
• La no usada frecuentemente: Este algoritmo toma en cuenta no tanto el tiempo, sino el número de referencias. En este caso cualquier página que se use muy poco, menos veces que alguna otra.
• La menos frecuentemente usada: Es parecida a la anterior, pero aquí se busca en forma exhaustiva aquella página que se ha usado menos que todas las demás.
• En forma aleatoria: Elige cualquier página sin aprovechar nada. Es justa e imparcial, pero ineficiente.
Otro dato interesante de la paginación es que ya no se requiere que los programas estén ubicados en zonas de memoria adyacente, ya que las páginas pueden estar ubicadas en cualquier lugar de la memoria RAM.
Segmentación pura
La segmentación se aprovecha del hecho de que los programas se dividen en partes lógicas, como son las partes de datos, de código y de pila (stack). La segmentación asigna particiones de memoria a cada segmento de un programa y busca como objetivos el hacer fácil el compartir segmentos (por ejemplo librerías compartidas) y el intercambio entre memoria y los medios de almacenamiento secundario.
Por ejemplo, en la versión de UNIX SunOS 3.5, no existían librerías compartidas para algunas herramientas, por ejemplo, para los editores de texto orientados al ratón y menús. Cada vez que un usuario invocaba a un editor, se tenía que reservar 1 megabyte de memoria. Como los editores son una herramienta muy solicitada y frecuentemente usada, se dividió en segmentos para le versión 4.x (que a su vez se dividen en páginas), pero lo importante es que la mayor parte del editor es común para todos los usuarios, de manera que la primera vez que cualquier usuario lo invocaba, se reservaba un megabyte de memoria como antes, pero para el segundo, tercero y resto de usuarios, cada editor extra sólo consumía 20 kilobytes de memoria. El ahorro es impresionante. Obsérvese que en la segmentación pura las particiones de memoria son de tamaño variable, en contraste con páginas de tamaño fijo en la paginación pura. También se puede decir que la segmentación pura tiene una granularidad menor que la paginación por el tamaño de segmentos versus tamaño de páginas. Nuevamente, para comprender mejor la segmentación, se debe dar un repaso a la forma en que las direcciones virtuales son traducidas a direcciones reales, y para ellos se usa la figura 4.4.
Prácticamente la traducción es igual que la llevada a cabo en la paginación pura, tomando en consideración que el tamaño de los bloques a controlar por la tabla de traducción son variables, por lo cual, cada entrada en dicha tabla debe contener la longitud de cada segmento a controlar. Otra vez se cuenta con un registro base que contiene la dirección del comienzo de la tabla de segmentos. La dirección virtual se compone de un número de segmento (s) y un desplazamiento (d) para ubicar un byte (o palabra) dentro de dicho segmento. Es importante que el desplazamiento no sea mayor que el tamaño del segmento, lo cual se controla simplemente chequeando que ese valor sea mayor que la dirección del inicio del segmento y menor que el inicio sumado al tamaño.
Una ves dada una dirección virtual v=(s, d), se realiza la operación b + s para hallar el registro (o entrada de la tabla de segmentos) que contiene la dirección de inicio del segmento en la memoria real, denotado por s'. Ya conociendo la dirección de inicio en memoria real s' sólo resta encontrar el byte o palabra deseada, lo cual se hace sumándole a s' el valor del desplazamiento, de modo que la dirección real ® r = s' + d.
Cada entrada en la tabla de segmentos tiene un formato similar al mostrado en la figura 4.5. Se tienen campos que indican la longitud, los permisos, la presencia o ausencia y dirección de inicio en memoria real del segmento
Según amplios experimentos sugieren que un tamaño de páginas de 1024 bytes generalmente ofrece un desempeño muy aceptable. Intuitivamente parecería que el tener páginas del mayor tamaño posible haría que el desempeño fuera óptimo pero no es así, a menos que la página fuera del tamaño del proceso total. No es así con tamaños grandes de página menores que el proceso, ya que cuando se trae a memoria principal una página por motivo de un solo byte o palabra, se están trayendo muchísimos más bytes de los deseados. La dependencia entre el número de fallas respecto al tamaño de las páginas se mustra en la figura 4.6.
Un hecho notable en los sistemas que manejan paginación es que cuando el proceso comienza a ejecutarse ocurren un gran número de fallos de página, porque es cuando está referenciando muchas direcciones nuevas por vez primera, después el sistema se estabiliza, conforme el número de marcos asignados se acerca al tamaño del conjunto de trabajo.
En la figura 4.7 se muestra la relación entre el tiempo promedio, las fallas de página y el número de marcos de página asignados a un proceso. Allí se ve que el tiempo entre fallas decrece conforme se le asignan más páginas al proceso. La gráfica se curva en un punto, el cual corresponde a que el proceso tiene un número de páginas asignado igual al que necesita para almacenar su conjunto de trabajo. Después de eso, él asignarle a un proceso más páginas que las de su conjunto de trabajo ya no convienen, ya que el tiempo promedio entre fallas permanece sin mucha mejora. Un aspecto curioso de aumentar el número de páginas a un proceso cuando el algoritmo de selección de páginas candidatas a irse a disco es la primera en entrar primera en salir es la llamada `anomalía FIFO' a `anomalía de Belady'. Belady encontró ejemplos en los que un sistema con un número de páginas igual a tres tenía menos fallas de páginas que un sistema con cuatro páginas. El ejemplo descrito en es injusto. Obviamente si se compara un sistema con 10 páginas contra otro de 5, ya de inicio el primer sistema tendrá 5 fallos de página más que el de 5, porque se necesitan diez fallos para cargarlo. A esto debería llamársele `anomalía de Belady con corrección.
Sistemas combinados
La paginación y la segmentación puras son métodos de manejo de memoria bastante efectivos, aunque la mayoría de los sistemas operativos modernos implantan esquemas combinados, es decir, combinan la paginación y la segmentación. La idea de combinar estos esquemas se debe a que de esta forma se aprovechan los conceptos de la división lógica de los programas (segmentos) con la granularidad de las páginas. De esta forma, un proceso estará repartido en la memoria real en pequeñas unidades (páginas) cuya liga son los segmentos. También es factible así el compartir segmentos a medida que las partes necesitadas de los mismos se van referenciando (páginas). Para comprender este esquema, nuevamente se verá cómo se traduce una dirección virtual en una localidad de memoria real. Para la paginación y segmentacíon puras se puede decir que el direccionamiento es "bidimensional" porque se necesitan dos valores para hallar la dirección real. Para el caso combinado, se puede decir que se tiene un direccionamiento "tridimensional". En la figura 4.8 se muestran las partes relevantes para lograr la traducción de direcciones. El sistema debe contar con una tabla de procesos (TP). Por cada renglón de esa tabla se tiene un número de proceso y una dirección a una tabla de segmentos. Es decir, cada proceso tiene una tabla de segmentos. Cuando un proceso hace alguna referencia a memoria, se consulta TP para encontrar la tabla de segmentos de ese proceso. En cada tabla de segmentos de proceso (TSP) se tienen los números de los segmentos que componen a ese proceso. Por cada segmento se tiene una dirección a una tabla de páginas. Cada tabla de páginas tiene las direcciones de las páginas que componen a un solo segmento. Por ejemplo, el segmento `A' puede estar formado por las páginas reales `a', 'b', 'c', 'p' y `x'. El segmento `B' puede estar compuesto de las páginas `f', 'g', 'j', 'w' y `z'.
Para traducir una dirección virtual v=(s, p, d) donde "s" es el segmento, "p" es la página y "d" el desplazamiento en la página se hace lo siguiente. Primero se ubica de qué proceso es el segmento y se localiza la tabla de segmentos de ese proceso en la TP. Con "s" como índice se encuentra un renglón (registro) en la tabla de segmentos de ese proceso y en ese renglón está la dirección de la tabla de páginas que componen al segmento. Una vez en la tabla de páginas se usa el valor "p" como índice para encontrar la dirección de la página en memoria real. Una vez en esa dirección de memoria real se encuentra el byte (o palabra) requerido por medio del valor de "d".
Ahora, en este esquema pueden haber dos tipos de fallos: por fallo de página y por fallo de segmento. Cuando se hace referencia a una dirección y el segmento que la contiene no está en RAM (aunque sea parcialmente), se provoca un fallo por falta de segmento y lo que se hace es traerlo del medio de almacenamiento secundario y crearle una tabla de páginas. Una vez cargado el segmento se necesita localizar la página correspondiente, pero ésta no existe en RAM, por lo cual se provoca un fallo de página y se carga de disco y finalmente se puede ya traer la dirección deseada por medio del desplazamiento de la dirección virtual.
La eficiencia de la traducción de direcciones tanto en paginación pura, segmentación pura y esquemas combinados se mejora usando memorias asociativas para las tablas de páginas y segmentos, así como memorias cache para guardar los mapeos más solicitados.
Otro aspecto importante es la estrategia para cargar páginas (o segmentos) a la memoria RAM. Se usan más comúnmente dos estrategias: cargado de páginas por demanda y cargado de páginas anticipada. La estrategia de cargado por demanda consiste en que las páginas solamente son llevadas a RAM si fueron solicitadas, es decir, si se hizo referencia a una dirección que cae dentro de ellas. La carga anticipada consiste en tratar de adivinar qué páginas serán solicitadas en el futuro inmediato y cargarlas de antemano, para que cuando se pidan ya no ocurran fallos de página. Ese "adivinar" puede ser que se aproveche el fenómeno de localidad y que las páginas que se cargan por anticipado sean aquellas que contienen direcciones contiguas a la dirección que se acaba de refenciar. De hecho, el sistema operativo VMS usa un esquema combinado para cargar páginas: cuando se hace referencia a una dirección cuya página no está en RAM, se provoca un fallo de página y se carga esa página junto con algunas páginas adyacentes. En este caso la página solicitada se cargó por demanda y las adyacentes se cargaron por anticipación.
MS-DOS
Como ejemplo de un sistema operativo de un solo procesador, nos referiremos a MS-DOS, que sólo se ejecuta en el Intel 8088 y sus sucesores, 286, 386 y 486.
Iniciaremos con su historia, analizaremos los conceptos fundamentales, algunas de sus llamadas al sistema y, por último, diremos algo de su implantación.
Historia De Ms-Dos
La primera computadora personal fue la Altair, producida en 1975 por la compañía MITS. Tenía un CPU con el Intel 8080 de 8 bits y 256 bytes de memoria. No tenía teclado, pantalla, cintas o discos.
Después de unos años, muchas compañías comenzaron a fabricar computadoras personales con base en el chip 8080, casi todas con un sistema operativo llamado CP/M.
La PC-IBM
Alrededor de 1980, IBM, vio la necesidad de tener su propia computadora personal. Para entonces Intel había producido dos sucesores del 8080, el 8086 de 16 bits y una versión de él con un bus de 8 bits, el 8088 que fue comprada por IBM. Microsoft compró para IBM un sistema operativo del tipo de CP/M-86 al cual le realizo unos cuantos arreglos. Cambiaron su nombre por el de MS-DOS (Micro Soft – Sistema operativo de disco). IBM anunció la PC en agosto de 1981.
MS-DOS podía ejecutar la mayor parte del software que se utilizaba entonces en el 8080 bajo CP/M.
La PC estaba equipada con hardware para el control de las cintas de audiocassette y palancas de control para los videojuegos.
Respecto del hardware de la PC. Aunque el 8088 tiene un espacio de direcciones de 1 megabyte, IBM decidió asignar los primeros 640 de éstos al RAM y el resto a ROM, tarjetas de vídeo y otros elementos. En consecuencia, la configuración de MS-DOS sólo soporta programas con un tamaño máximo de 640 K. Al surgir después modelos con hasta 16 MB, la incapacidad para ejecutar programas mayores de 640 K se convirtió en un problema.
Los programas de la PC de IBM eran libres de no utilizar el sistema operativo y tener acceso directo al hardware.
MS-DOS Versión 1.0
Fue lanzada junto con la PC DE IBM. Ocupaba 12 K de los 64 K de la memoria de la máquina. El código constaba de 4000 líneas de código ensamblador. El único disco que soportaba era el de 5 ¼ plg, de un solo lado y 160 K.
El sistema operativo constaba de 3 programas: ibmbio.com, el sistema de E/S de discos y caracteres; ibmdos.com, el manejador de discos y archivos; y command.com, el procesador de comandos, un shell primitivo. MS-DOS siempre ha hecho uso de un ROM en hardware integrado a la PC DE IBM, llamado BIOS (Sis. Básico de E/S). BIOS contiene los manejadores de los dispositivos estándar, por lo que bastaba que MS-DOS los llamara para realizar la E/S.
El BIOS se localizaba cerca de la parte superior del espacio de direcciones de MI en el ROM del 8088, no ocupaba RAM.
La versión MS-DOS 1.0 era compatible con CP/M.
Microsoft lanzó la versión 1.1 en 1982, la cual soportaba los discos de 320K de doble lado. En lo demás era similar a la versión 1.0.
MS-DOS Versión 2.0
En 1983, IBM presentó la PC/XT, su primera computadora personal con un disco duro. Venía con la versión 2.0. Aunque soportaba las llamadas al sistema de CP/M, Microsoft volvió a escribirlo desde cero y le incorporó ideas de UNIX como las llamadas al sistema OPEN, READ, WRITE y CLOSE. El shell también se mejoró; podía manejar el redireccionamiento de la E/ S, además de soportar entubamientos y filtros.
MS-DOS 2.0 también incluyó manejadores de dispositivos que podía instalar el usuario, cola de impresión (spooloing), configuración del sistema, administración de la memoria y shells adaptados.
Al surgir una gran demanda a nivel mundial de la PC/XT produjo la versión 2.05, que soportaba la hora, fecha, moneda y símbolos decimales de muchos países.
MS-DOS Versión 3.0
En 1984, IBM lanzó la PC/AT, su primera computadora personal con base en el chip 286. Esta soportaba una memoria de hasta 16 MB, tenía modos usuario y núcleo, un modo de protección con base en anillos y capacidad de ejecutar varios programas a la vez. La versión de MS/DOS empacada con la PC/AT era la 3.0.
La PC/AT venía con una unidad de disco de 1.2 M, reloj con batería y la información de la configuración en CMOS, se añadió el soporte para estos dispositivos.
Además, ahora se soportaban los discos duros de más de 10M y se presentaron los discos en RAM y el procesador de comandos (shell) se eliminó del sistema operativo y se conformó como un programa independiente.
El 3.0 se reemplazó por 3.1, que proporcionó el primer soporte para las redes.
La siguiente edición fue la 3.2. Soportaba discos de 3 ½ plg..
En 1987, IBM presentó el sucesor de la línea PC, la familia PS/2 (Sistema Personal 2). Venían con discos de 3 ½ plg. y 720K en las versiones más pequeñas y discos de 3 ½ plg. con 1.44M en las versiones más grandes.
IBM y Microsoft lanzaron un sistema operativo nuevo llamado OS/2. Como se entregó tarde e incompleto, Microsoft lo desechó, esto molestó a IBM, que abandonó a Microsoft y firmó contrato con Apple Computer para su futuro software.
MS-DOS Versión 4.0
IBM presentó la versión 4.0. Una de las grandes mejoras de esta edición fue el soporte de discos duros mayores de 32 M. MS-DOS 4.0 soporta discos de hasta 2 gigabytes. Aunque los programas seguían restringidos a 640 K, se podían utilizar hasta 16M de memoria extendida para el disco en RAM. Otra mejora fue el shell de DOS, controlado mediante menús. En fin, esta versión no se utilizó con amplitud.
MS-DOS Versión 5.0
Fue anunciada en 1991, fue la primera versión que hacía un uso serio de la memoria extendida, de la que muchos poseedores de 286 y 386 tenían varios megabytes. Aún con la restricción de que los programas no podían exceder los 640K, al menos tenía la capacidad de colocar la mayoría del propio MS-DOS en la memoria extendida, de modo que cerca de 600K de los 640K inferiores estaban disponibles para los programas del usuario. Además, los manejadores de dispositivos escritos por el usuario también se podrían colocar en la memoria extendida. MS-DOS 5.0 también podía utilizar la memoria entre los 640K y 1M de las máquinas 386 para los manejadores de dispositivos y ciertas utilerias.
También proporcionó un nuevo shell, con la capacidad de tener varios programas en la memoria al mismo tiempo. 5.0 también venía con un amplio programa de ayuda (HELP), para auxiliar a los nuevos usuarios.
Panorama de MS-DOS
Uso de MS-DOS
Existe un shell, comand.com, un sistema de archivos, llamadas al sistema, programas de utilerías y otras características.
Para utilizar MS-DOS sólo hay que encender la computadora. Unos segundos después, aparece el indicador del shell.
Por la razón de que la máquina es utilizada por una única persona, los archivos y directorios no tienen propietarios y no existen bits de protección.
Para ejecutar un programa, se escriben su nombre y argumentos en el shell.
Los comandos de MS-DOS se dividen en dos categorías: internos y externos. Los internos se ejecutan por el propio shell, los externos son auténticos programas, que, por lo general, se encuentran en el directorio /dos o /bin.
En MS-DOS, muchas de las utilerías de más uso son comandos internos del shell. En total existen 40 comandos internos.
La construcción de tantos comandos dentro del shell representa una situación contradictoria. Por un lado, el hecho de no tener que buscarlos en un disco lento los hace más rápidos. Puesto que la PC DE IBM original no tenía un disco duro. Por otro lado, todo ese código hace que el shell sea más grande.
En MS-DOS, la línea de comandos se transfiere de manera literal al programa.
MS-DOS 5.0 tiene un programa doskey que se puede instalar con el fin de registrar y guardar en un buffer todas las combinaciones de teclas. Su función es permitir la repetición de comandos, con o sin edición. Por ejemplo, al oprimir la tecla F7, doskey exhibe una lista de los comandos más recientes. Se puede seleccionar uno de ellos mediante la tecla F9. El comando se puede volver a ejecutar de manera directa, o bien editarlo y volverlo a ejecutar.
El Shell de MS-DOS
MS-DOS tiene ahora una interfaz orientada a la pantalla, llamada dosshell. Despliega los archivos y directorios en ventanas y permite que los usuarios realicen una gran cantidad de trabajo al apuntar mediante el ratón y oprimir el botón de éste.
Al iniciar dosshell, se exhiben varias ventanas en la pantalla. Pueden aparecer varias pantallas, una de las cuales se muestra en la figura. Esta contiene 8 ventanas.
La ventana superior es la barra de título, la cual identifica el programa en ejecución. A continuación aparece la barra de menú, la cual ofrece varias opciones.
o Al oprimir File aparece un menú que permite a los usuarios desplazar, copiar, cambiar el nombre e imprimir archivos, crear directorios, así como otras operaciones análogas. La mayoría de éstas utilizan el ratón y el teclado.
o El menú Options activa o desactiva varias opciones. También permite al usuario seleccionar los colores de la pantalla.
o El menú View controla los cuatro tipos de ventanas que se pueden exhibir y el tamaño de cada una.
o El menú Tree controla las opciones de la forma en que se exhiben los subdirectorios en la pantalla
o El menú Help proporciona ayuda en relación con varios aspectos de dosshell.
o La siguiente sección de la pantalla contiene los iconos de unidad. En MS-DOS cada unidad de disco tiene asignado un código. Los dos primeros discos se llaman A: y B: y el primer disco duro se llama C:.
o Por último están las cuatro ventanas más importantes.
o La ventana Directory Tree exhibe el directorio raíz de la unidad C. El símbolo + indica que el directorio tiene subdirectorios que no se muestran. Al oprimir el botón sobre +, éste símbolo cambia por – y se muestran los subdirectorios. Al seleccionar una entrada sus archivos aparecen en la ventana File List
o La ventana Main tiene una lista de los comandos de uso frecuente. Los programas se ejecutan al oprimir el botón del ratón sobre ellos.
o La última ventana es, la más interesante. En este momento, el usuario es libre de ejecutar los comandos que desee, como por ejemplo, iniciar otro programa, el cual se puede suspender. Todos los programas suspendidos aparecen en esta ventana. Si se oprime el botón del ratón dos veces sobre alguno de ellos, este programa continúa su ejecución.
o Por último, la última ventana es la Status. Tiene una lista de ciertas abreviaturas de comandos, exhibe mensajes y muestra la hora del día.
Configuración de MS-DOS
MS-DOS se puede configurar en una infinidad de formas. Por ejemplo, los usuarios son libres de instalar sus propios manejadores de interruptores.
Al registrar las interrupciones del teclado, el programa doskey puede examinar todos los caracteres tecleados antes de que éstos pasen al sistema operativo.
Otra forma de configuración por parte del usuario es la capacidad de instalar manejadores de dispositivos adaptados a las necesidades de aquéllos. Estos manejadores pueden controlar a los dispositivos de E/S no estándar, como los sintetizados de música MIDI. También pueden manejar los dispositivos estándar, como la memoria extendida, de forma no estándar (por ejemplo, simular discos en RAM).
MS-DOS tiene la capacidad de asociar los códigos de teclas producidos por el teclado con diferentes caracteres, por ej. la tecla a la derecha de TAB es una Q (EEUU) o una A (Francia).
Gran parte de la capacidad de configuración de MS-DOS se controla mediante un archivo llamado config.sys, el cual se lee al arrancar la máquina. Puede contener comandos para la instalación de manejadores de dispositivos adecuados, establecer el soporte des lenguaje nacional, determinar la parte de la memoria donde debe colocarse el sistema operativo, asignar memoria para el buffer caché, especificar el número máximo de archivos abiertos y seleccionar el shell. Además, después de procesar este archivo, se ejecuta un archivo por lotes llamado autoexec.bat.
Conceptos Fundamentales en MS-DOS
En MS-DOS, el modelo de un proceso y su uso de memoria están fuertemente entrelazados e íntimamente relacionados con los detalles de la arquitectura del CPU 8088 y la arquitectura del sistema PC DE IBM. Además, la programación del modelo de los procesos y de la memoria son inseparables de la implantación.
Procesos en MS-DOS
MS-DOS no es un sistema de multiprogramación, tampoco es un sistema de monoprogramación. Al arrancar el sistema, un proceso, command.com (el shell orientado al teclado) se inicia y espera una entrada. Al escribir una línea, command.com inicia un nuevo proceso, le transfiere el control y espera a que éste termine.
En MS-DOS, el padre y el hijo no pueden ejecutarse en paralelo. Cuando un proceso produce un hijo, el padre se suspende de manera automática hasta que el hijo hace una salida. El resto se suspende en espera de que un hijo termine. Aunque MS-DOS permite la existencia de varios procesos a la vez, no es un verdadero sistema de multiprogramación.
MS-DOS tiene dos tipos de archivos binarios ejecutables, los que producen dos tipos distintos de procesos. Un archivo con extensión COM, como PROG.COM, es un simple archivo ejecutable, están almacenados en archivos que contienen una copia fiel del código a ser ejecutado. El archivo se carga en la memoria tal cual es y se ejecuta.
El otro tipo de archivo ejecutable es el archivo EXE. Un proceso creado a partir de estos archivos puede tener un segmento de texto, un segmento de datos, un segmento de pila, etc.
Estos pueden ser reasignados conforme se cargan en la memoria. El sistema operativo indica la diferencia entre los archivo COM y los archivos EXE mediante los dos primeros bytes y no por medio de la extensión del nombre del archivo.
Los primeros 256 bytes de cada proceso de MS-DOS forman un bloque especial de datos llamado PSP (prefijo del segmento del programa). El sistema operativo construye este bloque al momento de crear el proceso. Para los archivos.com., cuenta como parte del espacio de direcciones del proceso y se puede hacer referencia a él mediante las direcciones 0 a 255. Por esta razón todos los procesos. Com. comienzan en la dirección 256 y no en la dirección 0. Por el contrario, los archivos.Exe se reasignan por arriba de PSP, por lo que su dirección 0 es el primer byte por arriba del PSP. Esto evita desperdiciar 256 bytes de espacio de direcciones.
PSP contiene el tamaño del programa, un apuntador al bloque del ambiente, la dirección del manejador CTRL-C, la cadena del comando, un apuntador al PSP del padre, la tabla de descriptores del archivo y otra información.
En MS-DOS un hijo hereda, por lo general, los archivos abiertos del padre. Si un hijo lee o escribe en un archivo abierto, al concluir, el padre ve la nueva posición del archivo y puede transferirla al siguiente. Los archivos abiertos por el propio hijo se cierran de manera automática al terminar éste y su memoria es liberada.
Por lo general, cuando un proceso termina se reclama su memoria y el proceso desaparece para siempre. Sin embargo, MS-DOS tiene una alternativa, donde se indica al sistema que no recupere su memoria, sino que considere que hizo su salida. Esta característica ha generado la fabricación de software TSR (terminar y permanecer residente o software residente en memoria). Son aquellos programas que permanecen en memoria aunque no estén siendo ejecutados. Su presencia en memoria es latente, están listos para activarse en el momento que sean requeridos o sucedan en la máquina las condiciones que están esperando.
Los procesos en MS-DOS pueden instalar sus propios manejadores de interrupciones.
El programa TSR no puede utilizar MS-DOS para leer nuevos datos mediante el teclado y no lo puede utilizar para escribir en la pantalla. Tampoco lo puede utilizar para tener acceso a archivos. Ni siquiera puede utilizar el BIOS, puesto que éste también podría estar a mitad de una llamada al momento de oprimir la tecla adecuada. Así, el programa TSR debe realizar su propia E/S.
El modelo de memoria de MS-DO
Es bastante complejo. El espacio de direcciones se divide en cuatro regiones, con tamaños y propiedades diferentes. Así, para comprender el modelo de memoria de MS-DOS, es esencial comprender la arquitectura de la PC DE IBM y sus sucesoras.
La arquitectura de memoria del 8088
El 8080 es un CPU de 8 bits de Intel. Tenía varios registros de 8 bits, entre los que se encontraba un acumulador de 8 bits y 2 registros de direcciones de 8 bits, H y L, los cuales también podían utilizarse como registros de 16 bits.
Aunque el 8080 sólo tenía una aritmética de 8 bits, tenía un direccionamiento real de 16 bits y de hasta 64K bytes de memoria, donde cada byte se podía direccionar de manera independiente.
Los sucesores del 8080, el 8086 y el 8088, se diseñaron para ser mejor que el 8080, pero que también fueran compatibles.
El 8088 tiene 12 registros:
a. Cuatro registros de 16 bits, denominados AX, BX, CX Y DX, que pueden ser direccionados de 8 registros de 8 bits, denominados AH,AL,BH,BL,CH,CL,DH,DL. El registro AX sirve fundamentalmente como acumulador y como registro de transferencia en las instrucciones E/S. El registro BX puede usarse como acumulador y como registro base para calcular las direcciones de los datos de memoria. El registro CX puede usarse como acumulador y se utiliza como contador para las instrucciones interactivas. El registro DX puede usarse como acumulador y se emplea como puntero de datos en ciertas instrucciones especificas de E/S.
b. Cuatro registros de puntero de segmento denominados CS, DS, SS y ES. Dicho puntero define cuatro segmentos de 64K bytes cada uno. Cualquier dirección de memoria se forma, sumando al puntero del segmento una dirección efectiva calculada por diversos procedimientos. El registro CS, (segmento de código) se utiliza para reasignar el contador del programa; el registro SS (segmento de pila). Este segmento lo utilizan principalmente los programadores en lenguaje ensamblador, se utiliza para reasignar segmentos a la pila; el registro DS (segmento de dato) se usa en instrucciones que manejan datos de memoria y el registro ES (segmento extra) se utiliza en instrucciones que manejan cadena de caracteres.
c. Cuatro registros que contienen direcciones de desplazamiento dentro de los segmentos denominados SP,BP,SI,DI. El registro SP puntero de la pila de los registros SI y DI son registros de índice, contienen desplazamiento de los punteros de segmento DS y ES en las instrucciones que manejan cadena de caracteres. El registro BP es el puntero base que se utiliza para apuntar a la base del marco de pila activo (para el acceso a variables locales). Todos estos registros deben contener apuntadores.
El 8086 representa la arquitectura base para todos los microprocesadores de 16 bits de Intel: 8088, 8086, 80188, 80186 y 80286. Toda la familia 80×86 en adelante posee dos características en común:
a. Arquitectura segmentada. Esto significa que la memoria es dividida en segmentos con un tamaño máximo de 64K (información importante para el direccionamiento de la memoria en la futura programación segmentada en el lenguaje ensamblador)
b. Compatibilidad de las instrucciones y registros de las anteriores versiones son soportados por las nueve versiones, y estas versiones son soportadas por versiones anteriores.
Autor:
Juan Turizo Ospino
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