Operacˇnísyste´My

SLEZSKA´ UNIVERZITA V OPAVEˇ FILOZOFICKO-PRˇ I´RODOVEˇ DECKA´ FAKULTA U´ STAV INFORMATIKY

OPERACˇNI´ SYSTE´ MY

Texty k prˇedna´sˇka´m

Poslednı´zmeˇny: 2. cˇervence 2007

Mgr. Sˇa´rka Vavrecˇkova´ fpf.slu.cz/~vav10ui

Opava 2007 OBSAH

1 U´ vod do operacˇnıćh syste´mu˚ 1 1.1 Cojetooperacˇnı´syste´m ...... 1 1.2 Funkceoperacˇnı´hosyste´mu ...... 3 1.3 Typyoperacˇnıćhsyste´mu˚ ...... 4 1.4 Realtimoveóperacˇnı´syste´my ...... 5 1.5 Distribuovaneóperacˇnı´syste´my ...... 7

2 Struktura operacˇnı´ch syste´mu˚ 10 2.1 Za´kladnı´typy struktur operacˇnı´ch syste´mu˚ ...... 10 2.2 MS-DOSaWindowssDOSja´drem ...... 11 2.3 WindowsrˇadyNT ...... 16 2.4 Syste´myUnixove´hotypu ...... 19

3 Spra´va pameˇti 23 3.1 Modulspra´vcepameˇti ...... 23 3.2 Rea´lne´metody prˇideˇlovańı´pameˇti ...... 25 3.2.1 Prˇideˇlenı´jedne´souvisleóblasti pameˇti ...... 25 3.2.2 Prˇideˇlovańı´bloku˚pevne´velikosti ...... 26 3.2.3 Dynamicke´prˇideˇlovańı´bloku˚pameˇti ...... 27 3.2.4 Segmentace ...... 28 3.2.5 Jednoduche´strańkovańı´ ...... 30 3.3 Rˇ esˇenı´fragmentacepameˇti ...... 31 3.4 Virtua´lnı´pameˇt’...... 33 3.4.1 Strańkovańıńazˇa´dost ...... 34 3.4.2 Segmentace se strańkovańı´m na zˇa´dost ...... 37 3.4.3 Swapovańı´procesu˚...... 37

i ii

3.5 Spra´va pameˇti v neˇktery´ch operacˇnı´ch syste´mech ...... 38 3.5.1 MS-DOSaWindows ...... 38 3.5.2 Unixove´syste´my vcˇetneˇLinuxu ...... 40 3.5.3 MacOS...... 41

4 Procesy 43 4.1 Evidenceprocesu˚ ...... 43 4.2 Beˇhprocesu˚amultitasking ...... 45 4.3 Multithreading ...... 49 4.4 Spra´vafrontprocesu˚ ...... 51 4.5 Prˇideˇlovańı´procesoru ...... 53 4.5.1 Fronta(FCFS) ...... 54 4.5.2 Cyklicke´plańovańı´(RR) ...... 54 4.5.3 Nejkratsˇıú´loha(SPN) ...... 55 4.5.4 Priority...... 56 4.5.5 Kombinace metod s vıće frontami ...... 57 4.6 Komunikaceprocesu˚ ...... 58

5 Synchronizace procesu˚ 60 5.1 U´ voddoproblematiky ...... 60 5.2 Petrihosı´teˇ...... 61 5.3 Za´kladnı´synchronizacˇnıú´lohy ...... 63 5.3.1 Kriticka´sekce ...... 63 5.3.2 Producent–konzument ...... 64 5.3.3 Model–obraz ...... 66 5.3.4 Cˇtena´rˇi–pı´sarˇi...... 67 5.3.5 Peˇthladovyćhfilozofu˚...... 68 5.3.6 Soubeˇhprocesu˚...... 69 5.4 Implementace cˇekańı´prˇed kritickou sekcı´ ...... 70 5.5 Synchronizacˇnıńa´stroje operacˇnı´ho syste´mu ...... 74 5.5.1 Semafory...... 75 5.5.2 Mechanismuszpra´v ...... 78 5.5.3 Monitory...... 79 5.5.4 RPC...... 79

6 Uva´znutı´procesu˚(Deadlock) 81 6.1 Za´kladnı´pojmy ...... 81 6.2 Popis stavu prˇideˇlenı´prostrˇedku˚ ...... 82 6.3 Podmıńkyvznikuuva´znutı´ ...... 83 6.4 Prevenceuva´znutı´ ...... 84 6.5 Prˇedpovı´dańıúva´znutı´...... 86 6.5.1 Graf na´roku˚a prˇideˇlenı´prostrˇedku˚ ...... 86 iii

6.5.2 Banke´rˇu˚valgoritmus...... 87 6.6 Detekceuva´znutı´ ...... 89 6.6.1 U´ prava grafu prˇideˇlenı´prostrˇedku˚...... 90 6.6.2 U´ pravaBanke´rˇovaalgoritmu ...... 90 6.7 Reakce prˇi zjisˇteˇnı´zablokova´nı´ ...... 92

7 Spra´va periferiı´ 93 7.1 I/Osyste´m...... 93 7.2 Druhyperiferiı´ ...... 94 7.3 Ovladacˇe...... 95 7.4 Prˇerusˇenı´...... 96

8 Pameˇt’ova´me´dia 99 8.1 Za´kladnı´pojmy ...... 99 8.2 Adresa´rˇova´struktura...... 101 8.3 Souboryasyste´msouboru˚...... 104 8.4 Souborove´syste´myveWindows ...... 106 8.4.1 Starsˇı´verze souborovyćh syste´mu˚typu FAT ...... 106 8.4.2 VFATaFAT32...... 109 8.4.3 Souborovy´syste´m NTFS ...... 111 8.4.4 Srovnańı´souborovyćh syste´mu˚pro Windows ...... 114 8.5 Souborove´syste´myproLinux ...... 115 8.5.1 VFS...... 115 8.5.2 Souborove´syste´my typu extxfs...... 116 8.5.3 Dalsˇı´zˇurna´lovacı´souborove´syste´my ...... 120 8.5.4 Virtua´lnı´souborove´syste´my ...... 121 8.5.5 Srovnańı´Linuxovyćh souborovyćh syste´mu˚ ...... 122

9 Spra´va disku˚ 123 9.1 Proble´mysBIOSem...... 123 9.2 Za´kladnı´pojmy ...... 124 9.3 Strukturadisku ...... 124 9.4 Na´strojeprospra´vudisku˚ ...... 126 9.5 Zava´deˇcı´programy ...... 128 9.6 Mozˇnosti instalace operacˇnı´ch syste´mu˚ ...... 132 9.7 Emulace jine´ho operacˇnı´ho syste´mu ...... 133 9.7.1 Virtua´lnı´pocˇı´tacˇe...... 134 9.7.2 Emula´tory operacˇnı´ho syste´mu a podsyste´my ...... 135 iv

10 Graficky´subsyste´m 137 10.1 Za´kladnı´pojmy ...... 137 10.2 XWindowSystem...... 139 10.3 Technologie rozsˇirˇujıćı´mozˇnosti grafiky ...... 141

A Vy´stupyneˇktery´chdiskovy´chna´stroju˚proWindows 144

Literatura 146

Rejstrˇı´k 149 KAPITOLA 1

U´ vod do operacˇnı´ch syste´mu˚

Pojem operacˇnı´syste´m budeme v na´sledujıćı´m textu cha´pat trochu sˇı´rˇeji nezˇje obvykle´. Zahrneme zde take´software, ktery´slouzˇı´k rˇı´zenı´jake´hokoliv vy´pocˇetnı´ho syste´mu, vcˇetneˇ programovanyćh laserovyćh tiska´ren. Tato kapitola je u´vodem do problematiky, sezna´mı´me se zde se za´kladnı´mi pojmy, definicı´ operacˇnı´ho syste´mu, funkcemi a typy operacˇnıćh syste´mu˚.

1.1 Co je to operacˇnı´syste´m

Pro definovańıóperacˇnı´ho syste´mu pouzˇijeme na´sledujıćı´pojmy:

Vy´pocˇetnı´syste´m (naprˇı´klad pocˇı´tacˇ) je stroj na zpracovańı´dat prova´deˇjıćı´samo- cˇinneˇprˇedem zadaneóperace. Instrukce – nejkratsˇı´, jizˇda´le nedeˇlitelny´povel, teˇmto povelu˚m rozumı´procesor (viz da´le). Zaka´zka – pokyn, ktery´ma´vy´pocˇetnı´syste´m prove´st. Fyzicke´prostrˇedky vy´pocˇetnı´ho syste´mu jsou:

• procesor – vykona´va´zadane´instrukce, urcˇuje hardwarovou platformu syste´mu (naprˇ. Intel x86, x86-64, AMD, AMD64, PowerPC, Alpha, MIPS, atd.), ve vy´pocˇetnı´m syste´mu prˇedpokla´da´me existenci alesponˇjednoho procesoru,

1 KAPITOLA 1 U´ VOD DO OPERACˇNI´CH SYSTE´ MU˚ 2

• vıćeja´drovy´procesor – procesor s vıće ja´dry, tedy jedinyíntegrovanyóbvod s vıće ja´dry procesoru˚(narozdı´l od vıćeprocesorove´ho syste´mu, kde ma´ kazˇde´„ja´dro“ vlastnıíntegrovanyóbvod) – dnes se objevujı´dvouja´drove´ procesory, neple´st si s vıćeprocesorovy´m syste´mem, kde kazˇdy´procesor ma´vlastnıíntegrovanyóbvod, • vnitrˇnı´pameˇt’ (operacˇnı´pameˇt’) – rychla´, obvykle chipy, podle ru˚znyćh vlastnostı´ rozlisˇujeme RAM (Random Access Memory), ROM (Read- Only Memory), DRAM, SDRAM, atd.), pouzˇı´va´se obvykle beˇhem vy´- pocˇtu a pocˇı´ta´se s tı´m, zˇe po dokoncˇenı´vy´pocˇtu budou zabraneádresy uvolneˇny, • vneˇjsˇı´ pameˇt’ – slouzˇı´ k ulozˇenı´ dat a programu˚, ktere´ zrovna nejsou zpracova´vańy, je sta´la´(relativneˇ), jsou to pevne´disky (HD – Hard Disk), CD, DVD, diskety, USB flash disky, pameˇt’ove´karty, atd., • vstupneˇ-vy´stupnı´syste´m (V/V, I/O syste´m, perifernı´zarˇı´zenı´) – souhrn vsˇech zarˇı´zenıúrcˇenyćh pro komunikaci s okolı´m, naprˇı´klad monitor, tiska´rna, kla´vesnice.

Logicke´prostrˇedky vy´pocˇetnı´ho syste´mu jsou:

• uzˇivatel – kazˇdy´, do zada´va´zaka´zku vy´pocˇetnı´mu syste´mu, • u´loha (job) – posloupnost (obecneˇsouhrn) cˇinnostı´potrˇebnyćh ke splneˇnı´ zaka´zky, jde tedy o specifikovańı´postupu rˇesˇenı´zaka´zky, • krok u´lohy – cˇa´st u´lohy, prvek posloupnosti provedenı´ u´lohy obvykle prˇedstavujıćı´spusˇteˇnı´konkre´tnı´ho programu (u´loha mu˚zˇe by´t posloup- nostı´vıće programu˚, jejichzˇpraće probı´ha´simultańneˇnebo navazuje), • proces – instance u´lohy nebo kroku u´lohy, je prova´deˇn ve vnitrˇnı´ pameˇti za pouzˇitı´konkre´tnıćh dat.

Pameˇt’ovy´prostor syste´mu je souhrn vsˇech pameˇtı´syste´mu, vnitrˇnı´ + vneˇjsˇı´pameˇti. Pameˇt’ovy´prostor procesu je souhrn vsˇech pameˇt’ovyćh mozˇnostı´procesu, tedy jemu prˇideˇlenaóperacˇnı´pameˇt’pro programovy´ko´d a data procesu. Adresovy´prostor procesu je pameˇt’ovy´prostor ve vnitrˇnı´pameˇti, ktery´je vyhrazen tomuto procesu. Je to pameˇt’ovy´prostor procesu, na ktere´m jsou zavedeny adresy. Holy´pocˇı´tacˇ je vy´pocˇetnı´syste´m s pouze nejza´kladneˇjsˇı´m pameˇt’ovy´m vybavenı´m, to se obvykle nazy´va´BIOS. KAPITOLA 1 U´ VOD DO OPERACˇNIĆH SYSTE´ MU˚ 3

Definice 1.1 Operacˇnı´syste´m vy´pocˇetnı´ho syste´mu je spra´vce fyzickyćh prostrˇedku˚dane´ho syste´mu, ktery´zpracova´va´pomocı´logickyćh prostrˇedku˚u´lohy zadaneúzˇivatelem. Pod pojmem softwarova´platforma syste´mu obvykle cha´peme pra´veˇoperacˇnı´syste´m.

1.2 Funkce operacˇnı´ho syste´mu

Operacˇnı´ syste´m ma´ mnoho funkcı´, z nichzˇ neˇktere´ jsou nutne´ a vyply´vajı´ uzˇ z definice operacˇnı´ho syste´mu, jineázˇtak nutneńejsou a ne kazˇdyóperacˇnı´syste´m je zajisˇt’uje. Na´sledujıćı´vyćˇet nenıú´plny´, specializovaneóperacˇnı´syste´my mohou zajisˇt’ovat i mnoho dalsˇıćh jinyćh funkcı´. Nejdu˚lezˇiteˇjsˇı´m funkcı´m jsou vyhrazeny samostatne´kapitoly. Spra´va pameˇti prˇedstavuje vedenıévidence vnitrˇnı´pameˇti, prˇideˇlovańı´pameˇti procesu˚m, rˇesˇenı´ situacı´ vznikajıćıćh prˇi nedostatku pameˇti, spra´vu virtua´lnı´ pameˇti. Spra´va procesu˚ znamenaévidenci spusˇteˇnyćh procesu˚, plańovańı´prˇideˇlovańı´procesoru, sledovańı´stavu procesu˚, zajisˇt’ovańı´komunikace mezi procesy. Spra´va periferiı´ zahrnuje vytva´rˇenı´rozhranı´mezi I/O zarˇı´zenı´mi a procesy, sledo- vańı´stavu zarˇı´zenı´, prˇideˇlovańı´zarˇı´zenı´procesu˚m a rˇesˇenı´mozˇnyćh kolizı´ s tı´m souvisejıćıćh, atd. Spra´va syste´mu – v modernıćh syste´mech je obvykle´rozlisˇovańı´ru˚znyćh rezˇimu˚ praće syste´mu, alesponˇuzˇivatelskyá privilegovany´. V uzˇivatelske´m rezˇimu probı´hajı´beˇzˇnećˇinnosti, zatı´mco privilegovany´rezˇim je urcˇen pro u´drzˇbu, instalaci, konfiguraci. Mu˚zˇeme zde zahrnout take´bezpecˇnostnı´ funkce syste´mu – ochranu proti sˇkodlivy´m ko´du˚m (naprˇ. viry), porucha´m a neopra´vneˇne´mu prˇı´stupu. Spra´va souboru˚ (ty´ka´se dat na vneˇjsˇıćh pameˇt’ovyćh me´diıćh) znamenańejen vytva´rˇenı´rozhranıúmozˇnˇujıćı´ho procesu˚m prˇistupovat k souboru˚m (a take´jiny´m datu˚m) jednotny´m zpu˚sobem, ale takeúdrzˇovańıínformacıó strukturˇe souboru˚na disku, kontrolu prˇı´stupovyćh pra´v procesu˚k souboru˚m. Spra´va uzˇivatelu˚ – syste´m vede informace o uzˇivatelıćh syste´mu a jejich cˇinnosti, zajisˇt’uje prˇihlasˇovańıá odhlasˇovańıúzˇivatelu˚. Spra´va u´loh – tote´zˇ, co se ty´kaúzˇivatelu˚, ty´ka´se takeú´loh a jejich pru˚beˇhu. Uzˇivatelske´rozhranı´ (user interface – UI) je rozhranı´mezi uzˇivatelem a syste´mem. Jedna´se o sadu programu˚, ktere´slouzˇı´ke komunikaci mezi uzˇivatelem a ope- racˇnı´m syste´mem. KAPITOLA 1 U´ VOD DO OPERACˇNIĆH SYSTE´ MU˚ 4

Programove´rozhranı´ je rozhranı´mezi programy (procesy) a vy´pocˇetnı´m a operacˇ- nı´m syste´mem, obvykle se oznacˇuje API (Application Programming Inter- face). Veˇtsˇinou je prˇedstavovańo sadou knihoven (ve Windows naprˇ. DLL knihovny), ktere´mu˚zˇe program vyuzˇı´vat pro svou praći (graficke´prvky roz- hranı´, dialogovaókna, funkcˇnı´prvky, rozhranıćˇasovacˇe, atd.).

1.3 Typy operacˇnı´ch syste´mu˚

Operacˇnı´syste´my deˇlı´me podle pocˇtu ovla´dany´ch procesoru˚na

• jednoprocesorove´ (monoprocesorove´) – Windows s DOS ja´drem (verze 9x, ME), • vıćeprocesorove´ (multiprocesorove´) – unixove´ syste´my vcˇetneˇ Linuxu, Win- dows s NT ja´drem (NT, 2000, XP, Vista), doka´zˇou rozplańovat alesponˇneˇktere´ u´lohy tak, aby mohly by´t zpracova´vańy na vıće procesorech za´rovenˇ. Prˇi asy- metricke´m multiprocessingu (ASMP) je jeden procesor vyhrazen pro procesy syste´mu a uzˇivatelske´procesy beˇzˇıńa ostatnıćh procesorech, prˇi symetricke´m multiprocessingu (SMP) mu˚zˇe ktery´koliv proces beˇzˇet na ktere´mkoliv procesoru.

Ve skutecˇnosti i v beˇzˇnyćh desktopovyćh pocˇı´tacˇıćh, ktereńeoznacˇujeme jako vı´- ceprocesorove´, najdeme vıće procesoru˚. Jeden z nich je hlavnı´, ostatnı´jsou urcˇeny pro konkre´tnıćˇinnosti a jejich u´kolem je odlehcˇit hlavnı´mu procesoru od „rutin- nıćh“ nebo specia´lnıćh cˇinnostıá urychlit praći cele´ho syste´mu. Takovou funkci ma´ naprˇı´klad graficky´procesor na graficke´karteˇ, ktery´prˇebı´ra´zejmeńa zpracova´vańı´ pozˇadavku˚3D grafiky. Nejde o vıćeprocesorovy´syste´m, protozˇe pomocne´procesory nezpracova´vajı´beˇzˇnou sadu instrukcı´, ale pouze svou specifickou sadu. Pra´veˇ s graficky´m procesorem pracujıÓpenGL, Direct3D apod. (viz kap. 10.3). Podle slozˇitosti spra´vy uzˇivatelu˚deˇlı´me operacˇnı´syste´my na

• jednouzˇivatelske´ (monouzˇivatelske´) – Windows s DOS ja´drem, • vıćeuzˇivatelske´ (multiuzˇivatelske´, multiuser) – unixove´syste´my,Windows s NT ja´drem, majı´propracovanou spra´vu uzˇivatelu˚, kteraúmozˇnˇuje v syste´mu pracovat vıće uzˇivatelu˚m najednou (tj. ve stejnyókamzˇik) bez vza´jemne´ho ovliv- nˇovańı´, uzˇivatele´se mohou prˇihlasˇovat na termina´lech prˇipojenyćh k pocˇı´tacˇi nebo v prˇı´padeˇserveru po sı´ti. Tyto syste´my prˇedevsˇı´m musı´zajistit prˇı´sne´ oddeˇlenı´prostrˇedku˚(naprˇ. pameˇti) vyuzˇı´vanyćh ru˚ zny´mi uzˇivateli.

Podle pocˇtu provozovany´ch programu˚(podrobneˇji viz kap. 4.2) na KAPITOLA 1 U´ VOD DO OPERACˇNI´CH SYSTE´ MU˚ 5

• jednoprogramove´ (monoprogramove´) – v jednom okamzˇiku mu˚zˇe by´t spusˇteˇn jen jeden program, • vıćeprogramove´ (multiprogramove´) – v jednom okamzˇiku mu˚zˇe by´t spusˇteˇno i vıće programu˚, da´le zde odlisˇujeme podskupinu vıćeu´lohove´ (multitaskove´) syste´my, ktereúmozˇnˇujı´kromeˇtoho i sdı´lenı´prostrˇedku˚ mezi procesy teˇchto programu˚(spra´va vnitrˇnı´pameˇti, prˇideˇlovańı´tiska´rny apod.). Vıćeprogramove´syste´my, ktereńejsou vıćeu´lohove´(tj. jsou jednou´lohove´), rˇesˇı´ tento proble´m naprˇı´klad odlozˇenı´m vesˇkere´ho pameˇt’ove´ho prostoru „odsta- vene´ho“ programu na vneˇjsˇı´pameˇt’ nebo do chrańeˇne´ cˇa´sti vnitrˇnı´pameˇti a na´sledny´m obnovenı´m stavu ve chvı´li, kdy tento program ma´ pokracˇovat ve svećˇinnosti. Podle schopnosti praće v sı´ti na • loka´lnı´ – Windows s DOS ja´drem, v sı´ti typu klient-server mohou by´t jen klienty, • sı´t’ove´ – unixove´syste´my a Windows s NT ja´drem, kromeˇklientske´verze majı´ take´serverovou verzi. Podle mı´ry specializace na • specia´lnı´ – jsou specializovaneńa jeden typ (nebo neˇkolik ma´lo typu˚ ) u´loh, • univerza´lnı´ – beˇzˇneóperacˇnı´syste´my na PC, rˇesˇı´ru˚zne´typy u´loh. Rozlisˇujeme take´podskupiny operacˇnıćh syste´mu˚– realtimoveá distribuovane´.

1.4 Realtimove´operacˇnı´syste´my

Realtimoveóperacˇnı´syste´my jsou operacˇnı´syste´my pracujıćı´v rea´lne´m cˇase. Po- uzˇı´vajı´se prˇedevsˇı´m tam, kde jsou vysoke´pozˇadavky na interaktivitu syste´mu, zada´vaneú´lohy musı´by´t vyrˇı´zeny te´meˇrˇokamzˇiteˇnebo ve vhodneˇkra´tke´m cˇase. Jde naprˇı´klad o syste´my na rˇı´zenı´letadel, neˇkteryćh vy´robnıćh provozu˚, laboratorˇı´, elektra´ren vcˇetneˇatomovyćh, v automobilove´m pru˚myslu, atd. Realtimovy´syste´m nemusı´reagovat okamzˇiteˇ, je pouze pozˇadovańa „hornıćˇa- sova´hranice“, tedy musı´by´t zarucˇena maxima´lnı´doba reakce v nejhorsˇı´m mozˇne´m prˇı´padeˇ. Beˇzˇneóperacˇnı´syste´my s multitaskingem toto zarucˇit nemohou, zvla´sˇteˇ pokud je spusˇteˇno hodneˇprocesu˚, trˇebazˇe obvykle nabı´zejı´mozˇnost prˇideˇlit procesu tzv. realtimovou prioritu vy´razneˇvysˇsˇıńezˇje priorita beˇzˇnyćh procesu˚. Prˇesto jsou mozˇnosti, jak tyto operacˇnı´syste´my upravit, aby pracovaly jako realtimove´. KAPITOLA 1 U´ VOD DO OPERACˇNIĆH SYSTE´ MU˚ 6

Realtimova´priorita existuje i u klasickyćh operacˇnıćh syste´mu˚, ale narozdı´l od realtimovyćh zde nelze zarucˇit maxima´lnı´dobu zpracovańı´procesu, trˇebazˇe takovy´ proces ma´prˇednost prˇed procesy s jiny´mi typy priorit. Veˇtsˇina realtimovyćh syste´mu˚ma´male´ja´dro (mikroja´dro), ktere´plnı´pouze nejdu˚lezˇiteˇjsˇı´funkce (prˇedevsˇı´m spra´vu procesu˚, prˇı´padneˇspra´vu pameˇti apod.), zbytek syste´mu je implementovań jako beˇzˇne´procesy. Tento model odpovı´da´strukturˇe typu klient-server (viz kapitola 2). Pokud syste´m vznikl prˇepsańı´m z klasicke´ho syste´mu, cˇasto ja´dro pu˚vodnı´ho syste´mu je mikroja´drem „odstaveno“ a beˇzˇı´pouze jako jeden z procesu˚(to je prˇı´pad mnohyćh upravovanyćh unixovyćh syste´mu˚). Da´le uva´dı´me jeden realtimovy´syste´m vznikly´podstatny´m upravenı´m unixove´ho syste´mu, jeden vytvorˇeny´ u´pravou Linuxu a jednu mozˇnost, jak prˇidat podporu rea´lne´ho cˇasu do Windows s NT ja´drem.

QNX je realtimovy´ syste´m postaveny´ na hodneˇ upravene´m unixove´m klonu. Ma´ male´ mikroja´dro a neˇkolik nejdu˚lezˇiteˇjsˇıćh serveru˚ (spra´va procesu˚, spra´va pameˇti apod.), zbytek syste´mu beˇzˇı´jako beˇzˇne´procesy. Vyznacˇuje se mimorˇa´dnou stabilitou a rychlostı´, a to i prˇi praći v graficke´m rozhranı´. Beˇzˇı´vy´borneˇi na slabsˇıćh pocˇı´tacˇıćh. Vyznacˇuje se vy´bornou podporou sı´teˇ, da´ se take´pouzˇı´t pro prˇı´stup na internet v prˇı´padeˇ, zˇe pevny´disk je z neˇjake´ho du˚vodu nedostupny´. Je kompatibilnı´ s normou POSIX. Je to pu˚vodneˇkomercˇnı´syste´m, ale ke stazˇenı´je takeńeˇkolik ru˚zneˇrozsa´hlyćh nekomercˇnıćh verzı´(OpenQNX). Nevy´hodou je nedostatek aplikacı´pro tento syste´m, ale vzhledem k tomu, zˇe jde vlastneˇo unixovy´syste´m, nenı´ takovy´proble´m portovat na QNX unixoveáplikace (na internetu vcˇetneˇstrańek vy´robce tohoto syste´mu je k nalezenı´mnoho aplikacı´takto upravenyćh pro QNX).

RTLinux je upraveny´Linux. Ma´realtimove´mikroja´dro, samotne´linuxove´ja´dro beˇzˇı´jako samostatny´proces s nizˇsˇı´prioritou. Syste´m byl vytva´rˇen tak, aby za´sahu˚ do pu˚vodnı´ho Linuxu bylo co nejmeńeˇ. Zpracovańı´prˇerusˇenı´1 (tedy pozˇadavku˚, ktere´ by prˇı´padneˇ mohly by´t i realtimove´) probı´ha´ tak, zˇe nejdrˇı´v je prˇerusˇenı´ zachyceno mikroja´drem, a teprve tehdy, kdyzˇ cˇas procesoru nevyzˇaduje zˇa´dny´ realtimovy´proces, je prˇerusˇenı´prˇedańo pu˚vodnı´mu linuxove´mu ja´dru, ktere´je jizˇ zpracuje klasicky´m zpu˚sobem. Tento syste´m je stejneˇjako veˇtsˇina jinyćh Linuxu˚ volneˇke stazˇenıńa internetu. 1Prˇerusˇenı´znamena´prˇerusˇenıńorma´lnı´ho beˇhu programu. Mu˚zˇe to by´t naprˇı´klad prˇerusˇenı´ generovane´kla´vesnicı´(po stisku kla´vesy se program o tom musı´doveˇdeˇt a vhodneˇreagovat). KAPITOLA 1 U´ VOD DO OPERACˇNIĆH SYSTE´ MU˚ 7

RTX (RealTime eXtension) je modul, ktery´ rozsˇirˇuje mozˇnosti Windows s NT ja´drem (NT/2000/XP) smeˇrem k realtimovy´m syste´mu˚m. Nejde tedy o realtimovy´ syste´m, pouze o na´stavbu pro operacˇnı´syste´m klasicke´ho typu. K syste´mu je prˇidańo zvla´sˇtnı´rozsˇı´rˇenı´vrstvy HAL (RTX Real-time HAL Ex- tender), nad ktery´m beˇzˇıńovy´subsyste´m rea´lne´ho cˇasu (RTX RTSS), v tom pracujı´ procesy cˇisteˇreal-timove´. S tı´mto subsyste´mem komunikuje RTX ovladacˇ, ktery´ umozˇnˇuje beˇzˇet take´Win32 procesu˚m s podporou pro RTX (real-timovy´m procesu˚m vyuzˇı´vajıćı´m take´prostrˇedky Windows). Dalsˇıínformace viz strańky firmy Microsoft, ve vyhleda´vańı´zadejte rˇeteˇzec rtx real-time .

1.5 Distribuovane´operacˇnı´syste´my

Distribuovany´syste´m2 (nejen operacˇnı´) je syste´m splnˇujı´cı´tyto podmı´nky:

• pracuje na vıće nezˇjednom procesoru (mu˚zˇe to by´t i vhodneˇnavrzˇenaá spra- vovana´pocˇı´tacˇova´sı´t’), • ma´svu˚j program rozdeˇlen na (samostatne´) cˇa´sti, ktere´vza´jemneˇkomunikujı´, • kazˇda´takovaćˇa´st je (mu˚zˇe by´t) zpracova´vańa na jine´m procesoru se zajisˇteˇ- nı´m co nejveˇtsˇı´transparentnosti.

Distribuovanost tedy znamena´mozˇnost co nejvıće rozlozˇit vy´pocˇet v syste´mu na vıće mı´st, ktera´pracujı´paralelneˇ. Rozlisˇujeme dva druhy distribuovanosti: distribuovanost s hrubou granularitou – cˇa´sti syste´mu jsou spı´sˇe veˇtsˇı´, samostatneˇjsˇı´, meńeˇmezi sebou komunikujı´, pouzˇitelne´v prˇı´padeˇ, zˇe je proble´m zajistit dobrou a rychlou komunikaci (horsˇı´propojenı´pocˇı´tacˇu˚ - procesoru˚v syste´mu), distribuovanost s jemnou granularitou – cˇa´sti syste´mu jsou co nejmensˇı´, hodneˇmezi sebou komunikujı´.

Rozlisˇujeme dva druhy distribuovanyćh syste´mu˚– distribuovaneáplikace a dis- tribuovaneóperacˇnı´syste´my.

Distribuovanaáplikace je distribuovany´syste´m beˇzˇıćıńa vıće propojenyćh po- cˇı´tacˇıćh, kazˇdy´z pocˇı´tacˇu˚ma´svu˚j vlastnıóperacˇnı´syste´m. Tato sı´t’pocˇı´tacˇu˚mu˚zˇe by´t i Internet.

2Mu˚zˇeme take´najı´t na´zev grid. KAPITOLA 1 U´ VOD DO OPERACˇNI´CH SYSTE´ MU˚ 8

Jednou z nejzna´meˇjsˇıćh aplikacı´tohoto druhu je BOINC (zkratka pro Berkeley Open Infrastructure for Network Computing3) umozˇnˇujıćı´ktere´mukoliv uzˇivateli pocˇı´tacˇe prˇipojene´mu k Internetu propu˚jcˇovat vy´pocˇetnı´kapacitu sve´ho pocˇı´tacˇe neˇktere´mu z projektu˚vyuzˇivajıćıćh tuto aplikaci. Jsou to naprˇı´klad projekty Clima- teprediction.net (celosveˇtova´prˇedpoveˇd’ pocˇası´), SETI@home (analy´za ra´diovyćh signa´lu˚potencia´lneˇprˇicha´zejıćıćh od mimozemskyćh civilizacı´), Einstein@home (hledańı´gravitacˇnıćh vln generovanyćh pulsary), neˇkolik projektu˚z biomedicıńy (bunˇky, proteiny apod.), atd. Grid je mozˇne´ vytvorˇit i doma, existujı´ na´stroje pro vytva´rˇenı´ gridu˚ v male´ domaćı´sı´ti (pouzˇı´vajı´se pro cˇasoveˇslozˇiteóperace jako je naprˇı´klad dlouhodobe´ prˇekla´dańı´softwaru ze zdrojovyćh ko´du˚– Gentoo Linux, zpracova´vańı´multime´diı´ apod.). V souvislosti s Linuxem je trˇeba zmıńit take´ distribuovane´syste´my pro spra´vu verzı´. Syste´m pro spra´vu verzıúmozˇnˇuje skupineˇprograma´toru˚ dostatecˇneˇefek- tivneˇpracovat na tomte´zˇprojektu. Jde prˇedevsˇı´m o synchronizaci prˇı´stupu˚a zmeˇn v zdrojovyćh ko´dech, syste´m u kazˇde´ho registrovane´ho souboru uchova´va´historii zmeˇn, neˇkolik poslednıćh verzı´, informace (metadata) o souborech a jejich autorech, a take´stanoveny´m zpu˚sobem reaguje v prˇı´padeˇ, zˇe vıće uzˇivatelu˚syste´mu chce meˇnit tenty´zˇsoubor – bud’ prvnı´prˇistupujıćı´soubor uzamkne nebo se prova´dı´ tzv. „slucˇovańı´zmeˇn“. Stav projektu je veden ve veˇtvıćh, slucˇovańı´zmeˇn mu˚zˇe odpovı´dat pra´veˇslucˇovańı´teˇchto veˇtvı´. Na linuxovyćh programech a takeńa Linuxu samotne´m pracujı´pomeˇrneˇroz- sa´hle´skupiny programa´toru˚fyzicky se nacha´zejıćıćh v ru˚znyćh cˇa´stech sveˇta. Proto je cˇasto potrˇeba pro dostatecˇneˇrychlou synchronizaci jejich praće pouzˇı´vat syste´m pro spra´vu verzı´, ktery´je distribuovany´(pro mensˇı´projekty je vsˇak tato vlastnost zbytecˇna´). Doneda´vna vy´voja´rˇi Linuxu pouzˇı´vali syste´m BitKeeper, ale prˇedevsˇı´m z licencˇnıćh du˚vodu˚se prˇecha´zıńa novy´syste´m Git vytvorˇeny´samotny´m tvu˚r- cem Linuxu Linusem Torvaldsem. Git nenı´plnohodnotny´syste´m pro spra´vu verzı´, i kdyzˇpro tyto ućˇely dostacˇuje (je to take´distribuovany´syste´m). Prosazuje se jeho varianta rozsˇı´rˇenaó dalsˇı´skripty, Cogito, ktera´je jizˇ plnohodnotny´m syste´mem pro spra´vu verzı´(autorem je Petr Baudisˇ).

Distribuovanyóperacˇnı´syste´m je samostatnyóperacˇnı´syste´m beˇzˇıćıńa sı´ti procesoru˚, ktereńesdı´lejı´spolecˇnou pameˇt’, a za´rovenˇ poskytuje uzˇivateli dojem jednoho pocˇı´tacˇe.

3http://boinc.berkeley.edu KAPITOLA 1 U´ VOD DO OPERACˇNI´CH SYSTE´ MU˚ 9

Trˇebazˇe je fyzicky rozmı´steˇn na ru˚znyćh pocˇı´tacˇıćh, nema´(nemeˇlo by) to mı´t vliv na jeho cˇinnost a uzˇivatel neurcˇuje, kde se konkre´tneˇjeho data zpracova´vajıńebo kde ve skutecˇnosti jsou ulozˇena. Da´le se jizˇbudeme veˇnovat pouze distribuovany´m operacˇnı´m syste´mu˚m. Za´kladnı´vlastnosti distribuovane´ho operacˇnı´ho syste´mu jsou:

1. transparentnost („pru˚hlednost“ – strukturu cˇi postup nenı´videˇt), 2. ﬂexibilita (prˇizpu˚sobivost), 3. rozsˇirˇitelnost.

Transparentnost je nejdu˚lezˇiteˇjsˇı´vlastnostı´distribuovane´ho operacˇnı´ho syste´mu, znamena´pro uzˇivatele a prˇı´padneˇi pro procesy urcˇity´dojem jednolitosti syste´mu. Tato vlastnost se ty´ka´prˇedevsˇı´m vztahu procesu˚a prostrˇedku˚cele´ho syste´mu. Vyzˇaduje se, aby proces jednotny´m zpu˚sobem prˇistupoval k loka´lnı´m i vzda´- leny´m prostrˇedku˚m (prˇı´stupova´transparentnost), a za´rovenˇaby nemusel zna´t fy- zickeúmı´steˇnı´tohoto prostrˇedku (tj. prˇi konkretizaci prostrˇedku, ke ktere´mu chce prˇistupovat, neuda´va´jeho umı´steˇnı´- adresu, ale identifikuje ho jiny´m zpu˚sobem, to se nazy´va´lokacˇnı´transparentnost), prostrˇedky mohou by´t libovolneˇprˇesouvańy a prˇipojovańy k ru˚zny´m cˇa´stem cele´ho syste´mu bez ovlivneˇnıćˇinnosti procesu˚(mi- gracˇnı´transparentnost), procesy mohou beˇzˇet na ktere´mkoliv procesoru a dokonce mohou by´t prˇi sve´m beˇhu prˇemı´steˇny na jiny´procesor, aby se vhodneˇvyrovnala za´teˇzˇru˚znyćh cˇa´stı´syste´mu (exekucˇnı´transparentnost), atd. Flexibilita znamena´ schopnost syste´mu prˇizpu˚sobovat se vesˇkery´m zmeˇna´m prostrˇedı´, ve ktere´m pracuje, vcˇetneˇ ru˚znyćh poruch a vy´padku˚ cˇa´stı´ syste´mu. Souvisı´take´s vlastnostı´migracˇnı´transparentnosti. Aby syste´m dosa´hl dostatecˇne´flexibility, je vhodne´, aby kazˇdaćˇa´st syste´mu byla pokud mozˇno co nejvıće samostatna´ve sve´praći, centra´lnı´rozhodovańı´mu˚zˇe tuto vlastnost narusˇit. V dostatecˇneˇflexibilnı´m syste´mu je mozˇne´prˇemı´st’ovat prova´deˇnı´procesu˚na ty procesory, ktere´zrovna nejsou vytı´zˇene´, odlehcˇovat prˇı´lisˇ vytı´zˇeny´m procesoru˚m, a tote´zˇplatıí o prˇemı´st’ovańı´prostrˇedku˚mezi cˇa´stmi syste´mu. Rozsˇirˇitelnost souvisı´s flexibilitou. Distribuovanyóperacˇnı´syste´m by meˇl by´t schopen rozsˇı´rˇenıó (teoreticky) jake´koliv mnozˇstvı´procesoru˚. Prakticky je samo- zrˇejmeˇtoto mnozˇstvı´limitovańo prˇedevsˇı´m proble´my prˇi komunikaci. Nejde jen o propustnost linek, ktera´mu˚zˇe komunikaci zdrzˇovat nebo komplikovat, ale take´ o na´rocˇnost synchronizace syste´mu, kde se z du˚vodu distribuovanosti odboura´va´ centralizovane´rˇı´zenıćˇehokoliv. Proto se velmi rozsa´hle´distribuovane´syste´my bu- dujı´prˇedevsˇı´m v oblastech, kde tyto proble´my nejsou podstatneńebo je lze rˇesˇit. KAPITOLA 2

Struktura operacˇnı´ch syste´mu˚

Abychom mohli porozumeˇt tomu, jak pracujıóperacˇnı´syste´my, potrˇebujeme alesponˇza´- kladnıínformace o jejich strukturˇe. U modernıćh operacˇnıćh syste´mu˚je struktura vytva´- rˇena prˇedevsˇı´m s ohledem na bezpecˇnost a stabilitu cele´ho syste´mu, vzˇdy najdeme rozdeˇlenı´ na privilegovanou cˇa´st (privilegovany´rezˇim, rezˇim ja´dra) a uzˇivatelskou cˇa´st (uzˇivatelsky´, neprivilegovany´rezˇim) s tı´m, zˇe procesy beˇzˇıćı´v uzˇivatelskećˇa´sti nemajı´mozˇnost jakkoliv zasahovat do privilegovane´. Ovsˇem svou strukturu majı´take´jednodusˇsˇı´syste´my, jim cˇasto stacˇı´jednodusˇsˇı´stavba. V te´to kapitole nejdrˇı´v probereme za´kladnı´druhy struktur, pak si uka´zˇeme strukturu neˇkteryćh konkre´tnıćh operacˇnıćh syste´mu˚rodiny Windows a Unix.

2.1 Za´kladnı´typy struktur operacˇnı´ch syste´mu˚

Monoliticka´struktura je nejjednodusˇsˇı´struktura pouzˇı´vana´v ja´drech neˇkteryćh ope- racˇnıćh syste´mu˚nebo v zarˇı´zenıćh (tiska´rny). Syste´m se skla´da´z ja´dra a roz- hranı´, ktere´zprostrˇedkova´va´komunikaci mezi ja´drem a okolı´m. Vrstvena´(hierarchicka´) struktura – cˇa´sti syste´mu jsou usporˇa´dańy do vrstev, kazˇda´ vrstva vyuzˇı´va´sluzˇeb nizˇsˇıćh vrstev, ne naopak. Syste´m je budovań od vnitrˇ- nıćh vrstev k vneˇjsˇı´m, proto vnitrˇnı´vrstvy, ktere´jsou obvykle nejdu˚lezˇiteˇjsˇı´ z hlediska stability a bezpecˇnosti, by´vajıńejle´pe otestovańy. Tento typ struktury je u modernıćh operacˇnıćh syste´mu˚nejbeˇzˇneˇjsˇı´. Virtua´lnı´pocˇı´tacˇe (virtua´lnı´stroje) – syste´m je rozdeˇlen do samostatnyćh modulu˚ (virtua´lnıćh pocˇı´tacˇu˚, virtua´lnıćh zarˇı´zenı´), kazˇdy´z nich je stejneˇvybaven pro-

10 KAPITOLA 2 STRUKTURA OPERACˇNI´CH SYSTE´ MU˚ 11

strˇedky (cˇas procesoru, pameˇt’, apod.), obvykle se nemohou prˇı´lisˇvza´jemneˇ ovlivnˇovat kromeˇza´kladnı´komunikace mezi procesy (naprˇ. prˇeda´vańı´dat a jinyćh informacı´). Pouzˇı´va´se v operacˇnıćh syste´mech pro podsyste´my, ktere´ je nutne´z neˇjake´ho du˚vodu oddeˇlit vza´jemneˇnebo od prostrˇedku˚syste´mu.

Abstraktnı´pocˇı´tacˇe – syste´m je rozdeˇlen do modulu˚, ale narozdı´l od virtua´lnıćh pocˇı´tacˇu˚abstraktnı´pocˇı´tacˇe majı´kazˇdy´svou specifickou funkci (naprˇ. modul, ktery´ zprostrˇedkova´va´ prˇı´stup k tiska´rneˇ, udrzˇuje tiskovou frontu, snı´ma´ z ostatnıćh procesu˚nutnost beˇhem tisku neusta´le komunikovat s tiska´rnou a posı´lat jı´data). Typicke´pouzˇitı´je v prima´rnı´m rozhranı´zarˇı´zenı´– ovladacˇe.

Model klient-server – syste´m maćo nejmensˇı´ja´dro (minikernel, mikrokernel), ktere´ obsahuje pouze za´kladnı´funkce (obvykle pouze funkce rˇı´dıćıćˇinnost ostat- nıćh cˇa´stı´syste´mu, jako je prˇepıńańı´mezi procesy a rˇı´zenı´mechanismu za- sı´lańı´zpra´v mezi procesy), ostatnı´funkce syste´mu prova´deˇjı´specia´lnı´syste´- move´procesy, ktereńazy´va´me servery. Procesy, ktere´spousˇtıúzˇivatel (nejsou syste´move´), se nazy´vajı´ klienty, vyuzˇı´vajı´sluzˇeb procesu˚typu server. Vy´hodou je vysˇsˇı´stabilita syste´mu – pokud chyba nastane u neˇktere´ho serveru, mu˚zˇe by´t resetovań, ale nemusı´ by´t znovu zava´deˇn cely´ syste´m (pravdeˇ- podobnost posˇkozenı´ ja´dra je mala´ vzhledem k jeho jednoduchosti). Tuto strukturu vyuzˇı´va´mnoho realtimovyćh syste´mu˚.

Stavebnicova´struktura – opeˇt ma´me co nejmensˇı´ja´dro, zbytek je prˇilinkovań jen tehdy, kdyzˇje vyzˇadovań neˇkterou klientskou aplikacı´. Tento typ struktury je vy´hodny´, pokud kromeˇjine´ho vyzˇadujeme take´minima´lnost a efektivitu beˇhu (prˇı´lisˇ mnoho prˇilinkovanyćh modulu˚, ktere´ jsou navıć zbytecˇne´, by zdrzˇovalo a zabı´ralo mı´sto v pameˇti cˇi jine´zdroje). Stavebnicovou strukturu majıńeˇktere´realtimove´syste´my.

2.2 MS-DOS a Windows s DOS ja´drem

Rˇ ada Windows s DOS ja´drem zahrnuje Windows 95, 95 OSR2, 98, 98 SE a ME. Tyto verze vznikly u´pravou a vcˇleneˇnı´m pu˚vodneˇsamostatne´ho operacˇnı´ho syste´mu MS-DOS jako ja´dra do Windows, ktere´ se tı´mto staly samostatny´m operacˇnı´m syste´mem1.

1Windows do verze 3.11 byly pouze graﬁckou na´stavbou MS-DOSu, nikoliv samostatny´m ope- racˇnı´m syste´mem. Tı´m se staly pra´veˇazˇod Windows 95, vnitrˇneˇWindows 4.0. KAPITOLA 2 STRUKTURA OPERACˇNI´CH SYSTE´ MU˚ 12

Struktura operacˇnıćh syste´mu˚Windows s DOS ja´drem vycha´zı´ z pu˚vodnı´ho syste´mu MS-DOS, proto se nejdrˇı´v podı´va´me na strukturu tohoto jednoduche´ho syste´mu a pak ji rozsˇı´rˇı´me na tuto rˇadu Windows. MS-DOS je jednoprocesorovy´jednouzˇivatelsky´jednoprogramovy´loka´lnıúni- verza´lnı´ syste´m. Samotny´ MS-DOS bez spusˇteˇne´ na´stavby Windows ma´ velmi jednoduchou vrstvenou strukturu. Nejblı´zˇe hardwaru je BIOS (Basic Input-Output System) a da´le soubor IO.sys, ktery´se staraó obsluhu periferiı´. BIOS poskytuje programa´toru˚m za´kladnıóvla´dańı´hardwaru (naprˇ. kla´vesnice, monitoru) prˇes hardwarovaá softwarova´prˇerusˇenı´2. Pokud programa´tor potrˇebuje komunikovat s urcˇity´m zarˇı´zenı´m (trˇeba vypsat cˇi vykreslit neˇco na obrazovku), vyvola´prˇı´slusˇne´prˇerusˇenı´(k tomu jsou v programovacıćh jazycıćh specia´lnı´prˇı´- kazy), prˇı´padneˇ se mu˚zˇe napojit na neˇktere´ prˇerusˇenı´ a nechat prove´st urcˇitou funkci ve chvı´li, kdy je prˇerusˇenı´vyvolańo jinde nezˇv programu (naprˇı´klad takto hlı´da´stisknutı´kla´ves nebo pohyb mysˇi).

Konﬁgurace (CONFIG.SYS, AUTOEXEC.BAT), vneˇjsˇı´prˇı´kazy (programy dodane´s OS), uzˇivatelske´programy

Komunikace s uzˇivatelem (COMMAND.COM)

Ja´dro (MSDOS.SYS)

Obsluha technicky´ch prostrˇedku˚(BIOS, IO.SYS)

Hardware

Obra´zek 2.1: Struktura OS MS-DOS 6.22

Nad vrstvou pro ovla´dańı´hardwaru je vrstva samotne´ho ja´dra syste´mu prˇed- stavovana´souborem MSDOS.SYS. Tento syste´m ma´tedy monoliticke´ ja´dro slozˇene´ z jedine´ho souboru. Ja´dro poskytuje dalsˇı´softwarova´prˇerusˇenı´, naprˇı´klad pro prˇı´- stup k souboru˚m nebo pokrocˇilejsˇı´praći s grafikou. Na´sledujıćı´ vrstva tvorˇena´ souborem COMMAND.COM je textove´ rozhranı´ mezi uzˇivatelem a syste´mem. Tento program je spusˇteˇn po celou dobu praće syste´mu a komunikuje s uzˇivatelem (spusˇteˇne´programy komunikujı´s nizˇsˇı´mi vrst-

2Prˇerusˇenı´znamena´prˇerusˇenı´norma´lnı´ho beˇhu programu. Mu˚zˇe to by´t naprˇı´klad prˇerusˇenı´ generovane´kla´vesnicı´(po stisku kla´vesy se program o tom musı´doveˇdeˇt a vhodneˇreagovat). KAPITOLA 2 STRUKTURA OPERACˇNI´CH SYSTE´ MU˚ 13

vami, cozˇuzˇivatel nedovede, potrˇebuje „prˇekladatele“). Uzˇivatel zada´va´prˇı´kazy a rozhranıńa neˇreaguje a vypisuje vy´sledky cˇi chybova´hla´sˇenı´. SamotnyĆOM- MAND.COM obsahuje sadu vnitrˇnıćh prˇı´kazu˚. Ostatnı´prˇı´kazy se nazy´vajı´ vneˇjsˇı´ prˇı´kazy a jsou implementovańy jako kra´tke´jednoduche´programy s prˇı´ponou EXE nebo COM. Poslednı´vrstva je urcˇena k „zjednodusˇenı´praće“ uzˇivatele. Kromeˇuzˇivatelem spusˇteˇnyćh programu˚zde beˇzˇı´take´programy prˇedstavujıćı´vneˇjsˇı´prˇı´kazy a rˇadı´me zde take´konfiguracˇnı´soubory, ve kteryćh si uzˇivatel mu˚zˇe urcˇit, jak ma´syste´m reagovat. Za´kladnı´konfiguracˇnı´soubory jsou dva – CONFIG.SYS pro nastavenı´hardwaru (naprˇı´klad spusˇteˇnıúrcˇityćh ovladacˇu˚pro monitor s urcˇenı´m znakove´sady pro cˇesˇtinu) a AUTOEXEC.BAT pro nastavenı´softwaru (zde naprˇı´klad urcˇujeme, ktere´programy nebo prˇı´kazy se majı´spustit po startu syste´mu). Kdyzˇv MS-DOSu 6.22 spustı´me Windows 3.x v rozsˇı´rˇene´m mo´du3, struktura cele´ho syste´mu se v hornıćˇa´sti zmeˇnı´. Na obra´zku 2.2 je spodnıćˇa´st trochu shrnuta (BIOS, MSDOS.SYS). K nim je prˇidań soubor WIN.COM, ktery´slouzˇı´ke spusˇteˇnı´ celyćh Windows (je take´ve vsˇech Windows s DOS ja´drem), a da´le rˇadicˇe (ovladacˇe). Windows prˇida´vajı´multitasking, 16-bitove´knihovny (MS-DOS je 8-bitovy´syste´m) a ve verzi 3.11 for Workgroups za´kladnı´podporu sı´teˇ(pouze sı´t’peer-to-peer). Rˇ adicˇe (ovladacˇe, drivery) ovla´dajı´perifernı´zarˇı´zenı´pro Windows; rˇadicˇe prˇı´mo pro Windows jsou spousˇteˇny v souboru SYSTEM.INI pomocı´ prˇı´kazu DEVICE (neˇktere´, ktere´mu˚zˇeme vyuzˇı´vat i v DOSu, v souboru CONFIG.SYS). DOS Extender je modul pro podporu vyuzˇitı´rozsˇı´rˇene´pameˇti (Extended Me- mory). Je prˇedstavovań souborem Win386.EXE. Soucˇa´stı´tohoto souboru je take´ Spra´vce virtua´lnıćh zarˇı´zenı´ (VMM = Virtual Ma- chine Manager), kteryóvla´da´mozˇnosti Windows pro soubeˇh s programy DOSu. Rˇ adicˇe virtua´lnıćh zarˇı´zenı´ (VxD) jsou rˇadicˇe, ktere´spra´vce virtua´lnıćh zarˇı´zenı´po- trˇebuje pro manipulaci s I/O zarˇı´zenı´mi pro programy DOSu v rozsˇı´rˇene´m mo´du. V dalsˇı´vrstveˇje ja´dro Windows (pozor, ja´drem operacˇnı´ho syste´mu sta´le zu˚sta´va´ MSDOS.SYS), ktere´zde pracuje jako spra´vce prostrˇedku˚vzhledem k programu˚m beˇzˇıćı´m pod Windows (i DOS programu˚m zde spusˇteˇny´m). Skla´da´se ze trˇıćˇa´stı´– souboru˚:

• KRNL386.EXE – plnı´ prˇedevsˇı´m u´lohu spra´vce pameˇti a spra´vce procesu˚ (rˇı´zenı´prˇideˇlova´nı´pameˇti procesu˚m, prˇideˇlova´nı´prostrˇedku˚syste´mu procesu˚m, . . . ),

3MS-DOS pracuje v rea´lne´m mo´du, kde lze pameˇt’vyuzˇı´vat pouze do 1 MB. Windows 3.x, aby byly praćeschopne´, se zapıńajı´v rozsˇı´rˇene´m mo´du, dostupne´m azˇod procesoru˚i386, kde kromeˇ rozsˇı´rˇene´pameˇti takeńaprˇı´klad mohou vyuzˇı´vat chrańeˇny´mo´d procesoru pro ochranu pameˇti. KAPITOLA 2 STRUKTURA OPERACˇNIĆH SYSTE´ MU˚ 14

Aplikace Win16

Spra´vce programu˚(PROGMAN.EXE), shell VM VM . . . INI soubory (SYSTEM.INI, WIN.INI, . . . ) DOS 1 DOS 2

Ja´dro (KRNL386.EXE, USER.EXE, GDI.EXE)

DOS Extender (WIN386.EXE), rˇadicˇe VM

BIOS, MS-DOS, rˇadicˇe, WIN.COM

Hardware

Obra´zek 2.2: Struktura OS MS-DOS + Windows 3.x v rozsˇı´rˇene´m mo´du

• GDI.EXE – rozhranı´graficke´ho zarˇı´zenı´(obsahuje funkce pro vytva´rˇenı´kur- zoru, ikony, pı´smo, . . . ), • USER.EXE – uzˇivatelskeóvla´dańı´rozhranı´, zdroje, ktereńepatrˇı´do GDI (di- alogovaókna, menu, okna, . . . ).

V dalsˇı´vrstveˇnajdeme konfiguracˇnı´soubory s prˇı´ponou INI. Z nich jsou nejdu˚le- zˇiteˇjsˇı´WIN.INI (konfigurace software a nastavenı´pro urcˇ. uzˇivatele) a SYSTEM.INI (konfigurace hardware). INI soubory mohou mı´t take´ru˚zne´programy. Na´sleduje vrstva, ktera´ rozhranı´m mezi uzˇivatelem, programy a samotny´m syste´mem. Soubor PROGMAN.EXE je Spra´vce programu˚, shell je grafickeá textove´ rozhranı´mezi uzˇivatelem a syste´mem. Zde bychom take´mohli zarˇadit cˇa´st API rozhranı´ (Application Programming Interface) reprezentovane´ho dynamicky linkovany´mi knihovnami (obsahujı´ funkce, objekty apod.) a vyuzˇı´vane´ho procesy pro prˇı´stup k syste´mu. Knihovny cele´ho API rozhranı´ jsou vsˇak rozmı´steˇny v ru˚znyćh vrstvaćh, patrˇı´ zde take´ soubory ja´dra KRNL386.EXE, USER.EXE a GDI.EXE. Veˇtsˇina knihoven ma´ prˇı´ponu DLL, ale neˇktere´majı´prˇı´ponu EXE, prˇı´pona knihoven fontu˚zase za´visıńa typu fontu (naprˇı´klad TTF pro True-type fonty), atd. KAPITOLA 2 STRUKTURA OPERACˇNIĆH SYSTE´ MU˚ 15

Vsˇechny dosud uvedene´vrstvy platı´zejmeńa pro aplikace psane´pro Windows (16-bitoveáplikace pro Windows do verze 3.x), DOS programy ani netusˇıó existenci ja´dra Windows a INI souboru˚, proto hornı´vrstvy vu˚bec nevyuzˇı´vajı´. Protozˇe vsˇak je samotny´ MS-DOS jednoprogramovy´ syste´m (kromeˇ ovladacˇu˚ a rezidentnıćh programu˚je spusˇteˇn vzˇdy jen jeden program), tyto programy jsou napsańy bez jakyćhkoliv ohledu˚ na mozˇnost sdı´lenı´ pameˇti s jiny´mi procesy. Proto je nutne´ „separovat“ je do virtua´lnıćh pocˇı´tacˇu˚, ktere´ programu˚ m vytvorˇı´ iluzi vy´lucˇne´ existence v syste´mu a znemozˇnı´jim za´sahy do prostrˇedku˚jinyćh procesu˚. Jak jizˇbylo uvedeno, od verze 4.x (95) jsou Windows jizˇoperacˇnı´syste´m se samostatny´m ja´drem. Oproti sestaveˇMS-DOS+Windows 3.x je to 32-bitovy´syste´m (ale neˇktere´knihovny zu˚sta´vajı´16-bitove´), ostatnı´vlastnosti zu˚sta´vajı´. Na obra´zku 2.3 na str. 16 je naznacˇena zjednodusˇena´struktura tohoto syste´mu. Spodnı´vrstva opeˇt slouzˇı´k prˇı´stupu syste´mu k zarˇı´zenı´. Na´sledujıćı´vrstva se take´vztahuje k hardwaru, ale jizˇna abstraktneˇjsˇıú´rovni. Skla´da´se ze trˇı´za´kladnıćh modulu˚:

• VMM je spra´vce virtua´lnıćh zarˇı´zenı´ (Virtual Machine Manager), vytva´rˇı´ a udrzˇuje prostrˇedı´virtua´lnıćh zarˇı´zenı´, • IFSM je spra´vce instalovatelnyćh souborovyćh syste´mu˚(Installable File Sys- tems Manager), spravuje ru˚zne´typy souborovyćh syste´mu˚, ktere´lze instalovat, naprˇ. FAT16, VFAT (FAT32 s rozsˇı´rˇenı´mi), CDFS (syste´m souboru˚pro CD-ROM), . . . , • Spra´vce konfigurace spravuje ovladacˇe hardware na vysˇsˇıú´rovni, prˇedevsˇı´m zarˇı´zenı´typu Plug&Play.

Ja´dro se skla´da´ ze trˇı´ modulu˚, kazˇdy´ z nich ma´ dveˇ dynamicky linkovane´ knihovny (jedna pro 16-bitove´aplikace s prˇı´ponou EXE, druha´pro 32-bitove´aplikace s prˇı´ponou DLL):

• KERNEL – multithreading, multitasking, spra´va pameˇti, synchronizace objektu˚, vstupu a vy´stupu u souboru˚, . . . , • GDI (Graphics Device Interface) – spra´vce tisku, spooler (viz prˇedna´sˇky), zpracovańı´grafiky, za´kladnı´grafickeóbjekty, . . . (funkce podobna´jako u Win 3.x), • USER – vstupy z kla´vesnice, mysˇi apod. (rˇı´zene´prˇerusˇenı´mi), vy´stupy do uzˇi- vatelske´ho graficke´ho rozhranı´(okna, menu, ikony, . . . ), praće s cˇasovacˇem, . . . KAPITOLA 2 STRUKTURA OPERACˇNIĆH SYSTE´ MU˚ 16

Win32 Win16 aplikace aplikace Na´stroje VM VM syste´mu, Win32 Win16 DOS DOS shell . . . aplikace aplikace 1 2 ......

Ja´dro (KERNEL, USER, GDI) Registr

VMM IFSM Spra´vce konﬁgurace BIOS a ovladacˇe zarˇı´zenı´ Hardware

Obra´zek 2.3: Struktura OS Windows 9x/ME

Registr je centra´lnıínformacˇnı´databa´ze syste´mu, najdeme zde veˇtsˇinu toho, co ve Windows 3.x bylo v INI souborech (ty jsou vsˇak zachovańy kvu˚li zpeˇtne´kom- patibiliteˇ). Fyzicky je ulozˇen v souborech SYSTEM.DAT a USER.DAT (ve Windows 9x/ME). Aplikace Win32 (tj. psane´pro Windows od verze 95 vy´sˇe) a Win16 (pro nizˇsˇı´ verze) beˇzˇı´v syste´move´m virtua´lnı´m pocˇı´tacˇi, kazˇda´Win32 aplikace ma´vyhrazen svu˚j vlastnıádresovy´prostor, aplikace Win16 majı´jeden spolecˇnyádresovy´pro- stor4. DOS aplikace majı´stejneˇjako ve Windows 3.x kazˇda´svu˚j virtua´lnı´pocˇı´tacˇ (a proto take´kazˇda´svu˚j vlastnıádresovy´prostor, v ra´mci virtua´lnı´ho pocˇı´tacˇe).

2.3 Windows rˇady NT

Ja´dro syste´mu Windows rˇady NT vznikalo neza´visle na syste´mu MS-DOS, uzˇprˇi jeho na´vrhu bylo brańo v u´vahu typicke´pouzˇitı´tohoto syste´mu jako serveru nebo klienta v sı´ti, a tudı´zˇhlavnı´m hlediskem je stabilita a mozˇnosti zabezpecˇenı´. Sys- te´m byl navrzˇen jako vıćeprocesorovy´(SMP – symetricky´multiprocessing) vıćeu-

4To je kromeˇjine´ho proto, zˇe Win16 aplikace byly psańy pro syste´m, kde procesy mohou spolu komunikovat prˇes spolecˇnou pameˇt’v DLL knihovnaćh, u Win32 aplikacıá 32-bitovyćh knihoven to jizˇnenı´mozˇne´, mohl by´t proto zvolen model vıće vyhovujıćı´pozˇadavku˚m stability a bezpecˇnosti syste´mu. KAPITOLA 2 STRUKTURA OPERACˇNIĆH SYSTE´ MU˚ 17

zˇivatelsky´multitaskovyúniverza´lnı´sı´t’ovy´syste´m. Na´sledujıćı´struktura platı´pro Windows NT 4.x, Windows 2000 a XP, ale v hlavnıćh rysech platı´ i pro prˇedchozı´ verze. Zjednodusˇena´struktura syste´mu je naznacˇena na obr. 2.4. Neˇktere´prvky jsou podobnećˇa´stem struktury Windows s DOS ja´drem, ale vnitrˇneˇpracujı´jinak. Du˚le- zˇite´je prˇedevsˇı´m rozdeˇlenı´do dvou za´kladnıćh cˇa´stı´– cˇa´sti beˇzˇıćı´v privilegovane´m rezˇimu (rezˇimu ja´dra) a cˇa´sti beˇzˇıćı´v uzˇivatelske´m rezˇimu.

Sluzˇby Podsyste´my Aplikace Syste´move´ syste´mu prostrˇedı´ procesy NTDLL.DLL Uzˇivatelsky´rezˇim Privilegovany´rezˇim Exekutiva Spra´va Spra´va pameˇti Spra´va objektu˚ Spra´va procesu˚ oken a graﬁky Spra´va vyrovna´- Spra´va I/O syste´m vacı´pameˇti zabezpecˇenı´

Ja´dro a ovladacˇe zarˇı´zenı´

HAL Hardware

Obra´zek 2.4: Struktura OS Windows s ja´drem NT

HAL je vrstva abstrakce hardware (Hardware Abstraction Layer), rozhranı´mezi hardwarem a zbytkem ja´dra syste´mu. Je rˇı´zena souborem HAL.DLL. Je oddeˇlena od ostatnıćh cˇa´stı´syste´mu z du˚vodu snadneˇjsˇı´prˇenositelnosti syste´mu. Ovladacˇe komunikujı´se zarˇı´zenı´mi pouze zprostrˇedkovaneˇprˇes tuto vrstvu. Ja´dro je soucˇa´stı´ souboru NTOSKRNL.EXE (za´rovenˇ s exekutivou). Zde jsou obsluhovańa prˇerusˇenı´, prova´dı´se spra´va procesoru˚ (synchronizace prˇideˇlovańı´ procesoru˚), apod. Exekutiva je rˇı´dicı´program operacˇnı´ho syste´mu, mańa startosti rˇı´zenıćele´ho ja´dra beˇzˇıćı´ho v privilegovane´m rezˇimu. Fyzicky je za´rovenˇs ja´drem soucˇa´stı´souboru NTOSKRNL.EXE. KAPITOLA 2 STRUKTURA OPERACˇNIĆH SYSTE´ MU˚ 18

Podsyste´my (subsyste´my) prostrˇedı´ jsou rozhranı´zajisˇt’ujıćı´spra´vnyá bezpecˇny´ beˇh ru˚znyćh typu˚ aplikacı´. V teˇchto podsyste´mech beˇzˇı´ aplikace, ktere´ pak ne- musı´by´t kompatibilnı´s Windows NT. Podsyste´my poskytujıáplikacı´m rozhranı´, ktere´prˇekla´da´komunikaci (pozˇadavky na informace, zdroje, provedenıúrcˇiteákce apod.) mezi aplikacıá operacˇnı´m syste´mem tak, aby si obeˇ strany „rozumneˇly“. Jsou zde naprˇı´klad podsyste´my pro aplikace psane´pro 32-bitova´Windows, MS- DOS a aplikace pro 16-bitova´ Windows (VDM – Virtual DOS Machine), OS/2, POSIX5, atd. Podsyste´m pro 32-bitova´Windows vcˇetneˇNT (podsyste´m Win32) je prˇedstavo- vań souborem CSRSS.EXE, pro POSIX je to prˇedevsˇı´m soubor PXSS.EXE (to je server podsyste´mu). Podsyste´m Win32 je potrˇebny´pro beˇh operacˇnı´ho syste´mu, proto se jako jediny´spousˇtı´hned po startu pocˇı´tacˇe, ostatnı´podsyste´my jsou spousˇteˇny azˇ na zˇa´dost prˇi spusˇteˇnıáplikace patrˇıćı´tomuto podsyste´mu. Kazˇdy´podsyste´m ma´ kromeˇsve´ho rˇı´dicı´ho programu (naprˇı´klad CSRSS.EXE u Win32) take´knihovny, ve kteryćh jsou ulozˇeny funkce a objekty, obsahujıÁPI (Application Programming In- terface) dane´ho podsyste´mu. Naprˇı´klad ke knihovna´m Win32 patrˇı´take´knihovny KERNEL32.DLL, USER32.DLL a GDI32.DLL. Jejich funkce je podobna´jako v jinyćh variantaćh Windows, vnitrˇneˇvsˇak majıódlisˇnou strukturu. Soubor NTDLL.DLL prˇedstavuje rozhranı´mezi beˇzˇny´mi procesy a syste´mem. Pokud neˇktery´proces v uzˇivatelske´m rezˇimu vola´sluzˇbu beˇzˇıćı´v privilegovane´m rezˇimu, volańı´jde vzˇdy prˇes tento soubor, aby se vyloucˇila mozˇnost modifikace syste´movyćh knihoven a dalsˇıćh syste´movyćh zdroju˚. NTDLL prˇedstavuje tzv. dokumentovane´rozhranı´ syste´mu, ktere´kazˇde´mu procesu zprostrˇedkova´va´komunikaci s dany´m podsyste´mem. Syste´move´procesy jsou procesy,ktere´spousˇtı´syste´m, naprˇı´klad procesy zajisˇt’ujıćı´ uzˇivatelske´prostrˇedı´. V zobrazenı´Spra´vce u´loh, karta Procesy,je prˇi zapnute´m zob- razovańıúzˇivatelu˚procesu pozna´me podle hodnoty SYSTEM, LOCAL SERVICE, NETWORK SERVICE apod. Pracujı´v uzˇivatelske´m rezˇimu z du˚vodu bezpecˇnosti, k cˇa´stem syste´mu pracujıćı´m v privilegovane´m rezˇimu vsˇak majı´trochu jednodusˇsˇı´ prˇı´stup nezˇostatnı´procesy. Sluzˇby syste´mu (serverove´procesy) jsou sluzˇby poskytovane´syste´mem, seznam lze najı´t naprˇ. v na´stroji Na´stroje pro spra´vu – Sluzˇby.Sluzˇby jsou syste´move´procesy beˇzˇıćıćˇasto i bez prˇihla´sˇenıúzˇivatele, obdoba rezidentnıćh programu˚v MS-DOSu. Beˇh sluzˇeb zajisˇt’uje proces rˇadicˇe sluzˇeb prˇedstavovany´souborem SERVICES.EXE.

5POSIX (Portable Operating System Interface for Unix) je standard navrzˇeny´pu˚vodneˇpro Unix, a to tak, aby programy napsane´podle tohoto standardu bylo mozˇne´snadno prˇena´sˇet mezi ru˚zny´mi operacˇnı´mi syste´my (ru˚zne´varianty Unixu od ru˚znyćh firem mohou by´t vza´jemneˇnekompatibilnı´). KAPITOLA 2 STRUKTURA OPERACˇNIĆH SYSTE´ MU˚ 19

Modul pro spra´vu oken a grafiky (GUI, Win32 User a GDI) je ko´d uzˇivatelske´ho rozhranıá rozhranı´grafickyćh zarˇı´zenı´pro podsyste´m Win32. Ve Windows rˇady NT od verze 4 byla tato cˇa´st ko´du prˇesunuta do rezˇimu ja´dra z du˚vodu urychlenı´ praće aplikacı´ hodneˇ vyuzˇı´vajıćıćh graficka´ zarˇı´zenı´. Tento modul je urcˇen pro podsyste´m Win32, ale aby nebylo nutne´ tyto funkce implementovat v kazˇde´m podsyste´mu zvla´sˇt’, je prˇekla´dańo volańı´grafickyćh funkcı´jinyćh podsyste´mu˚na volańı´v podsyste´mu Win32. Umı´steˇnı´ko´du graficke´ho rozhranı´do rezˇimu ja´dra je neobvykle´. Nevy´hodou tohoto postupu je ovsˇem veˇtsˇı´bezpecˇnostnı´riziko a riziko porusˇenı´stability syste´mu prˇi chybne´praći tohoto modulu (pracuje v rezˇimu ja´dra, proto ma´prˇı´stup do prameˇti syste´movyćh procesu˚). Dalsˇıńevy´hodou je na´rocˇneˇjsˇı´postup vy´meˇny uzˇivatelske´ho rozhranı´za alternativnı´. Jak je videˇt na obr. 2.4, Windows rˇady NT nejsou prˇı´sneˇvrstveny´syste´m, ale kombinujı´vıće ru˚znyćh architektur pro sve´ru˚znećˇa´sti. Jsou to tyto architektury:

1. Vrstvena´architektura se uplatnˇuje v ja´drˇe, vrstveˇHAL a I/O syste´mu.

2. Modula´rnı´ architektura – uzavrˇene´ moduly, vnitrˇneˇ kompaktnı´, ktere´ po- skytujı´sluzˇby prˇes nadefinovane´rozhranı´, komunikace probı´ha´volneˇmezi ru˚zny´mi moduly, tuto architekturu zde pouzˇı´vaéxekutiva prˇi rˇı´zenı´spra´vce procesu˚, spra´vce pameˇti, I/O syste´mu atd. (modulu˚beˇzˇıćıćh v privilegovane´m rezˇimu).

3. Architektura klient-server se uplatnˇuje v API (Application Programming In- terface), cozˇje sada dynamicky linkovanyćh knihoven, zde povazˇovanyćh za servery, procesy z vysˇsˇıćh vrstev (klienti) vyuzˇı´vajı´jejich sluzˇeb (prˇes knihovnu NTDLL.DLL).

2.4 Syste´my Unixove´ho typu

Veˇtsˇina Unixovyćh syste´mu˚ ma´ hodneˇ podobnou strukturu (kromeˇ teˇch, ktere´ byly upraveny pro real-time provoz). Ja´dro beˇzˇı´ v privilegovane´m rezˇimu (re- zˇimu ja´dra), je cˇasto tvorˇeno jediny´m souborem (proto je nazy´vańo monoliticke´, i kdyzˇjeho vnitrˇnı´struktura je prˇesneˇrozvrzˇena, naprˇı´klad u linuxu je to soubor /boot/vmlinuz). Unixove´ syste´my jsou vıćeprocesorove´ vıćeuzˇivatelske´ multitaskove´ univerza´lnı´sı´t’ove´syste´my jizˇod sve´ho pocˇa´tku. Na to byl brań zrˇetel uzˇprˇi navrhovańı´ KAPITOLA 2 STRUKTURA OPERACˇNIĆH SYSTE´ MU˚ 20 jejich struktury, proto za dlouha´desetiletıéxistence Unixu˚ani nebylo trˇeba ji vy´- razneˇji meˇnit. Tato struktura take´zrˇejmeˇposlouzˇila jako jeden ze vzoru˚prˇi na´vrhu struktury Windows rˇady NT.

Skripty shellu Programy Shell, vestaveˇne´programy

Knihovny

Ja´dro (privilegovany´rezˇim)

Daemons Kernel

HAL

Hardware

Obra´zek 2.5: Struktura operacˇnı´ch syste´mu˚Unixove´ho typu

Ja´dro syste´mu beˇzˇı´v privilegovane´m rezˇimu (kernel mode, vsˇe ostatnı´ beˇzˇı´v uzˇi- vatelske´m rezˇimu – user mode) a skla´da´se ze dvou oddeˇleny´ch cˇa´stı´:

• HAL (Hardware Abstraction Layer) je cˇa´st ja´dra za´vislańa hardware, jsou zde prˇedevsˇı´m ovladacˇe zarˇı´zenı´, • Kernel je ja´dro neza´visleńa hardware, beˇzˇı´zde take´ de´moni (daemons) – syste´- move´procesy obdobne´sluzˇba´m ve Windows rˇady NT. Beˇzˇı´ na pozadıćˇasto bez ohledu na beˇh uzˇivatelskyćh procesu˚a prˇihlasˇovańıćˇi odhlasˇovańıúzˇi- vatelu˚.

Knihovny v Unixu majı´ podobnou roli jako DLL ve Windows, tedy obsahujı´ objekty a ru˚zne´rutiny. Mnohe´z nich jsou soucˇa´stı´graficke´ho subsyste´mu (naprˇ. X Window). Shell je rozhranı´pro komunikaci s uzˇivatelem. Unixove´syste´my obvykle nabı´zejı´ vıće ru˚znyćh shellu˚. Komunikace probı´ha´v textove´formeˇ(uzˇivatel zada´va´prˇı´kazy, syste´m reaguje textovy´mi vy´pisy), ale soucˇasneÚnixove´syste´my veˇtsˇinou majı´ take´velmi propracovane´graficke´rozhranıá beˇzˇnyúzˇivatel s textovy´m shellem KAPITOLA 2 STRUKTURA OPERACˇNIĆH SYSTE´ MU˚ 21

ani nemusı´prˇijı´t do styku. Stejneˇjako ve Windows prˇı´kazy mu˚zˇeme shrnovat do textovyćh souboru˚, ktere´se nazy´vajı´ skripty. Nynı´se podrobneˇji podı´va´me na strukturu ja´dra. Vrstva HAL je tvorˇena prˇede- vsˇı´m ovladacˇi perifernıćh zarˇı´zenı´. Na´sleduje vrstva, ktera´prˇistupuje k zarˇı´zenı´m na abstraktneˇjsˇıú´rovni – jsou zde ovladacˇe souborovyćh syste´mu˚na pameˇt’ovyćh me´diıćh a ovladacˇTCP/IP komunikujıćı´s ovladacˇem sı´t’ove´karty.

Rozhranı´syste´movy´ch vola´nı´

Spra´vce Spra´vce Sı´t’ove´ VFS procesu˚ pameˇti sluzˇby Ovladacˇ Souborove´syste´my TCP/IP Ovladacˇ Ovladacˇ Ovladacˇ Ovladacˇ prvnı´ho HD druhe´ho HD diskety sı´t’ove´karty

Prvnı´ Druhy´ Sı´t’ova´ Disketa pevny´disk pevny´disk karta

Obra´zek 2.6: Struktura ja´dra Unixovy´ch syste´mu˚

Souborovy´syste´m je rozhranı´mezi ovladacˇem vneˇjsˇı´ho pameˇt’ove´ho me´dia a vysˇ- sˇı´mi vrstvami ja´dra. V Unixovyćh syste´mech jsou souborove´syste´my implemen- tovańy prˇı´mo v ja´dru vcˇetneˇpodpory prˇida´vańıńovyćh souborovyćh syste´mu˚ 6. Protozˇe v Unixech platı´, zˇe „vsˇechno je soubor“, jsou zde nejen souborove´syste´my pro vneˇjsˇı´pameˇt’ova´me´dia, ale i dalsˇı´, abstraktnı´, zprostrˇedkujıćı´prˇı´stup k informacı´m o momenta´lnı´m stavu syste´mu, konfiguraci apod. (naprˇ. v Linuxech s ja´drem 2.4 souborovy´syste´m /proc) nebo sdruzˇujıćı´jine´ souborove´syste´my cˇi prˇedstavujıćıćˇa´st jine´ho souborove´ho syste´mu (v Linuxech to mu˚zˇe by´t naprˇ. /etc). VFS (Virtual File System, virtua´lnı´souborovy´syste´m) prˇedstavuje rozhranı´pro podobny´zpu˚sob prˇı´stupu k ru˚zny´m souborovy´m syste´mu˚m. Vsˇechny souborove´ syste´my sdruzˇuje v jedine´„stromove´“ strukturˇe. Pokud uzˇivatel chce s konkre´tnı´m souborovy´m syste´mem pracovat, prˇipojı´ho na stanovene´mı´sto do te´to struktury a tı´m ho zprˇı´stupnı´(prˇipojovańı´je obvykle automatizovańo, uzˇivatel se o neˇnemusı´ starat). Du˚lezˇitou funkcı´VFS je zajisˇteˇnı´stejne´ho zpu˚sobu zacha´zenı´s daty, at’uzˇ

6Proto narozdı´l od Windows si mu˚zˇeme nainstalovat podporu te´meˇrˇjake´hokoliv souborove´ho syste´mu vcˇetneˇ teˇch, ktere´ v dobeˇ sestavovańı´ OS jesˇteˇ neexistovaly, jen musı´me mı´t instalacˇnı´ soubory a pak ja´dro znovu prˇelozˇit ze zdrojovyćh ko´du˚. KAPITOLA 2 STRUKTURA OPERACˇNIĆH SYSTE´ MU˚ 22

se nacha´zejı´ v jake´mkoliv souborove´m syste´mu, tedy uzˇivatel se nemusı´ starat o fyzickeúmı´steˇnı´souboru, atributy (naprˇ. nastavenıćˇasu poslednı´ho prˇı´stupu k souboru), konvence pro praći se soubory (jak sdeˇlit souborove´mu syste´mu, zˇe chci otevrˇı´t urcˇity´soubor, apod.). Rozhranı´syste´movyćh volańı´ je rozhranı´mezi ja´drem a cˇı´mkoliv, co mu˚zˇe prˇı´mo ovlivnit uzˇivatel (programy, prˇı´kazy shellu, skripty). S touto vrstvou lze komunikovat prˇes knihovny obsahujıćı´definice API funkcı´ (Application Programming Inter- face, ve Windows je obdoba tohoto rozhranı´– WinAPI, Win32 API). Hlavnıú´lohou je zajisˇteˇnı´bezpecˇnosti, znemozˇneˇnı´za´sahu uzˇivatele do ja´dra (zde se Microsoft inspiroval prˇi programovańı´knihovny NTDLL.DLL, ktera´ ma´podobnou funkci), znamena´take´zjednodusˇenı´praće programa´toru˚, kterˇı´ se nemusejı´zaby´vat jednotlivy´mi syste´movy´mi volańı´mi a mohou pouzˇı´vat API funkce. KAPITOLA 3

Spra´va pameˇti

Pod pojmem pameˇt’ budeme rozumeˇt vnitrˇnı´(operacˇnı´) pameˇt’. V te´to kapitole probereme ru˚zne´metody, ktere´se pouzˇı´vajı´prˇi spra´veˇpameˇti, a uka´zˇeme si, jak jsou implementovańy v neˇkteryćh operacˇnıćh syste´mech.

3.1 Modul spra´vce pameˇti

Modul spra´vce pameˇti ma´tyto funkce:

1. Udrzˇuje informace o pameˇti (ktera´cˇa´st je volna´, ktera´ cˇa´st je prˇideˇlena, ktere´mu procesu je prˇideˇlena, atd.).

2. Prˇideˇluje pameˇt’procesu˚m na jejich zˇa´dost.

3. Pameˇt’,kterou procesy uvolnı´, zarˇazuje k volne´pameˇti.

4. Pokud je to nutne´, odebı´ra´pameˇt’procesu˚m.

5. Jestlizˇe je mozˇne´detekovat prˇı´pady, kdy proces ukoncˇı´svou cˇinnost bez uvol- neˇnı´pameˇti (naprˇı´klad prˇi chybeˇv programu nebo prˇi na´silne´m ukoncˇenı´), pak modul tuto pameˇt’uvolnı´sa´m a zarˇadı´k volne´pameˇti.

6. Pokud to dovoluje u´rovenˇ hardwarove´ho vybavenı´ (prˇedevsˇı´m procesor), mu˚zˇe zajisˇt’ovat ochranu pameˇti, tedy nedovolı´procesu prˇı´stup do pameˇt’o- ve´ho prostoru jine´ho procesu nebo dokonce do pameˇt’ove´ho prostoru operacˇ- nı´ho syste´mu.

23 KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 24

Fyzicky je operacˇnı´pameˇt’umı´steˇna na za´kladnı´desce, ale takeńa rozsˇirˇujıćıćh kartaćh (deskaćh, adapte´rech), naprˇı´klad cˇa´st operacˇnı´pameˇti, kterou nazy´va´me videopameˇt’1, se nacha´zıńa graficke´karteˇ, ale prˇesto je soucˇa´stıóperacˇnı´pameˇti a v neˇkteryćh operacˇnıćh syste´mech majı´procesy do te´to pameˇti prˇı´my´prˇı´stup (rˇı´dı´tak prˇı´mo, co se ma´zobrazit). Souhrn teˇchto umı´steˇnıóperacˇnı´pameˇti v ru˚znyćh cˇa´stech hardwaru vy´pocˇet- nı´ho syste´mu je trˇeba utrˇı´dit do posloupnosti, kde ma´kazˇda´ cˇa´st sve´jednoznacˇne´ umı´steˇnı´. Proces k pameˇti prˇistupuje prˇes adresy. Adresa mı´sta v pameˇti je pocˇet Bytu˚k tomuto mı´stu od zacˇa´tku te´to posloupnosti. Prvnı´Byte maádresu 0 (prˇed nı´m zˇa´dny´Byte nenı´), druhy´Byte maádresu 1, atd. Takovou adresu nazy´va´me absolutnıádresa. Relativnıádresa se nevztahuje k pocˇa´tku pameˇti, ale k urcˇiteábsolutnıádrese (to by´vaóbvykle zacˇa´tek pameˇt’ove´ho bloku nebo adresove´ho prostoru procesu) a je to tedy pocˇet Bytu˚od te´to absolutnıádresy. Kazˇdy´proces ma´prˇideˇlen pameˇt’ovy´prostor v rozsahu urcˇityćh adres, proto hovorˇı´me o adresove´m prostoru. Rozlisˇujeme

• fyzicky´ adresovy´ prostor – adresovy´ prostor, ktery´ je fyzicky k dispozici ve vy´pocˇetnı´m syste´mu, • logicky´adresovy´prostor – adresovy´prostor, ktery´majı´k dispozici procesy.

Logickyádresovy´prostor mu˚zˇe by´t mensˇıńebo roven fyzicke´mu, ale s rostoucı´mi potrˇebami procesu˚nemusı´pro jejich praći rozsah fyzicke´ho adresove´ho prostoru dostacˇovat. Proto mu˚zˇe by´t operacˇnı´pameˇt’„nastavovańa“ prostorem na vneˇjsˇı´m pameˇt’ove´m me´diu (obvykle pevne´m disku), pak je logicky´ adresovy´prostor veˇtsˇı´ nezˇfyzicky´. Pokud je mozˇne´, aby logickyádresovy´prostor byl veˇtsˇıńezˇfyzicky´, pak hovorˇı´me o virtua´lnıćh metodaćh prˇideˇlovańı´pameˇti. Cˇa´st adresove´ho prostoru obvykle zabı´ra´ samotny´ operacˇnı´ syste´m, jsou to obvykle adresy na zacˇa´tku adresove´ho prostoru. V prˇı´padeˇ, zˇe operacˇnı´syste´m pouzˇı´va´metody ochrany pameˇti nebo alesponˇrozlisˇuje procesy na beˇzˇıćı´v privilegovane´m rezˇimu a beˇzˇıćı´v uzˇivatelske´m rezˇimu, beˇzˇny´m procesu˚m nenı´dovolen prˇı´stup do te´to oblasti nebo je prˇed nimi prˇı´mo skryta. Existuje vıće metod ochrany pameˇti, veˇtsˇinou ale vyzˇadujı´hardwarovou podporu (je dostupna´prakticky na vsˇech noveˇjsˇıćh procesorech, vcˇetneˇIntel od 386).

1Velikost videopameˇti za´lezˇıńa potrˇebaćh graficke´karty a prˇedevsˇı´m na zvolene´m graficke´m mo´du zahrnujıćı´m rozlisˇenıóbrazovky, barevnou hloubku a prˇı´padneˇpocˇet videostrańek („logic- kyćh obrazovek“, ktere´lze strˇı´dat a tak rychle meˇnit obraz na monitoru). KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 25

3.2 Rea´lne´metody prˇideˇlova´nı´pameˇti

Zde probereme metody pouzˇı´vane´v prˇı´padeˇ, zˇe logickyádresovy´prostor neprˇe- kracˇuje fyzicky´, tedy fyzicka´vnitrˇnı´pameˇt’dostacˇuje potrˇeba´m procesu˚, a mozˇnosti rˇesˇenı´proble´mu˚vznikajıćıćh prˇi pouzˇı´vańı´teˇchto metod.

3.2.1 Prˇideˇlenı´jedne´souvisle´oblasti pameˇti Tato jednoducha´metoda spocˇı´va´v prˇideˇlenı´vesˇkere´ho adresove´ho prostoru procesu kromeˇoblasti operacˇnı´ho syste´mu. Pameˇt’je rozdeˇlena na trˇi cˇa´sti: pameˇt’vy- hrazenou pro operacˇnı´syste´m, pameˇt’vyuzˇı´vanou procesem a nevyuzˇitou pameˇt’. Tuto metodu pouzˇı´valy operacˇnı´syste´my, ktere´nebyly multitaskove´(naprˇı´klad CP/M). Pro ochranu pameˇti je vhodne´ alesponˇ pouzˇı´vat meznı´ registr, ve ktere´m je ulozˇena adresa zacˇa´tku pameˇti procesu (tedy oddeˇluje pameˇt’operacˇnı´ho syste´mu od pameˇti procesu), tento registr pak proces nesmı´prˇekrocˇit. } Volna´, nevyuzˇita´ pameˇt’ Pameˇt’,kterou ma´

{z proces k dispozici Pameˇt’ pouzˇı´vana´ Meznı´ procesem registr 2⇒ | Pameˇt’operacˇnı´ho $000000 syste´mu

Obra´zek 3.1: Prˇideˇlenı´jedne´souvisle´oblasti pameˇti

Vy´hody:

• jednoduchost spra´vy, • nevelke´na´roky na technicke´vybavenı´(funguje to prakticky vsˇude).

Nevy´hody:

• nemozˇnost mı´t spusˇteˇno vı´ce procesu˚najednou (jednoprogramovy´syste´m), KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 26

• velkaćˇa´st pameˇti mu˚zˇe zu˚stat nevyuzˇita´, pokud ji jeden beˇzˇıćı´proces ne- potrˇebuje, take´ ostatnı´ prostrˇedky vy´pocˇetnı´ho syste´mu jsou nedostatecˇneˇ vyuzˇı´vańy (procesor). S mı´rny´m zvy´sˇenı´m slozˇitosti lze i v tomto prˇı´padeˇ pouzˇı´vat omezeny´ beˇh vıće procesu˚ (vıćeprogramovy´ syste´m), a to tak, zˇe kdyzˇ ma´ by´t spusˇteˇn dalsˇı´ proces, cela´pameˇt’ od meznı´ho registru (prˇideˇlena´pu˚ vodnı´mu procesu) se ulozˇı´ do docˇasne´ho souboru na pevny´disk, pak je prˇideˇlena noveˇspusˇteˇne´mu procesu a azˇpo jeho ukoncˇenı´je obnovena do stavu prˇed „za´lohovańı´m“ prˇi spousˇteˇnı´ dalsˇı´ho procesu. Jestlizˇe je takto postupneˇspusˇteˇno vıće procesu˚, mu˚zˇe by´t pro organizaci odlozˇenyćh procesu˚pouzˇit princip za´sobnı´ku.

3.2.2 Prˇideˇlovańı´bloku˚pevne´velikosti Spra´vce pameˇti prˇi spusˇteˇnıóperacˇnı´ho syste´mu rozdeˇlıóperacˇnı´pameˇt’na bloky pevne´de´lky a ty pak prˇideˇluje procesu˚m. Procesu je prˇi jeho spusˇteˇnı´prˇideˇlen pameˇt’ovy´blok, adresove´prostory jednotlivyćh procesu˚ jsou tedy oddeˇleny. Tento typ adresovańı´jizˇdnes nenı´moc pouzˇı´vań, objevil se naprˇı´klad u OS MFT (beˇzˇel na strojıćh IBM 360). Bloky mohou by´t bud’vsˇechny stejneˇvelkeńebo ru˚zne´velikosti. Druha´mozˇnost znamena´trochu slozˇiteˇjsˇı´spra´vu, ale umozˇnˇuje le´pe pracovat s pameˇtı´– procesu prˇideˇlujeme takovy´blok, ktery´je volnyá jeho velikost nejvıće odpovı´da´potrˇeba´m procesu (ale je za´rovenˇveˇtsˇıńebo rovna pozˇadovane´velikosti). Protozˇe pocˇet bloku˚je konstantnı´po celou dobu beˇhu syste´mu, je mozˇneévi- dovat bloky v tabulce. Kazˇdy´blok ma´jeden rˇa´dek tabulky, mu˚ zˇe by´t zde ulozˇena pocˇa´tecˇnı´ adresa bloku, de´lka bloku a vlastnı´k (proces) nebo informace zˇe jde o volny´blok. Metoda umozˇnˇuje implementaci multitaskingu za prˇedpokladu, zˇe je pouzˇita vhodnaóchrana pameˇti (naprˇı´klad dva meznı´registry pro nejnizˇsˇıá nejvysˇsˇıádresu pra´veˇbeˇzˇıćı´ho procesu). Vy´hody: • jednoduchost spra´vy, • mozˇnost implementace multitaskingu. Nevy´hody: • proces pozˇadujıćı´vıće pameˇti, nezˇje de´lka nejveˇtsˇı´ho volne´ho bloku, nelze spustit, • velka´pravdeˇpodobnost fragmentace. KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 27

Meznı´ Volny´blok registr 2 2

⇒ } Meznı´ Pameˇt’prˇideˇlena´ registr 1 Pouzˇı´va´proces 2 {z procesu 2

2 |

⇒ } Pameˇt’prˇideˇlena´

Pouzˇı´va´proces 1 {z procesu 1 | Pameˇt’operacˇnı´ho syste´mu $000000

Obra´zek 3.2: Prˇideˇlova´nı´bloku˚pevne´velikosti (beˇzˇı´proces 2)

3.2.3 Dynamicke´prˇideˇlovańı´bloku˚pameˇti Nevy´hody prˇedchozı´metody vyply´vajı´prˇedevsˇı´m z nemozˇnosti urcˇovat velikost bloku˚pru˚beˇzˇneˇ, prˇi beˇhu syste´mu. Tento proble´m mu˚zˇeme rˇesˇit tak, zˇe velikost prˇideˇlene´ho bloku urcˇujeme azˇprˇi zˇa´dosti procesu o pameˇt’. Proces prˇi sve´m spusˇteˇnı´ pozˇa´da´ o urcˇite´ mnozˇstvı´ pameˇti. Spra´vce pameˇti vyhleda´volny´blok s de´lkou veˇtsˇıńebo rovnou pozˇadavku˚m procesu a tuto pa- meˇt’prˇideˇlı´. Pokud se ale nepodarˇıńajı´t vhodny´volny´blok, proces nelze spustit. Prˇed ukoncˇenı´m svećˇinnosti proces musı´vra´tit prˇideˇlenou pameˇt’ a ta mu˚zˇe by´t prˇideˇlena dalsˇı´mu procesu. Protozˇe pocˇet a de´lka bloku˚ se meˇnı´ beˇhem praće syste´mu, evidence bloku˚ v tabulce nenı´vhodna´. Prˇi neusta´lyćh zmeˇnaćh de´lky tabulky nenı´mozˇne´prˇedem odhadnout jejı´ maxima´lnı´ velikost. Rˇ esˇenı´ je vıće, naprˇı´klad vytvorˇenı´ hlavicˇek bloku˚pameˇti neprˇı´stupnyćh samotne´mu procesu (trˇebazˇe je mu tento blok prˇideˇ- len), v hlavicˇce pak ulozˇı´me informaci o vlastnı´kovi nebo o tom, zˇe se jednaó volny´ blok, a da´le adresu pocˇa´tku na´sledujıćı´ho bloku (tedy ukazatel na dalsˇı´blok). Tı´mto zpu˚sobem zrˇeteˇzı´me bloky do dynamicke´ho seznamu, se ktery´m se jizˇda´jedno- dusˇe pracovat. Pameˇt’ vyhrazena´pro hlavicˇku bloku nenı´ procesu prˇı´stupna´(ani o nıńevı´). Pokud proces zˇa´daó prˇı´stup do sve´pameˇti, k jeho adresove´mu prostoru se dostaneme jednodusˇe tak, zˇe od prvnı´ho bloku postupujeme po ukazatelıćh na na´sledujıćı´bloky, to tak dlouho, dokud podle informacı´v hlavicˇkaćh nenalezneme ten blok, ktery´hleda´me. Stejneˇpostupujeme, kdyzˇhleda´me volny´blok pameˇti pro prˇideˇlenıńoveˇspousˇteˇne´mu procesu. KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 28

- vlastnı´k: volne´ dalsˇı´: NULL { Pameˇt’ Pouzˇı´va´proces 2 procesu 2 }| vlastnı´k: ID procesu 2 z dalsˇı´:

vlastnı´k: volne´ dalsˇı´: { Pameˇt’ Pouzˇı´va´proces 1 procesu 1 }| vlastnı´k: ID procesu 1

z dalsˇı´: Pameˇt’OS $000000

Obra´zek 3.3: Dynamicke´prˇideˇlova´nı´bloku˚pameˇti

Prˇi uvolnˇovańı´bloku pameˇti postupujeme na´sledovneˇ: kdyzˇje blok obklopen prˇideˇleny´mi bloky, zmeˇnı´me pouze informaci o vlastnı´kovi bloku. Jestlizˇe vsˇak prˇed nebo za tı´mto blokem je volny´blok, musı´me uvolnˇovanou oblast k tomuto bloku prˇipojit. Tady je trˇeba jen da´t pozor na to, aby nebyl narusˇen rˇeteˇz bloku˚, tedy zvolit vhodnou posloupnost prˇesmeˇrovańıá uvolneˇnı´ ukazatelu˚. Vy´hody: • vsˇechny vy´hody prˇedchozı´metody, i kdyzˇspra´va pameˇti je o neˇco na´rocˇneˇjsˇı´ a vyhleda´vańı´konkre´tnı´ho bloku pomalejsˇı´, • cˇa´stecˇneˇodstranˇuje nevy´hody prˇedchozı´metody. Nevy´hody: • pocˇet procesu˚, ktere´lze spustit, je limitovań pozˇadavky jizˇspusˇteˇnyćh procesu˚, a pokud je pameˇt’fragmentovana´, je maxima´lnı´velikost pozˇadavku na pameˇt’limitovana´velikostıńejveˇtsˇı´ho volne´ho bloku, • urcˇita´pravdeˇpodobnost fragmentace. Uvedeneńevy´hody se dajı´snı´zˇit metodami defragmentace pameˇti, ktere´jsou pro- bı´rańy v kapitole 3.3 na str. 31.

3.2.4 Segmentace Kazˇde´mu procesu je prˇirˇazeno neˇkolik (ru˚zneˇdlouhy´ch) bloku˚pameˇti, segmentu˚. Pokud je to potrˇeba a je v dane´m smeˇru volna´oblast pameˇti, segmenty lze prodluzˇo- KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 29

vat. Kazˇdy´segment obvykle mı´vaúrcˇityúćˇel, naprˇı´klad segment pro ko´d procesu (code segment), datovy´segment (data segment, jeden nebo vıće, segment pro pro- meˇnne´s dynamickou de´lkou se obvykle nazy´va´ halda), za´sobnı´kovy´segment (stack segment, obsazuje se od nejvysˇsˇıćh adres k nejnizˇsˇı´m), prˇekryvny´segment (overlay segment, naprˇı´klad pro dynamicke´knihovny). Neˇktere´segmenty jsou plneˇkonstantnı´(nemeˇnı´se jejich de´lka ani obsah, naprˇı´- klad ko´d procesu a globa´lnı´konstanty), jine´majı´konstantnı´de´lku, ale promeˇnny´ obsah (globa´lnı´promeˇnne´), dalsˇı´majı´promeˇnnou de´lku i obsah (za´sobnı´k). To lze zohlednit prˇi umı´st’ovańı´segmentu˚v pameˇti a rˇesˇenı´ fragmentace. Procesy, ktere´ jsou instancemi te´hozˇprogramu, mohou sdı´let plneˇkonstantnı´segmenty (pokud to syste´m umozˇnˇuje). Procesy pouzˇı´vajı´relativnıádresy, adresy zacˇa´tku jednotlivyćh segmentu˚jsou ulozˇeny v segmentovyćh registrech procesoru (tedy je to opeˇt hardwaroveˇza´visle´ rˇesˇenı´, kazˇdy´procesor ma´jine´registry). Absolutnıádresa je pak vypocˇtena pomocı´ obsahu segmentovyćh registru˚. Adresa objektu z hlediska procesu ma´tedy dveˇ cˇa´sti – segment (urcˇenı´, ve ktere´m segmentu se objekt nacha´zı´) a offset (relativnı´ adresa v ra´mci segmentu, prvnı´Byte v segmentu maóffset = 0). Vy´hodou tohoto rˇesˇenı´je, zˇe prˇı´padne´prˇesouvańı´segmentu nezpu˚sobı´procesu proble´my s adresami. Je nutne´zajisˇt’ovat mapovańı´relativnıádresy v segmentu na absolutnıádresu. Pokud je implementovań multitasking, je nutne´prˇi „vy´meˇneˇ“ procesu˚na procesoru ulozˇit obsah segmentovyćh registru˚odstavovane´ho procesoru a prˇi znovuprˇideˇlenı´procesoru tomuto procesu znovu tyto hodnoty do registru˚ nacˇı´st. Vy´hody:

• velikost segmentu˚mu˚zˇe by´t ru˚zna´, podle potrˇeby procesu, • segmenty je mozˇne´prodluzˇovat a prˇesouvat, • pokud to spra´vce pameˇti umozˇnı´, neˇktere´segmenty lze sdı´let.

Nevy´hody:

• nutnost hardwarove´podpory (segmentove´registry), • ochrana pameˇti je komplikovaneˇjsˇı´, protozˇe segmenty majı´promeˇnnou de´lku, • pameˇt’, kterou lze dalsˇı´mu procesu prˇideˇlit, je omezena velikostı´nejveˇtsˇı´ho souvisle´ho bloku volne´pameˇti, • urcˇita´ pravdeˇpodobnost fragmentace, ta se ale da´ rˇesˇit prˇesouva´nı´m segmentu˚. KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 30

Stack Segment Registry procesoru

Volna´pameˇt’ SS

ES Extended Data Segment DS Data Segment CS Code Segment . . . Pameˇt’operacˇnı´ho syste´mu $000000

Obra´zek 3.4: Segmentace pameˇti (segmenty jedine´ho procesu)

3.2.5 Jednoduche´strańkovańı´ Tato metoda rozlisˇuje fyzickou adresu objektu v pameˇti (to je absolutnı´ adresa objektu) a logickou adresu tohoto objektu (s tou pracujı´procesy). Pameˇt’ovy´prostor je rozdeˇlen na stejneˇdlouheú´seky – strańky, pokud mozˇno spı´sˇe mensˇı´velikosti (obvykle jeden nebo vıće kB), procesu je prˇideˇleno tolik u´ seku˚, kolik potrˇebuje. Procesu se jeho adresovy´prostor jevı´jako spojity´, trˇebazˇe fyzicky spojityńemusı´ by´t, pouzˇı´va´z jeho hlediska „absolutnıádresy“, ktere´jsou ve skutecˇnosti pouze logicky´mi adresami (od nuly) nebo se jako v prˇı´padeˇsegmentace pameˇti skla´dajı´ ze dvou cˇa´sti – cˇı´sla strańky a relativnıádresy uvnitrˇstrańky. Protozˇe ma´me konstantnı´ pocˇet strańek (pameˇt’ je rozdeˇlena jizˇ prˇi spusˇteˇnı´ operacˇnı´ho syste´mu) a navıć jsou vsˇechny stejneˇdlouhe´, mu˚zˇe by´t evidence strańek vedena v jednoduche´tabulce, kde kazˇde´strańce je prˇirˇazen vlastnı´k nebo informace o tom, zˇe jde o volnou strańku (nemusı´me ani ukla´dat velikost strańky). U kazˇde´ho procesu je pak evidovań seznam prˇideˇlenyćh strańek. Prˇi jake´mkoliv prˇı´stupu do pameˇti spra´vce pameˇti prova´dı´prˇeklad adres: cˇı´slo strańky ∗ de´lka strańky + offset. Vy´hody:

• proces mu˚zˇe dostat tolik strańek, kolik potrˇebuje (pokud jsou volne´), strańky nemusıńa sebe navazovat, • nejsou proble´my s fragmentacı´. KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 31

Evidence procesu˚ . . . Proces: Stra´nky: . . . ID procesu 1 1,3 . . . Proces 2 (5) ID procesu 2 2,5 ......

volne´ (4)

Tabulka obsazenı´pameˇti Proces 1 (3) 0 volne´ 1 ID procesu 1 Proces 2 (2) 2 ID procesu 2 3 ID procesu 1 Proces 1 (1) 4 volne´ 5 ID procesu 2 ... volne´ (0) $000000

Obra´zek 3.5: Stra´nkova´nı´pameˇti

Nevy´hody:

• fragmentace uvnitrˇstra´nek (proces nemusı´potrˇebovat celou poslednı´stra´nku), • omezenı´dana´velikostı´fyzicke´ho adresove´ho prostoru.

3.3 Rˇ esˇenı´fragmentace pameˇti

Pameˇt’ (vneˇjsˇı´, naprˇı´klad pevny´disk, i vnitrˇnı´, tedy operacˇnı´pameˇt’) je fragmentovana´, pokud volneóblasti pameˇti netvorˇı´souvisly´blok. Fragmentace na vneˇjsˇı´m pameˇt’ove´m me´diu vznika´tehdy, kdyzˇsmazˇeme jeden soubor, do takto uvolneˇne´ho mı´sta je ulozˇen novy´ soubor, ten se rozhodneme prodlouzˇit a on se po tomto prodlouzˇenı´do tohoto mı´sta nevejde, tedy je nutneńa konci volne´ho mı´sta vytvorˇit odkaz (at’uzˇjakkoliv) na dalsˇı´volne´mı´sto, ve ktere´m soubor pokracˇuje. Aby byla pameˇt’ fragmentovana´, ale stacˇı´ i mnohem meńeˇ – pokud je prˇi ukla´dańı´souboru vybı´rańo zbytecˇneˇvelke´ mı´sto. U operacˇnı´pameˇti je situace podobna´, jen mı´sto souboru˚pracujeme s pameˇt’o- vy´mi prostory jednotlivyćh procesu˚. Pameˇt’ove´prostory procesu˚obvykle neby´vajı´ rozdrobeny na vıće cˇa´stı´, ale prˇesto k fragmentaci docha´zı´. V prˇı´padeˇ, zˇe o pameˇt’ zˇa´dańoveˇspousˇteˇny´proces, musı´by´t procha´zena pameˇt’a hledań vhodneˇvelky´ KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 32 volny´blok pameˇti, a v prˇı´padeˇ, zˇe nenıńalezen dostatecˇneˇvelky´blok, proces nelze spustit. Fragmentace se u rea´lnyćh metod prˇideˇlovańı´pameˇti da´ snı´zˇit dveˇma zpu˚soby – vhodnou metodou vy´beˇru bloku pameˇti prˇi zˇa´dosti procesu (alokacˇnı´strategie) nebo setrˇa´sańı´m pameˇti.

Vy´beˇr vhodne´ho bloku pameˇti: Kdyzˇnoveˇspousˇteˇny´proces pozˇa´da´o pameˇt’, stejny´m zpu˚sobem take´hleda´me vhodneˇvelky´volny´blok. Za´kladnı´m prˇedpokla- dem je, aby se do nalezene´ho bloku pozˇadavek procesu vesˇel, cozˇna´m mu˚zˇe da´t vı´ce mozˇnostı´vy´beˇru bloku:

• metoda first fit – spra´vce pameˇti procha´zı´bloky od zacˇa´tku uzˇivatelske´ oblasti a prˇideˇlı´pameˇt’z prvnı´ho vhodne´ho bloku, je to nejrychlejsˇı´metoda, i kdyzˇ ne nejoptima´lneˇjsˇı´(veˇtsˇı´pravdeˇpodobnost fragmentace), • metoda best fit – spra´vce pameˇti projde vsˇechny bloky a hleda´takovy´blok, ktery´je vhodny´(pozˇadavek se do neˇho vejde) a za´rovenˇje co nejmensˇı´, je to nejoptima´lneˇjsˇı´metoda (je co nejmensˇı´„zbytek“), ale cˇasoveˇna´rocˇneˇjsˇıńezˇta prˇedchozı´, • metoda last fit – spra´vce pameˇti vyhleda´poslednı´vyhovujıćı´, tuto metodu pouzˇijeme, pokud pameˇt’ ma´by´t obsazovańa smeˇrem od nejvysˇsˇıćh adres k nejnizˇsˇı´m (praće s pameˇtı´typu za´sobnı´k).

Pokud pouze volı´me vhodnou metodu vy´beˇru bloku pameˇti, rˇesˇı´me fragmentaci jen cˇa´stecˇneˇ. Spolecˇnou vy´hodou teˇchto metod je, narozdı´l od na´sledujı´cı´ho rˇesˇenı´, zˇe adresovy´prostor procesu se po celou dobu jeho beˇhu nemeˇnı´.

Setrˇa´sańı´pameˇti (prˇesouvańı´bloku˚pameˇti): Abychom mohli spojit volne´bloky do jednoho velke´ho adresove´ho prostoru prˇideˇlitelne´ho procesu s velky´mi pameˇt’o- vy´mi na´roky, musı´me obsazene´bloky „setrˇa´st“ k nizˇsˇı´m adresa´m, aby volne´bloky na sebe navazovaly. Je vsˇak nutne´vyrˇesˇit dva proble´my: samotne´prˇesouvańı´je cˇa- soveˇna´rocˇne´, a navıć se adresovy´prostor procesu, ktere´mu je pameˇt’prˇesouvańa, meˇnı´(nemu˚zˇe pouzˇı´vat absolutnıádresy). Prvnıńevy´hodu vyrˇesˇı´me jednodusˇe tı´m, zˇe k prˇesouvańı´bude docha´zet pouze tehdy, kdyzˇto bude nutne´, tedy ve chvı´li, kdy o pameˇt’bude zˇa´dat proces s na´roky vysˇsˇı´mi nezˇje de´lka nejveˇtsˇı´ho pameˇt’ove´ho bloku, a prˇesouvat budeme jen tak dlouho, dokud nevytvorˇı´me dostatecˇneˇvelky´blok. Navıć za´kladnı´desky by´vajı´ vybaveny mozˇnostmi, jak procesor zbavit tohoto typu u´loh (naprˇı´klad cˇip blitter – block bits transfer, pomocny´procesor pro prˇesuny pameˇt’ovyćh bloku˚). KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 33

Druhou nevy´hodu lze rˇesˇit neˇkolika zpu˚soby:

1. Stanovenı´pravidel pro adresovańıńa nizˇsˇıú´rovni, naprˇı´klad pouzˇı´vańı´rela- tivnıćh adres a vztahovańı´k urcˇite´mu registru, ve ktere´m je ulozˇena adresa momenta´lnı´ho zacˇa´tku adresove´ho prostoru procesu. Vy´hodou je pomeˇrneˇjednoducha´spra´va pameˇti a malaćˇasovańa´rocˇnost, nevy´hodou je hardwarova´za´vislost (nenı´pouzˇitelne´pro syste´my portovaneńa ru˚zne´hardwaroveárchitektury) a nutnost spolupraće programa´toru˚aplikacı´ (musı´pouzˇı´vat pouze relativnıádresy). 2. Stanovenı´pravidel adresovańıńa vysˇsˇıú´rovni, naprˇı´klad pouzˇı´vat mechanismus zamykańı´bloku pameˇti po dobu jejı´ho pouzˇı´vańı´. Vy´hodou je jednoducha´ spra´va pameˇti, nevy´hodou je nutnost spolupraće programa´toru˚aplikacıá take´jejich dobra´vu˚le (programa´tor take´mu˚zˇe za- mknout blok hned prˇi spusˇteˇnı´procesu a odemknout ho azˇprˇi ukoncˇovańı´ jeho beˇhu, tı´m znemozˇnı´vesˇkere´prˇesouvańı´). 3. Prˇed kazˇdy´m prˇesouvańı´m spra´vce pameˇti informuje kazˇdy´ proces, jehozˇ adresovy´prostor je prˇesouvań, o noveádrese zacˇa´tku bloku, a proces si pak prˇepocˇı´ta´vsˇechny sveábsolutnıádresy (obvykle ukazatele). Zpra´va o prˇe- souvańı´musı´mı´t nejvysˇsˇı´prioritu, aby se k procesu˚m dostala vcˇas. Tento zpu˚sob rˇesˇenı´klade vysokeńa´roky na syste´m i procesy,proto se pouzˇı´va´ pouze jako doplneˇk prvnı´ho uvedene´ho zpu˚sobu, a to pro programy, ktere´ musı´pouzˇı´vat absolutnıádresy (ovladacˇe, antivirove´programy, apod.).

Metody setrˇa´sa´nı´pameˇti jsou dveˇ:

• kooperativnı´setrˇa´sa´nı´– pouzˇitı´druhe´ho rˇesˇenı´, procesy na prˇesunech spolu- pracujı´se syste´mem, ovlivnˇujı´je (musı´zamykat bloky), pouzˇı´valo se naprˇı´- klad v Apple MacIntosh do verze 9, • transparentnı´setrˇa´sa´nı´– kombinace prvnı´ho a trˇetı´ho rˇesˇenı´, procesy na prˇe- sunech nespolupracujı´, pouzˇı´valo se v syste´mech Epoc (kdyzˇ jesˇteˇsˇlo o ope- racˇnı´syste´m pro osobnı´pocˇı´tacˇe).

3.4 Virtua´lnı´pameˇt’

Virtua´lnı´pameˇt’znamena´rozsˇı´rˇenı´vnitrˇnı´pameˇti o oblast na vneˇjsˇı´m pameˇt’ove´m me´diu, obvykle pevne´m disku. Du˚vodem je odstraneˇnı´za´kladnı´nevy´hody vsˇech KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 34

rea´lnyćh metod prˇideˇlovańı´pameˇti, nemozˇnosti spustit proces, jehozˇpozˇadavky na pameˇt’jsou vysˇsˇıńezˇmnozˇstvı´momenta´lneˇvolne´ (fyzicke´) operacˇnı´pameˇti. Existuje vıće metod pro praći s virtua´lnı´ pameˇtı´, obvykle vycha´zejı´ z rea´lne´ metody strańkovańı´(prˇı´padneˇv kombinaci s jinou metodou). Fyzicka´vnitrˇnı´pa- meˇt’je rozdeˇlena na ra´mce a logicka´pameˇt’je rozdeˇlena na strańky. Vsˇechny ra´mce a strańky majı´stejnou velikost. Protozˇe logickyádresovy´ prostor by´va´rozsa´hlejsˇı´ nezˇfyzicky´, by´va´strańek obvykle vıće nezˇra´mcu˚. Evidence pameˇti je vedena v tabulce strańek, tam kromeˇvlastnı´ka strańky je uvedeno, kde se momenta´lneˇnacha´zı´ (cˇı´slo ra´mce nebo adresa na disku). Mnohe´prˇideˇlene´strańky nejsou zrovna pouzˇı´vańy, at’uzˇproto, zˇe proces, ktery´ je vlastnı´, zrovna nema´prˇideˇlen procesor, tedy „nic nedeˇla´“, nebo tento proces zrovna nepotrˇebuje pracovat s obsahem te´to strańky (pracuje s jinou strańkou). Strańky majı´bud’prˇirˇazen neˇktery´ra´mec, pak se nacha´zejı´prˇı´mo ve fyzicke´pameˇti, nebo jsou odlozˇeny na vneˇjsˇı´pameˇt’ove´me´dium, odkud v prˇı´padeˇpotrˇeby mohou by´t znovu nacˇteny do neˇktere´ho ra´mce. Je obvykle´, zˇe neˇktere´strańky nelze odlozˇit. Ty´ka´se to neˇkteryćh syste´movyćh strańek, kde by odkla´dańı´bud’vedlo ke zpomalovańı´syste´mu nebo komplikovalo spra´vu periferiı´(naprˇı´klad strańky s ovladacˇi zarˇı´zenı´). Pro syste´m by´vajı´rezervo- vańy nejvysˇsˇı´logickeádresy, a tedy proces pouzˇı´vaádresy „od nuly“. Pro odkla´dańı´strańek, ktereńemajı´prˇirˇazen zˇa´dny´ra´mec, se pouzˇı´va´bud’specia´lnı´soubor (odkla´dacı´soubor, swap soubor, strańkovacı´soubor) nebo celaóblast na disku. Protozˇe pracujeme s vneˇjsˇı´m pameˇt’ovy´m me´diem, pro ktere´ obvykle existuje urcˇita´hodnota stanovujıćı´de´lku nejmensˇı´ho mozˇne´ho bloku pameˇti, se ktery´m lze na tomto me´diu pracovat (cˇı´st, zapisovat), pak velikost strańky se odvı´jı´ od te´to hodnoty (celocˇı´selnyńa´sobek, cˇasto prˇı´mo tato hodnota), obvykla´je velikost strańky 1024 B (1 kB) nebo 4096 B (4 kB).

3.4.1 Strańkovańıńa zˇa´dost Kazˇdy´proces ma´prˇideˇlenu jednu nebo vıće strańek logicke´pameˇti. Oproti rˇesˇenı´ za´kladnı´ho strańkovańı´ je trochu slozˇiteˇjsˇı´ prˇepocˇı´ta´vańı´ logickyćh a fyzickyćh adres, protozˇe se musı´rˇesˇit i prˇı´pad, kdy je strańka odlozˇenańa disku. Proces ke svy´m strańka´m prˇistupuje takto:

a) Strańka nacha´zı´ve fyzicke´pameˇti: pak te´to strańce odpovı´dańeˇktery´ra´mec. V tabulce strańek je uvedeno cˇı´slo tohoto ra´mce a pak se absolutnı´ adresa vypocˇte z adresy zacˇa´tku ra´mce (pocˇet ra´mcu˚kra´t velikost ra´mce) a prˇicˇte se offset (relativnıádresa uvnitrˇstrańky). KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 35

b) Strańka je odlozˇena na disku: proces vyvola´prˇerusˇenı´ nazvane´ vy´padek strańky (page fault), cˇı´mzˇse prˇerusˇı´zpracova´vańı´jeho u´lohy, spra´vce pameˇti najde bud’volny´ra´mec nebo strańku, ktera´sice ma´prˇirˇazen ra´mec, ale lze ji odlozˇit (tuto strańku odlozˇıńa disk), nacˇte do ra´mce zˇa´danou strańku a pak uzˇk nı´ proces prˇistupuje stejneˇjako v prvnı´m prˇı´padeˇ.

Logicka´pameˇt’ Vneˇjsˇı´pameˇt’ove´ strańka 8 me´dium - Operacˇnı´pameˇt’ strańka 7 ra´mec 4 strańka 6

ra´mec 3 stra´nka 5

ra´mec 2 stra´nka 4 -

ra´mec 1 stra´nka 3 -

ra´mec 0 stra´nka 2

stra´nka 1 -

stra´nka 0

Obra´zek 3.6: Strańkovańıńa zˇa´dost Prˇi urcˇovańı´, ktery´ra´mec ma´by´t uvolneˇn v prˇı´padeˇ, zˇe je nutneńeˇkterou strańku prˇesunout z disku do operacˇnı´pameˇti, pouzˇı´va´me neˇkterou z metod vy´beˇru obeˇti: • FIFO (First In, First Out) – je odlozˇena ta strańka, ktera´ma´prˇirˇazen ra´mec nejde´le (nejde´le nebyla odlozˇena). Nevy´hodou te´to metody je, zˇe pokud je neˇktera´strańka pouzˇı´vańa hodneˇcˇasto, by´va´take´hodneˇcˇasto nacˇtena v ope- racˇnı´pameˇti a proto je podle te´to metody takeńejcˇasteˇji odkla´dańa. Spra´vce pameˇti vede frontu umı´steˇnyćh strańek, vzˇdy kdyzˇje strańce prˇideˇlen ra´mec, je zarˇazena na konec fronty. Prˇi nutnosti odlozˇit strańku je odlozˇena strańka ze zacˇa´tku fronty. • LFU (Laft Frequently Used) – je odlozˇena nejmeńeˇpouzˇı´vana´strańka. Kom- plikacı´metody je urcˇenı´, ktera´to vlastneˇje, musı´se naprˇı´klad u kazˇde´strańky ve´st cˇı´tacˇzvysˇovanyó 1 prˇi kazˇde´m prˇı´stupu na strańku. Tato metoda bo- huzˇel postihuje nejvıć pra´veˇspusˇteˇne´procesy (jejich strańky dosud nebyly hodneˇpouzˇı´vańy). KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 36

• LRU (Last Recently Used) – je odlozˇena strańka, ktera´byla nejde´le nepou- zˇı´vana´, tedy nejde´le „lezˇela ladem“. Tento algoritmus je z hlediska procesu˚ nejlepsˇı´, implementace je vsˇak na´rocˇna´(i cˇasoveˇ), protozˇe se prˇedpokla´daévi- dence cˇasu poslednı´ho prˇı´stupu na jednotlive´strańky. Proto je pouzˇı´vaneˇjsˇı´ zjednodusˇena´verze te´to metody, pseudoLRU (NUR). • NUR (Not Used Recently, pseudoLRU, hodinovyáloritmus) – kazˇda´strańka ma´ used bit, jeden bit, ktery´je vzˇdy prˇi prˇı´stupu na strańku nastaven na 1. Spra´vce pameˇti pak porˇa´d dokola procha´zı´tabulku strańek a used bity teˇch strańek, ktere´majı´prˇirˇazeny ra´mce, nuluje (strańka bez ra´mce ma´logicky used bit nastaven na 0, proto byla vybrańa jako obeˇt’). Kdyzˇprˇi tomto nulo- vańı´zjistı´, zˇe bit byl nastaven na 0, znamena´to, zˇe od poslednı´ho nulovańı´ strańka nebyla pouzˇı´vańa a je tedy lepsˇı´m kandida´tem na odlozˇenıńa disk. V okamzˇiku vyvolańı´prˇerusˇenı´vy´padku strańky mu˚zˇe by´t prˇi tomto procha´- zenıńa ktere´koliv strańce. Pak je za obeˇt’vybrańa nejblizˇsˇıńa´sledujıćı´strańka s bitem nastaveny´m na 0. Te´to metodeˇse take´rˇı´ka´ hodinovyálgoritmus, protozˇe spra´vce cyklicky v danyćh intervalech procha´zı´tabulku strańek.

Ochrana pameˇti je na vysˇsˇıú´rovni prˇedevsˇı´m proto, zˇe dı´ky nutnosti prˇekladu mezi logickou a fyzickou adresou se procesory beˇzˇny´m zpu˚ sobem nedostanou mimo sve´ pameˇt’ove´ strańky. Da´le spra´vce pameˇti ma´ mozˇnost oznacˇit neˇktere´ (zejmeńa syste´move´) strańky pouze pro cˇtenı´(na to stacˇı´jediny´bit, cozˇnenı´proble´m, pokud pouzˇı´va´me used bity v metodeˇNUR) a prˇi pokusu o za´pis na takovou strańku je proces na´silneˇukoncˇen. Aby metoda mohla by´t realizovańa, usı´by´t prˇı´tomna jednotka rˇı´zenı´pameˇti (dnes jizˇby´vaíntegrovańa v procesoru) zajisˇt’ujıćıóchranu pameˇti, prˇeklad adres apod., a da´le procesor prˇi vy´padku strańky musı´by´t schopen po prˇideˇlenı´ra´mce te´to strańce zopakovat poslednı´prova´deˇnou instrukci procesu (tu, ktera´vyvolala vy´padek strańky). Metoda nenı´zatı´zˇena´fragmentacı´, mu˚ zˇe vznikat pouze vnitrˇnı´ fragmentace – uvnitrˇstrańek. Vy´hody:

• vsˇechny vy´hody metody za´kladnı´ho strańkovańı´, • proces ma´k dispozici tolik pameˇti, kolik potrˇebuje, nenı´limitovań volny´m prostorem ve fyzicke´pameˇti.

Nevy´hody:

• hardwaroveˇza´visle´rˇesˇenı´. KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 37

3.4.2 Segmentace se strańkovańı´m na zˇa´dost Proces ma´prˇideˇleno neˇkolik segmentu˚, kazˇdy´segment se mu˚zˇe rozkla´dat na neˇ- kolika strańkaćh. Pameˇt’je tedy opeˇt rozdeˇlena na strańky. Adresa objektu v logicke´m adresove´m prostoru je dańa urcˇenı´m segmentu, cˇı´slem strańky a offsetem na strańce. Spra´vce pameˇti vede u kazˇde´ho procesu zvla´sˇt’tabulku segmentu˚, u kazˇ- de´ho segmentu zde eviduje seznam strańek, na kteryćh se segment rozkla´da´. V tabulce strańek pak je zachyceno, zda ma´konkre´tnı´strańka prˇideˇlen ra´mec nebo je odlozˇena na disku. Take´zde je mozˇne´sdı´let segmenty, jejichzˇde´lka ani obsah se nemeˇnı´. Pro takovy´ segment mu˚zˇe by´t vedena jedina´tabulka segmentu˚, i kdyzˇtento segment vyuzˇı´va´ vıće procesu˚. Fyzicka´(absolutnı´) adresa v pameˇti se pocˇı´ta´tak, zˇe v tabulce segmentu˚pro dany´proces a segment najdeme cˇı´slo strańky uvedene´v adrese, podle cˇı´sla pozna´me, jaka´je adresa zacˇa´tku strańky (cˇı´slo kra´t de´lka strańky) a pak jen prˇicˇteme offset. Vy´hody:

• vsˇechny vy´hody metody strańkovańıńa zˇa´dost, • je mozˇne´sdı´let segmenty.

Nevy´hody:

• slozˇitost implementace, • hardwaroveˇza´visle´rˇesˇenı´.

3.4.3 Swapovańı´procesu˚ Swapovańı´procesu˚je jednoducha´metoda virtualizace, ktera´ spocˇı´va´v tom, zˇe se neodkla´dajı´jednotlive´strańky pameˇti, ale vzˇdy cely´pameˇt’ovy´prostor odkla´dane´ho procesu. Pameˇt’ vlastneˇani nemusı´by´t rozdeˇlena na strańky cˇi ra´mce (ale mu˚zˇe), protozˇe se stejneˇvzˇdy pracuje s cely´m adresovy´m prostorem procesu. Princip metody je podobny´jako u strańkovańı´: prˇi vyhodnocovańıínstrukce vyzˇadujıćı´ prˇı´stup do pameˇti je bud’ tento prˇı´stup umozˇneˇn (pokud ma´ proces svou pameˇt’ v operacˇnı´pameˇti) nebo je vyvolańo prˇerusˇenı´. Prˇi osˇetrˇenı´tohoto prˇerusˇenı´je nalezen vhodneˇvelky´volny´prostor v operacˇnı´pameˇti nebo je vytvorˇen (stejneˇjako u strańkovańıńa zˇa´dost), pameˇt’prˇesunuta a pak zopakovańa poslednı´ instrukce. Vy´hody:

• je to pomeˇrneˇjednoducha´metoda, KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 38

• V cele´m cˇasove´m intervalu, po ktery´je procesu prˇideˇlen procesor, je prˇerusˇenı´ souvisejı´cı´s prˇesunem pameˇti vyvola´no nejvy´sˇe jednou.

Nevy´hody:

• prˇesouvane´bloky pameˇti jsou obecneˇru˚zneˇvelke´, nejsou navza´jem jedno- dusˇe zameˇnitelne´, tedy pro umı´steˇnı´ dat jednoho procesu je neˇkdy nutne´ odlozˇit pameˇt’ neˇkolika „meńeˇna´rocˇnyćh“ procesu˚ a navıć je nutneńejdrˇı´v tento prostor najı´t, • prˇesouvajı´se zbytecˇneˇvelke´pameˇt’ove´bloky, • hardwaroveˇza´visle´rˇesˇenı´.

3.5 Spra´va pameˇti v neˇktery´ch operacˇnı´ch syste´mech

3.5.1 MS-DOS a Windows MS-DOS pouzˇı´va´za´kladnı´metodu segmentace pameˇti, beˇzˇıćı´mu procesu je prˇi- deˇleno neˇkolik segmentu˚, z nichzˇkazˇdy´ma´stanovenyú´ cˇel (segment ko´du, datovy´, za´sobnı´kovy´, prˇekryvny´pro nacˇı´tane´knihovny). Neexistuje prakticky zˇa´dna´mozˇnost ochrany pameˇti. Spusˇteˇny´proces mu˚zˇe prˇistupovat do ktere´koliv cˇa´sti pameˇti vcˇetneˇpameˇti vyhrazene´pro operacˇnı´syste´m, cˇehozˇse vyuzˇı´va´prˇedevsˇı´m prˇi prˇı´stupu k prˇerucˇenı´m (pro rˇı´zenı´perifernıćh zarˇı´zenı´ apod.). Spra´va pameˇti je prova´deˇna kombinacı´ segmentace a prˇideˇlenı´ jedne´souvisleóblasti (je spusˇteˇn jeden beˇzˇny´proces a jsou mu prˇideˇleny segmenty pameˇti). Jde o jednoprogramovy´syste´m, tedy mu˚zˇe by´t spusˇteˇn vzˇdy jen jeden program. Veskutecˇnosti sice mu˚zˇe beˇzˇet vıće programu˚soucˇasneˇ, ale pouze tak, zˇe nejdrˇı´v jsou spusˇteˇny tzv. rezidentnı´programy (programy zu˚sta´vajıćı´v pameˇti po ukoncˇenı´ sveńerezidentnıćˇa´sti – TSR, Terminate and Stay Resident2) a pak (trˇeba i jejich prostrˇednictvı´m) beˇzˇny´ program. Prˇi jeho beˇhu rezidentnı´ programy nepracujı´, kromeˇzpracovańı´prˇerusˇenı´, na ktera´jsou napojeny. Rezidentnı´programy cˇasto slouzˇı´k nahrazenıńeˇktere´funkce operacˇnı´ho syste´mu (mı´sto neˇktere´standardnı´znakove´sady pro obrazovku prˇesmeˇrova´vajıńa takto prˇidanou specia´lnı´znakovou sadu), napojujı´se na prˇerusˇenı´(naprˇı´klad antivi- rovy´program mu˚zˇe by´t napojen na prˇerusˇenı´souvisejıćı´s prˇı´stupem k souboru˚m),

2TSR programy majı´dveˇcˇa´sti – rezidentnıá nerezidentnı´ (docˇasnou). Prˇi startu programu jsou nacˇteny obeˇcˇa´sti, nerezidentnıćˇa´st provede „jednora´zove´“ inicializacˇnıákce a je pak odstraneˇna z pameˇti, zu˚sta´va´rezidentnıćˇa´st obsahujıćı´funkce napojeneńa osˇetrˇovana´prˇerusˇenı´. KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 39

vylepsˇujıúzˇivatelske´prostrˇedı´(grafickeńebo pseudograficke´menu ke spousˇteˇnı´ programu˚), zabezpecˇujıńeˇktere´du˚lezˇitećˇa´sti syste´mu (zabrańeˇnı´prˇı´stupu do neˇ- kteryćh cˇa´stı´ pameˇti nebo do MBR disku), rezidentneˇ pracujı´ ovladacˇe zarˇı´zenı´ (mysˇ), atd. Napojenı´se prova´dı´zajı´mavy´m, i kdyzˇneprˇı´lisˇbezpecˇny´m zpu˚sobem. Na za- cˇa´tku pameˇti je ulozˇena posloupnost adres (vektoru˚prˇerusˇenı´) jednotlivyćh rutin zajisˇt’ujıćıćh obecneósˇetrˇenıúrcˇite´ho prˇerusˇenı´, kazˇdaádresa odpovı´da´jednomu typu prˇerusˇenı´. Rezidentnı´program nebo beˇzˇny´proces sem mu˚zˇe mı´sto pu˚vodnı´ adresy ulozˇit adresu neˇktere´sve´funkce cˇi procedury, ktera´ pak bude v prˇı´padeˇvy- volańı´tohoto prˇerusˇenıáutomaticky spusˇteˇna. Je zvykem, zˇe proces si uschovaád- resu pu˚vodnı´rutiny a prˇi sve´m ukoncˇenı´ji nacˇte zpeˇt, prˇı´padneˇji spousˇtıúvnitrˇsve´ vlastnı´funkce pro osˇetrˇenı´prˇerusˇenı´(procˇnevyuzˇı´t to, co uzˇje naprogramovańo, kdyzˇchceme pouze prove´st neˇco navıć). Tı´mto zpu˚sobem mu˚zˇe by´t vytvorˇeno „zrˇeteˇzenı´“ vıće funkcı´ru˚znyćh TSR programu˚a samotne´ho procesu.

Windows pouzˇı´vajı´ virtua´lnı´ metodu segmentace se strańkovańı´m na zˇa´dost. Kazˇde´mu procesu je prˇideˇleno neˇkolik segmentu˚podobneˇjako v MS-DOSu. Infor- mace o kazˇde´m segmentu jsou ulozˇeny v jeho deskriptoru (popisovacˇi) (velikosti 8 B – pocˇa´tek segmentu, de´lka, opra´vneˇnı´, atd.), deskriptory segmentu˚jsou ulozˇeny v tabulce deskriptoru˚ procesu (LDT – Local Descriptor Table). Existuje take´globa´lnı´ tabulka deskriptoru˚(GDT – Global Descriptor Table) obsahujıćı´deskriptory tabu- lek LDT jednotlivyćh procesu˚. Aby prˇi adresaci nebylo nutne´ pouzˇı´vat deskriptory, proces pouzˇı´va´pro urcˇenı´segmentu selektory, 16-bitoveúkazatele do tabulky LDT tohoto procesu. Selektor je tedy obdobou adresy segmentu v MS-DOSu, ma´take´ stejnou de´lku, ale mı´sto ukazatele na zacˇa´tek segmentu jde o ukazatel do LDT. Logickaádresa je dvouhodnotovy´vektor (selector,offset). V 16-bitovyćh Windows (do verze 3.x) bylo sdı´lenı´pameˇti zcela beˇzˇne´, a to vcˇetneˇ dynamicky linkovanyćh knihoven. Pokud neˇktery´ proces chteˇl vyuzˇı´vat funkce nebo objekty ulozˇene´v neˇktere´knihovneˇ, prˇi prvnı´ zˇa´dosti o nalinkovańı´ obsahu te´to knihovny se jejıóbsah nacˇetl do operacˇnı´pameˇti a proces dostal odkaz na tuto adresu. Prˇi zˇa´dosti dalsˇı´ho procesu se pak knihovna nenacˇı´tala do pameˇti znovu, ale dalsˇı´proces jen dostal odkaz na tute´zˇadresu v pameˇti, tedy oba procesy mohly prˇistupovat k te´zˇe oblasti pameˇti. Toho procesy vyuzˇı´valy take´ k mezi- procesorove´komunikaci. v 32-bitovyćh Windows byly jizˇtyto aktivity omezeny. Pokud proces pozˇa´daó prˇı´stup k dynamicky linkovane´knihovneˇ(nebo jake´mukoliv jine´mu souboru), je obsah knihovny namapovań do adresove´ho prostoru tohoto procesu. Tak je knihovna v pameˇti nacˇtena i vıćekra´t. KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 40

Odkla´dacı´(strańkovacı´) soubor se jmenuje pagefile.sys a obvykle se nacha´zı´ v korˇenove´m adresa´rˇi syste´move´ho disku. Standardneˇse jeho velikost meˇnı´, cozˇ prˇi veˇtsˇı´fragmentaci disku mu˚zˇe zpu˚sobovat va´zˇne´ zpomalenı´praće v syste´mu. Za´kladnı´konfigurace odkla´dańı´se prova´dı´v na´stroji Syste´m3, kde (v prˇı´padeˇWin- dows 2000) na karteˇ Uprˇesnit zvolı´me tlacˇı´tko Mozˇnosti vy´konu a pak tlacˇı´tko Zmeˇnit4. Mozˇnost nastavit umı´steˇnıódkla´dacı´ho souboru v syste´mech s NT ja´drem je vy´hodna´v prˇı´padeˇ, zˇe ma´me nainstalovańo vıće syste´mu˚rodiny Windows (na- prˇı´klad Windows 98 a XP) a chceme, aby pouzˇı´valy tenty´zˇodkla´dacı´soubor. Je mozˇne´mı´t vıće odkla´dacıćh souboru˚a rozlozˇit tak za´teˇzˇna vıće pevnyćh disku˚. Pokud ma´me vıće pevnyćh disku˚(fyzickyćh, ne logickyćh), doporucˇuje se umı´stit odkla´dacı´soubor na ten disk, na ktere´m nenıńainstalovań syste´m, zrychlı´me tı´m odkla´dańı´(na syste´movy´disk se prˇistupuje hodneˇcˇasto, cozˇzdrzˇuje). Pouzˇı´vańı´ odkla´dacı´ho souboru mu˚zˇeme zaka´zat nastavenı´m pocˇa´tacˇnıí maxima´lnı´velikosti na 0. Procesory rˇady Intel, na kteryćh Windows obvykle beˇzˇı´, majıód x386 zabudo- vańu za´kladnıóchranu pameˇti, kterou Windows vyuzˇı´vajı´, pokud beˇzˇı´v chrańeˇne´m mo´du (rezˇimu ja´dra). K pameˇti v rezˇimu ja´dra mohou prˇistupovat pouze procesy beˇzˇıćı´v rezˇimu ja´dra. Da´le se prova´dı´kontrola prˇi prˇekladu logickeádresy, zda proces prˇistupuje ke svy´m strańka´m. Kazˇda´strańka mańastaven prˇı´znak urcˇu- jıćı´, jak k nı´lze prˇistupovat (pouze pro cˇtenı´, cˇtenıá za´pis, pouze spousˇteˇnı´ko´du, spousˇteˇnı´, cˇtenıá za´pis, atd.).

3.5.2 Unixove´syste´my vcˇetneˇLinuxu Pu˚vodnıÚnix beˇzˇel na hardwaru, kteryńepodporoval ochranu pameˇti, segmentaci ani virtualizaci (pocˇı´tacˇPDP-7). Spra´va pameˇti probı´hala formou podobnou me- todeˇprˇideˇlovańı´jedne´souvisleóblasti pameˇti s vylepsˇeny´m multiprogramovańı´m blı´zky´m prave´mu multitaskingu. Prˇi spusˇteˇnı´dalsˇı´ho procesu byl cely´pameˇt’ovy´ prostor dosud beˇzˇıćı´ho procesu odlozˇen (swapovań) na disk. V pomeˇrneˇ kra´tke´ dobeˇ, jak byl Unix portovań (prˇelozˇen, prˇepsań) na dalsˇı´ hardwarove´ platformy, byla implementovańa podpora virtua´lnı´ pameˇti se seg-

3K tomuto na´stroji se dostaneme z Ovla´dacıćh panelu˚nebo v kontextove´m menu ikony Tento pocˇı´tacˇ, polozˇka Vlastnosti. To, jak proces vyuzˇı´va´ virtua´lnı´pameˇt’, take´zjistı´me ve Spra´vci u´loh (Ctrl+Shift+Esc), pokud v menu Zobrazit – vybrat sloupce vhodneˇnastavı´me zobrazenı´. 4Je mozˇne´zde nastavit umı´steˇnı´strańkovacı´ho souboru (u Windows s NT ja´drem) a nejmensˇı´ a nejveˇtsˇı´velikost tohoto souboru. Aby se prˇedesˇlo zmeˇna´m velikosti souboru zpomalujıćı´m syste´m, doporucˇuje se tato dveˇcˇı´sla nastavit na stejnou hodnotu (a defragmentovat disk). KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 41

mentacıí ochrany pameˇti, ale zpu˚sob odkla´dańı´zu˚stal podobny´– odlozˇen je vzˇdy pameˇt’ovy´prostor cele´ho odkla´dane´ho procesu, ne pouze jedna strańka, tedy je po- uzˇı´vańa virtua´lnı´metoda swapovańı´procesu˚. Prˇesto by´vajı´pouzˇı´vańy i segmenty, mohou by´t sdı´leny. Neˇktere´dnesˇnıÚnixove´syste´my vcˇetneˇLinuxu zvolily jinou formu virtualizace – strańkovańıńa zˇa´dost (Linux) nebo strańkovańı´se segmentacı´. Bylo zavedeno rozdeˇlenı´pameˇt’ove´ho prostoru na strańky, prˇi prˇerusˇenı´vy´padku strańky se pracuje s jednotlivy´mi strańkami a ne s cely´mi pameˇt’ovy´mi prostory procesu˚. Prˇestozˇe jizˇnejde o swapovańı´, i nada´le se pouzˇı´va´pojem swapovacı´soubor nebo swapovacı´ oblast na disku. Vy´beˇr obeˇti je na Unixech prova´deˇn pomocı´hodinove´ho algoritmu (pseudo- LRU). Tyto syste´my podporujıńeˇkolik zajı´mavyćh prvku˚spra´vy pameˇti, naprˇı´klad sdı´lenı´ko´du programu˚: pokud je spusˇteˇno vıće procesu˚ – instancı´jednoho programu, mohou sdı´let cˇa´st pameˇti, ve ktere´je nacˇten ko´d programu. Podobneˇpra- cuje funkce mapovańı´souboru˚, kdy do adresove´ho prostoru mu˚zˇe by´t namapovań ktery´koliv soubor. Veˇtsˇina Unixu˚takeúmozˇnˇuje v prˇı´padeˇprˇı´stupu na odlozˇenou strańku v rezˇimu pouze pro cˇtenı´ prˇecˇı´st data prˇı´mo z odlozˇene´ strańky (nebo pameˇti procesu v prˇı´padeˇswapovańı´), cozˇurychluje prˇı´stup k odlozˇeny´m datu˚m (nenıńutne´vyvolat prˇerusˇenı´, hledat obeˇt’,prˇesouvat bloky pameˇti). Unixy jsou portovańy na mnoha ru˚znyćh hardwarovyćh platformaćh, proto je ochrana pameˇti na ru˚zneú´rovni. Obvykle vsˇak Unixy vyuzˇı´vajı´vsˇechny mozˇnosti, ktere´dana´hardwarovaárchitektura nabı´zı´, prˇinejmensˇı´m podporu privilegovane´ho a uzˇivatelske´ho rezˇimu a ochranu segmentu˚.

3.5.3 MacOS U syste´mu˚MacOS se od pocˇa´tku pocˇı´talo s velky´mi na´roky na operacˇnı´pameˇt’ze strany syste´mu i procesu˚, proto byla implementovańa virtua´lnı´pameˇt’ metodou strańkovańı´(take´procesory, na ktere´m MacOS beˇzˇel, byly vybrańy takove´, ktere´ obsahovaly podporu virtua´lnı´pameˇti). Procesory Motorola 680 00, na kteryćh beˇzˇely prvnıóperacˇnı´syste´my te´to rˇady, pu˚vodneˇobsahovaly prostrˇedky pro velmi pokrocˇilou a na svou dobu rozsa´hlou ochranu pameˇti, ale nevyuzˇı´valy ji5. Tato ochrana v jednotce rˇı´zenı´pameˇti zahrno- vala podporu dvou rezˇimu˚– privilegovane´ho (rezˇim Supervisor) a uzˇivatelske´ho, ochranu syste´move´ cˇa´sti pameˇti, podporu vyjı´mek, atd. Protozˇe vsˇak operacˇnı´

5Neˇktere´verze MacOS dokonce standardneˇspousˇteˇly vsˇechny procesy v privilegovane´m rezˇimu. KAPITOLA 3 SPRA´VA PAMEˇ TI 42 syste´m beˇzˇıćıńa te´to architekturˇe nevyuzˇı´val jednotku rˇı´zenı´pameˇti a v nıím- plementovanou ochranu pameˇti, tato jednotka prˇestala by´t k procesoru˚m 680 00 doda´vańa. U noveˇjsˇıćh pak jizˇbyla doda´vańa integrovana´prˇı´mo na cˇipu procesoru. Virtua´lnı´ pameˇt’ bylo mozˇne´ na MacOS System 7 spravovat tak, zˇe fyzicka´ pameˇt’slouzˇila jako pracovnı´„cache pameˇt’“. Vesˇkera´ logicka´pameˇt’(strańky) byla odlozˇena na disku a prˇı´mo v operacˇnı´pameˇti byl vzˇdy nacˇten adresovy´prostor toho procesu, ktery´meˇl zrovna prˇideˇlen procesor. Tento zpu˚ sob praće s virtua´lnı´ pameˇtı´byl velice jednoduchy´, ovsˇem pouzˇitelny´pouze proto, zˇe tyto verze nebyly plneˇmultitaskove´. Syste´m NeXT Step prˇı´kladneˇvyuzˇı´val vsˇech mozˇnostıóchrany pameˇti pocˇı´tacˇu˚ NeXT, na kteryćh beˇzˇel, a tuto vlastnost pak prˇejaly i syste´my MacOS X na neˇm postavene´. Dnesˇnı´MacOS X je plneˇmultitaskovy´syste´m a spra´va pameˇti je prova´- deˇna strańkovańı´m pomocı´trˇı´modulu˚– pageru˚, z nichzˇpraći s beˇzˇny´mi strańkami pameˇti mańa starosti jeden z nich. Tento modul pracuje pomocı´procesu zvane´ho dynamicky´pager, strańkovacı´soubory se nazy´vajı´swapfile0, swapfile1, . . . , a jsou ulozˇeny obvykle v adresa´rˇi nazvane´m /private/var/vm. Je nastavena urcˇita´ maxima´lnı´velikost strańkovacı´ho souboru a prˇi jejı´m dosazˇenı´je vytvorˇen dalsˇı´ s vysˇsˇı´m cˇı´slem. KAPITOLA 4

Procesy

V te´to kapitole se sezna´mı´me se za´klady spra´vy procesu˚. Deﬁnujeme proces a jeho vlastnosti, probereme za´kladnı´formy multitaskingu, budeme se zaby´vat problematikou prˇideˇlova´nı´ procesoru a mozˇnostmi synchronizace procesu˚.

4.1 Evidence procesu˚

Zatı´mco program je jen soubor na vneˇjsˇı´m pameˇt’ove´m me´diu obsahujıćı´ko´d (instrukce) a prˇı´padneˇneˇjaka´konstantnı´data, proces je instance programu urcˇena´ nejen jeho ko´dem, ale i dalsˇı´mi vlastnostmi, jako je jeho stav, priorita, identifikacˇnı´ cˇı´slo, programovyćˇı´tacˇ, prˇideˇlene´prostrˇedky (vcˇetneˇpameˇti), atd. Proces se tedy mu˚zˇe nacha´zet v ru˚znyćh stavech: • novy´ (new) – proces byl pra´veˇvytvorˇen, jsou mu prˇideˇlovańy prostrˇedky, • beˇzˇıćı´ (running) – proces ma´pra´veˇprˇideˇlen procesor, tedy jeho ko´d je vykona´vań, • prˇipraveny´ (ready) – cˇekańa prˇideˇlenı´procesoru, • cˇekajıćı´ (waiting) – cˇekańa prˇı´stup k I/O prostrˇedku, o ktery´pozˇa´dal nebo cˇekańa uda´lost (naprˇı´klad stisknutı´kla´vesy), • ukoncˇeny´ (terminated) – proces byl ukoncˇen. Proces mezi teˇmito stavy prˇecha´zı´tak, jak je naznacˇeno na obra´zku 4.1 na str. 44. Spra´vce procesu˚vede tabulku procesu˚, za´znam v te´to tabulce o konkre´tnı´m procesu se nazy´va´ Process Controll Block (PCB). Je to souhrn vsˇech dat, kteraóperacˇnı´

43 KAPITOLA 4 PROCESY 44

prˇideˇlen procesor- novy´ - prˇipraveny´ beˇzˇıćı´ inicializace procesu 6 odebrań procesor (prˇideˇlenı´prostrˇedku˚) zarˇı´zenı´pouzˇito cˇekańa ukoncˇen prˇideˇlenı´ a uvolneˇno I/O zarˇı´zenı´ ? + nebo uda´lost cˇekajıćı´ ukoncˇeny´

Obra´zek 4.1: Prˇechody mezi stavy procesu syste´m potrˇebuje k rˇı´zenı´procesu˚. Soucˇa´stı´PCB pro kazˇdy´proces obvykle by´vajı´ tyto informace:

• PID (identifikacˇnı´ cˇı´slo procesu), prˇı´padneˇ dalsˇı´ identifikacˇnı´ cˇı´sla urcˇujıćı´ naprˇı´klad prˇı´stupova´pra´va nebo vztah k jiny´m procesu˚ m, • stav procesu, • programovy´ cˇı´tacˇ urcˇujıćı´, ktera´ instrukce se pra´veˇ prova´dı´ (nebo ma´ by´t provedena), • hodnoty registru˚, • ukazatele do front, ve kteryćh proces cˇeka´(procesor, I/O zarˇı´zenı´), • informace pro spra´vce pameˇti (tabulky obsazenı´pameˇti, evidence strańek, segmentu˚procesu), • ućˇtovacıínformace (ty´kajıćı´se prˇideˇlovańı´procesoru), • dalsˇı´momenta´lneˇprˇideˇlene´prostrˇedky (zarˇı´zenı´, otevrˇene´soubory), • atd. podle potrˇeb syste´mu.

Proces mu˚zˇe vzniknout neˇkolika zpu˚soby:

• spusˇteˇnı´m programu jiny´m procesem (kromeˇprvnı´ho spusˇteˇne´ho procesu v syste´mu samozrˇejmeˇ), pak kazˇdy´z procesu˚ma´jiny´programovy´ko´d, • klonova´nı´m jizˇspusˇteˇne´ho procesu (fork) – cely´pameˇt’ovy´prostor pu˚vod- nı´ho procesu je zkopı´rova´n do nove´ho adresove´ho prostoru, pak je nove´mu procesu vytvorˇen vlastnı´za´znam v tabulce procesu˚(PCB) s neˇktery´mi u´daji pu˚vodnı´mi a neˇktery´mi novy´mi, pak oba procesy pokracˇujı´soubeˇzˇneˇod stejne´ho mı´sta. KAPITOLA 4 PROCESY 45

Obeˇ mozˇnosti se ve veˇtsˇineˇ operacˇnıćh syste´mu˚ prova´deˇjı´ prakticky stejneˇ, jen v prvnı´m prˇı´padeˇse po operaci fork (a prˇed zmeˇnou v nove´m PCB) provede dalsˇı´ volańı´ja´dra, tentokra´t pro nacˇtenı´ko´du jine´ho programu do pameˇti spusˇteˇne´ho procesu. Neˇktere´ operacˇnı´ syste´my (naprˇı´klad Unixy) vytva´rˇejı´ stromovou strukturu procesu˚, ve ktere´je zachyceno, ktery´proces byl ktery´m spusˇteˇn. Spousˇteˇjıćı´proces (nadrˇı´zeny´ uzel) se nazy´va´ rodicˇ (parent), spousˇteˇny´ proces je jeho synovsky´m (dcerˇiny´m, child) procesem. V korˇeni stromu je „praproces“, ktery´bud’prˇı´mo nebo zprostrˇedkovaneˇ spustil vsˇechny ostatnı´ beˇzˇıćı´ procesy. Kazˇdy´ dalsˇı´ proces ma´ kromeˇsve´ho vlastnı´ho identifikacˇnı´ho cˇı´sla (PID) take´ ulozˇeno identifikacˇnıćˇı´slo rodicˇovske´ho procesu (PPID – Parent PID). Mezi rodicˇovsky´m a synovsky´m procesem existuje jisty´vztah za´vislosti. Ob- vykle po ukoncˇenı´rodicˇovske´ho procesu by´vajıúkoncˇeny vsˇechny procesy jeho podstromu, tedy vsˇechny jeho synovske´procesy, azˇna vyjı´mky, ktere´z dobryćh du˚vodu˚majı´pokracˇovat v praći (naprˇı´klad za´lohovańıńebo dlouhodobe´vy´po- cˇty). Typicky´m prˇı´kladem je ukoncˇenı´vsˇech procesu˚spusˇteˇnyćh uzˇivatelem po jeho odhla´sˇenı´(vsˇechny jsou v podstromeˇjeho prˇihlasˇovacı´ho cˇi inicializacˇnı´ho procesu). Rodicˇovsky´proces mu˚zˇe pocˇkat na dokoncˇenı´praće synovske´ho procesu (pou- zˇije volańı´ja´dra wait) nebo pokracˇovat ve svećˇinnosti. Mu˚zˇe takte´zˇv ktere´mkoliv okamzˇiku synovsky´proces ukoncˇit (abort), naprˇı´klad tehdy, kdyzˇsynovsky´proces splnil svu˚j u´kol, pro ktery´byl spusˇteˇn.

4.2 Beˇh procesu˚a multitasking

Procesy mohou beˇzˇet neˇkolika zpu˚soby:

• sekvencˇneˇ – dalsˇı´proces mu˚zˇe by´t spusˇteˇn azˇpo ukoncˇenıćˇinnosti prˇedcho- zı´ho, • sekvencˇneˇ-paralelneˇ – je spusˇteˇno vıće procesu˚, ktere´se deˇlıó cˇas procesoru (na- prˇı´klad se v urcˇityćh intervalech strˇı´dajı´prˇi jeho vyuzˇı´vańı´) ⇒ multitaskovy´ syste´m, • paralelneˇ – procesy pracujı´soubeˇzˇneˇ, kazˇdy´mu˚zˇe beˇzˇet na jine´m procesoru ⇒ multiprocesorovy´syste´m s multitaskingem.

Kdyzˇse procesy strˇı´dajıńa jednom procesoru (k tomu mu˚zˇe dojı´t v druhe´m nebo trˇetı´m prˇı´padeˇ), docha´zı´k prˇepıńańı´kontextu, tedy zmeˇneˇbeˇhovyćh informacı´ KAPITOLA 4 PROCESY 46

o procesu ulozˇenyćh na „globa´lnıćh“ mı´stech (naprˇı´klad registry procesoru), proto je nutne´kontext dosud beˇzˇıćı´ho procesu prˇi kazˇde´m prˇepnutıúlozˇit, naprˇı´klad do PCB (tedy tabulky procesu˚) nebo do pameˇt’ove´ho prostoru prˇı´slusˇne´ho procesu – do jeho za´sobnı´ku. Prˇi prˇepıńańı´kontextu se ulozˇı´kontext pu˚vodneˇbeˇzˇıćı´ho procesu a obnovı´kontext na´sledujıćı´ho procesu. Kontext procesu je souhrn beˇhovyćh informacıó procesu. Prˇi ru˚znyćh typech multitaskingu zde rˇadı´me ru˚zneínformace, obvykle jsou soucˇa´stı´kontextu tato data:

• obsah adresovyćh registru˚(programovyćˇı´tacˇ1, segmentove´registry, za´sobnı´- kovy´registr2), • registr prˇı´znaku˚ 3, • pokud program nenı´psań tak, aby pocˇı´tal s prˇı´padny´mi zmeˇnami v datovyćh registrech prˇi prˇepnutı´kontextu, ulozˇı´me zde i obsah datovyćh registru˚, • stav koprocesoru, pokud ho proces pouzˇı´va´, • stav dalsˇıćh zarˇı´zenı´, ktera´proces pouzˇı´vaá nejsou rˇı´zena syste´mem.

Druh informacı´, ktere´jsou soucˇa´stı´kontextu procesu, za´lezˇı´prˇedevsˇı´m na typu multitaskingu, ve ktere´m procesy pracujı´. Multitasking je postaven na pseudoparalelismu – prostrˇedky (vcˇetneˇpameˇti a cˇasu procesoru) jsou vyhrazeny vıće procesu˚m, procesu˚m je procesor prˇideˇlovań strˇı´- daveˇpodle urcˇite´ho algoritmu, na uzˇivatele tato metoda pu˚sobı´ dojmem paralelnı´ praće teˇchto procesu˚ (jsou spusˇteˇny a uzˇivatel si mu˚zˇe vybrat, se ktery´m bude pracovat).

Pseudomultitasking (multiprogramova´nı´, ktere´nenı´prˇı´mo multitaskingem, ale jeho prˇedchu˚dcem) mu˚zˇe by´t neˇkolika druhu˚:

• vza´jemne´volańı´– implementujı´procesy, nikoliv syste´m, procesu je prˇideˇlen procesor, pokud je volań jiny´m (pra´veˇbeˇzˇıćı´m) procesem, urcˇitou formu te´to metody najdeme u syste´mu MS-DOS, kdy TSR programy (viz str. 38) po

1Programovyćˇı´tacˇ(Instruction Pointer, IP) je adresa na´sledujıćıínstrukce v ko´du procesu, ktera´ ma´by´t zpracovańa. 2Za´sobnı´kovy´registr (Stack Pointer, SP) obsahuje adresu vrcholu za´sobnı´ku. Do za´sobnı´ku se ukla´dajı´prˇedevsˇı´m data souvisejıćı´s volańı´m funkcı´– skutecˇne´parametry funkce, loka´lnı´pro- meˇnne´, na´vratove´hodnoty apod. 3V registru prˇı´znaku˚jsou prˇı´znaky du˚sledku˚poslednı´ provedeneínstrukce ko´du, naprˇı´klad zda je vy´sledkem vy´pocˇtu 0, bit znameńka vy´sledku, maskovańı´prˇerusˇenı´, beˇh v rezˇimu trasovańı´ (krokovańı´) atd., u neˇkteryćh procesoru˚je zde takeíndikace beˇhu v rezˇimu ja´dra (Motorola). KAPITOLA 4 PROCESY 47

inicializaci sve´ rezidentnı´ cˇa´sti prˇeda´vajı´ aktivitu prˇı´kazove´mu interpretu (obvykle command.com), aby mohl by´t spusˇteˇn dalsˇı´ TSR program nebo beˇzˇny´proces, • omezene´prˇepıńańı´– syste´m prˇepıńa´mezi jednı´m beˇzˇny´m procesem a specia´lnı´mi programy, ktere´se nazy´vajı´ pomu˚cky (accessories), pomu˚cky musı´ by´t pro tento ućˇel specia´lneˇprogramovańy a by´vajı´doda´vańy s operacˇnı´m syste´mem jako drobne´ pomocne´ progra´mky zjednodusˇujıćı´ uzˇivateli praći (jednoduchy´textovyéditor, grafickyéditor, kalkulacˇka apod.), tuto mozˇnost pouzˇı´valy nejstarsˇı´verze Apple MacOS, kde prˇepıńańı´ realizoval modul Fin- der, • neomezene´prˇepıńańı´– je mozˇne´prˇepıńat mezi jaky´mikoliv beˇzˇıćı´mi procesy, tuto mozˇnost pouzˇı´valy o neˇco noveˇjsˇı´verze Apple MacOS, kde prˇepıńańı´ realizoval modul MultiFinder.

Prˇi prˇepıńańı´, at’uzˇomezene´m nebo neomezene´m, proces da´va´syste´mu na veˇdomı´, zˇe mu˚zˇe by´t ve svećˇinnosti prˇerusˇen, a pokud uzˇivatel rozhodne, zˇe chce pracovat s jiny´m procesem, pak take´tento proces prˇerusˇen je. Aby byly procesy „nuceny“ dostatecˇneˇcˇasto sdeˇlovat syste´mu, zˇe jim zrovna mu˚zˇe by´t odebrań procesor, by´va´ tento stav (mozˇnost odebrat procesor) cˇasto spojena s jiny´mi sluzˇbami syste´mu, naprˇı´klad cˇekańıńa stisk kla´vesy na kla´vesnici (proces mu˚zˇe cˇekat na stisk kla´vesy jen tehdy, kdyzˇumozˇnıódebrańı´procesoru). U vza´jemne´ho volańıńenı´potrˇeba pouzˇı´vat kontext, u prˇepıńańı´je soucˇa´stı´ kontextu prˇedevsˇı´m vrchol za´sobnı´ku a dalsˇıú´daje za´visıńa konkre´tnı´m rˇesˇenı´ (procesy samy urcˇujı´, kdy mohou by´t prˇepnuty, mohou vcˇas dokoncˇit praći se zarˇı´zenı´mi a ulozˇit potrˇebneínformace).

Kooperativnı´multitasking je vylepsˇenı´m neomezene´ho prˇepıńańı´. Jeden proces beˇzˇı´ na poprˇedı´, ostatnı´ procesy jsou spusˇteˇny na pozadı´. Proces na poprˇedı´ ma´ prˇideˇlen procesor, ale pokud ho zrovna nevyuzˇı´va´(naprˇı´klad cˇekańa uda´lost, trˇeba vstup z kla´vesnice), mu˚zˇe by´t procesor prˇideˇlen neˇktere´mu procesu na pozadı´, ale jen na kra´tkou dobu. Po uplynutı´ te´to doby je procesor vraćen procesu na poprˇedıá nebo, pokud tento proces porˇa´d cˇekańa uda´lost, opeˇt neˇktere´mu procesu na pozadı´. Uzˇivatel urcˇuje, ktery´proces bude na poprˇedı´(naprˇı´klad prˇesune se z textove´ho editoru ke kalkulacˇce). Narozdı´l od neomezene´ho prˇepıńańı´je prˇi kooperativnı´m multitaskingu dovoleno beˇzˇet procesu˚m na pozadı´, kdyzˇproces na poprˇedıńevyuzˇı´va´procesor. Procesy musıńa multitaskingu spolupracovat, a to odevzda´vat procesor volańı´m KAPITOLA 4 PROCESY 48 sluzˇby syste´mu (proces na poprˇedı´, kdyzˇnepotrˇebuje procesor, procesy na pozadı´ po uplynutı´vyhrazene´ho kra´tke´ho cˇasu prˇideˇlenı´procesoru). Je vsˇak na samotne´m procesu (jeho programa´torovi), zda prˇı´slusˇnou sluzˇbu syste´mu zavola´, a pokud se tı´m nebude obteˇzˇovat, dosta´va´me se zpeˇt na u´rovenˇneomezene´ho prˇepıńańı´. O obsahu kontextu platı´tote´zˇco u neomezene´ho prˇepıńańı´. V kooperativnı´m multitaskingu pracovaly naprˇı´klad Windows s DOS ja´drem verze 3.x nebo noveˇjsˇı´verze Apple MacOS prˇed verzı´X. Vy´hody:

• mozˇnost spusˇteˇnı´vıće procesu˚, • mozˇnost spolupraće a komunikace procesu˚, • lepsˇı´vyuzˇitı´prostrˇedku˚v syste´mu (pameˇt’,cˇas procesoru, atd.), • mozˇnost implementovat vıćeuzˇivatelsky´ syste´m (ale pouze na primitivnı´ u´rovni, plnohodnotneˇpracovat mu˚zˇe pouze jeden uzˇivatel), • procesy „veˇdı´“, kdy jsou prˇepnuty (samy vyvola´vajı´prˇerusˇenı´vedoucı´k ode- brańı´procesoru), a proto kontext nemusı´by´t tak obsa´hly´.

Nevy´hody:

• veˇtsˇıńa´roky na hardware, • nutnost rˇesˇit proble´my s bezpecˇnostıá stabilitou syste´mu, • pokud dojde k chybeˇv procesu beˇzˇıćı´m na pozadı´(zacyklenı´v nekonecˇne´ smycˇce), nedojde k volańı´prˇerusˇenı´, nenıódevzdań procesor a cely´syste´m „zamrzne“, tote´zˇplatıí pro proces beˇzˇıćıńa poprˇedı´, • pokud programa´tor nevola´sluzˇbu syste´mu umozˇnˇujıćı´prˇideˇlit procesor jine´mu procesu, syste´m prˇesta´va´by´t multitaskovyá jde pouze o pseudomultitasking s neomezeny´m prˇepıńańı´m, • na´rocˇneˇjsˇı´realizace nezˇu na´sledujıćı´ho typu multitaskingu.

Preemptivnı´multitasking spocˇı´va´v neusta´le´m prˇepıńańı´mezi procesy. Procesy na multitaskingu nespolupracujı´(a dokonce o neˇm ani nemusı´veˇdeˇt), kazˇdy´proces mu˚zˇe by´t kdykoliv prˇerusˇen. Prˇerusˇenıódebrańı´procesoru je vygenerovańo prˇi kazˇdeúda´losti v syste´mu. Kontext procesu musıóbsahovat i takoveú´daje jako stav registru˚procesoru a koprocesoru, protozˇe proces po odebrańı´ a znovuprˇideˇlenı´ procesoru nemusı´ by´t informovań o tom, zˇe jeho cˇinnost nenıćˇasoveˇsouvislaá prˇed chvı´lı´registry KAPITOLA 4 PROCESY 49

vyuzˇı´val jiny´ proces. Da´le je trˇeba vyrˇesˇit prˇideˇlova´nı´ prostrˇedku˚, cozˇ obvykle by´va´rˇesˇeno architekturou klient-server pro prˇı´stup k ovladacˇu˚m zarˇı´zenı´(procesy – klienti prˇistupujı´k zarˇı´zenı´m prˇes specia´lnı´procesy – servery, servery doka´zˇou spolupracovat s ktery´mkoliv klientem).

Preemptivnı´multitasking se sdı´lenı´m cˇasu (time slicing) je vylepsˇenı´m prˇed- chozı´metody. K prˇepnutı´kontextu docha´zıńejen prˇi vygenerovańıńeˇjakeúda´- losti, ale navıć i v danyćh cˇasovyćh intervalech, a to velmi malyćh (jednotky azˇ desı´tky milisekund). Procesy se ve vyuzˇı´vańı´procesoru strˇı´dajı´, a to tak rychle, zˇe na uzˇivatele to pu˚sobı´dojmem paralelnı´ho zpracovańıú´ loh. Proces je prˇerusˇen po uplynutıúrcˇite´ho cˇasove´ho intervalu a nebo jesˇteˇdrˇı´v, pokud v jemu prˇideˇlene´m intervalu dosˇlo k prˇerusˇenı´generujıćı´mu uda´lost, a nebo kdyzˇsvou praći dokoncˇı´ prˇed koncem intervalu. Tuto metodu pouzˇı´vajı´prakticky vsˇechny modernıóperacˇnı´ syste´my – Unixove´ syste´my vcˇetneˇLinuxu (pro beˇzˇne´procesy nebeˇzˇıćı´v rezˇimu ja´dra), Windows NT a Windows s DOS ja´drem od verze 4 (95), MacOS X. Vy´hody: • mozˇnost spusˇteˇnı´vıće procesu˚, • mozˇnost spolupraće a komunikace procesu˚, • lepsˇı´vyuzˇitı´prostrˇedku˚v syste´mu (pameˇt’,cˇas procesoru, atd.), • mozˇnost implementovat vıćeuzˇivatelsky´syste´m, • mozˇnost implementovat modernıínteraktivnı´graficke´rozhranı´, • snadneˇjsˇıímplementace bezpecˇnostnıćh mechanismu˚, • pomeˇrneˇsnadnaímplementovatelnost (ve srovnańı´s kooperativnı´m multitaskingem), • metoda nenı´za´vislańa beˇhu procesu˚a dobre´vu˚li programa´toru˚. Nevy´hody: • veˇtsˇıńa´roky na hardware, • kontext musı´by´t o neˇco rozsa´hlejsˇıńezˇu kooperativnı´ho multitaskingu.

4.3 Multithreading

Multithreading je vlastneˇparalelnı´zpracovańı´vıće cˇa´stı´v ra´mci jednoho procesu, tedy neˇco jako multitasking uvnitrˇprocesu. Rozdeˇlenı´procesu na vıće takovyćh KAPITOLA 4 PROCESY 50 cˇa´stı´, podprocesu˚, vla´ken (thread) je vy´hodne´, pokud se proces skla´da´z vıće neza´vislyćh kusu˚ko´du (navza´jem se neovlivnˇujı´, je jedno, v jake´m porˇadı´ budou provedeny). Typicky´m prˇı´kladem je aplikace, ktera´komunikuje s uzˇivatelem, umozˇnˇuje mu praći nebo ho bavı´(jedno vla´kno) a „na pozadı´“ trˇeba kopı´ruje soubory (druhe´ vla´kno). Kazˇde´z teˇchto vla´ken pracuje samostatneˇ, jedno nema´vliv na cˇinnost druhe´ho kromeˇprˇı´padne´komunikace (prvnı´vla´kno mu˚zˇe uzˇivateli na vhodne´m graficke´m prvku ukazovat, jak daleko je druhe´vla´kno v kopı´rovańı´, druhe´vla´kno prvnı´mu vzˇdy po zkopı´rovańı´jednoho souboru nebo urcˇite´ho kvanta Bytu˚zası´la´ zpra´vu). V operacˇnıćh syste´mech podporujıćıćh multithreading se proces (u´loha) skla´da´ z jednoho nebo vıće podprocesu˚nazy´vanyćh vla´kna, jedno vla´kno by´va´hlavnıá je spusˇteˇno prˇi spusˇteˇnı´procesu. Proces je pouze pasivnı´vlastnı´k pameˇt’ove´ho prostoru, vesˇkerou cˇinnost prova´deˇjı´vla´kna. Proto proces, kteryńema´zˇa´dne´vla´kno, mu˚zˇe by´t ukoncˇen. Procesor nenı´prˇideˇlovań procesu˚m, ale vla´knu˚m. Kazˇde´vla´kno ma´svu˚j ko´d (nebo mu˚zˇe by´t sdı´leny´v ra´mci procesu, za´lezˇıńa implementaci) a ukazatel do neˇho (programovyćˇı´tacˇ), za´sobnı´k, cˇas procesoru, kontext. Vla´kna mohou mı´t kazˇde´svu˚j pameˇt’ovy´prostor nebo mohou prˇistupovat ke spolecˇne´mu pameˇt’ove´mu prostoru (to je obvyklejsˇı´), nenıńutne´mezi vla´kny uplatnˇovat mechanismy ochrany pameˇti ani dalsˇı´bezpecˇnostnı´metody (vla´kna patrˇı´te´muzˇprocesu, spolupracujı´, nekon- kurujı´si). Protozˇe vla´kna obvykle prˇistupujı´ke stejne´mu pameˇt’ove´mu prostoru, je v neˇ- kteryćh prˇı´padech potrˇeba jejich praći s pameˇt’ovy´mi mı´sty synchronizovat, viz jedna z na´sledujıćıćh kapitol. Kazˇde´vla´kno pracuje zvla´sˇt’, ale spolupraće mezi vla´kny jednoho procesu je uzˇsˇı´ nezˇ spolupraće s vla´knem „cizı´ho“ procesu. Tato spolupraće se nety´ka´ jen sdı´lenećˇa´sti pameˇt’ove´ho prostoru, ale takećˇasu procesoru – kdyzˇvla´kno prˇestane pouzˇı´vat procesor jesˇteˇdrˇı´v nezˇvyprsˇı´jeho cˇasovyínterval prˇideˇlenı´procesoru, nemusı´zbylyćˇas „zahodit“, ale mu˚zˇe ho prˇenechat jine´mu vla´knu te´hozˇprocesu. Vla´kna mohou by´t implementovańa neˇkolika zpu˚soby:

1. Model 1:1 – vla´kna jsou implementovańa v ja´drˇe syste´mu. Ja´dro s vla´kny zacha´zı´jako s procesy,tedy prˇepıńańı´kontextu se prova´dıńa u´rovni vla´ken. Toto rˇesˇenı´zvysˇuje propustnost syste´mu (syste´m reaguje pruzˇneˇji, mu˚zˇe by´t zpra- covańo vıće syste´movyćh volańı´za´rovenˇ, pokud je ja´dro take´vıćevla´knove´), ale je na´rocˇneˇjsˇı´rˇesˇit proble´my souvisejıćı´se synchronizacı´syste´movyćh vla´- ken (ty´kajıćı´se sdı´lenyćh syste´movyćh dat). KAPITOLA 4 PROCESY 51

Tato metoda je pouzˇı´vańa naprˇı´klad syste´mem OS Mach, a proto take´MacOS X, da´le take´v Linuxu (v Linuxu je vsˇak samotne´ja´dro jednovla´knove´). Tato specifikace je soucˇa´stıńormy POSIX.

2. Model N:1 – vla´kna jsou realizovańa na uzˇivatelskeú´rovni. Podpora vla´ken je realizovańa v knihovnaćh, ja´dro je pouze jednovla´knove´. Syste´m vla´kna ne- podporuje, implementace je pouze na straneˇprocesu˚. Vla´kna jednoho procesu se deˇlıó cˇas procesoru prˇideˇleny´tomuto procesu. Vla´kna jednoho procesu nemohou beˇzˇet na vıće procesorech, proto tento model nenı´vhodny´pro vı´- ceprocesorove´syste´my. Protozˇe prˇepıńańı´vla´ken te´hozˇprocesu nenı´realizovańo „centra´lneˇ“, je mnohem rychlejsˇı´, proto je lepsˇıódezva jednotlivyćh aplikacı´. Vy´hodou jsou mensˇı´ komplikace prˇi prˇı´stupu k syste´movy´m datu˚m, nevy´hodou je v ra´mci ja´- dra mozˇnost najednou zpracovat jen jedine´syste´move´volańı´. Kdyzˇneˇktere´ vla´kno provede volańı´sluzˇeb ja´dra (syste´move´volańı´), zastavı´se vsˇechna vla´kna procesu.

3. Model N:M – hybridnı´prˇı´stup. Vla´kna jsou implementovańa na u´rovni ja´dra (kernel-thread) i na u´rovni beˇzˇnyćh procesu˚(user-thread). Tento model od- stranˇuje nevy´hody prˇedchozıćh dvou modelu˚– prˇepıńańı´vla´ken je rychle´, vla´kna mohou beˇzˇet na vıće procesorech, ja´dro mu˚zˇe najednou obsluhovat vıće syste´movyćh volańı´). Kazˇdeúzˇivatelske´vla´kno procesu, ktere´prova´dıńeˇjake´syste´move´volańı´, je napojeno na neˇktere´vla´kno ja´dra, ostatnıúzˇivatelska´vla´kna, ktera´s ja´drem nekomunikujı´, toto napojenıńepotrˇebujı´. Tento model je pouzˇit ve veˇtsˇineˇ komercˇnıćh Unixu˚(naprˇı´klad Solaris).

4.4 Spra´va front procesu˚

Spra´va front procesu˚je za´kladem pro spoustu dalsˇıćh u´kolu˚, ktere´se v syste´mu musı´rˇesˇit. Fronty obvykle slouzˇı´k cˇekańı´procesu˚na prostrˇedky v syste´mu. Spra´vce front prˇedevsˇı´m udrzˇuje fronty – vytva´rˇı´fronty a prˇı´padneˇje rusˇı´(prˇi odebrańı´pro- strˇedku ze syste´mu), prˇida´va´procesy do fronty, odebı´ra´ procesy z fronty (prˇideˇlenı´ prostrˇedku jizˇmańa starosti jiny´modul syste´mu). Existuje vıće ru˚znyćh druhu˚ front:

Beˇzˇna´fronta je fronta fungujı´cı´zpu˚sobem First-in ﬁrst-out. KAPITOLA 4 PROCESY 52

Prioritnı´fronta je fronta, ve ktere´ jsou zohlednˇovańy priority procesu˚. Procesy jsou zarˇazovańy podle sve´priority prˇed vsˇechny procesy s nizˇsˇı´prioritou, za vsˇechny s veˇtsˇıńebo stejnou prioritou.

Fronta typu delta-list je pouzˇı´vańa pro procesy, kterećˇekajıńa uplynutıúrcˇite´ho cˇasove´ho intervalu. U kazˇde´polozˇky fronty tedy ma´me dva u´ daje – prvnı´je ukazatel na proces (nebo slozˇiteˇjsˇı´datova´struktura reprezentujıćı´konkre´tnı´ proces), druhy´ je doba, po kterou ma´ proces cˇekat. Pouzˇı´va´ se naprˇı´klad v Unixovyćh syste´mech pro spıćı´(sleeping) procesy. Aby u fronty typu delta-list nebylo nutne´v pravidelnyćh intervalech meˇnit dobu cˇekańıú vsˇech procesu˚ve fronteˇ, pouzˇı´va´se tato forma evidence cˇasu: dobu cˇekańı´ evidujeme pouze u prvnı´ho procesu ve fronteˇ, u ostatnıćh je zachycen pouze rozdı´l oproti prˇedchozı´mu procesu ve fronteˇ, pravidelneˇse zkracuje pouze u´daj u prvnı´ho procesu. Naprˇı´klad ma´me ve fronteˇcˇtyrˇi procesy: P1 maćˇekat 30 ms., P2 maćˇekat 65 ms., P3 maćˇekat 14 ms., P4 maćˇekat 142 ms. P3 P1 P2 P4 Procesy serˇadı´me podle doby cˇekańı´, ma´me toto porˇadı´: 14 30 65 142

P3 P1 P2 P4 Fronta bude obsahovat tyto u´daje: 14 16 35 77 Udrzˇovańı´takove´fronty je jednoduche´. V urcˇityćh cˇasovyćh intervalech je sni- zˇovań u´daj u prvnı´ho procesu ve fronteˇ, a kdyzˇdosa´hne nuly, proces je „probuzen“, odstraneˇn z fronty. Protozˇe u druhe´ho procesu v porˇadı´byl evidovań rozdı´l vlast- nı´ho cˇasu cˇekańıá cˇasu cˇekańı´prvnı´ho procesu, ktery´je ted’ 0, rozdı´lovećˇı´slo se ted’ sta´va´skutecˇny´m cˇasem cˇekańı´procesu. Fronty take´mu˚zˇeme deˇlit podle postrˇedku˚, na ktere´v nich procesy cˇekajı´– fronta prˇipravenyćh procesu˚(cˇekajıńa prˇideˇlenı´procesoru), blokovanyćh (pro ur- cˇite´zarˇı´zenı´, naprˇ. tiska´rnu nebo disk), spıćıćh procesu˚(je implementovańa frontou typu delta-list). Jeden proces ve skutecˇnosti nemu˚zˇe by´t ve vıće nezˇjedne´ fronteˇ(nenı´v zˇa´dne´ fronteˇ, pokud zrovna pouzˇı´vańeˇktery´prostrˇedek vcˇetneˇ procesoru), proto v jedno- dusˇsˇı´m prˇı´padeˇ, kdy nechceme v ru˚znyćh frontaćh evidovat ru˚zne´typy informacı´, stacˇı´ve´st tabulku spusˇteˇnyćh procesu˚, a u kazˇde´ho identifika´tor fronty, ve ktere´ cˇeka´. Cˇasty´m zpu˚sobem implementace je take´sada ukazatelu˚v PCB procesu˚, kdy v PCB jednoho procesu je ukazatel na na´sledujıćı´proces v dane´fronteˇ, samotna´ fronta je pak reprezentovańa pouze ukazatelem na PCB prvnı´ho (pro odebı´rańı´ z fronty) a poslednı´ho (pro prˇida´vańı´) procesu ve fronteˇ. Protozˇe proces mu˚zˇe by´t KAPITOLA 4 PROCESY 53

v jednom okamzˇiku jen v jedne´fronteˇ, mu˚zˇe by´t tento ukazatel v kazˇde´m PCB jen jeden.

4.5 Prˇideˇlova´nı´procesoru

Na prˇideˇlova´nı´procesoru se podı´lejı´dva moduly syste´mu:

• plańovacˇprocesoru (CPU Scheduler) pouzˇı´va´frontu (fronty) prˇipravenyćh procesu˚a urcˇuje, ktere´mu procesu je prˇideˇlen procesor a na jak dlouho, • dispetcher prova´dı´vlastnı´prˇepnutı´kontextu a prˇideˇlenı´procesoru, tedy ulozˇı´ kontext dosud beˇzˇıćı´ho procesu vcˇetneˇprogramove´ho cˇı´tacˇe, nacˇte kontext procesu, ktere´mu je procesor pra´veˇprˇideˇlovań, zjistı´ hodnotu programove´ho cˇı´tacˇe a podle neˇho urcˇı´, od ktere´ho mı´sta v ko´du procesu ma´tento proces beˇzˇet, a pokud je podporovańo vıće rezˇimu˚praće procesoru (privilegovany´, uzˇivatelsky´), pak dispetcher prova´dı´prˇepıńańı´mezi teˇmito mo´dy.

Doba, na kterou je procesu prˇideˇlen procesor, se nazy´vaćˇasove´kvantum. Na vhodne´de´lce cˇasove´ho kvanta za´visı´funkcˇnost multitaskingu a tedy i kvalita zvolene´metody prˇideˇlovańı´procesoru. Pokud je prˇı´lisˇkra´tke´, je cˇasova´rezˇie spojena´ s prˇepıńańı´m vysoka´ve srovnańı´se skutecˇnou dobou beˇhu procesu˚, a tedy syste´m je neu´meˇrneˇpomaly´. Jestlizˇe je naopak cˇasove´kvantum zbytecˇneˇvelke´, pak procesy hodneˇpouzˇı´vajıćıÍ/O zarˇı´zenı´vyuzˇı´vajı´jen malou cˇa´st prˇideˇlene´ho kvanta a procesor musı´by´t stejneˇprˇepıńań cˇasteˇji, a navıć je syste´m meńeˇinteraktivnı´. Procesy mu˚zˇeme rozdeˇlit do dvou skupin na ty, ktere´vıće vyuzˇı´vajı´procesor (CPU-bound) a procesy, ktere´vıće pouzˇı´vajıÍ/O zarˇı´zenı´(I/O-bound). Kazˇdy´z nich ma´trochu jineńa´roky na procesor, CPU-bound procesy obvykle vyuzˇitıćele´prˇi- deˇlene´kvantum, u I/O-bound procesu˚je zase mnohem veˇtsˇı´pravdeˇpodobnost prˇerusˇenı´beˇhu. Plańovacˇprocesoru by meˇl rozlisˇovat mezi teˇmito dveˇma skupinami procesu˚, aby bylo vyuzˇitı´procesoru optima´lnıá aby byl prˇideˇlovań procesu˚m z obou skupin rovnomeˇrneˇ. Plańovańı´procesu˚mu˚zˇeme rozdeˇlit do trˇıóblastı´:

1. Dlouhodobe´plańovańı´ souvisı´se samotny´m na´vrhem multitaskingu, s urcˇenı´m toho, co se ma´prove´st prˇi vytvorˇenı´procesu a plańovańı´m zacha´zenı´s CPU- bound a I/O-bound procesy.

2. Strˇedneˇdobe´plańovańı´ prova´dı´spra´vce pameˇti, jde naprˇı´klad o rozhodovańı´, ktery´proces bude odlozˇen (suspended) a tedy mu nenı´prˇideˇlovań procesor. KAPITOLA 4 PROCESY 54

3. Kra´tkodobe´ plańovańı´ prˇedstavuje samotne´ plańovańı´ procesoru, kdy se ur- cˇuje naprˇı´klad cˇasove´kvantum procesu˚, frekvence prˇerusˇenı´generovanyćh cˇasovacˇem pro prˇerusˇenı´beˇhu procesu, atd.

Plańovańı´mu˚zˇe by´t preemptivnıńebo nepreemptivnı´. Jestlizˇe je pouzˇita metoda nepreemptivnı´ho plańovańı´, pak beˇzˇıćı´proces vyuzˇı´va´procesor tak dlouho, jak sa´m potrˇebuje nebo do vygenerovańı´prˇerusˇenı´, tedy procesor je odejmut azˇpo neˇ- ktere´m syste´move´m volańı´, u preemptivnı´ho plańovańı´ mu˚zˇe by´t procesor odebrań plańovacˇem drˇı´ve, naprˇı´klad prˇi prˇerusˇenı´generovane´m cˇasovacˇem. Da´le probereme za´kladnı´metody plańovańı´procesoru.

4.5.1 Fronta (FCFS) (First Come First Served) Prˇi pouzˇitı´te´to metody je fronta prˇipravenyćh procesu˚ organizovańa jako klasicka´ FIFO struktura, tedy procesy jsou rˇazeny na konec fronty a vybı´rańy ze zacˇa´tku. Je to nepreemptivnı´ metoda, procesy pouzˇı´vajı´ procesor tak dlouho, dokud nenı´vygenerovańo prˇerusˇenıńebo pokud samy neodevzdajı´procesor. Do fronty jsou procesy rˇazeny i z jinyćh front (naprˇı´klad prˇedtı´m mohl proces vyuzˇı´vat I/O zarˇı´zenı´). Nevy´hodou je, zˇe CPU-bound procesy si vyhrazujı´prˇı´lisˇ mnoho cˇasu procesoru a tedy I/O-bound procesy jsou znevy´hodneˇny. Tato metoda je proto implemento- vatelna´pouze v kombinaci s prioritami procesu˚(I/O-bound procesy by meˇly mı´t vysˇsˇı´prioritu).

4.5.2 Cyklicke´plańovańı´(RR) (Round Robin) Tato metoda je podobna´prˇedchozı´, take´pouzˇı´va´me frontu s or- ganizacı´FIFO. Rozdı´l je v tom, zˇe kazˇdy´proces mu˚zˇe beˇzˇet na procesoru jen po stanovenou dobu, cˇasove´kvantum, je to tedy preemptivnı´metoda. Po ukoncˇenı´ beˇhu procesu je tento proces zarˇazen na konec fronty prˇipravenyćh procesu˚, pokud nenı´(naprˇı´klad prˇi prˇerusˇenı´jemu urcˇenı´m) zarˇazen do jine´fronty nebo prˇeveden do stavu sleeping cˇi suspended4. Kazˇde´mu procesu je procesor prˇideˇlen na stejnou dobu (cˇasove´kvantum). Po- kud je cˇasove´kvantum prˇı´lisˇvelke´, metoda svou funkcˇnostı´ odpovı´da´prˇedchozı´

4Proces se dostane do stavu sleeping (spı´cı´), pokud je zarˇazen do fronty typu delta-list, do stavu suspended se dosta´va´naprˇı´klad prˇi odlozˇenı´vsˇech cˇa´stı´sve´ho adresove´ho prostoru do odkla´dacı´ oblasti. KAPITOLA 4 PROCESY 55

metodeˇ. Opeˇt jsou zvy´hodneˇny CPU-bound procesy,protozˇe prˇedbı´hajıÍ/O-bound procesy cˇekajıćıńa prˇideˇlenı´zarˇı´zenı´. Metodu lze bra´t jako za´klad pro dalsˇı´pokrocˇilejsˇı´preemptivnı´metody plańo- vańıá lze ji vylepsˇit naprˇı´klad tak, zˇe pokud byl beˇzˇıćı´mu procesu procesor odejmut po prˇerusˇenı´souvisejıćı´m s I/O zarˇı´zenı´m, je pak proces s nevyuzˇitou cˇa´stıćˇaso- ve´ho kvanta zarˇazen mı´sto hlavnı´fronty prˇipravenyćh procesu˚do pomocne´fronty, ktera´ma´prˇideˇlenu vysˇsˇı´prioritu, a tedy zbylećˇasove´ kvantum mu˚zˇe vycˇerpat drˇı´ve nezˇkdyby byla metoda uplatneˇna v za´kladnı´verzi. Po vycˇerpańı´zbytku cˇasove´ho kvanta je proces zarˇazen opeˇt do hlavnı´fronty prˇipravenyćh procesu˚.

4.5.3 Nejkratsˇıú´loha (SPN) (Shortest Process Next, SJF – Shortest Job First) Procesor je prˇideˇlen tomu procesu, u ktere´ho se prˇedpokla´dańejkratsˇı´doba jeho vyuzˇı´vańı´(nejmensˇıćˇasove´kvantum). Fronta je vedena jako prioritnı´s tı´m, zˇe priority jsou zde urcˇeny velikostıćˇasove´ho kvanta. Metoda ma´preemptivnıí nepreemptivnı´verzi. Pokud je do fronty prˇipravenyćh rˇazen proces, u neˇhozˇse prˇedpokla´da´mensˇıćˇasove´ kvantum nezˇu pra´veˇbeˇzˇıćı´ho procesu, prˇi nepreemptivnı´m plańovańı´beˇzˇıćı´proces mu˚zˇe beˇzˇet i da´le a teprve kdyzˇ(nepreemptivneˇ) prˇijde o procesor, pak mu˚zˇe beˇzˇet noveˇrˇazeny´proces, prˇi preemptivnı´m plańovańı´je v takove´m prˇı´padeˇbeˇzˇıćı´proces okamzˇiteˇprˇerusˇen a procesor je prˇideˇlen dalsˇı´mu procesu. Je nutnećo nejle´pe odhadnout cˇasove´kvantum pro tento u´sek beˇhu procesu. Pro odhadnutıćˇasove´ho kvanta existuje vıće mozˇnostı´(oznacˇme n pocˇet dosavadnıćh prˇideˇlenı´procesoru dane´mu procesu, R pole hodnot skutecˇnyćh cˇasovyćh kvant, zatı´m o de´lce n, a S pole odhadu˚cˇasovyćh kvant):

1. Na´sledujıćıćˇasove´kvantum by´vaćˇasto stejne´jako prˇedchozı´, tedy budeme prˇedpokla´dat, zˇe prˇi na´sledujıćı´m prˇideˇlenı´procesoru bude proces potrˇebovat asi tolik cˇasu kolik vyuzˇil prˇi poslednı´m prˇideˇlenı´.

S[n +1] = R[n] (4.1)

2. Exponencia´lnı´pru˚meˇrovańı´– u kazˇde´ho procesu zaznamena´va´me de´lku sku- tecˇneˇvyuzˇite´doby prˇideˇlenı´procesoru v minulosti a vhodnećˇasove´kvantum odhadujeme vy´pocˇtem aritmeticke´ho pru˚meˇru vsˇech prˇedchozıćh sku- tecˇnyćh cˇasovyćh kvant. Aby nebylo nutne´vzˇdy pocˇı´tat aritmeticky´pru˚meˇr KAPITOLA 4 PROCESY 56

vsˇech hodnot, lze vzorec zjednodusˇit vyuzˇitı´m prˇedchozı´ho odhadu a odpo- vı´dajı´cı´ho skutecˇne´ho cˇasove´ho kvanta.

n 1 S[n +1] = · ·R[i] (4.2) n X i=1 n−1 1 1 = · R[n]+ ·R[i] n n X i=1 1 n − 1 = · R[n]+ · S[n] (4.3) n n

3. Zkombinujeme oba prˇı´stupy (podle vzorcu˚4.1 a 4.3), tedy budeme prˇedpo- kla´dat, zˇe dalsˇı´cˇasove´kvantum se nebude prˇı´lisˇlisˇit od prˇedchozı´ho, ale vezmeme v u´vahu i prˇedchozı´de´lky u´seku˚, trˇebazˇe s mensˇı´vahou. Volı´me vhodnou konstantu c, 0

S[n +1] = c · R[n]+(1 − c) · S[n] (4.4)

Vy´znam konstanty c je zrˇejmy´z rekurzivnı´ho rozlozˇenı´vzorce:

S[n +1] = c · R[n]+(1 − c) · c · R[n − 1] + (1 − c) · S[n − 1] . . = c · R[n]+(1 − c) · c · R[n − 1] + . . . − . . . + (1 − c)n 1 · c · R[1] + (1 − c)n · S[1] (4.5)

Tato metoda zvy´hodnˇuje I/O-bound procesy, jejichzˇcˇasove´kvantum by´va´mensˇı´, a vy´razneˇznevy´hodnˇuje CPU-bound, zvla´sˇteˇkdyzˇjde o dlouho beˇzˇıćı´procesy. De´le beˇzˇıćı´procesy mohou sta´rnout, tedy jejich beˇh prˇesta´va´by´t aktua´lnı´(ztraćejı´ vy´znam). Pokud je v procesu chyba (nekonecˇnyćyklus), pak chybneˇbeˇzˇıćı´proces neblokuje procesor a lze ho snadno detekovat (zu˚sta´vańa konci fronty, je neusta´le odstavovań).

4.5.4 Priority Prˇi uplatneˇnı´te´to metody prˇideˇlujeme procesor procesu s nejvysˇsˇı´prioritou, tedy pouzˇı´va´me prioritnı´frontu. Metoda ma´opeˇt preemptivnı´i nepreemptivnı´variantu, KAPITOLA 4 PROCESY 57

stejneˇjako prˇedchozı´. Za variantu te´to metody mu˚zˇeme povazˇovat take´metodu SPN (prˇedchozı´), kde se priorita odvı´jıód cˇasove´ho kvanta procesu (cˇı´m mensˇı´ kvantum, tı´m vysˇsˇı´priorita). Priorita procesu mu˚zˇe by´t urcˇena staticky (staticka´priorita, stanovı´se prˇedem, prˇi spusˇteˇnı´procesu) nebo dynamicky (dynamicka´priorita, meˇnı´se za beˇhu procesu). Dynamicka´priorita prˇi vhodne´m pouzˇitı´snizˇuje nebezpecˇı´sta´rnutı´procesu˚ s nı´zkou prioritou, priorita mu˚zˇe by´t u de´le cˇekajıćıćh procesu˚postupneˇzvysˇovańa. Modernı´syste´my pouzˇı´vajı´priority v kombinaci s jiny´mi metodami (viz na´sle- dujıćı´metoda), a je to take´podmıńka alesponˇza´kladnı´podpory real-time procesu˚.

4.5.5 Kombinace metod s vıće frontami Je vedeno vıće front prˇipravenyćh procesu˚, procesy jsou rozdeˇlovańy dle urcˇite´ho algoritmu. Pro kazˇdou frontu je stanovena neˇktera´metoda plańovańı´, a da´le jedna z metod je uplatnˇovańa prˇi rozhodovańı´mezi frontami. Jednoduchyálgoritmus rˇazenı´procesu˚do jednotlivyćh front spocˇı´va´v tom, zˇe kazˇda´fronta je urcˇena pro urcˇity´typ procesu˚(syste´move´, interaktivnı´, da´vkove´, ostatnı´) s tı´m, zˇe jednotlive´fronty jsou organizovańy metodou RR (cyklicke´plańo- vańı´), FCFS (fronta) nebo pouzˇitı´m dynamicke´priority. Kazˇda´fronta ma´stanovenu prioritu (nety´kajıćı´se jednotlivyćh procesu˚, ale cele´ fronty), a prˇednostneˇjsou brańy procesy z fronty s nejvysˇsˇı´prioritou. Efektivneˇjsˇı´ algoritmus umozˇnˇuje prˇesouvańı´ procesu˚ mezi frontami, fronty nejsou urcˇeny pouze pro konkre´tnı´typ procesu˚. Fronty jsou usporˇa´dańy do posloupnosti s klesajıćı´prioritou (tj. prvnı´fronta v posloupnosti mańejvysˇsˇı´prioritu). Proces je nejdrˇı´v zarˇazen do prvnı´fronty, kdyzˇvycˇerpa´svećˇasove´kvantum, je pro cˇekańıńa prˇideˇlenı´dalsˇı´ho cˇasove´ho kvanta zarˇezen do druhe´fronty, pak do trˇetı´, atd. Prˇi prˇerusˇenı´beˇhu I/O zarˇı´zenı´m se po opeˇtovne´m prˇechodu procesu do stavu prˇipraveny´proces zarˇadı´do prvnı´fronty. Plańovacˇprocesoru zacˇne pracovat s na´- sledujıćı´frontou azˇtehdy, kdyzˇjsou vsˇechny prˇedchozı´ fronty pra´zdne´. Poslednı´ fronta je organizovańa metodou RR, ostatnı´metodou FCFS. Tento algoritmus zvy´hodnˇuje I/O-bound procesy, protozˇe ty se po kazˇde´m pouzˇitıÍ/O zarˇı´zenı´vracejı´do prvnı´fronty, CPU-bound procesy s cˇasem postupujı´ do na´sledujıćıćh front s mensˇı´prioritou. KAPITOLA 4 PROCESY 58

4.6 Komunikace procesu˚

Jednou z vy´hod multitaskingu je mozˇnost snadne´komunikace procesu˚– mezipro- cesove´komunikace (IPC, Interprocess Communication). Rozlisˇujeme proces ode- sı´lajı´cı´(odesı´latel, sender) a proces prˇijı´majı´cı´ (prˇı´jemce, receiver). Odesı´latel mu˚zˇe poslat

• data cˇi textovy´ rˇeteˇzec (prˇı´padneˇ s de´lkou omezenou urcˇitou konstantou) nebo • odkaz na data (adresa v pameˇti nebo na pevne´m pameˇt’ove´m me´diu, mu˚zˇe jı´t o docˇasny´soubor) nebo • signa´l (cˇı´slo s urcˇity´m vy´znamem, naprˇı´klad informace o tom, zˇe ma´proces ukoncˇit svou cˇinnost).

Rozlisˇujeme dva za´kladnı´typy komunikace:

• prˇı´ma´– prˇı´jemce je prˇedem zna´m (zası´lańı´zpra´v), • neprˇı´ma´– prˇı´jemce nenıúrcˇen odesı´latelem prˇi odesı´lańı´dat, ale azˇbeˇhem samotne´ho prˇesunu (schrańka, sdı´lena´ pameˇt’) nebo nava´zańı´m spojenı´m zvneˇjsˇku (roury – pipes).

Pokud je prˇı´jemce pouze jeden a odesı´latel ho prˇı´mo adresuje, model komunikace nazy´va´me unicast, jestlizˇe je zpra´va (nebo jaka´koliv data) urcˇena vsˇem, kdo mohou komunikovat, a to bez konkre´tnıádresace, pak je to model broadcast, pokud je vıće konkre´tnıćh adresovanyćh prˇı´jemcu˚, jde o model multicast.

Prˇı´ma´komunikace (zası´lańı´zpra´v) ma´vy´hodu prˇedevsˇı´m v sˇirsˇıćh mozˇnostech pouzˇitı´. Zpra´vy lze zası´lat take´procesu˚m beˇzˇıćı´m na jine´m procesoru nebo po- cˇı´tacˇi, nejsme va´zańi podmıńkou existence sdı´lene´ho pameˇt’ove´ho prostoru pro odesı´latele a prˇı´jemce. Zası´lańı´zpra´v je realizovańo na´sledujıćı´mi funkcemi:

• send(P,zpraÂva) – proces odesˇle prˇı´jemci – procesu P – zpra´vu, • receive(Q,zpraÂva) – proces prˇijme (vyzvedne si) zpra´vu od odesı´latele Q, zpra´va se nacˇte do druhe´ho parametru.

Prˇı´mou komunikaci deˇlı´me na

• symetricka´– odesı´latel a prˇı´jemce zpra´vy se navza´jem doka´zˇou identiﬁkovat, kazˇdy´vı´, s ky´m komunikuje, lze realizovat naprˇı´klad prioritnı´frontou, ze ktere´se prˇednostneˇvybı´rajı´zpra´vy urcˇite´ho odesı´latele, KAPITOLA 4 PROCESY 59

• asymetricka´– prˇı´jemce nemusı´zna´t odesı´latele, jen odesı´latel vı´, komu zpra´vu posı´la´. Potom prˇı´jemce nezada´vaídentifikaci odesı´latele do prvnı´ho parametru funkce receive, ale tento u´daj je do tohoto parametru nacˇten stejneˇjako samotna´zpra´va (odpovı´da´jednoduche´mu vybı´rańı´zpra´v z fronty). Prˇı´mou komunikaci da´le deˇlı´me na • asynchronnı´– odesı´lajıćı´proces nemusıćˇekat na odpoveˇd’, • synchronnı´– odesı´lajıćı´proces musıćˇekat na potvrzenı´zpra´vy nebo odpoveˇd’ (do te´doby je blokovań, obvykle ve stavu suspended). Zası´lańı´zpra´v lze implementovat mnoha zpu˚soby, naprˇı´klad tak, zˇe odesı´lana´ zpra´va je ulozˇena odesı´latelem do fronty ve spolecˇnećˇi syste´move´pameˇti, z ktere´ jsou zpra´vy k tomu urcˇeny´m modulem spra´vy procesu˚postupneˇ vybı´rańy a ode- sı´lańy, tedy kopı´rovańy do pameˇt’ove´ho prostoru prˇı´jemce (jeho fronty zpra´v). Synchronnı´komunikace by´vańeˇkdy implementovańa trˇemi funkcemi – kromeˇ drˇı´ve uvedenyćh send a receive jesˇteˇ reply(P,zpraÂva) pro potvrzenı´prˇi- jetı´zpra´vy od procesu P. Odesı´latel je po odeslańı´zpra´vy suspendovań a mu˚zˇe pokracˇovat azˇpo obdrzˇenı´potvrzenı´vyslane´ho prˇı´jemcem pomocı´funkce reply. Tak funguje naprˇı´klad RPC (Remote Procedure Call, volańı´vzda´lene´procedury, tedy procedury nepatrˇıćı´do ko´du volajıćı´ho procesu). Odesı´latel je proces volajıćı´ vzda´lenou proceduru, prˇı´jemce je proces, v jehozˇko´du se tato procedura nacha´zı´. Odesı´latel je blokovań azˇdo chvı´le, kdy prˇı´jemce odesˇle reply o provedenı´volane´ procedury.

Neprˇı´ma´komunikace probı´ha´prˇes rozhranı´prˇedstavovane´bodem spojenı´, nazy´vany´m obvykle port (brańa, socket, schrańka). Port mu˚zˇe by´t vytvorˇen ktery´m- koliv procesem nebo operacˇnı´m syste´mem. Vlastnı´kem portu je ten proces, ktery´ ho vytvorˇil, nebo mu˚zˇe by´t vlastnictvı´prˇevedeno na jiny´ proces. Do portu mu˚zˇe zapisovat jen vlastnı´k (odesı´latel), ostatnı´procesy, ktery´m je k portu dovolen prˇı´stup, mohou jen cˇı´st (prˇı´jemci). Komunikace probı´ha´pomocı´ funkcı´ • send(ID portu,zpraÂva) – odesı´latel ulozˇı´do zadane´ho portu zpra´vu, • receive(ID portu,zpraÂva) – prˇı´jemce vyzvedne zpra´vu z dane´ho portu. Specia´lnı´typ socketu (portu) je pipe (roura). Jde o soubor pevne´de´lky (v Unixovyćh syste´mech), kteryóbvykle ani neby´vaúlozˇen na disk, zu˚sta´va´v operacˇnı´pameˇti, neby´vaáni strańkovań. Odesı´latel ho vytvorˇı´(syste´m pro tento ućˇel obvykle na- bı´zıńeˇktere´syste´move´volańı´) a postupneˇnaplnˇuje daty. Po naplneˇnı´je odesı´latel blokovań, dokud prˇı´jemce neprˇecˇte cely´tento soubor, jeho obsah je pak smazań a odesı´latel mu˚zˇe pokracˇovat. KAPITOLA 5

Synchronizace procesu˚

V multitaskove´m syste´mu se beˇzˇneˇsta´va´, zˇe vıće procesu˚potrˇebuje prˇistupovat ke stejne´mu prostrˇedku. Tı´mto prostrˇedkem mu˚zˇe by´t beˇzˇneÍ/O zarˇı´zenı´, jako je obrazovka, kla´vesnice cˇi tiska´rna, ale take´sdı´lenaóblast pameˇti. V te´to kapitole si popı´sˇeme za´kladnı´proble´my souvisejıćı´se synchronizacı´procesu˚a metody, ktery´mi je lze rˇesˇit.

5.1 U´ vod do problematiky

Prˇi prˇı´stupu vıće procesu˚k te´muzˇprostrˇedku je hlavnı´m proble´mem zajisˇteˇnı´ kon- zistentnı´ho stavu prostrˇedku. V prˇı´padeˇsdı´lene´pameˇti jde o konzistenci dat, tedy pokud neˇktery´proces zapisuje do te´to pameˇti, jiny´by nemeˇl cˇı´st, dokud zapisujıćı´ proces nedokoncˇı´svou praći, protozˇe by mohl nacˇı´st jen zpoloviny modifikovana´ data. Data jsou v konzistentnı´m stavu prˇed zacˇa´tkem za´pisu a po dokoncˇenı´za´pisu. Nejprˇı´sneˇjsˇı´m krite´riem pro prˇı´stup k prostrˇedku˚m jsou Bernsteinovy podmıńky. Oznacˇme • read(P,t) mnozˇinu vsˇech prostrˇedku˚vcˇetneˇpameˇt’ovyćh mı´st, ze kteryćh se proces P pokousˇıćˇı´st v cˇase (okamzˇiku) t, • write(P,t) mnozˇinu vsˇech prostrˇedku˚, na ktere´se proces P pokousˇı´v cˇase t zapisovat (prova´deˇt jake´koliv zmeˇny). Bernsteinovy podmıńky pro jake´koliv dva procesy P, Q jsou na´sledujıćı´:

read(P,t) ∩ write(Q, t) = ∅ (5.1) write(P,t) ∩ write(Q, t) = ∅ (5.2)

60 KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 61

Znamena´to, zˇe je zaka´zańo prˇistupovat k te´muzˇbodu (portu, socketu, zarˇı´zenı´, mı´stu v pameˇti), at’uzˇpro cˇtenıńebo za´pis, pokud zde v tećhvı´li prova´dı´za´pis jiny´ proces. Bernsteinovy podmıńky jsou hodneˇsilneá je teˇzˇke´je dodrzˇet. Proto se obvykle pouzˇı´vajı´jine´, jemneˇjsˇı´podmıńky, trˇebazˇe jejich implementace je na´rocˇneˇjsˇı´. Rˇ esˇenı´ pro prˇı´stup k perifernı´m zarˇı´zenı´m si uka´zˇeme v jedne´ z na´sledujıćıćh kapitol, zde se budeme zaby´vat synchronizacı´prˇı´stupu ke sdı´lene´pameˇti a synchronizacı´beˇhu procesu˚prˇi jejich komunikaci.

5.2 Petriho sı´teˇ

Petriho sı´teˇjsou vizualizacˇnı´prostrˇedek, ktery´prˇehledneˇzachycuje tok dat nebo jake´koliv paralelnıćˇi pseudoparalelnı´postupy na abstraktnıú´rovni. Zde je budeme pouzˇı´vat pro prvnı´ fa´zi na´vrhu rˇesˇenı´ proble´mu˚ vznikajıćıćh prˇi synchronizaci prostrˇedku˚. Petriho sı´t’je orientovany´graf s dveˇma typy uzlu˚:

mı´sta, prˇedstavujı´stavy procesu nebo stavy syste´mu, prˇechody, prˇedstavujı´urcˇitou cˇinnost procesu nebo syste´mu probı´hajı´cı´mezi dveˇma stavy (prˇedstavovany´mi mı´sty).

Mı´sta a prˇechody se v sı´ti strˇı´dajı´, nesmı´by´t prˇı´mo za sebou dva uzly stejne´ho typu. V mı´stech mohou by´t tecˇky (tokeny) prˇedstavujıćı´„povolenı´“ pokracˇovat v grafu da´le. Kazˇda´hrana je ohodnocena prˇirozeny´m cˇı´slem (pokud nenıćˇı´slo uvedeno, je to 1), toto cˇı´slo znamenańa´sobnost hrany. Aby prˇechod mohl by´t proveden, musı´by´t v kazˇde´m mı´steˇ, z neˇhozˇdo prˇechodu vede hrana, nejmeńeˇtolik tecˇek, jake´je ohodnocenı´te´to hrany. Provedenı´prˇechodu probı´ha´takto:

1) z kazˇde´ho mı´sta, z neˇhozˇdo prˇechodu vede cesta (sˇipka) ohodnocena´cˇı´slem n, ubere n tecˇek, 2) do kazˇde´ho mı´sta, do ktere´ho z neˇj vede cesta ohodnocena´ cˇı´slem m, prˇida´ m tecˇek.

Na obra´zku 5.1 jsou dva prˇechody, z nichzˇje v tomto stavu sı´teˇ proveditelny´ pouze ten prvnı´, druhy´ nenı´ proveditelny´, protozˇe v mı´steˇ C nenı´ zˇa´dna´ tecˇka a v mı´steˇ B je pouze jedna, musı´ by´t dveˇ. Prˇi provedenı´ prvnı´ho prˇechodu se KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 62

B A 1 P PP D - s 2 Pq - PP 1 s PPq s s C Obra´zek 5.1: Prˇı´klad Petriho sı´teˇ

z mı´sta A odebere tecˇka (pouze jedna, hrana nenıóznacˇena cˇı´slem) a do mı´st B a C se prˇida´po jedne´tecˇce. Ted’ uzˇje proveditelny´druhy´prˇechod. Prˇi jeho provedenı´ se z mı´sta B odeberou dveˇtecˇky a z mı´sta C jedna tecˇka a prˇida´se tecˇka do mı´st B a D. V mı´steˇ D ted’ budou trˇi tecˇky. Na obra´zku 5.2 je uka´zka petriho sı´teˇ popisujıćı´ zjednodusˇeny´ beˇh procesu vyuzˇı´vajıćı´ho pouze procesor s tı´m, zˇe zˇa´dny´jiny´proces nebeˇzˇı´.

prˇideˇlenı´ prˇideˇlenı´ ukoncˇenı´ novy´ prostrˇedku˚ prˇipraveny´ procesoru beˇzˇı´cı´ procesu ukoncˇen - - - - - - - s 6 volny´ ? odebra´nı´ s procesor procesoru 6

Obra´zek 5.2: Petriho sı´t’popisujı´cı´beˇh velmi jednoduche´ho procesu

Tecˇku v mı´steˇoznacˇene´m novy´ mu˚zˇeme cha´pat jako stav, ve ktere´m se momenta´lneˇnacha´zı´vykona´vańı´procesu. Vsˇechny prˇechody jsou ohodnoceny cˇı´slem 1 (cˇı´slo 1 se nemusıúva´deˇt). Mı´sto volny´procesor prˇedstavuje stav syste´mu, ve ktere´m mu˚zˇe by´t prˇideˇlen procesor. Obsahuje tecˇku pouze tehdy, kdyzˇje procesor volny´ a mu˚zˇe probeˇhnout jeho prˇideˇlenı´. Po provedenı´prˇechodu prˇideˇlenı´procesoru se odebere tecˇka z mı´st prˇipraveny´ a volny´procesor a prˇida´se tecˇka do mı´sta beˇzˇıćı´. Pak mu˚zˇe by´t proveden prˇechod odebrańı´procesoru, prˇicˇemzˇse odebere tecˇka z mı´sta beˇzˇıćı´ a prˇida´ se do mı´st volny´procesor a prˇipraveny´. V prˇı´padeˇ, zˇe je spusˇteˇno vıće procesu˚, vsˇechny tyto procesy vyuzˇı´vajı´mı´sto volny´procesor. Kdykoliv se neˇktery´proces dostane do stavu beˇzˇıćı´, odebere tecˇku z tohoto mı´sta a ostatnı´procesy musı´pocˇkat ve stavu prˇipraveny´, tedy v mı´steˇ prˇipraveny´ dane´ho procesu, dokud beˇzˇıćı´proces tecˇku nevra´tı´. Petriho sı´t’ plneˇpopisujıćı´beˇh a synchronizaci procesu˚by byla prˇı´lisˇslozˇita´ a rozsa´hla´, proto budeme pouzˇı´vat zjednodusˇena´sche´mata, kde jednotliva´mı´sta KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 63 a prˇechody mohou prˇedstavovat podsı´teˇ, jejichzˇvy´pocˇet a stavy nepotrˇebujeme rozlisˇovat.

5.3 Za´kladnı´synchronizacˇnı´u´lohy

Postupneˇprobereme za´kladnıú´lohy, ktere´se rˇesˇı´prˇi synchronizaci procesu˚, a na- znacˇı´me jejich rˇesˇenıńa abstraktnıú´rovni pomocı´petriho sı´tı´.

5.3.1 Kriticka´sekce Tuto u´lohu je trˇeba vyrˇesˇit, pokud chceme umozˇnit vy´lucˇny´prˇı´stup ke sdı´lene´mu prostrˇedku – kriticke´sekci (naprˇı´klad sdı´lene´mu mı´stu v pameˇti). Je trˇeba zajistit, aby k tomuto prostrˇedku v jednom okamzˇiku prˇistupoval nejvy´sˇe jeden proces a aby tento prostrˇedek mohl bez prˇerusˇenı´vyuzˇı´vat po potrˇebnou nebo prˇedem stanovenou dobu. Na obra´zku 5.3 je proble´m uka´za´n na petriho sı´ti.

Proces P1 Proces P2 Proces Pn

? ? ? . . . s

?? ?? ??

? ? ? P1.KS() P2.KS() Pn.KS() Stra´zˇnı´ mı´sto s 666

? ? ?

Obra´zek 5.3: Petriho sı´t’pro u´lohu Kriticka´sekce

Aby proces mohl prove´st svou cˇa´st ko´du prˇistupujı´cı´ke kriticke´sekci, musı´by´t ve stra´zˇnı´m mı´steˇtecˇka. V nasˇem prˇı´padeˇk prˇechodu pro vstup do kriticke´sekce KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 64

prˇicha´zı´proces P2, a protozˇe je ve stra´zˇnı´m mı´steˇtecˇka, znamena´to, zˇe ke sdı´lene´mu prostrˇedku zrovna neprˇistupuje jiny´proces a tedy P2 mu˚zˇe da´l pokracˇovat. Po vyhodnocenı´vstupnı´ho prˇechodu je odebrańa tecˇka nejen z mı´sta procesu prˇed kritickou sekcı´, ale take´ze stra´zˇnı´ho mı´sta, a prˇidańa do mı´sta uvnitrˇvyhod- nocenı´kriticke´sekce procesem P2. Pak je proces ve stavu vyhodnocovańı´kriticke´ sekce, v mı´steˇ P2.KS(). Po provedenı´ prˇechodu znamenajıćı´ho opusˇteˇnı´ kriticke´ sekce je tecˇka vraćena do stra´zˇnı´ho mı´sta a take´prˇidańa do mı´sta procesu P2 za kritickou sekcı´, tedy proces pokracˇuje ve sve´ cˇinnosti a do kriticke´sekce mu˚zˇe vstoupit dalsˇı´proces. Kdyby dalsˇı´proces chteˇl vstoupit do kriticke´sekce v dobeˇ, kdy se v nıńacha´zı´ proces P2 (a tedy ve stra´zˇnı´m mı´steˇnenı´tecˇka), musı´pocˇkat, dokud proces P2 nevra´tı´tecˇku do stra´zˇnı´ho mı´sta, a teprve potom pokracˇovat. Pozˇadavky na rˇesˇenı´jsou:

• v kriticke´sekci smı´by´t nejvy´sˇe jeden proces, • proces cˇeka´na vstup do kriticke´sekce konecˇnou dobu, • proces se nacha´zı´v kriticke´sekci konecˇnou dobu.

5.3.2 Producent–konzument Producent je proces produkujı´cı´data a konzument je proces, ktery´tato data prˇijı´ma´ a da´le zpracova´va´. U´ cˇelem je, aby producent a konzument (konzumenti) mohli pracovat kazˇdy´ jinou rychlostı´, do urcˇite´ mı´ry na sobeˇ neza´visle, tedy obvykle asynchronneˇ. U´ lohu lze rˇesˇit neˇkolika zpu˚soby v za´vislosti na tom, kolik ma´me k dispozici sdı´lene´pameˇti, do ktere´majı´prˇı´stup vsˇechny zu´cˇastneˇne´procesy:

1) Neomezeny´buffer – ma´me k dispozici jake´koliv mnozˇstvı´ pameˇti. 2) Omezeny´buffer – ma´me k dispozici urcˇity´pocˇet pameˇt’ovy´ch mı´st, je stanovena hornı´hranice. 3) Synchronizace zpra´vami – zˇa´dna´sdı´lena´pameˇt’, nutnost synchronnı´komunikace.

ad. 1) Neomezeny´buffer: rˇesˇenı´je naznacˇeno petriho sı´tı´na obra´zku 5.4. Ma´me k dispozici frontu polozˇek, jejı´zˇde´lka se dynamicky meˇnı´, pozˇadavkem je zajistit, aby se konzument zastavil ve chvı´li, kdy je fronta pra´zdna´, a aby data za kazˇdy´ch okolnostı´zu˚stala konzistentnı´. Na obra´zku 5.4 je syste´m ve stavu, kdy KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 65

producent konzument

? ?? produkuj cˇti

vyprodukova´no ? ?nacˇteno stav fronty s s s s s 6

? ? zapisˇ zpracuj

zapsa´no ? ?zpracova´no s

Obra´zek 5.4: Petriho sı´t’pro u´lohu Producent - konzument, neomezeny´buffer ve fronteˇjsou cˇtyrˇi polozˇky a jsou proveditelne´prˇechody zapisˇ a cˇti (tedy pracovat mohou oba procesy). ad. 2) Omezeny´buffer: rˇesˇenı´je naznacˇeno petriho sı´tıńa obra´zku 5.5. Omezeny´ buffer mu˚zˇe by´t implementovań jako staticka´kruhova´fronta. Oproti rˇesˇenıńeomezeny´m bufferem zde jsou trˇi pozˇadavky:

• producent se zastavı´, kdyzˇje buffer plny´, • konzument se zastavı´, kdyzˇje buffer pra´zdny´, • data musı´by´t neusta´le v konzistentnı´m stavu.

Na obra´zku 5.5 je proveditelny´pouze prˇechod zapisˇ, konzument musıćˇekat prˇed prˇechodem cˇti. Po provedenı´prˇechodu zapisˇ budou proveditelne´prˇechody produkuj a cˇti. Celkovy´ pocˇet mı´st ve fronteˇ je soucˇet tecˇek v mı´stech volne´, obsazene´, vyprodukovańo a nacˇteno. ad. 3) Synchronizace zpra´vami: tato metoda je pouzˇitelna´v prˇı´padeˇ, zˇe procesy nemohou sdı´let zˇa´dnou pameˇt’,naprˇı´klad v distribuovanyćh syste´mech nebo v prˇı´- padeˇvıćeprocesorovyćh syste´mu˚bez spolecˇne´pameˇti. Producent a konzument si navza´jem posı´lajı´zpra´vy, producent posı´la´polozˇky a konzument potvrzenıó zpracovańı´(zˇa´dost o dalsˇı´polozˇku). Jedna´se tedy o sy- KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 66

producent konzument

?? ?? produkuj cˇti volne´ s s vyprodukova´no ? s s @I ?nacˇteno @ @ s @ @ @ ? 6obsazene´ ? zapisˇ @ zpracuj @

zapsa´no ? ?zpracova´no s

Obra´zek 5.5: Petriho sı´t’pro u´lohu Producent - konzument, omezeny´buffer metrickou synchronnı´komunikaci. Rˇ esˇenı´petriho sı´tı´je na obra´zku 5.6 na str. 67, procesy na sebe navza´jem cˇekajı´.

5.3.3 Model–obraz Tato u´loha je podobna´ u´loze Producent–konzument. Rˇ esˇı´me ji, kdyzˇ je potrˇeba sledovat a zpracova´vat nikoliv vsˇechny polozˇky, ale vzˇdy pra´veˇaktua´lnı´stav. Jedna skupina procesu˚(nebo vla´ken) neusta´le prova´dı´zmeˇny na datech a dalsˇı´ skupina procesu˚(vla´ken) zobrazuje aktua´lnı´stav teˇchto dat. Typicky´m proble´mem je zobrazovańı´stavu neˇjake´ho zarˇı´zenı´(teplota, vlhkost, apod.), kdy producenti jsou procesy sledujıćıćˇidla meˇrˇıćı´tyto velicˇiny. Kdybychom trvali na zpracovańı´vsˇech polozˇek, ktere´produkujıćı´procesy vy- tvorˇı´, zpracovańı´ by se zdrzˇovalo a prˇı´padne´ zobrazovańı´ dat na monitoru by mohlo „problika´vat“ nebo by se tak rychle meˇnilo, zˇe by u´daje byly necˇitelne´. U´ lohy tohoto typu jsou typicke´take´pro realtimove´syste´my. Producent mu˚zˇe oznacˇovat pozmeˇneˇna´mı´sta, pak se konzument soustrˇed’uje pouze na tato mı´sta a prˇi cˇtenı´jejich oznacˇenıódstranˇuje. V prˇı´padeˇ, zˇe producent meˇnı´mı´sto, ktere´jesˇteˇnebylo konzumentem nacˇteno a tedy je oznacˇeno jako pozmeˇneˇne´, pak nemusıńic poznamena´vat, jen zmeˇnı´data. Hlavnı´m pozˇadavkem je zachovańı´ konzistence dat, tedy k dane´mu pameˇ- t’ove´mu mı´stu nesmı´prˇistupovat vıće nezˇjeden proces. Rˇ esˇenıódpovı´da´rˇesˇenı´ kriticke´sekce. KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 67 producent konzument

?? @ ?? produkuj cˇti @ @ @ vyprodukova´no ? @ ?nacˇteno @ @ s @ @ @ ? ? zapisˇ @ zpracuj @@

zapsa´no ? ?zpracova´no s

Obra´zek 5.6: Petriho sı´t’pro u´lohu Producent - konzument, synchronizace zpra´vami

Na obra´zku 5.7 je prˇı´pad jednoho producenta a jednoho konzumenta, kterˇı´ prˇistupujı´k pameˇt’ove´mu mı´stu urcˇujı´cı´mu momenta´lnı´stav dat (stra´zˇnı´mı´sto). Pokud je v stra´zˇnı´m mı´steˇtecˇka, znamena´to, zˇe data jsou v konzistentnı´m stavu a pra´veˇk nim neprˇistupuje producent ani konzument, v nasˇem prˇı´padeˇk datu˚m prˇistupuje producent, ktery´ze stra´zˇnı´ho mı´sta tecˇku odebral. Kazˇdy´proces mu˚zˇe pracovat jiny´m tempem.

5.3.4 Cˇtena´rˇi–pı´sarˇi V te´to u´loze jsou procesy rozdeˇleny vzhledem k prˇı´stupu ke sdı´lene´mu prostrˇedku (pameˇti) do dvou disjunktnıćh skupin – skupiny cˇtena´rˇu˚a skupiny pı´sarˇu˚(proces mu˚zˇe prˇecha´zet mezi skupinami, nesmı´ vsˇak by´t v obou). Cˇtena´rˇi zde mohou cˇı´st, pı´sarˇi mohou zapisovat. Musı´me mı´t neusta´le prˇehled o tom, kolik je cˇtena´rˇu˚ (cˇtoucıćh procesu˚). V dobeˇ, kdy neˇktery´ proces zapisuje, nesmı´ probı´hat zˇa´dne´ cˇtenı´ ani za´pis jiny´m procesem, zatı´mco operacı´ cˇtenı´ mu˚zˇe probı´hat vıće za´rovenˇ (nenarusˇujı´ konzistentnost dat). Pozˇadavky na rˇesˇenı´jsou na´sledujıćı´:

• data musı´zu˚stat v konzistentnı´m stavu, • operace za´pisu je vyloucˇena s jakoukoliv jinou operacı´(cˇtenı´i za´pisu), • operace cˇtenı´nejsou navza´jem vyloucˇeny. KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 68 producent konzument

?? ?? produkuj cˇti

vyprodukova´no ? ?nacˇteno stra´zˇnı´mı´sto s 66

? ? zapisˇ zpracuj

zapsa´no ? ?zpracova´no s

Obra´zek 5.7: Petriho sı´t’pro u´lohu Model - obraz

Na obra´zku 5.8 na str. 69 je u´loha rˇesˇena pro cˇtyrˇi cˇtena´rˇe a jednoho pı´sarˇe. Kazˇdyćˇtena´rˇsi prˇed cˇtenı´m vyzvedne tecˇku ze stra´zˇnı´ho mı´sta. Zapisujıćı´proces (pı´sarˇ) si prˇi pokusu o za´pis musı´vyzvednout cˇtyrˇi tecˇky, tedy tolik, kolik je celkem cˇtena´rˇu˚. Tı´m je zajisˇteˇno, zˇe zapisovat lze pouze tehdy, kdyzˇzˇa´dnyćˇtena´rˇnecˇte (ve stra´zˇnı´m mı´steˇjsou vsˇechny tecˇky). Pokud neˇktery´pı´sarˇzapisuje, musı´vsˇichni cˇtena´rˇi pocˇkat, azˇpı´sarˇdokoncˇı´za´pis a vra´tı´tecˇky do stra´zˇnı´ho mı´sta. Kdyby bylo vıće pı´sarˇu˚, opeˇt by ktery´koliv pı´sarˇbyl zablokovań jak v prˇı´padeˇ, zˇe neˇkteryćˇtena´rˇcˇte, tak i v prˇı´padeˇ, zˇe neˇktery´jiny´pı´sarˇzapisuje.

5.3.5 Peˇt hladovyćh filozofu˚ Je to typickaú´loha paralelnı´ho programovańı´. Na´zev u´ lohy je odvozen ze zna´me´ho proble´mu: u kulate´ho stolu sedı´peˇt filozofu˚a strˇı´daveˇprˇemy´sˇlıá jı´. Kazˇdy´k jı´dlu potrˇebuje dveˇhu˚lky, ale na stole je pouze peˇt hu˚lek, mezi kazˇdou sousedıćı´dvojicı´ filozofu˚jedna. Pokud zrovna filozof nema´k dispozici hu˚lku po praveí leve´ruce, nezby´va´mu nezˇprˇemy´sˇlet. Filozof, jehozˇsousede´mu strˇı´daveˇberou hu˚lky, nema´sˇanci se najı´st, docha´zı´ke sta´rnutı´. Pokud vsˇichni najednou zvednou hu˚lku po sve´prave´ruce, dojde k uva´z- nutı´, protozˇe vsˇichni drzˇı´v prave´ruce hu˚lku a cˇekajıńa levou, ktera´je vsˇak zrovna drzˇena levy´m sousedem, a tedy nedostupna´. Po aplikaci na procesy ma´me peˇt (obecneˇn) procesu˚vyuzˇı´vajıćıćh urcˇite´pro- strˇedky (hu˚lky), o ktere´se deˇlı´s jiny´mi. KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 69

Proces P1 Proces P4 Proces Pz

? ? ? . . . 4

?? ?? ??

? ? ? P1.cˇti() P4.cˇti() Stra´zˇnı´ Pz.pisˇ() s s mı´sto s s 666

? ? ?

4 ? ? ?

? ? ?

Obra´zek 5.8: Petriho sı´t’pro u´lohu Cˇtena´rˇi - pı´sarˇi

Rˇ esˇenı´proble´mu spocˇı´va´v tom, zˇe ke stolu nepustı´me vsˇech peˇt filozofu˚najednou (a tedy k prostrˇedku˚m nepustı´me vsˇechny procesy najednou), ale maxima´lneˇ cˇtyrˇi (n−1, prˇı´padneˇ k−1 pro k > 0, ke k je pocˇet sdı´lenyćh prostrˇedku˚). Du˚sledkem je, zˇe alesponˇjeden filozof se najı´v kazˇde´m prˇı´padeˇ, tedy i kdyby vsˇichni najednou vzali hu˚lku pravou (nebo levou) rukou, u procesu˚alesponˇ jeden proces mu˚zˇe pouzˇı´t potrˇebne´prostrˇedky a uvolnit pak mı´sto dalsˇı´mu procesu. Jinou mozˇnostı´ je narˇı´dit jednomu filozofovi, aby bral hu˚lky v opacˇne´m porˇadıńezˇostatnı´. Na obra´zku 5.9 je rˇesˇenıńaznacˇeno na skupineˇtrˇı´procesu˚a trˇı´prostrˇedku˚. Je dovoleno najednou pracovat pouze dveˇma procesu˚m, aby mohly vyuzˇı´t ty pro- strˇedky, ktere´potrˇebujı´.

5.3.6 Soubeˇh procesu˚ U´ loha je rˇesˇena v paralelnı´m syste´mu, kdy dva procesy beˇzˇıćıńa ru˚znyćh procesorech (a tedy soubeˇzˇne´) je trˇeba sesynchronizovat tak, aby urcˇitou cˇa´st ko´du prova´deˇly spolecˇneˇ. KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 70

Proces P1 Proces P2 Proces P3

? ? ?

?? ?? ??

? ? ? Stra´zˇnı´ s mı´sto s 666

? ? ?

Obra´zek 5.9: Petriho sı´t’pro u´lohu Peˇt ﬁlozofu˚(pro trˇi procesy a trˇi prostrˇedky)

Pokud se jeden proces ke spolecˇnećˇa´sti ko´du dostane drˇı´v nezˇdruhy´, musı´ pocˇkat (na obra´zku 5.10 na str. 71 musıćˇekat proces P2), tento ko´d lze prove´st azˇ ve chvı´li, kdy k prˇechodu na zacˇa´tku spolecˇnećˇa´sti dospeˇjıóba procesy. Tato metoda synchronizace procesu˚se mu˚zˇe pouzˇı´vat naprˇı´klad v mechanismu RPC (volańı´vzda´lene´procedury, na obra´zku 5.10 vola´proces P2 proceduru procesu P1) nebo prˇi jake´koliv synchronnı´vy´meˇneˇdat paralelnıćh procesu˚.

5.4 Implementace cˇeka´nı´prˇed kritickou sekcı´

Jak vyply´va´z popisu rˇesˇenı´synchronizacˇnıćh u´loh pomocı´petriho sı´tı´, procesy musı´tra´vit urcˇitou dobu cˇekańı´m. Toto cˇekańı´lze implementovat ru˚zny´mi zpu˚soby, ktere´mu˚zˇeme rozdeˇlit do dvou skupin:

• pasivnıćˇekańı´, • aktivnıćˇekańı´. KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 71

Proces P1 Proces P2

? ? s

? spolecˇny´ pru˚beˇh procesu˚

? ?

Obra´zek 5.10: Petriho sı´t’pro u´lohu Soubeˇh procesu˚

Pasivnıćˇekańı´: proces je blokovań nebo suspendovań, sa´m se nepodı´lıńa cˇekańı´. Zde mu˚zˇeme zarˇadit tyto metody:

1. Za´kaz prˇerusˇenı´ (maskovańı´prˇerusˇenı´) – proces, ktery´vyuzˇı´va´dany´ prostrˇe- dek, zaka´zˇe prˇerusˇenıá tı´m znemozˇnı´prˇepıńańı´kontextu˚, procesor nemu˚zˇe by´t prˇideˇlen jine´mu procesu (tedy ani zˇa´dne´mu z cˇekajıćıćh). Jde o hardwarove´rˇesˇenı´pouzˇitelne´pouze na jednoprocesorove´m syste´mu. Nevy´hodou je, zˇe ne vsˇechna prˇerusˇenı´lze zaka´zat (naprˇı´klad prˇerusˇenı´prˇi deˇlenıńulou) a navıć prˇerusˇenı´vygenerovana´beˇhem za´kazu prˇerusˇenı´se mohou ztratit (nenı´vyvolańa funkce osˇetrˇujıćı´toto prˇerusˇenı´). Du˚sledkem je kromeˇjine´ho i to, zˇe proces, ktery´zaka´zal prˇerusˇenı´, nelze obvykly´m zpu˚- sobem ukoncˇit ani prˇerusˇit, mu˚zˇe dojı´t k uva´znutıá sta´rnutı´ procesu˚. Toto rˇesˇenı´snizˇuje propustnost syste´mu.

2. Mutex (mutual exclusion, vza´jemne´vyloucˇenı´) na u´rovni ja´dra (operace Lock, za´mek) – operacˇnı´syste´m mu˚zˇe nabı´zet syste´move´volańı´zakazujıćı´prˇepnutı´ kontextu. Oproti prˇedchozı´mu rˇesˇenı´se neztraćejı´prˇerusˇenı´(jsou obvykle ur- cˇena beˇzˇıćı´mu procesu), navıć je to softwarove´rˇesˇenıńa u´rovni operacˇnı´ho KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 72

syste´mu, tedy nenı´hardwaroveˇza´visle´. Nevy´hoda nebezpecˇı´uva´znutı´a sta´r- nutı´procesu˚zu˚sta´va´.

Aktivnıćˇekańı´: proces se podı´lıńa cˇekańı´, obvykle jde o neˇkterou variantu cyklu s pra´zdnou operacı´.

1. Sdı´lena´zamykacı´promeˇnna´ – promeˇnna´ obsazeno mu˚zˇe by´t nastavena na 0 (false, volno) nebo 1 (true, obsazeno). Pokud je nastavena na 1, proces prova´dı´ pra´zdnou smycˇku. shared int obsazeno = 0; ... while(obsazeno) {}; obsazeno = 1; KS(); obsazeno = 0;

V kriticke´ sekci se mu˚zˇe nacha´zet pouze jeden proces, ale nenı´ vyrˇesˇena podmıńka konecˇnosti pru˚beˇhu kriticke´sekce ani konecˇnost cˇekańıóstatnıćh procesu˚(za´lezˇıńa tom, v jake´m porˇadı´se prova´dı´test while(obsazeno) cˇekajıćıćh procesu˚, do kriticke´sekce se dostane jednodusˇe ten proces, jehozˇ test se prova´dı´jako prvnı´po nastavenı´promeˇnne´ obsazeno na 0, cozˇje do urcˇite´mı´ry na´hoda).

2. Strˇı´da´nı´procesu˚ – prostrˇedek je strˇı´daveˇprˇirˇazova´n vsˇem procesu˚m. Pokud proces prostrˇedek zrovna nepotrˇebuje, zbytecˇneˇzdrzˇuje ostatnı´procesy, tedy metoda snizˇuje propustnost syste´mu a docha´zı´k uva´znutı´. Rˇ esˇenı´je pou- zˇitelne´v prˇı´padeˇ, kdy ma´me jen ma´lo procesu˚(pokud mozˇno dva), cozˇje v operacˇnı´m syste´mu velmi nepravdeˇpodobne´. Pro i-ty´proces: shared int pridelen = 0; ... while(pridelen != i) ; KS(); pridelen ++; if(pridelen == n) pridelen = 0;

Malou zmeˇnou lze odstranit uva´znutı´v prˇı´padeˇ, zˇe neˇktery´proces nechce prostrˇedek vyuzˇı´vat – prˇida´me pole hodnot 0, 1 (false, true), kde pro kazˇdy´ KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 73

proces bude jedna polozˇka. V tomto poli da´proces na veˇdomı´, zˇe chce vyu- zˇı´vat dany´prostrˇedek, nastavenı´m sve´polozˇky na 1, a mı´sto prˇideˇlenı´na´sle- dujı´cı´mu procesu se ve smycˇce prˇeskocˇı´ty procesy, ktere´ o prostrˇedek nestojı´. Pro i-ty´proces: shared int pridelen = 0; shared int priznaky[n] = (0,0,...,0); ... priznaky[i] = 1; while(pridelen != i) {}; KS(); priznaky[i] = 0; do { pridelen ++; if(pridelen == n) pridelen = 0; } while(!priznaky[pridelen]);

I po te´to u´praveˇvsˇak docha´zı´ke zbytecˇne´mu zdrzˇovańıćˇasovou rezˇiı´prˇirˇa- zovańı´prostrˇedku.

3. Bakery algorithm (pekarˇu˚v algoritmus) – procesu je prˇi zˇa´dosti o prˇı´stup do kriticke´sekce prˇideˇleno porˇadovećˇı´slo. Prˇednost ma´proces s nejnizˇsˇı´m porˇa- dovy´m cˇı´slem, a v prˇı´padeˇ, zˇe dva procesy majı´stejne´ porˇadovećˇı´slo, rozho- duje se mezi nimi podle dalsˇı´ho krite´ria (PID nebo porovnańı´jmen procesu˚ podle abecedy). shared int poradi[n] = (0,0,...,0); shared int prirazuje[n] = (0,0,...,0); ... prirazuje[i] = 1; poradi[i] = nejvyssi(poradi)+1; prirazuje[i] = 0; for(j=0; j

Algoritmus pracuje takto: v poli poradi ma´kazˇdy´proces cˇekajıćıńa pro- strˇedek prˇirˇazeno porˇadovećˇı´slo (pokud o prostrˇedek nezˇa´da´, je zde cˇı´slo 0), v poli prirazuje je u dane´ho procesu cˇı´slo 1, pokud zrovna probı´ha´prˇirˇazo- vańı´porˇadı´pro tento proces, po provedenı´prˇirˇazenı´ je hodnota vraćena zpeˇt na 0. Tı´m je zajisˇteˇno, zˇe sice je mozˇne´prˇideˇlit dveˇma procesu˚m stejne´porˇadı´, ale beˇhem tohoto prˇirˇazovańı´, kdy cˇı´slo nenı´„konzistentnı´“, nenı´zjisˇt’ovańa hodnota tohoto cˇı´sla jiny´m procesem (cˇekańı´ while((prirazuje[j]), tedy dokud je dana´hodnota rovna 1). Cˇekajıćı´proces pak procha´zı´pole poradi, a pokud narazıńa proces, jehozˇ porˇadovećˇı´slo je mensˇı´(nebo stejne´, ale mańizˇsˇı´ PID), pak v pra´zdne´m cyklu ({}) cˇeka´, azˇtento proces ukoncˇıćˇekańıá zpracuje svou cˇa´st ko´du v kriticke´ sekci. Kdyzˇproces takto projde cele´pole, pak uzˇzˇa´dny´jiny´proces nemańizˇsˇı´ porˇadovećˇı´slo (zˇa´dny´z nich uzˇnecˇekańa tento prostrˇedek), a proto i tento proces mu˚zˇe prove´st ko´d kriticke´sekce. Pak nastavı´sve´ porˇadıńa 0 a tı´m da´ najevo, zˇe uzˇprostrˇedek nepouzˇı´va´. Pekarˇu˚v algoritmus je pouzˇitelnyí pro vıćeprocesorove´syste´my. Je to jedno- znacˇnyá prˇitom jednoduchyálgoritmus, ktery´zamezuje sta´rnutı´procesu˚. Je pouzˇitelnyńaprˇı´klad tehdy, kdyzˇje procesor plańovań metodou FCFS.

4. Hardwarove´rˇesˇenı´ – neˇktere´procesory nabı´zejı´hardwarove´rˇesˇenı´pro aktivnı´ cˇeka´nı´, instrukci TSL (Test and Set Lock), swap nebo XCHG. Vsˇechny tyto instrukce neˇjaky´m zpu˚sobem prova´deˇjı´vy´meˇnu hodnoty za´mku kriticke´sekce a dane´ promeˇnne´. Pouzˇı´vajı´ se tak, zˇe neusta´le nastavujı´ za´mek na 1 (za- mcˇeno) a zjisˇt’ujı´, jaka´byla pu˚vodnı´hodnota prˇed tı´mto nastavenı´m. Mohou by´t pouzˇity jako soucˇa´st slozˇiteˇjsˇı´ho prostrˇedku aktivnı´ho cˇeka´nı´.

5.5 Synchronizacˇnı´na´stroje operacˇnı´ho syste´mu

Prostrˇedky popsane´vy´sˇe v kap. 5.4 jsou veˇtsˇinou bud’ hardwaroveˇza´visleńebo se implementujıńa straneˇprocesu, cozˇomezuje mozˇnosti jejich pouzˇitı´. Operacˇnı´ syste´my ve sve´m ja´drˇe obvykle nabı´zejı´komplexneˇjsˇı´synchronizacˇnıńa´stroje dostupne´pomocı´syste´movyćh volańı´. Jsou to prˇedevsˇı´m tyto na´stroje: • semafory, • mechanismus zpra´v, • monitory, • volańı´vzda´lene´procedury (RPC). KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 75

5.5.1 Semafory Semafory povolujıńebo zabranˇujı´prˇı´stupu do kriticke´sekce. Semafor je obvykle implementovań strukturou obsahujıćı´promeˇnnou se stavem semaforu a dalsˇı´pro- meˇnnou pro implementaci fronty procesu˚. Cˇekajıćı´procesy jsou blokovańy (suspen- dovańy) a zarˇazeny do te´to fronty, tedy jde o pasivnıćˇekańı´, ktere´je zajisˇt’ovańo operacˇnı´m syste´mem. Fronta mu˚zˇe by´t klasicka´FIFO nebo s prioritami. Pro rˇesˇenı´ u´loh z kap. 5.3 se pouzˇı´va´jeden nebo vıće semaforu˚. Existujı´dva typy semaforu˚– bina´rnıá obecne´. Semafor je kromeˇinicializacˇnı´funkce obsluhovań dveˇma funkcemi:

• funkci wait (prˇı´p. down, lock) spousˇtı´proces zˇa´dajıćıó vstup do kriticke´ sekce; pokud do kriticke´sekce nelze vstupit, je v ra´mci te´to funkce proces blokovań (suspendovań) a zarˇazen do fronty, jinak funkce koncˇı´bez tohoto du˚sledku, • funkci signal (prˇı´p. send, up, unlock) spousˇtı´proces vystupujıćı´z kriticke´ sekce a slouzˇı´ k vybrańı´ na´sledujıćı´ho procesu z fronty a jeho poslańı´ do kriticke´sekce, tedy ukoncˇı´jeho blokovańıá zarˇadı´do fronty prˇipravenyćh.

Proces nejdrˇı´v zavola´ funkci wait (a prˇı´padneˇ je blokovań), pak provede ko´d kriticke´sekce a potom zavola´funkci signal povolujıćı´dalsˇı´mu prostrˇedku prˇı´stup do kriticke´sekce. Posloupnost operacı´pro proces zˇa´dajıćıó vstup do kriticke´sekce a dany´semafor je na´sledujıćı´: ... wait(semafor); KS(); signal(semafor); ... Funkce wait a signal by meˇly by´t atomicke´ (nedeˇlitelne´, neprˇerusˇitelne´), a take´k fronteˇsemaforu by meˇl by´t vy´hradnı´prˇı´stup (prˇi prˇida´vańıńebo vybı´rańı´ z fronty)1.

1Neprˇerusˇitelnost funkcı´ wait a signal lze jednodusˇe zarˇı´dit na jednoprocesorove´m syste´mu (naprˇı´klad zaka´zańı´m prˇerusˇenı´beˇhem vykona´vańı´ko´du funkce), ale ve vıćeprocesorove´m syste´mu tuto jednoduchou metodu nelze pouzˇı´t. Obvykle se tento proble´m rˇesˇıóznacˇenı´m teˇchto funkcı´ samotnyćh za kriticke´sekce a jejich softwarovy´m rˇesˇenı´m. Takte´zˇvy´hradnı´prˇı´stup k fronteˇse teˇzˇko rˇesˇı´, a to v prˇı´padeˇ, kdy je fronta dynamicka´. Proto se v takovyćhto prˇı´padech (sdı´lena´pameˇt’) pouzˇı´vajı´spı´sˇe staticke´pameˇt’ove´struktury prˇes rˇadu jejich nevy´hod oproti dynamicky´m. KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 76

Bina´rnı´ semafor ma´ dva stavy: 0 (cˇervena´) pro za´kaz vstupu, 1 (zelena´) pro povolenı´vstupu. V teˇchto stavech se reaguje takto:

0 (cˇervena´): Pokud nynıńeˇktery´proces spustı´funkci wait, je blokovań a zarˇa- zen do fronty semaforu. Prˇi volańı´funkce signal se zkontroluje, zda neˇktery´proces cˇeka´ve fronteˇ. Jestlizˇe ano, je prvnıćˇekajıćı´proces zarˇazen do fronty prˇipravenyćh a tı´m je mu povoleno vstupit do kriticke´sekce, kdyzˇje fronta pra´zdna´, semafor se pouze nastavıńa 1. 1 (zelena´): Na proces volajıćı´ funkci wait tato funkce nema´ zˇa´dny´ vliv, jen nastavı´semafor na 0. Funkce signal v tomto stavu nenı´volańa.

Obecny´semafor (promeˇnna´zachycujıćı´jeho stav, cˇı´tacˇ) mu˚zˇe naby´vat ru˚znyćh celocˇı´selnyćh hodnot. typedef struct TSemafor { int stav; TFrontaProcesu fronta; } extern struct TSemafor semafor; Z hlediska procesu se obecne´semafory pouzˇı´vajı´stejneˇjako bina´rnı´, vnitrˇneˇ jsou vsˇak implementovańy jinak a oproti bina´rnı´m semaforu˚m uchova´vajı´dalsˇı´ informace navıć. Obvykle za´porna´hodnota semaforu urcˇuje, kolik procesu˚cˇeka´ ve fronteˇ, kladnańaopak znamena´, zˇe semafor je „prˇedplacen“, urcˇuje, kolikra´t je mozˇno kolem semaforu projı´t bez cˇekańı´. Obecne´semafory se pouzˇı´vajı´ve dvou variantaćh:

a) cˇı´tacˇnaby´va´hodnot ≥ 0 (neza´porny´ch) – oproti bina´rnı´mu prˇida´va´jen funkci „prˇedplacenı´“. Funkce wait a signal jsou implementova´ny na´sledovneˇ:

• wait prˇi hodnoteˇcˇı´tacˇe semaforu > 0 snı´zˇı´hodnotu cˇı´tacˇe o 1 a ukoncˇı´ se (proces nenı´blokovań), prˇi hodnoteˇ = 0 zablokuje proces a zarˇadı´ho do fronty. • signal zkontroluje frontu. Kdyzˇje fronta pra´zdna´, zvy´sˇıćˇı´tacˇ o 1, a kdyzˇ nenı´pra´zdna´(tedy cˇı´tacˇje = 0), odblokuje prvnıćˇekajıćı´proces a posˇle ho do fronty prˇipravenyćh.

b) cˇı´tacˇnaby´vaí za´pornyćh hodnot – funkce wait a signal jsou implemento- vańy takto: KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 77

• wait snı´zˇıćˇı´tacˇo 1. Pokud prˇed tı´mto snı´zˇenı´m byl cˇı´tacˇ ≥ 0 (zˇa´dny´ cˇekajıćı´proces), hned se ukoncˇı´(a proces mu˚zˇe pokracˇovat do kriticke´ sekce), kdyzˇbyl cˇı´tacˇ < 0, zablokuje proces a zarˇadı´ho do fronty. • signal zvy´sˇıćˇı´tacˇo 1. Pokud byl cˇı´tacˇprˇed zvy´sˇenı´m < 0 (po zvy´sˇenı´ ≤ 0), pak zkontroluje frontu; pokud fronta nenı´pra´zdna´, prvnıćˇekajıćı´ proces odblokuje a posˇle do fronty prˇipravenyćh.

Pouzˇitıóbecnyćh semaforu˚si uka´zˇeme na rˇesˇenı´synchronizacˇnıú´lohy Producent - konzument s omezeny´m bufferem. Potrˇebujeme dva semafory:

• semafor volne zakazuje producentovi prˇekrocˇit velikost bufferu, iniciujeme ho na pocˇet polozˇek, ktere´se vejdou do sdı´lene´pameˇti (tedy „prˇedplatı´me“), • semafor obsazene zakazuje konzumentovi vybı´rat z bufferu, kdyzˇje zrovna pra´zdny´, iniciujeme ho na 0. Producent: Konzument: do { do { produkuj(data); wait(obsazene); wait(volne); cti(data); zapis(data); signal(volne); signal(obsazene); zpracuj(data); } while(1); } while(1); Dalsˇı´prˇı´klad je rˇesˇenı´m u´lohy Peˇt hladovyćh filozofu˚. Pro N prostrˇedku˚ma´me N kritickyćh sekcı´, tedy budeme mı´t pole N semaforu˚. Vsˇechny iniciujeme na 1. Dalsˇı´ semafor bude hlı´dat, aby prostrˇedky vyuzˇı´valo pouze N-1 procesu˚(je inicializovań na N-1). Na´sledujıćı´ko´d je pro i-ty´proces: #define N 5 do { mysli(); struct TSemafor sem[N]; wait(S); struct TSemafor S; wait(sem[i]); for(i=0; i

5.5.2 Mechanismus zpra´v Procesy mohou by´t synchronizovańy take´mechanismem zpra´v. Pod tı´mto pojmem rozumı´me nejen prˇı´me´zası´lańı´zpra´v (send a receive), ale takeńeprˇı´mou komunikaci posı´lańı´zpra´v prˇes porty (sockety). Metoda je vhodnaí pro vıćeprocesorove´prostrˇedı´vcˇetneˇ synchronizace v ra´mci pocˇı´tacˇove´sı´teˇ. Pak se prˇi adresaci uda´va´takeádresa pocˇı´tacˇe v sı´ti (uzel), protozˇe PID procesu nemusı´by´t v ra´mci sı´teˇjedinecˇne´. Pouzˇı´va´se tedy adresovańı´prˇı´me´ (uzel.PID) nebo neprˇı´me´(uzel.cˇı´slo portu, IP adresa.cˇı´slo portu, atd.). U neprˇı´me´ho adresovańı´by´va´port prˇedstavovań sdı´lenou pameˇtı´– schrańkou – pevneńebo promeˇnne´de´lky. Procesy se zpra´vami pracujı´pomocı´funkcı´(syste´movyćh volańı´) obvykle na- zvanyćh send a receive. Prˇi pouzˇitı´prˇı´me´ho adresovańı´komunikace funguje vy´sˇe popsany´m zpu˚sobem (kap. 4.6), u neprˇı´me´ho adresovańı´tyto funkce pracujı´ na´sledovneˇ: • funkce send zkontroluje, zda schrańka nenı´plna´; pokud nenı´plna´, odesı´lajıćı´ proces posˇle zpra´vu, jinak je proces zablokovań a zpra´va je poslańa azˇpo jeho odblokovańı´(po uvolneˇnı´mı´sta ve schrańce), • funkce receive volanaádresa´tem zkontroluje, zda schrańka nenı´pra´zdna´; pokud nenı´pra´zdna´, prˇijme zpra´vu, jinak je proces zablokovań azˇdo doby, kdy je do schrańky dorucˇena zpra´va, a ta je pak prˇijata. Na´sledujıćı´prˇı´klad je rˇesˇenı´m u´lohy Producent - konzument pro buffer pevne´ de´lky. Jsou definovańy dveˇschrańky: • volne – kdyzˇse producentovi podarˇı´z te´to schrańky zı´skat zpra´vu, mu˚zˇe produkovat, na zacˇa´tku je celańaplneˇna zpra´vami informujıćı´mi o mozˇnosti produkovat, konzument zde zasˇle zpra´vu po kazˇde´m zpracovańı´polozˇky, • obsazene – zde producent zası´la´zpra´vy s vyprodukovany´mi polozˇkami. #define MAX 20 struct TSchranka volne, obsazene; for(i=0; i

Pokud ma´ schrańka velikost 0, jde vlastneˇ o variantu prˇı´me´ho adresovańı´ a tento prˇı´pad se nazy´va´ dostavenıćˇko (randez-vous). Samotne´volańı´funkce send nebo receive zpu˚sobı´zablokovańı´volajıćı´ho procesu, proces je odblokovań azˇ tehdy, kdyzˇje volańa pa´rova´funkce, tedy azˇkdyzˇjsou volańy obeˇfunkce send a receive, mu˚zˇe komunikace probeˇhnout (vza´jemnećˇekańı´). Na´sledujıćı´ko´d je rˇesˇenı´m u´lohy Producent - konzument bez sdı´lene´pameˇti. Oproti prˇedchozı´m rˇe- sˇenı´m musı´by´t komunikace synchronnı´. Producent: Konzument: do { do { produkuj(data); receive(producent,data); send(konzument,data); zpracuj(data); receive(konzument,ok); send(producent,ok); } while(1); } while(1);

5.5.3 Monitory Monitor je synchronizacˇnı´prostrˇedek na vysˇsˇıú´rovni. Zapouzdrˇuje v sobeˇskupinu datovyćh struktur, procesy k nim mohou prˇistupovat pouze prˇes rozhranıúrcˇene´ prˇı´stupovy´mi funkcemi. Funkcı´mu˚zˇe by´t jaky´koliv pocˇet a urcˇujı´ru˚zne´zpu˚soby praće s daty monitoru. Datove´struktury zapouzdrˇene´v monitoru by´vajıóznacˇovańy jako podmıńky. Tyto podmıńky mohou by´t implementovańy pomocı´semaforu˚ a semaforoveópe- race wait a signal jsou pouzˇı´vańy prˇı´stupovy´mi funkcemi monitoru (nikoliv procesy), kazˇda´prˇı´stupova´funkce vyuzˇı´va´jednu nebo vıće ru˚znyćh podmıńek. Jde o to, aby kazˇda´podmıńka mohla by´t v jednom okamzˇiku vyuzˇı´vańa pouze jednı´m procesem (jedinou funkcı´). Proto prˇı´stupova´funkce okamzˇiteˇpo sve´m spusˇ- teˇnı´zavola´funkci wait kazˇde´podmıńky,kterou bude pouzˇı´vat, a tı´m zabrzdı´spusˇ- teˇnı´ktere´koliv dalsˇı´funkce, ktera´by tuto podmıńku takećhteˇla pouzˇı´vat. Teˇsneˇ prˇed svy´m ukoncˇenı´m pak funkce opeˇt rezervovane´podmıńky odblokuje jejich funkcemi signal.

5.5.4 RPC RPC (Remote Procedure Call, volańı´vzda´lene´procedury) rozumı´me postup, kdy proces vola´proceduru jine´ho procesu. Mu˚zˇe se jednat nejen o volańı´procedury (funkce) naprogramovane´v spustitelne´m souboru, ale takeó proceduru (funkci) nacha´zejıćı´se v knihovneˇ(vcˇetneˇknihoven API rozhranıóperacˇnı´ho syste´mu). KAPITOLA 5 SYNCHRONIZACE PROCESU˚ 80

RPC se obvykle realizuje pomocı´synchronnıćh zpra´v, kdy zˇa´dajıćı´proces posˇle procesu - majiteli dotycˇne´ procedury zpra´vu obsahujıćı´ take´ prˇı´padne´ skutecˇne´ parametry pro danou proceduru a cˇekańa odpoveˇd’. Druhy´proces obdrzˇı´zpra´vu, vyvola´proceduru a volajıćı´mu procesu odesˇle zpra´vu s vy´sledkem provedenı´procedury. KAPITOLA 6

Uva´znutı´procesu˚(Deadlock)

K uva´znutı´procesu˚docha´zı´, kdyzˇneˇktery´proces cˇeka´na prostrˇedek, ktery´je prˇideˇlen jiny´m cˇekajı´cı´m procesu˚m. Uva´znutı´je samozrˇejmeˇnezˇa´doucı´, proto je vhodne´ te´to situaci prˇedcha´zet nebo, pokud nastane, ji rˇesˇit co nejsˇetrneˇji vzhledem k syste´mu i procesu˚m.

6.1 Za´kladnı´pojmy

Pokud proces chce pouzˇı´vat prostrˇedek, musıó tento prostrˇedek nejdrˇı´v pozˇa´dat. Jeho zˇa´dost mu˚zˇe by´t vyplneˇna, a potom je procesu tento prostrˇedek prˇideˇlen, proces ho mu˚zˇe pouzˇı´vat v ra´mci jeho mozˇnostıá bezpecˇnostnıćh opatrˇenı´, kdyzˇ uzˇproces tento prostrˇedek nepouzˇı´va´, meˇl by ho uvolnit. Pokud zˇa´dost procesu o prostrˇedek z neˇjake´ho du˚vodu nemu˚zˇe by´t vyplneˇna, proces cˇeka´ na prostrˇedek. Prostrˇedky rozdeˇlı´me do trˇı´d, v jedne´trˇı´deˇmohou by´t pouze prostrˇedky navza´- jem zameˇnitelne´, tedy proces bude vzˇdy zˇa´dat prostrˇedek z urcˇite´trˇı´dy a mu˚zˇe mu by´t jedno, ktery´konkre´tnı´prostrˇedek z te´to trˇı´dy dostane. Konkre´tnı´prostrˇedky z urcˇite´trˇı´dy budeme nazy´vat instance. Naprˇı´klad trˇı´da operacˇnı´pameˇt’ ma´jako instance jednotlive´bloky (strańky, segmenty) pameˇti, trˇı´da tiska´rny obsahuje ru˚zne´tiska´rny, ktere´jsou v „rozumne´“ vzda´- lenosti od dane´ho uzˇivatele a tedy zameˇnitelne´, trˇı´deˇ cˇas CPU prˇı´slusˇejı´jako instance cˇasovećykly procesoru, ktere´mohou by´t procesu˚m prˇideˇlovańy, . . . Mnozˇina procesu˚je ve stavu uva´znutı´, pokud kazˇdy´proces v te´to mnozˇineˇcˇeka´ na uda´lost, kterou mu˚zˇe vyvolat pouze neˇktery´z procesu˚v te´zˇe mnozˇineˇ. Jedna´se

81 KAPITOLA 6 UVA´ ZNUTI´ PROCESU˚ (DEADLOCK) 82 zde prˇedevsˇı´m o uda´lost uvolneˇnı´prostrˇedku pouzˇı´vane´ho neˇktery´m procesem, prˇı´padneˇneˇktere´typy komunikace (cˇekańıńa potvrzenı´ zpra´vy). Proble´m uva´znutı´se rˇesˇı´bud’ neˇkterou metodou prˇedcha´zenıúva´znutıńebo prˇedpovı´dańı´ uva´znutı´, nebo se nerˇesˇı´ vu˚bec a nanejvy´sˇ jsou implementovańy postupy zjisˇteˇnıúva´znutı´.

6.2 Popis stavu prˇideˇlenı´prostrˇedku˚

Stav prˇideˇlenı´prostrˇedku˚lze popsat grafem prˇideˇlenı´prostrˇedku˚. Je to orientovany´ graf, jehozˇvrcholy jsou dvojı´ho druhu:

• procesy – kazˇdy´proces syste´mu ma´zde svu˚j vrchol, tyto vrcholy majı´tvar kruhovy´, • prostrˇedky – kazˇda´ trˇı´da prostrˇedku˚ ma´ zde svu˚j vrchol tvaru obde´lnı´ku, v neˇm je pro kazˇdou instanci trˇı´dy (tj. konkre´tnı´prostrˇedek) jedna tecˇka.

Orientovane´hrany jsou take´dvojı´ho druhu:

• hrana zˇa´dosti o prostrˇedek vede od procesu, ktery´zˇa´da´o prostrˇedek, k vrcholu trˇı´dy prostrˇedku, o ktery´zˇa´da´, • hrana prˇideˇlenı´prostrˇedku vede od instance trˇı´dy prostrˇedku (tedy od tecˇky ve vrcholu trˇı´dy) k procesu, ktere´mu byl prostrˇedek prˇideˇlen.

Prˇı´klad: V syste´mu jsou procesy P1, P2 a P3 a prostrˇedky R1 se dveˇma instancemi, R2 s jednou instancı´ a R3 se cˇtyrˇmi instancemi. Proces P1 ma´ prˇideˇlenu jednu instanci prostrˇedku R1 a zˇa´daó prostrˇedek R2, proces P2 ma´prˇideˇleny dveˇinstance prostrˇedku R3 a zˇa´da´ o prostrˇedek R1, proces P3 ma´ prˇideˇlenu jednu instanci prostrˇedku R1 a jednu instanci prostrˇedku R2 a momenta´lneˇnezˇa´daó zˇa´dne´dalsˇı´ prostrˇedky. Co z grafu na obra´zku 6.1 mu˚zˇeme vycˇı´st? Pokud v grafu nenı´ zˇa´dna´kruzˇ- nice, zˇa´dny´proces nenı´blokovań cˇekańı´m na prostrˇedek. Jestlizˇe je v grafu neˇjaka´ kruzˇnice, mu˚zˇe, ale nemusı´dojı´t k uva´znutı´. K uva´znutı´v prˇı´padeˇkruzˇnice dojde, pokud kazˇda´trˇı´da prostrˇedku˚na kruzˇnici ma´pra´veˇjednu instanci. V grafu nenı´zˇa´dna´kruzˇnice, proto zˇa´dny´proces neuva´zl. Kdyby prostrˇedek trˇı´dy R2 byl prˇideˇlen procesu P2 mı´sto procesu P3, v grafu by byla kruzˇnice P1 → R2 → P2 → R1 → P1, ale nedosˇlo by k uva´znutı´, protozˇe azˇproces P3 nebude potrˇebovat prˇideˇlenou instanci prostrˇedku R1, uvolnı´ji a tato instance mu˚zˇe by´t prˇideˇlena procesu P2, kteryó tento prostrˇedek zˇa´da´, a tı´m je kruzˇnice odstraneˇna KAPITOLA 6 UVA´ ZNUTI´ PROCESU˚ (DEADLOCK) 83

P1 P2 P3 3 So 6 @ SoS S @ SS @ S S @ S S @ S S @ S S @ S S @ © @R S S S S R1 R2 R3 r r r rrrr Obra´zek 6.1: Graf prˇideˇlenı´prostrˇedku˚

(hrana zˇa´dosti o prostrˇedek se zmeˇnı´ na hranu prˇideˇlenı´ prostrˇedku, ktera´ ma´ opacˇnou orientaci). Kdyby ale prˇi situaci v grafu na obra´zku 6.1 proces P3 pozˇa´dal o dalsˇı´prostrˇedek R1, vznikla´kruzˇnice by znamenala uva´znutı´, protozˇe vsˇechny instance prostrˇedku˚ patrˇı´cı´ch do kruzˇnice drzˇı´pra´veˇuva´zle´procesy P1 a P3, zˇa´dny´z nich nemu˚zˇe by´t uvolneˇn.

6.3 Podmı´nky vzniku uva´znutı´

K uva´znutı´dojde, pokud jsou splneˇny vsˇechny na´sledujı´cı´ podmı´nky:

1. Existence prostrˇedku˚, ktere´nelze sdı´let (prostrˇedku˚ , ktere´v jednom okamzˇiku mu˚zˇe pouzˇı´vat nejvy´sˇe jeden proces).

2. Existuje alesponˇjeden proces, ktery´ma´prˇideˇlen neˇjaky´prostrˇedek a cˇeka´na prˇideˇlenı´jine´ho prostrˇedku, ktery´je prˇideˇlen jine´mu procesu.

3. Prˇi spra´veˇprostrˇedku˚je pouzˇı´vańo nepreemptivnı´ plańovańı´, tedy k uvolneˇnı´ prˇideˇlenyćh prostrˇedku˚docha´zı´pouze ze strany procesu˚, prostrˇedky nejsou „na´silneˇ“ odebı´rańy.

4. Dojde ke kruhove´mu cˇekańı´, tedy existuje takova´posloupnost ru˚znyćh procesu˚ P0, P1,...,Pn, Pn+1, zˇe kazˇdy´proces Pi cˇekańa prostrˇedek prˇideˇleny´procesu Pi+1 v te´to posloupnosti, 0 ≤ i ≤ n), Pn+1 = P0 (jiny´mi slovy: kazˇdy´proces cˇeka´, azˇten, ktery´je v posloupnosti za nı´m, uvolnıúrcˇity´prostrˇedek, poslednı´ je totozˇny´s prvnı´m). KAPITOLA 6 UVA´ ZNUTI´ PROCESU˚ (DEADLOCK) 84

6.4 Prevence uva´znutı´

U´ cˇelem je zajistit, aby nemohla nastat neˇktera´z podmı´nek vzniku uva´znutı´(stacˇı´, kdyzˇ nemu˚zˇe nastat jedna z nich, protozˇe k uva´znutı´ dojde pouze tehdy, kdyzˇ nastanou vsˇechny za´rovenˇ). Postupneˇprobereme jednotlive´ podmı´nky.

Prostrˇedky, ktereńelze sdı´let: Cˇa´stecˇny´m rˇesˇenı´m je vytvorˇenı´rozhranı´k pro- strˇedku, ktere´prˇevezme u´koly procesu˚, ktere´by jinak musely o prostrˇedek zˇa´dat. Toto rˇesˇenı´mu˚zˇeme pouzˇı´t naprˇı´klad u tiska´rny, kdy vytvorˇı´me specia´lnıóbsluzˇny´ proces, ktery´bude obsluhovat tiskovou frontu tiska´rny – prˇijme od procesu data, ktera´majı´by´t vytisknuta, zarˇadı´do fronty a pak postupneˇtiska´rneˇposı´la´data v da´vkaćh se stanovenou strukturou a de´lkou. Obecneˇvsˇak tento proble´m nelze rˇesˇit, u neˇkteryćh typu˚prostrˇedku˚neexistuje mozˇnost takove´rozhranı´vytvorˇit.

Proces ma´prˇideˇlen prostrˇedek a cˇeka´na jiny´: Tento proble´m lze rˇesˇit dveˇma zpu˚soby, kazˇdy´z nich je pouzˇitelny´pro jiny´typ prostrˇedku˚:

1. Prˇed vlastnı´m spusˇteˇnı´m procesu mu budou prˇideˇleny vsˇechny prostrˇedky, ktere´by mohl potrˇebovat (pouzˇije se pro prostrˇedky,ktere´lze sdı´let, naprˇı´klad pameˇt’).

2. Umozˇnı´me procesu zˇa´dat o dalsˇı´prostrˇedky azˇkdyzˇ uvolnı´vsˇechny pro- strˇedky, ktere´ meˇl prˇideˇlene´ (musı´ uvolnit vsˇechny prostrˇedky, ktere´ byly prˇideˇleny postupem z tohoto bodu).

Pro kazˇdou trˇı´du prostrˇedku˚se bude pouzˇı´vat jeden z teˇchto dvou zpu˚sobu˚ rˇesˇenı´. Hlavnıńevy´hodou te´to metody je, zˇe prostrˇedky prˇideˇlene´podle prvnı´ho bodu mohou by´t zbytecˇneˇma´lo vyuzˇı´vańy (naprˇı´klad cˇas procesoru u procesu, ktery´je interaktivnı´, tedy cˇasto cˇekańa reakci uzˇivatele), je take´velka´pravdeˇpodobnost sta´rnutıńeˇkteryćh procesu˚(proces cˇekańa prostrˇedek, ktery´je neusta´le prˇideˇlovań jiny´m procesu˚m, ktereńaprˇı´klad majı´vysˇsˇı´prioritu).

Nepreemptivnı´plańovańı´: Rˇ esˇenı´m je vyuzˇitıńeˇkteryćh prvku˚preemptivnı´ho plańovańı´(tedy pouzˇijeme mozˇnost odebrat prostrˇedek procesu, trˇebazˇe tento proces by jesˇteˇpotrˇeboval prostrˇedek pouzˇı´vat). Symbolicky mu˚zˇeme postup zapsat takto (oznacˇı´me R, S prostrˇedky a P, Q procesy, proces P zˇa´daó prostrˇedek R): KAPITOLA 6 UVA´ ZNUTI´ PROCESU˚ (DEADLOCK) 85

IF (volnyÂ(R)) {prÏideÏl(P,R)} ELSE IF (EXIST Q:(pouzÏõÂvaÂ(Q,R)AND EXIST S:(cÏekaÂ(Q,S)) {uvolni(R), prÏideÏl(P,R)} Slovneˇ: pokud prostrˇedek, o ktery´proces zˇa´da´, je volny´, prˇideˇlı´me mu ho, ale pokud ne, zjistı´me, ktery´proces tento prostrˇedek ma´prˇideˇlen a prˇitom cˇekańa prˇideleˇnı´ jine´ho prostrˇedku. Pokud takovy´ proces (Q) najdeme, odebereme mu prostrˇedek (prˇedpokla´dejme, zˇe o tento prostrˇedek mu˚zˇe znovu pozˇa´dat, azˇho bude potrˇebovat), a prˇideˇlı´me ho zˇa´dajıćı´mu procesu P. Kdyzˇnenajdeme zˇa´dny´ proces Q, ktere´mu bychom mohli „zabavit“ zˇa´dany´ prostrˇedek, proces P bude muset pocˇkat. Tato metoda je opeˇt vhodna´pouze pro neˇktere´trˇı´dy prostrˇedku˚, a to pro takove´, ktere´lze odebrat bez nebezpecˇı´posˇkozenı´dosavadnıćˇinnosti procesu – bud’ prˇerusˇenı´jejich pouzˇı´vańıńema´vliv na cˇinnost procesu a nava´zańıćˇinnosti po opeˇtovne´m prˇideˇlenıńenı´proble´m, nebo lze stav pouzˇı´vańı´prostrˇedku snadno zaznamenat a po znovuprˇideˇlenı´pomocı´tohoto za´znamu nava´zat (naprˇı´klad cˇas procesoru nebo pameˇt’prˇi pouzˇitı´strańkovańı´).

Kruhovećˇekańı´: Vytvorˇı´me posloupnost trˇı´d prostrˇedku˚s prˇesneˇstanoveny´m porˇadı´m, kazˇdy´proces mu˚zˇe zˇa´dat pouze o takove´prostrˇedky, ktere´jsou v posloupnosti azˇza teˇmi, ktere´jizˇma´prˇideˇlene´. Pokud chce proces pozˇa´dat o prostrˇedek trˇı´dy, ktera´ je v posloupnosti prˇed neˇktery´m prostrˇedkem, ktery´jizˇma´prˇideˇlen, musıúvolnit vsˇechny prostrˇedky, ktere´by ten zˇa´dany´mohly v posloupnosti na´sledovat. Zˇ a´dosti o prostrˇedky z te´zˇe trˇı´dy musı´by´t sdruzˇeny, tedy jestlizˇe proces „sˇpatneˇ odhadl“ mnozˇstvı´ prostrˇedku˚ z jedne´ trˇı´dy, ktere´ bude potrˇebovat k rˇa´dne´mu dokoncˇenı´svećˇinnosti, prˇed dalsˇı´zˇa´dostıó dostatecˇne´mnozˇstvı´prostrˇedku˚te´to trˇı´dy musı´to, co jizˇmeˇl prˇideˇleno, uvolnit. Naprˇı´klad ma´me posloupnost R = (R1,R2,...,Rn) trˇı´d prostrˇedku˚. Proces ma´ prˇideˇleny prostrˇedky trˇı´d R1,R3 a R8. Bez proble´mu˚mu˚zˇe pozˇa´dat o prostrˇedky z trˇı´d R9,R10,..., ale pokud bude chtı´t pozˇa´dat o prostrˇedek z trˇı´dy R2, musıúvolnit prˇideˇlene´prostrˇedky z trˇı´d R3 a R8. Jestlizˇe chce pozˇa´dat o dalsˇı´prostrˇedky trˇı´dy R3, musıúvolnit nejen prostrˇedky trˇı´dy R8, ale i trˇı´dy R3. Efektivnost te´to metody je do znacˇne´mı´ry dańa porˇadı´m trˇı´d prostrˇedku˚v posloupnosti. Pokud je porˇadı´sˇpatneˇnavrzˇeno, procesy te´meˇrˇneusta´le cˇekajıá mu˚zˇe docha´zet k jejich sta´rnutı´. Porˇadı´je vhodneńavrhovat prˇedevsˇı´m s ohledem na obvykle´porˇadı´vyuzˇı´vańı´zdroju˚, naprˇı´klad vneˇjsˇı´pameˇti (obecneˇvstupnı´peri- KAPITOLA 6 UVA´ ZNUTI´ PROCESU˚ (DEADLOCK) 86 ferie) by meˇly by´t v posloupnosti prˇed obvykly´mi vy´stupnı´mi periferiemi vcˇetneˇ tiska´rny.

6.5 Prˇedpovı´da´nı´uva´znutı´

Prˇi pouzˇitı´tohoto postupu nejsou procesy nuceny (obvykle) prˇedcˇasneˇuvolnˇovat prˇideˇlene´prostrˇedky, ale principem je spra´vneˇodhadnout, kdy by prˇideˇlenı´dalsˇıćh prostrˇedku˚mohlo zpu˚sobit uva´znutıá takove´prˇideˇlenı´ pozdrzˇet. Stav syste´mu je bezpecˇny´, jestlizˇe existuje alesponˇjedno porˇadı´prˇideˇlovańı´ pro- strˇedku˚, prˇi ktere´m vsˇechny procesy mohou u´speˇsˇneˇdokoncˇit svou cˇinnost bez uva´znutı´. Stav, kteryńenı´bezpecˇny´, jesˇteˇnemusı´znamenat uva´znutı´, ale mu˚zˇe k neˇmu ve´st. Prvnı´mozˇne´rˇesˇenı´je pouzˇitelne´pro syste´m, kde kazˇda´trˇı´da prostrˇedku˚ma´ pra´veˇjednu instanci (vyuzˇı´va´me graf prˇideˇlenı´prostrˇedku˚), druhe´je o neˇco na´rocˇ- neˇjsˇı´, ale je pouzˇitelneí pro syste´m, kde trˇı´dy mohou mı´t vıće nezˇjednu instanci. Prvnı´rˇesˇenı´je postaveno na pouzˇitı´grafu prˇideˇlenı´ prostrˇedku˚, druhe´, Banke´rˇu˚v algoritmus, na simulaci ru˚znyćh porˇadı´prˇideˇlovańı´zdroju˚.

6.5.1 Graf na´roku˚a prˇideˇlenı´prostrˇedku˚ Vytvorˇı´me graf na´roku˚a prˇideˇlenı´prostrˇedku˚ u´pravou grafu prˇideˇlenı´prostrˇedku˚. Prˇida´me novy´typ hrany, budeme mı´t tedy celkem trˇi typy hran:

• hrana zˇa´dosti o prostrˇedek vede od procesu, ktery´zˇa´da´o prostrˇedek, k vrcholu trˇı´dy prostrˇedku, o ktery´zˇa´da´, • hrana prˇideˇlenı´prostrˇedku vede od prostrˇedku k procesu, ktere´mu byl pro- strˇedek prˇideˇlen, • hrana na´roku vede od procesu k prostrˇedku, znamena´, zˇe proces mu˚zˇe pozˇa´- dat o tento prostrˇedek.

Abychom hrany na´roku odlisˇili od hran zˇa´dosti, budeme je znacˇit tecˇkovaneˇ. Hrany na´roku pro urcˇity´proces vznikajı´prˇi spusˇteˇnı´tohoto procesu, pokud proces pozˇa´daó prostrˇedek, ke ktere´mu od neˇho vede hrana na´roku (nemu˚zˇe po- zˇa´dat o prostrˇedek, ke ktere´mu hrana na´roku nevede), tato hrana se zmeˇnıńa hranu zˇa´dosti o prostrˇedek, v prˇı´padeˇprˇideˇlenı´prostrˇedku se meˇnıńa hranu prˇideˇlenı´ prostrˇedku (meˇnı´se orientace hrany) a po uvolneˇnı´se opeˇt meˇnıńa hranu na´roku (znovu zmeˇna orientace). KAPITOLA 6 UVA´ ZNUTI´ PROCESU˚ (DEADLOCK) 87

Hrana zˇa´dosti o prostrˇedek se mu˚zˇe zmeˇnit na hranu prˇideˇlenı´ prostrˇedku (a tedy prostrˇedek je prˇideˇlen) pouze tehdy, kdyzˇse touto zmeˇnou nevytvorˇı´kruzˇ- nice – zmeˇna totizˇznamena´zmeˇnu orientace hrany. Algoritmus tedy pouze „simuluje“ zmeˇnu orientace hrany a spustı´postup detekce kruzˇnice v grafu. Na obra´zku 6.2 je zna´zorneˇn stav syste´mu se dveˇma procesy a trˇemi ru˚zny´mi prostrˇedky. Prvnı´proces nema´prˇideˇleny zˇa´dne´prostrˇedky, ale zˇa´daó prostrˇedek R2, mańa´rok pozˇa´dat o prostrˇedek R1. Druhy´proces ma´prˇideˇleny prostrˇedky R2 a R3, mańa´rok pozˇa´dat o prostrˇedek R1. V grafu nenı´zˇa´dna´kruzˇnice.

P1 P2

@ 6@I@ @ @ @ @ @ @ @ @ ? © @@R @

R1 R2 R3

Obra´zek 6.2: Graf na´roku˚a prˇideˇlenı´prostrˇedku˚

Kdyzˇ proces P1 pozˇa´da´ o prostrˇedek R1 a ten je tomuto procesu prˇideˇlen, vznikne v grafu kruzˇnice P1 → R2 → P2 → R1 → P1, cozˇznamena´nebezpecˇny´ stav. Kdyby v tomto nebezpecˇne´m stavu pozˇa´dal proces P2 o prostrˇedek R1, dosˇlo by k uva´znutı´, proto je nutne´nedopustit ani vznik kruzˇnice.

6.5.2 Banke´rˇu˚v algoritmus Prˇi pouzˇitı´ tohoto algoritmu musı´ syste´m evidovat informace, ktere´ mu budou poma´hat prˇi rozhodovańı´, zda prostrˇedek prˇideˇlit. Kazˇdy´ proces musı´ prˇedem ozna´mit, kolik kteryćh prostrˇedku˚maxima´lneˇbude pro svou cˇinnost potrˇebovat. Kdykoliv pak takovy´proces zˇa´daó prostrˇedky, syste´m zjistı´, kolik by jesˇteˇostatnı´ procesy mohly potrˇebovat, a pokud dospeˇje k na´zoru, zˇe prˇideˇlenı´zˇa´danyćh pro- strˇedku˚nepovede do nebezpecˇne´ho stavu, prˇideˇlı´je. Prˇedpokla´dejme, zˇe v syste´mu pracuje n procesu˚a je k dispozici m ru˚znyćh trˇı´d prostrˇedku˚. Potrˇebujeme na´sledujıćı´datove´struktury:

VOLNE – vektor o de´lce m, je v neˇm pro kazˇdy´prostrˇedek ulozˇen pocˇet neprˇideˇle- ny´ch instancı´, KAPITOLA 6 UVA´ ZNUTI´ PROCESU˚ (DEADLOCK) 88

PRIDELENO – matice s n rˇa´dky a m sloupci urcˇujıćı´, kolik prostrˇedku˚ma´ktery´ proces prˇideˇleno, budeme cha´pat jako vektor vektoru˚o de´lce m, kde kazˇdy´ vektor prˇı´slusˇı´jednomu procesu (tedy prostrˇedky prˇideˇlene´procesu Pi jsou ve vektoru PRIDELENO[i]), POTREBUJE – matice s n rˇa´dky a m sloupci urcˇujıćı´, kolik prostrˇedku˚bude ktery´ proces jesˇteˇpotrˇebovat k dokoncˇenı´svećˇinnosti, tedy po secˇtenı´dvou matic PRIDELENO + POTREBUJE dostaneme matici obsahujıćıú´daj o tom, kolik kteryćh prostrˇedku˚urcˇity´proces maxima´lneˇpotrˇebuje pro svou cˇinnost od spusˇteˇnıázˇpo ukoncˇenı´procesu (pro proces Pi je to vektor POTREBUJE[i]), POZADAVKY – matice s n rˇa´dky a m sloupci pozˇadavku˚jednotlivyćh procesu˚o pro- strˇedky, pokud jsou pozˇadavky procesu vyplneˇny, data se prˇicˇtou k prˇı´slusˇ- ne´mu rˇa´dku matice PRIDELENO.

Po spusˇteˇnı´procesu je prˇı´slusˇny´rˇa´dek matice POTREBUJE naplneˇn u´daji o tom, kolik ktere´ho prostrˇedku maxima´lneˇ bude moci proces pozˇadovat. Prˇi kazˇde´m prˇideˇlenı´prostrˇedku je prˇideˇleny´pocˇet instancı´prˇesunut z matice POTREBUJE do matice PRIDELENO, tedy proces postupneˇspotrˇebova´va´prˇideˇlene´prostrˇedky. Da´le budeme pro zjednodusˇenı´za´pisu pouzˇı´vat relaci ≤ pro vektory defino- vanou takto: necht’ V 1 a V 2 jsou vektory o de´lce m. V 1 ≤ V 2 pra´veˇtehdy kdyzˇ ∀i(V 1[i] ≤ V 2[i]), 1 ≤ i ≤ m. Slovy: prvnı´vektor je mensˇıńebo roven druhe´mu, jestlizˇe vsˇechny jeho prvky jsou mensˇıńebo rovny prvku˚ m se stejny´m indexem druhe´ho vektoru. Kdyzˇproces Pi zˇa´daó prˇideˇlenı´prostrˇedku, provede se tento algoritmus:

1. Pozˇadavek procesu je prˇida´n do i-te´ho rˇa´dku matice POZADAVKY (je prˇida´n do vektoru POZADAVKY[i]).

2. Jestlizˇe POZADAVKY[i] ≤POTREBUJE[i], pokracˇuj bodem 3, jinak odmı´tni prˇi- deˇlit prostrˇedek (proces svy´m pozˇadavkem prˇekrocˇil maximum prostrˇedku˚, ktere´ohla´sil prˇi sve´m spusˇteˇnı´).

3. Jestlizˇe POZADAVKY[i] ≤VOLNE, pokracˇuj bodem 4, jinak dej procesu Pi na veˇdomı´, zˇe bude cˇekat (proces zˇa´da´o vı´c, nezˇkolik je momenta´lneˇk dispozici, proces musı´pocˇkat, azˇneˇktery´dalsˇı´proces uvolnı´prostrˇedky).

4. Simuluj prˇideˇlenı´prostrˇedku˚: VOLNE=VOLNE−POZADAVKY[i] PRIDELENO[i]=PRIDELENO[i]+POZADAVKY[i] POTREBUJE[i]=POTREBUJE[i]−POZADAVKY[i] KAPITOLA 6 UVA´ ZNUTI´ PROCESU˚ (DEADLOCK) 89

5. Vytvorˇ pomocne´ datove´ struktury, ktere´ budou slouzˇit k simulaci dalsˇı´ho pru˚beˇhu stavu syste´mu v prˇı´padeˇ, zˇe prostrˇedky budou prˇideˇleny:

SIMVOLNE – vektor, ve ktere´m jsou prˇi simulaci stejna´data, jako v prˇı´padeˇ skutecˇne´ho pru˚beˇhu ve vektoru VOLNE, tento vektor inicializujeme hodnotami vektoru VOLNE, tedy SIMVOLNE=VOLNE, KONEC – vektor o n prvcıćh, ktere´jsou inicializovańy na false, pokud v pru˚- beˇhu simulace proces Pj bezpecˇneˇukoncˇı´svou cˇinnost, j-ty´prvek tohoto vektoru se nastavıńa true.

6. Najdi index j, pro ktery´platıóbeˇna´sledujıćı´podmıńky:

(a) KONEC[j]= false ...... jesˇteˇpracuje(neskoncˇil) (b) POTREBUJE[j] ≤SIMVOLNE . . nebude potrˇebovat vı´c nezˇje k dispozici

Jestli takovy´index neexistuje, pokracˇuj bodem 8, jinak pokracˇuj bodem 7.

7. Proved’ na´sledujı´cı´operace:

SIMVOLNE=SIMVOLNE+PRIDELENO[j]

...... „uvolnı´me“ prostrˇedky prˇideˇlene´procesu Pj KONEC[j]= true ...... „ukoncˇı´me“proces Pj Pokracˇuj bodem 6.

8. Jestlizˇe vektor KONEC obsahuje pouze hodnoty true, potom prˇi simulaci ne- dosˇlo k zablokovańıá vsˇechny procesy doka´zaly bez proble´mu˚ukoncˇit svou cˇinnost, syste´m je v bezpecˇne´m stavu, v opacˇne´m prˇı´padeˇ (alesponˇ jedna hodnota false) by se syste´m po prˇideˇlenı´pozˇadovanyćh prostrˇedku˚procesu Pi dostal do nebezpecˇne´ho stavu.

Jestlizˇe po simulaci stav bezpecˇny´, syste´m prˇideˇlı´pozˇadovane´prostrˇedky procesu Pi (vlastneˇto uzˇudeˇlal v bodu 4), jinak proces musı´cˇekat, nezˇbude zase dostatek prostrˇedku˚a je nutne´vra´tit zmeˇny z bodu 4 (vektor POZADAVKY[i] bude nada´le obsahovat nevyplneˇne´pozˇadavky procesu).

6.6 Detekce uva´znutı´

Opeˇt rozlisˇı´me dva prˇı´pady: prvnı´metoda je urcˇena pro syste´m, kde v kazˇde´trˇı´deˇ prostrˇedku˚je pra´veˇjeden prostrˇedek, druha´metoda pro syste´m, kde je ve trˇı´da´ch prostrˇedku˚povoleno i vı´ce instancı´. KAPITOLA 6 UVA´ ZNUTI´ PROCESU˚ (DEADLOCK) 90

6.6.1 U´ prava grafu prˇideˇlenı´prostrˇedku˚ Vytvorˇı´me graf cˇekańı´, ve ktere´m bude zachyceno vza´jemnećˇekańı´mezi procesy (jeden proces cˇeka´, azˇjinyúvolnıńeˇjaky´prostrˇedek). Protozˇe na´s momenta´lneˇza- jı´ma´jen to, ktery´proces uva´zl, nepotrˇebujeme informaci o tom, na ktere´prostrˇedky ktere´procesy cˇekajı´(snadneˇji se detekuje kruzˇnice). Graf cˇekańı´zı´ska´me z grafu prˇideˇlenı´zdroju˚tak, zˇe odstranı´me vsˇechny uzly odpovı´dajıćı´prostrˇedku˚m a necha´me hrany,ktere´do nich a z nich vedly,zkolabovat (tedy hrana, ktera´vedla od procesu k prostrˇedku, se prˇesmeˇruje na vsˇechny uzly – procesy, ke ktery´m vedly hrany prˇideˇlenı´prostrˇedku).

P1 P2

6@ 6 @ @ - @ P1 P2 @ @@R

R1 R2

Obra´zek 6.3: Graf prˇideˇlenı´prostrˇedku˚a ekvivalentnı´ graf cˇeka´nı´

Na obra´zku 6.3 je uka´zka vytvorˇenı´grafu cˇekańı´pro graf prˇideˇlenı´prostrˇedku˚. Je to obdoba grafu na´roku˚prostrˇedku˚na obra´zku 6.2 ze strany 87 bez prostrˇedku R3, kteryńema´vliv na uva´znutı´, s prˇideˇlenı´m pozˇadovane´ho prostrˇedku R1 procesu P1. V grafu cˇekańıńenı´kruzˇnice, proto bude tento prostrˇedek prˇideˇlen. Kdyby byl pouzˇı´vań postup prˇedpovı´dańıúva´znutı´, k prˇideˇlenı´by nedosˇlo, tady vsˇak neprova´dı´me predikci, ale pouze detekci jizˇexistujıćı´ho uva´znutı´. Na obra´zku 6.4 je v grafu prˇideˇlenı´prostrˇedku˚stav, kdy proces P2 zˇa´daó prˇi- deˇlenı´prostrˇedku R1, a ekvivalentnı´graf cˇekańı´. V obou grafech je kruzˇnice, v tom druhe´m je sna´ze zjistitelna´(ma´me meńeˇuzlu˚v grafu), detekovali jsme uva´znutı´ syste´mu.

6.6.2 U´ prava Banke´rˇova algoritmu Banke´rˇu˚v algoritmus slouzˇı´ k prˇedvı´dańı´ uva´znutı´, pro detekci stacˇı´ jeho zjed- nodusˇenı´. Budeme pouzˇı´vat na´sledujıćı´datove´struktury definovane´stejneˇjako u Banke´rˇova algoritmu: KAPITOLA 6 UVA´ ZNUTI´ PROCESU˚ (DEADLOCK) 91

P1 P2

6@ 6 @ @ R @ P1 P2 @ I © @@R

R1 R2

Obra´zek 6.4: Graf prˇideˇlenı´prostrˇedku˚a ekvivalentnı´ graf cˇeka´nı´

• VOLNE • PRIDELENE • POZADAVKY

Algoritmus pro zjisˇteˇnı´uva´znutı´je na´sledujı´cı´:

1. Vytvorˇ pomocne´ datove´ struktury, ktere´ budou slouzˇit k simulaci dalsˇı´ho pru˚beˇhu stavu syste´mu v prˇı´padeˇ, zˇe prostrˇedky budou prˇideˇleny:

SIMVOLNE – inicializujeme hodnotami vektoru VOLNE, SIMVOLNE=VOLNE, KONEC – vektor o n prvcı´ch, ktere´jsou inicializova´ny na false.

2. Najdi index j, pro ktery´platıóbeˇna´sledujıćı´podmıńky:

(a) KONEC[j]= false ...... jesˇteˇpracuje(neskoncˇil) (b) POZADAVKY[j] ≤SIMVOLNE ...... nezˇa´da´vı´c nezˇje k dispozici

Jestli takovy´index neexistuje, pokracˇuj bodem 4, jinak pokracˇuj bodem 3.

3. Proved’ na´sledujı´cı´operace:

SIMVOLNE=SIMVOLNE+PRIDELENO[j]

...... „uvolnı´me“ prostrˇedky prˇideˇlene´procesu Pj KONEC[j]= true ...... „ukoncˇı´me“proces Pj Pokracˇuj bodem 2.

4. Jestlizˇe vektor KONEC obsahuje pouze hodnoty true, potom nedosˇlo k uva´z- nutı´, v opacˇne´m prˇı´padeˇ(alesponˇjedna hodnota false) dosˇlo k uva´znutı´, a to teˇch procesu˚, pro jejichzˇindex je hodnota ve vektoru KONEC rovna false. KAPITOLA 6 UVA´ ZNUTI´ PROCESU˚ (DEADLOCK) 92

6.7 Reakce prˇi zjisˇteˇnı´zablokova´nı´

Neˇktery´m z algoritmu˚z prˇedchozı´kapitoly bylo zjisˇteˇno uva´znutıá vı´me take´, ktere´procesy uva´zly (v prˇı´padeˇprvnı´ho algoritmu jsou to procesy na detekovane´ kruzˇnici, u druhe´ho algoritmu procesy, jejichzˇindex ve vektoru KONEC je nastaven na false). Dalsˇı´reakce za´visıńa tom, zda s prostrˇedky pracujeme preemptivneˇnebo nepreemptivneˇ. Prˇi preemptivnı´praći s prostrˇedky postupneˇuvolnˇujeme prostrˇedky, ktere´majı´ prˇideˇleny uva´znute´procesy, a prˇideˇlujeme je jiny´m procesu˚m tak dlouho, dokud se neodstranı´ uva´znutı´. Klıćˇovy´ je „vy´beˇr obeˇti“, tedy procesu˚, ktery´m budou prostrˇedky postupneˇ odebı´rańy, meˇlo by by´t take´ zajisˇteˇno, aby po odstraneˇnı´ uva´znutı´ tyto procesy mohly postupneˇ prostrˇedky opeˇt dosta´vat a ukoncˇit tak svou praći. Pokud nepouzˇı´va´me nepreemptivnı´plańovańı´, jediny´m rˇesˇenı´m je ukoncˇovat procesy tak dlouho, dokud existuje uva´znutı´, prˇi takove´m na´silne´m ukoncˇenı´procesu jsou jeho prostrˇedky uvolneˇny a prˇideˇleny jiny´m procesu˚m. Opeˇt je du˚lezˇite´, jak vybı´ra´me „obeˇt’“, protozˇe na´silneˇukoncˇeny´proces samozrˇejmeˇnemu˚zˇe dokon- cˇit svou praći. Existujı´procesy, ktere´takto mu˚zˇeme ukoncˇit a pak restartovat bez nebezpecˇı´ztra´ty dat nebo nekonzistence dat cˇi stavu syste´mu, u jinyćh bohuzˇel toto nebezpecˇı´je. KAPITOLA 7

Spra´va periferiı´

Periferie se take´nazy´vajı´vstupneˇ-vy´stupnı´zarˇı´zenı´(V/V zarˇı´zenı´, I/O zarˇı´zenı´). V te´to kapitole se nejdrˇı´v podı´va´me strukturu I/O syste´mu, druhy periferiı´, ovladacˇe a potom se budeme kra´tce veˇnovat problematice nı´zkou´rovnˇove´ho prˇı´stupu k periferiı´m pomocı´prˇeru- sˇenı´.

7.1 I/O syste´m

Obvykla´struktura I/O syste´mu je ve veˇtsˇineˇmodernıćh operacˇnıćh syste´mu˚na´- sledujıćı´: Procesy

I/O rozhranı´(I/O API) Uzˇivatelsky´rezˇim

Spra´vci I/O Privilegovany´rezˇim Ovladacˇe beˇzˇı´cı´v rezˇimu ja´dra HAL (Hardware Abstraction Layer) HW (perifernı´zarˇı´zenı´)

Obra´zek 7.1: Struktura I/O syste´mu

I/O rozhranı´ je sada rutin (funkcı´) a objektu˚poskytovana´operacˇnı´m syste´mem procesu˚m pro prˇı´stup k periferiı´m, jiny´m zpu˚sobem obvykle beˇzˇne´procesy s periferiemi komunikovat nemohou (to neplatı´pro neˇktere´syste´move´procesy).

93 KAPITOLA 7 SPRA´VA PERIFERII´ 94

Spra´vci periferiı´ jsou moduly syste´mu, ktere´prova´deˇjı´spra´vu urcˇite´ho zarˇı´zenı´, naprˇı´klad spra´vce tisku nebo spra´vce pro neˇktery´disk, by´vajıúsporˇa´dańi do stromove´struktury, ve ktereńadrˇı´zeny´spra´vce rˇı´dıćˇinnost ostatnıćh spra´vcu˚.

7.2 Druhy periferiı´

Zarˇı´zenı´deˇlı´me na vstupnı´ a vy´stupnı´, ale toto deˇlenıńenıú´plneˇdisjunktnı´– existujı´ zarˇı´zenı´, ktera´patrˇı´do obou teˇchto skupin (pak je nazy´va´me vstupneˇ-vy´stupnı´). Vstupnı´je naprˇı´klad kla´vesnice, vy´stupnı´beˇzˇny´monitor nebo tiska´rna, vstupneˇ- vy´stupnı´jsou trˇeba diskove´pameˇti nebo dotykovaóbrazovka. Z hlediska mozˇnostı´vyuzˇı´vańı´procesy deˇlı´me periferie do trˇı´skupin:

• vyhrazena´zarˇı´zenı´ – tato zarˇı´zenıńemohou slouzˇit vıće procesu˚m najednou, je to naprˇı´klad tiska´rna. Spra´vce tohoto zarˇı´zenı´musı´zajistit, aby procesy nebyly zbytecˇneˇzdrzˇovańi. Pro to existujı´dveˇza´kladnı´ mozˇnosti:

– vyhrazovańı´ zarˇı´zenı´ – jednodusˇsˇı´ mozˇnost, ktera´ ale moc proble´mu˚ nerˇesˇı´ – jeden proces pouzˇı´va´ zarˇı´zenı´, ostatnı´ musı´ pocˇkat trˇeba ve fronteˇ, azˇproces sa´m zarˇı´zenıúvolnı´, – virtualizace zarˇı´zenı´(ovladacˇtypu server, viz da´le) – proces ve skutecˇ- nosti komunikuje s jakousi „virtua´lnıńa´hradou“, specia´lnı´m procesem, a teprve tento proces komunikuje se samotny´m zarˇı´zenı´m, komunikace s procesem je rychlejsˇıńezˇse zarˇı´zenı´m a navıć dı´ky ru˚zny´m technolo- giı´m vcˇetneˇmultithreadingu mu˚zˇe specia´lnı´proces komunikovat s vıće procesy najednou.

• sdı´lena´zarˇı´zenı´ – tato zarˇı´zenı´mohou slouzˇit najednou vıće procesu˚m s tı´m, zˇe kazˇdy´proces ma´vyhrazenu svou vlastnıćˇa´st, typicky´ prˇı´klad je operacˇnı´ pameˇt’ nebo vneˇjsˇı´ pameˇt’ova´ me´dia. Spra´vce prˇideˇluje, odebı´ra´ a eviduje cˇa´sti zarˇı´zenı´prˇideˇlene´jednotlivy´m procesu˚m a musı´prˇedevsˇı´m zajistit, aby procesy prˇistupovaly pouze k teˇm cˇa´stem, ktere´jsou pro neˇvyhrazeny nebo kam je jim prˇı´stup povolen. • spolecˇna´zarˇı´zenı´ – k teˇmto zarˇı´zenı´m mu˚zˇe bez proble´mu˚prˇistupovat vıće procesu˚najednou, jejich stav neby´va´z vneˇjsˇku meˇneˇn a proto nevyzˇadujı´ cˇasto ani synchronizaci prˇı´stupu. Je to naprˇı´klad mikrofon nebo neˇktery´typ cˇidla (trˇeba teplomeˇr cˇi vlhkomeˇr). KAPITOLA 7 SPRA´VA PERIFERII´ 95

Perifernı´zarˇı´zenı´da´le deˇlı´me podle rozsa´hlosti dat, se ktery´mi doka´zˇou najednou pracovat jejich ovladacˇe na • znakova´ – kla´vesnice, tiska´rna, mysˇ, termina´l, apod., • blokova´ – pameˇt’ova´zarˇı´zenı´jako je trˇeba pevny´disk, • specia´lnı´ – naprˇı´klad cˇasovacˇ.

7.3 Ovladacˇe

Ovladacˇzarˇı´zenı´je program (proces po spusˇteˇnı´), ktery´slouzˇı´jako rozhranı´mezi zarˇı´zenı´m a procesy. Hlavnıú´lohou ovladacˇe je zprostrˇedkova´vat komunikaci mezi zarˇı´zenı´m a procesy tak, aby procesy mohly stejny´m zpu˚sobem prˇistupovat k ru˚ zny´m zarˇı´zenı´m te´hozˇtypu, naprˇı´klad u dvou ru˚znyćh tiska´ren by nemeˇl by´t proces nucen zjisˇt’o- vat, jak prˇesneˇmajı´by´t forma´tovańa data, jake´parametry majı´by´t tiska´rneˇzadańy a v jake´m porˇadı´, atd. Proto spra´vce zarˇı´zenı´ poskytuje procesu˚m sadu sluzˇeb (funkcı´), ktere´jsou vzˇdy pro jake´koliv zarˇı´zenı´stejneˇnazvańy, jen pokazˇde´jinak pracujı´. Jsou to naprˇı´klad funkce: Init(zarÏõÂzenõÂ) inicializuje zarˇı´zenı´, funkce obvykle vracı´jeho stav (prˇipraveno nebo chyba), Open(zarÏõÂzenõÂ) otevrˇe komunikacˇnı´kana´l mezi zarˇı´zenı´m a procesem, nava´zˇe spojenı´, funkce vracı´ identifikaci komunikacˇnı´ho kana´lu (cˇı´slo, ktere´ bude nada´le pro komunikaci pouzˇı´vańo), Close(zarÏõÂzenõÂ) uzavrˇe komunikacˇnı´kana´l, zrusˇı´spojenı´, Read(zarÏõÂzenõÂ,Blok),Write(zarÏõÂzenõÂ,Blok) prˇenos dat mezi blokovy´m zarˇı´zenı´m a procesem – cˇtenı´bloku dat ze zarˇı´zenı´, za´pis bloku dat, Getc(zarÏõÂzenõÂ),Putc(zarÏõÂzenõÂ,Zn) – tote´zˇpro znakova´zarˇı´zenı´– cˇtenı´ znaku ze zarˇı´zenı´, poslańı´znaku na zarˇı´zenı´, Seek(zarÏõÂzenõÂ,param) prˇesun na zadanou pozici v ra´mci poslanyćh dat, Cntl(parametry) prˇı´stup k dalsˇı´m mozˇnostem zarˇı´zenı´, ma´ru˚zne´parametry podle toho, co zarˇı´zenıńabı´zı´(vsˇechny funkce, ktere´se „nevejdou“ do prˇed- chozıćh). Rozlisˇujeme dva za´kladnı´druhy ovladacˇu˚: • klasickeóvladacˇe – jednodusˇsˇı´procesy, ktere´zprostrˇedkova´vajı´komunikaci, prˇekla´dajı´ volańı´ obecneˇ pojmenovanyćh sluzˇeb na konkre´tnı´ proudy dat urcˇene´zarˇı´zenı´, KAPITOLA 7 SPRA´VA PERIFERII´ 96

• ovladacˇe typu server – specia´lnı´procesy vytva´rˇejıćı´dokonalejsˇı´rozhranı´mezi procesy (klienty) a zarˇı´zenı´m; proces posˇle data tomuto specia´lnı´mu procesu a nemusı´ cˇekat na jejich dalsˇı´ zpracovańı´ ani posı´lat po malyćh da´vkaćh podle pozˇadavku˚zarˇı´zenı´, mı´sto cˇekańı´mu˚zˇe da´le pokracˇovat ve sve´praći, specia´lnı´proces zarˇadı´tato data do fronty a postupneˇje sa´m posı´la´zarˇı´zenı´ (architektura klient-server). Z mnoha du˚vodu˚ je dobre´ rozdeˇlit ovladacˇ na dveˇ cˇa´sti, ktere´ mezi sebou komunikujı´stylem Producent - konzument: • hornıćˇa´st je Producent, prˇebı´ra´data od procesu˚a ukla´da´je do fronty (u vstup- nıćh zarˇı´zenı´zase prˇebı´ra´data z druhećˇa´sti, kompletuje je a zası´laádresa´tovi), • dolnıćˇa´st je Konzument, komunikuje prˇı´mo se zarˇı´zenı´m – vybı´ra´z fronty data a podle pozˇadavku˚zarˇı´zenı´mu je posı´la´(u vstupnıćh zarˇı´zenı´prˇebı´ra´ data ze zarˇı´zenıá rˇadı´do fronty). Toto rozdeˇlenı´ma´smysl zvla´sˇteˇu ovladacˇu˚typu server, ale je uzˇitecˇneí u klasic- kyćh ovladacˇu˚. Dolnı´polovina je hardwaroveˇza´visla´, proto kdyzˇchceme napsat ovladacˇpro neˇkolik druhu˚te´hozˇtypu zarˇı´zenı´(naprˇ. neˇkolik ru˚znyćh tiska´ren), stacˇı´prˇepsat dolnıćˇa´st a do hornı´te´meˇrˇnemusı´me zasahovat.

7.4 Prˇerusˇenı´

Pod pojmem prˇerusˇenıćha´peme prˇerusˇenıńorma´lnı´ho beˇhu procesu (posloupnosti vykona´vanyćh instrukcı´jeho programu). V multitaskove´m syste´mu prˇerusˇenı´zpu˚- sobı´zmeˇnu stavu beˇzˇıćı´ho procesu (je odebrań procesor), ale azˇpo dokoncˇenı´pra´veˇ zpracova´vaneínstrukce1. Prˇerusˇenı´mu˚zˇe by´t generovańo bud’hardwaroveˇ, pak hovorˇı´me o hardwarove´m prˇerusˇenı´, tato prˇerusˇenı´majı´prˇideˇlena cˇı´sla IRQ (Interrupt Request – pozˇadavek prˇerusˇenı´), nebo softwaroveˇoperacˇnı´m syste´mem nebo beˇzˇıćı´m procesem2, pak jde o softwarove´prˇerusˇenı´. Hardwarova´prˇerusˇenı´jsou naprˇı´klad generovańa I/O zarˇı´zenı´mi jako je kla´- vesnice (stisk kla´vesy) nebo mysˇ(pohyb cˇi stisknutı´tlacˇı´tka), ale trˇeba take´procesorem prˇi pokusu o deˇlenıńulou (takova´to prˇerusˇenı´vznikla´ chybou se takeńazy´vajı´

1Instrukce je nejmensˇıá da´le nedeˇlitelny´povel, ktere´mu rozumı´jizˇprˇı´mo procesor, program je posloupnost teˇchto instrukcı´. Jednomu prˇı´kazu vysˇsˇı´ho programovacı´ho jazyka odpovı´daóbvykle cely´sled instrukcı´. Typicky jde o prˇesuny jedno- cˇi neˇkolikabytovyćh u´daju˚mezi registrem procesoru a pameˇtı´, jednoducheáritmetickeóperace apod. 2V „zabezpecˇeneˇjsˇıćh“ operacˇnıćh syste´mech beˇzˇne´ procesy nemohou generovat prˇerusˇenı´ prˇı´mo, ale volańı´m ja´dra. KAPITOLA 7 SPRA´VA PERIFERII´ 97 vyjı´mky – exceptions), prˇi nezna´me´ instrukci, prˇerusˇenı´ generovana´ cˇasovacˇem (v pravidelnyćh intervalech, prˇedem nastavenyćh), prˇi hardwaroveímplementaci ochrany pameˇti je procesorem generovańo prˇerusˇenı´prˇi neopra´vneˇne´m prˇı´stupu do chrańeˇne´pameˇti. Softwarova´prˇerusˇenı´jsou generovańa procesem naprˇı´klad prˇi zˇa´dosti o pro- strˇedek (vcˇetneˇvy´stupu na obrazovku) nebo prˇi pokusu vyvolat urcˇitou uda´lost a tı´m i jejıóbsluzˇnou rutinu (uvnitrˇprocesu nebo i u jine´ho procesu cˇi operacˇnı´ho syste´mu), operacˇnı´m syste´mem naprˇı´klad prˇi porusˇenı´ bezpecˇnosti syste´mu. Po vykonańı´kazˇdeínstrukce procesor zjistı´, zda beˇhem jejı´ho vykona´vańıńe- dosˇlo k vygenerovańı´prˇerusˇenı´, a jestlizˇe ano, postupuje se na´sledovneˇ:

1. beˇzˇıćı´proces je prˇerusˇen a zarˇazen do neˇktere´fronty (obvykle fronta prˇipra- venyćh procesu˚), jeho kontext je ulozˇen, 2. rˇı´zenı´prˇevezme operacˇnı´syste´m, resp. jeho modul pro obsluhu prˇerusˇenı´(In- terrupt Handler), ktery´zjistı´, o jake´prˇerusˇenı´jde a vytvorˇı´datovou strukturu s u´daji ty´kajıćı´mi se prˇerusˇenı´(typ, jak bylo vyvolańo, souvisejıćı´data, . . . ), pokud takove´to struktury jsou vyzˇadovańy, 3. podle typu prˇerusˇenı´se urcˇı´, jak ma´by´t osˇetrˇeno, tedy je spusˇteˇna prˇı´slusˇna´ obsluzˇna´rutina (funkce nebo procedura, ktera´je na toto prˇerusˇenıńapojena), 4. po provedenıóbsluzˇne´rutiny je procesor prˇideˇlen neˇktere´mu z prˇipravenyćh procesu˚(mu˚zˇe to by´t tenty´zˇ, ktery´byl prˇerusˇen).

Za urcˇityćh okolnostıńesmı´by´t osˇetrˇena (tj. musı´by´t ignorovańa) prˇerusˇenıúrcˇena´ dane´mu procesu, naprˇ. z du˚vodu˚synchronizace, pak hovorˇı´me o za´kazu prˇerusˇenı´. Zaka´zana´prˇerusˇenı´jsou tzv. maskovańa (maskovane´prˇerusˇenı´je ignorovańo), neˇ- ktera´prˇerusˇenı´vsˇak nelze maskovat a proces o nich musıóbdrzˇet zpra´vu (naprˇı´klad deˇlenıńulou). Spra´va periferiı´musı´prˇedevsˇı´m zajistit spra´vnou obsluhu prˇerusˇenı´. V nejjed- nodusˇsˇı´m prˇı´padeˇse prova´dı´pomocı´ vektoru˚prˇerusˇenı´ uda´vajıćıćh adresu obsluzˇne´ rutiny. V syste´mu MS-DOS je spra´va prˇerusˇenı´prova´deˇna na´sledovneˇ:

• pro kazˇde´prˇerusˇenı´je nadefinovań programovy´ko´d (obsluzˇna´rutina – program, funkce, rutina, tj. ovladacˇprˇerusˇenı´), ktery´se ma´spustit v prˇı´padeˇ, zˇe je toto prˇerusˇenı´generovańo, • vektor prˇerusˇenı´je usporˇa´dana´dvojice (vektor o dvou prvcıćh) [segment,offset], kteraúda´vaádresu v pameˇti (tj. je to vlastneˇpointer), na ktere´ je pra´veˇtento programovy´ko´d, a kdyzˇvı´me, kde hledat tento vektor, pak snadno mu˚zˇeme spustit obsluhu prˇerusˇenı´, ktereńastalo, KAPITOLA 7 SPRA´VA PERIFERII´ 98

• vektory prˇerusˇenı´jsou ulozˇeny od adresy, ktera´je zna´ma´ nejen syste´mu, ale take´vsˇem programu˚m, kazˇdy´vektor obsahuje dva u´daje, kazˇdy´zabı´ra´2 B, tedy celkem vektor zabı´ra´4 B pameˇti, • vektory jsou naskla´da´ny za sebou, proto kdyzˇzna´me cˇı´slo prˇerusˇenı´, ktere´ nastalo (prˇerusˇenı´jsou ocˇı´slova´na od 0), stacˇı´prove´st vy´pocˇet

vy´chozı´adresa + cˇı´slo prˇerusˇenı´ ∗ 4,

zı´ska´me adresu, na ktere´je vektor prˇerusˇenı´s adresou ko´du obsluhujıćı´ho prˇerusˇenı´s tı´mto cˇı´slem, • pokud je generovańo prˇerusˇenı´, je prˇerusˇen beˇh programu a je zpracovańa obsluha prˇerusˇenı´ urcˇena´ vektorem, potom mu˚zˇe beˇh programu zase po- kracˇovat (MS-DOS nenı´multitaskovy´syste´m, plnohodnotneˇmu˚zˇe beˇzˇet jen jediny´proces).

Pokud je implementovań multitasking, je samozrˇejmeˇ nutne´ obsluhu prˇerusˇenı´ rozsˇı´rˇit, protozˇe generovane´prˇerusˇenıńemusı´by´t urcˇeno beˇzˇıćıáplikaci a navıć mu˚zˇe by´t nadefinovańo velke´mnozˇstvı´softwarovyćh prˇerusˇenı´. Potom se vy´sˇe popsany´m zpu˚sobem spravujı´pouze za´kladnı´druhy prˇerusˇenıá vektory prˇerusˇenı´ ukazujı´ na cˇa´sti modulu obsluhy prˇerusˇenı´, ktery´ shroma´zˇdı´ informace o typu prˇerusˇenı´, adresa´tovi a dalsˇı´data a to vsˇe posˇle (naprˇı´klad jako zpra´vu) adresa´tovi. Adresa´t (proces, ktere´mu je prˇerusˇenıúrcˇeno) ma´pak definovańy vlastnıóbsluzˇne´ rutiny, ktere´pak zpra´vu da´le zpracujı´. KAPITOLA 8

Pameˇt’ova´me´dia

Pameˇt’ova´me´dia take´patrˇı´mezi perifernı´zarˇı´zenı´, ale protozˇe jejich spra´va je nejna´rocˇ- neˇjsˇı´, nejfrekventovaneˇjsˇıá klıćˇova´pro praći cele´ho operacˇnı´ho syste´mu (operacˇnı´syste´m je koneckoncu˚ulozˇen na pevne´m disku, cozˇje pameˇt’ove´ me´dium), budeme se jim veˇnovat podrobneˇji zde a pak jesˇteˇv na´sledujıćı´kapitole o spra´veˇdisku˚.

8.1 Za´kladnı´pojmy

Pod pojmem pameˇt’ove´me´dium (nebo take´vneˇjsˇı´pameˇt’)rozumı´me perifernı´zarˇı´zenı´ slouzˇıćı´k ukla´dańı´dat. Hardwarovy´m rozhranı´m, prˇes ktere´je pameˇt’ove´me´dium prˇipojeno k pocˇı´tacˇi, je u´lozˇisˇteˇ. V prˇı´padeˇdisku˚a pa´sek (pevnyćh disku˚, CD, disket, za´lohovacıćh pa´sek, apod.) je to mechanika tohoto disku cˇi pa´sky, pro USB flash disky je to USB rozhranı´, sveú´lozˇisˇteˇmajı´take´pameˇt’ove´karty. Pameˇt’ova´me´dia mohou by´t bud’ napevno prˇipojena datovy´m kabelem k za´- kladnı´desce pocˇı´tacˇe, trˇeba prˇı´mo ve skrˇıńi pocˇı´tacˇe (naprˇı´klad beˇzˇny´pevny´disk) nebo mohou by´t vymeˇnitelna´, a v tom prˇı´padeˇje datovy´m kabelem prˇipojeno pouze u´lozˇisˇteˇtohoto me´dia (naprˇı´klad CD mechanika). Me´dia mohou by´t bud’ se sekvencˇnı´m prˇı´stupem (pa´sky) nebo mohou umozˇ- nˇovat prˇı´stup na kteroukoliv svou cˇa´st (prˇedevsˇı´m disky). V prˇı´padeˇsekvencˇnı´ho prˇı´stupu nenı´proble´m s adresacı´, ale v prˇı´padeˇdisku˚ pouzˇı´va´me „vıćerozmeˇrnou“ adresaci urcˇujıćı´prˇesnou polohu dat na disku. V dalsˇı´m textu budeme pouzˇı´vat pojmy ty´kajıćı´se struktury disku:

Stopy jsou soustrˇedne´kruzˇnice na disku.

99 KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 100

Sektory jsou vy´secˇe kruzˇnic, kazˇdy´sektor obsahuje 512 B dat (tj. 1/2 kB). Protozˇe by v takove´m prˇı´padeˇsektory u vneˇjsˇı´ho okraje byly mnohona´sobneˇveˇtsˇıńezˇ sektory blı´zko strˇedu disku (vzˇdy se ale do sektoru ulozˇı´pra´veˇ512 B dat), u noveˇjsˇıćh disku˚je na vneˇjsˇıćh stopaćh vıće sektoru˚nezˇna stopaćh vnitrˇnıćh. Disk samotny´doka´zˇe pracovat vzˇdy jen s cely´mi sektory, neumı´je rozdeˇlit na cˇa´sti. Desky a povrchy – pevny´disk se skla´da´z vıće desek (kruhu˚) na jedneóse, kazˇda´ deska ma´dva povrchy. Hlava (cˇtecıá za´pisova´) je jedna pro kazˇdou dvojici protilehlyćh povrchu˚(tj. v kazˇde´ „sˇteˇrbineˇ“ jedna). Cylindr (z angl. cylinder, va´lec) je tata´zˇstopa na vsˇech povrsˇıćh (tedy ze vsˇech povrchu˚vezmeme stopu s dany´m polomeˇrem, a to je take´polomeˇr cylindru). Fyzickaádresa dat na disku za´visıńa typu disku (IDE nebo SCSI), je to bud’ [povrch, stopa, sektor] nebo [cylindr, hlava, sektor], s touto adresou nedoka´zˇe prˇı´mo pracovat operacˇnı´syste´m, ten pracuje s logickou adresou (to mu˚zˇe by´t trˇeba cˇı´slo logicke´ho sektoru, kdy sektory ma´me ocˇı´slovańy absolutneˇ na cele´m disku, sektory s nizˇsˇı´m cˇı´slem jsou u okraje, s vysˇsˇı´m cˇı´slem u strˇedu disku). Cluster (cˇte se [klastr]) je jeden nebo vıće sektoru˚, a stejneˇjako samotny´disk doka´zˇe pracovat jen s cely´mi sektory, souborovy´syste´m doka´zˇe pracovat pouze s cely´mi clustery (naprˇı´klad soubor, i kdyzˇzabı´ra´trˇeba jen 3 B, musı´me ulozˇit do cele´ho clusteru, zbytek clusteru zu˚stane nevyuzˇit). Je to tedy nejmensˇıćˇa´st disku, se kterou doka´zˇe pracovat operacˇnı´syste´m. Aby mohlo by´t pameˇt’ove´me´dium pouzˇı´vańo, musıńa neˇm by´t prˇedprˇipravena urcˇita´struktura, musı´by´t forma´tovańo. Nı´zkou´rovnˇove´forma´tovańı´ je za´pis znacˇek pro sektory a stopy na magneticke´m me´diu (pevny´disk, disketa, apod.), prova´dıóbvykle vy´robce. Vysokou´rovnˇove´forma´tovańı´ je vytvorˇenı´souborove´ho syste´mu, urcˇı´me, jaky´m zpu˚- sobem budou na me´diu data ukla´dańa a vytvorˇı´me neˇktereńezbytne´datove´ struktury (naprˇ. pro FAT souborovy´syste´m FAT tabulku). Pro tento u´kon se pojem „forma´tovańı´“ pouzˇı´va´prakticky jen ve Windows, v jinyćh operacˇnıćh syste´mech se pouzˇı´va´pojem „vytvorˇenı´souborove´ho syste´mu“. Prˇed vytvorˇenı´m souborove´ho syste´mu mu˚zˇeme pameˇt’ove´me´dium, typicky pevny´ disk, rozdeˇlit na logicke´disky (svazky,oblasti, partitions podle terminologie v ru˚znyćh operacˇnıćh syste´mech), na jednom fyzicke´m disku je vzˇdy alesponˇjeden logicky´ disk. KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 101

Rozdeˇlenı´se prova´dı´pomocıńa´stroju˚cˇasto nazy´vanyćh FDISK. Tento na´stroj je soucˇa´stı´veˇtsˇiny dnes pouzˇı´vanyćh syste´mu˚. Bohuzˇel jsou do urcˇite´mı´ry navza´jem nekompatibilnıá mu˚zˇe se sta´t, zˇe disk rozdeˇleny´fdiskem jednoho operacˇnı´ho syste´mu (trˇeba Linuxu) deˇla´proble´my jine´mu operacˇnı´mu syste´mu (Windows, proto se doporucˇuje v prˇı´padeˇ, zˇe uzˇivatel chce mı´t na jednom disku Windows i Linux, pro za´kladnı´rozdeˇlenıá nadefinovańı´Windows oblastı´pouzˇı´t fdisk Windows a teprve pro zbytek disku fdisk Linuxu). Neˇktereńa´stroje na rozdeˇlenı´disku nedoka´zˇou meˇnit hranice oblastı´bez ztra´ty dat (tj. data musı´me za´lohovat), ale neˇktere´Linuxoveńa´stroje a neˇktere´programy pro Windows (zde veˇtsˇinou komercˇnı´) doka´zˇeou s hranicemi oblastı´pracovat bez ztra´ty dat (ale za´lohovana´by pro jistotu by´t meˇla). Na logicke´m disku (oblasti) jizˇ mu˚zˇeme vytvorˇit souborovy´syste´m.

8.2 Adresa´rˇova´struktura

Pameˇt’ova´me´dia mohou obsahovat velmi mnoho dat, a aby bylo vu˚bec mozˇne´ se v teˇchto datech vyznat, vyhleda´vat, pouzˇı´vat je, prˇida´vat dalsˇı´ nebo neˇktera´ odstranˇovat, musı´by´t vhodneˇorganizovańa. Data se obvykle nacha´zejı´v jednotkaćh, ktereńazy´va´me soubory. Soubor je tedy posloupnost dat s vlastnı´m vy´znamem, dat, ktera´k sobeˇneˇjaky´m zpu˚sobem patrˇı´ (trˇeba dokument, obra´zek nebo tabulka). Souboru˚mu˚zˇe by´t opeˇt velmi mnoho, proto take´musı´by´t trˇı´deˇny.Trˇı´deˇnı´se prova´dı´do jednotek, ktery´m rˇı´ka´me adresa´rˇe. Adresa´rˇobvykle obsahuje u´daje o souborech, ktere´jsou do neˇho vlozˇeny, vcˇetneˇjejich fyzicke´ho umı´steˇnıńa disku (adresy), od toho i na´zev. Protozˇe adresa´rˇje vlastneˇsouhrn dat o souborech, v mnoha ope- racˇnıćh syste´mech je transparentneˇcha´pań take´jako soubor, trˇebazˇe se specia´lnı´m vy´znamem. Adresa´rˇe tvorˇı´strukturu, kterańaby´va´ru˚znyćh stupnˇu˚slozˇitosti. Adresa´rˇ, ktery´ obsahuje vsˇe ostatnı´, co se na me´diu nacha´zı´, se nazy´va´ korˇenovyádresa´rˇ (root). Podle toho, do jake´mı´ry mu˚zˇe by´t adresa´rˇova´struktura slozˇita´ a jejı´prvky navza´jem vnorˇene´. Rozlisˇujeme tyto druhy adresa´rˇovyćh struktur:

Jednou´rovnˇova´struktura – existuje pouze jedinyádresa´rˇ, root, vsˇechny soubory jsou v neˇm. Tuto koncepci pouzˇı´val operacˇnı´syste´m CP/M. Dvouu´rovnˇova´struktura – v rootu mohou by´t odkazy na adresa´rˇe, tyto adresa´rˇe vsˇak nemohou obsahovat dalsˇıádresa´rˇe, jen soubory. Je to vylepsˇenı´jedno- u´rovnˇove´struktury o rozdeˇlenı´souboru˚jednotlivyćh uzˇivatelu˚a syste´mu. KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 102

Stromova´struktura – v adresa´rˇi mohou by´t dalsˇıádresa´rˇe, ktere´se nazy´vajı´ podadresa´rˇe, v ktere´mkoliv adresa´rˇi mohou by´t soubory. Cela´struktura tvorˇı´strom s jednı´m korˇenem – korˇenovy´m adresa´rˇem. Tuto strukturu pouzˇı´va´pro sve´ souborove´syste´my Windows. Acyklicka´struktura – oproti stromove´strukturˇe navıć prˇida´va´mozˇnost mı´t soubory a neˇktereádresa´rˇe ulozˇeny ve vıće adresa´rˇıćh, tedy k neˇktery´m polozˇka´m mu˚zˇe ve´st vıće nezˇjedna cesta. Je nutne´zajistit acyklicˇnost, aby prˇi vyhleda´- vańıńedocha´zelo k zacyklenı´vyhleda´vacı´ho algoritmu. Polozˇka (soubor nebo podadresa´rˇ) je fyzicky pouze jednou na adrese, ktera´ mu˚zˇe by´t uvedena ve vıće adresa´rˇıćh. Vy´hodou je prˇedevsˇı´m snadny´prˇı´stup k te´muzˇsouboru z ru˚znyćh adresa´rˇu˚(naprˇı´klad z adresa´rˇu˚patrˇıćıćh ru˚zny´m uzˇivatelu˚m). Pouzˇı´va´se v Unixovyćh souborovyćh syste´mech. Cyklicka´struktura – k polozˇka´m mu˚zˇe existovat vıće nezˇjedna cesta, narozdı´l od prˇedchozı´ho rˇesˇenı´jsou dovoleny i cykly, pouzˇı´va´se pouze jako na´stavba pro jednodusˇsˇı´struktury. Na obra´zku 8.1 na straneˇ103 je uka´zka vsˇech teˇchto adresa´rˇovyćh struktur kromeˇ teńejjednodusˇsˇı´, jednou´rovnˇove´. U acyklicke´struktury mu˚zˇe by´t proble´mem zachovańıácyklicˇnosti grafu prˇi prˇida´vańıńovyćh adres do adresa´rˇu˚. To lze rˇesˇit vıće zpu˚soby. Nejjednodusˇsˇı´m zpu˚sobem je omezenı´ty´kajıćı´se vıćena´sobnyćh adres – ve vıće adresa´rˇıćh mu˚zˇe by´t jen soubor, nikoliv adresa´rˇ, nebo je mozˇne´„prˇibrat“ neˇktereádresa´rˇe se zvla´sˇtnı´m vy´znamem (naprˇı´klad pro snazsˇı´pohyb ve strukturˇe mu˚zˇe v adresa´rˇi by´t odkaz na sebe sama a na nadrˇı´zenyádresa´rˇ, tradicˇneˇnazvane´ . a ..). V te´to strukturˇe da´le musı´ by´t vyrˇesˇeno rusˇenı´ polozˇek tak, aby nevznikali „sirotci“ bez jake´hokoliv umı´steˇnı´, a tedy nevyhledatelnı´, trˇebazˇe zabı´rajıćı´mı´sto na disku. To lze rˇesˇit dveˇma zpu˚soby: a) Kazˇda´polozˇka (soubor i adresa´rˇ, ktery´mu˚zˇe by´t ve vıće adresa´rˇıćh) maćˇı´tacˇ, ktery´ zachycuje pocˇet odkazu˚ na tuto polozˇku (pocˇet vy´skytu˚ adresy te´to polozˇky v ru˚znyćh adresa´rˇıćh). Prˇi rusˇenı´polozˇky je nejdrˇı´v jejıćˇı´tacˇsnı´zˇen o 1. Pokud po tomto snı´zˇenı´ma´hodnotu 0, je polozˇka fyzicky vymazańa, jinak je ponechańa. b) Kromeˇvy´skytu˚adres v adresa´rˇıćh jsou polozˇky evidovańy syste´mem jesˇteˇ zvla´sˇt’. Prˇi mazańı´polozˇky se odstranı´pouze jejı´za´znam v tom adresa´rˇi, ze ktere´ho mazˇeme, tedy odstranı´se pouze jeden odkaz na polozˇku. Syste´m pak pravidelneˇprocha´zı´vsˇechny polozˇky a fyzicky odstranˇuje ty, ktereńejsou v zˇa´dne´m adresa´rˇi, na ktereńevede zˇa´dnyódkaz. KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 103

(a) dvouu´rovnˇova´struktura (b) stromova´struktura

Q Q ¡ Q ¡ Q ¡ QQs ¡ QQs ¡ ¡ + ¡ + ¡ £ A £ A A £ A A £ A A £ AAU A £ AAU © A £ © A £ AAU ££ AAU ££ £ A A £ A A £ A AAU ? £ A AAU ? £ A ¡ A £ A ¡ A ££ A ¡ A ££ A ¡ A A¡ A A¡ A A ¡ A A ¡ A AU ¡ ? AU AU ¡ ? AU

Obra´zek 8.1: Ru˚zne´typy struktur adresa´rˇu˚

Cyklicka´struktura adresa´rˇu˚se, jak jizˇbylo uvedeno, pouzˇı´va´pouze jako na´- stavba jine´struktury. Obvykle jde o syste´m „lehkyćh“ (soft) odkazu˚(ve Windows se nazy´vajı´za´stupci). Tyto odkazy jsou kra´tke´soubory s informacıó skutecˇneádrese polozˇky a prˇı´padneˇdalsˇı´mi informacemi. KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 104

8.3 Soubory a syste´m souboru˚

Pod pojmem soubor rozumı´me datovy´objekt uchova´vany´na vneˇjsˇı´m pameˇt’ove´m me´diu, logicky je to posloupnost dat s vlastnı´m vy´znamem (dat, ktera´k sobeˇpatrˇı´). Rozezna´va´me tyto za´kladnı´typy souboru˚:

• standardnı´(dokumenty, spustitelne´soubory), • adresa´rˇe, • simulovane´(pro prˇı´stup k I/O zarˇı´zenı´nebo pro mechanismus pipes), nemusı´ by´t prˇı´tomny fyzicky na disku, • odkla´dacı´soubory pro virtua´lnı´pameˇt’.

Souborovy´syste´m (syste´m souboru˚) jsou metody a struktury dat, pomocı´kteryćh operacˇnı´syste´m udrzˇuje za´znamy o souborech. Data se na disk ukla´dajı´linea´rneˇ (jeden bit za druhy´m), souborove´syste´my potrˇebujeme jako jednoduche´databa´ze, ktereúmozˇnˇujı´prˇı´stup ke konkre´tnı´m datu˚m, trˇı´deˇnı´(do adresa´rˇu˚) a udrzˇovańı´ informacıó teˇchto datech. V kazˇde´m operacˇnı´m syste´mu jsou u souboru˚evidovańy trochu jine´vlastnosti. Kromeˇna´zvu souboru a jeho prˇı´pony je trˇeba urcˇovat prˇı´stupova´pra´va k tomuto souboru nebo atributy. To je realizovańo ru˚zny´mi zpu˚soby, z nichzˇneˇktere´budou podrobneˇji popsańy da´le. Neˇktere´mozˇnosti:

a) Souborove´syste´my FAT (Windows s DOS ja´drem) – urcˇujı´se pouze atributy, zˇa´dnaóchrana prˇı´stupu, jsou to atributy A (k archivaci), D (adresa´rˇ), L (popisek disku), S (syste´movy´), H (skryty´), R (pouze pro cˇtenı´). b) Souborovy´syste´m NTFS (Windows s NT ja´drem) – prˇı´stupova´ pra´va n (zˇa´dne´), r (pra´vo cˇtenı´), w (za´pisu), c (zmeˇny), f (vesˇkera´pra´va), pra´va se prˇirˇazujı´ uzˇivatelu˚m nebo skupina´m (a tedy vsˇem cˇlenu˚m dane´skupiny). Dajı´se deˇdit, tedy nenıńutne´definovat je pro kazˇdou polozˇku zvla´sˇt’. c) Multics – kazˇdy´ soubor obsahuje jako metadata seznam uzˇivatelu˚ s jejich prˇı´stupovy´mi pra´vy. d) Unixove´souborove´syste´my – pra´va r (cˇı´st), w (zapisovat), x (spousˇteˇt). Kazˇde´ polozˇce se prˇirˇazujı´tato pra´va pro vlastnı´ka (obvykle uzˇivatele, ktery´soubor vytvorˇil), konkre´tnı´skupinu (obvykle skupina, do ktere´patrˇı´vlastnı´k) a pro ostatnı´, tedy ve vlastnostech souboru jsou trˇi u´daje, kazˇdy´z nich obsahuje kombinaci pra´v rwx (trˇi bity, pokud je pra´vo prˇideˇleno, je bit nastaven na 1). Evidovań je take´vlastnı´k souboru a skupina. KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 105

Syste´my souboru˚ mu˚zˇeme cˇlenit podle ru˚znyćh krite´riı´, uvedeme si cˇleneˇnı´ podle odolnosti vu˚cˇi hava´riı´m: 1. Souborove´syste´my s okamzˇity´m za´pisem (FAT, FAT32) – pokud aplikace chce zapisovat na disk a za´rovenˇprobı´ha´jina´diskovaóperace, musı´pocˇkat. Vy´- hodou je bezpecˇnost (data se nemohou neocˇeka´vaneˇztratit bez toho, aby to aplikace neveˇdeˇla), nevy´hodou snı´zˇenı´vy´konnosti (cˇekańı´). 2. Souborove´syste´my s opatrny´m za´pisem (HPFS) – rozdeˇlı´za´pis do posloupnosti takovyćh operacı´, zˇe kdyzˇ dojde s selhańı´ prˇi za´pisu, data zu˚stanou kon- zistentnı´. Vlastneˇse jednaó jednoduchy´databa´zovy´syste´m s definovany´mi transakcemi. 3. Souborove´syste´my s opozˇdeˇny´m za´pisem – pouzˇı´vajıćache pameˇt’(vyrovna´vacı´ pameˇt’), tedy data se nejdrˇı´v zapisujı´ do cache pameˇti, zapisujıćı´ aplikace mu˚zˇe da´le pracovat, z cache pameˇti se data zapı´sˇou na disk azˇtehdy, kdyzˇ disk dokoncˇı´prˇedchozı´probı´hajıćıóperaci (kdyzˇ maćˇas). Vy´hodou je zvy´sˇenı´ vy´konnosti syste´mu, nevy´hodou je mozˇnost ztra´ty dat prˇi hava´rii. 4. Zˇ urna´lovacı´souborove´syste´my (journalized, zotavitelne´– NTFS a veˇtsˇina Li- nuxovyćh souborovyćh syste´mu˚) si uchova´vajıínformace o operacıćh, ktere´ byly provedeny, aby bylo mozˇne´ v prˇı´padeˇ vy´padku dostat data zpeˇt do konzistentnı´ho stavu. Zmeˇny jsou evidovańy podobneˇjako v databa´zıćh jako transakce. Transakce se skla´da´z jednoduchyćh (atomickyćh) operacı´, navza´jem oddeˇlitelnyćh, tyto operace se postupneˇevidujı´. Po provedenı´vsˇech operacı´, ze kteryćh se transakce skla´da´, je odeslańo potvrzenı´, ktere´znamenaú´speˇsˇneúkoncˇenı´transakce, jednotliveóperace transakce se z zˇurna´lu vymazˇou (uzˇ nejsou potrˇeba). Pokud syste´m „spadne“, trˇeba dojde k na´hle´mu vy´padku el. proudu, mu˚- zˇeme se u nedokoncˇenyćh transakcı´vra´tit zpeˇt podle zaznamenanyćh operacı´. V prˇı´padeˇNTFS zˇurna´lovańı´probı´ha´takto:

• beˇhem kazˇdeóperace na disku jsou dı´lcˇıóperace zaznamena´vańy do log souboru, po ukoncˇenıóperace jsou vsˇechny tyto dı´lcˇıóperace z log souboru vymazańy, • po startu syste´mu se procha´zı´ tento log soubor a opakujı´ se vsˇechny dokoncˇene´transakce (aby bylo jiste´, zˇe byly zapsańy z cache pameˇti na disk) a rusˇı´vsˇechny nedokoncˇene´, • mohou se pouzˇı´vat kontrolnı´body (mı´sto, kdy jsou vzˇdy vsˇechny transakce provedeny, v pravidelnyćh cˇasovyćh intervalech, od tohoto bodu lze prove´st zotavenı´). KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 106

Virtua´lnı´souborovy´syste´m je takovy´souborovy´syste´m, kteryńema´prˇı´mou podporu na konkre´tnı´m pameˇt’ove´m me´diu. Virtua´lnı´souborove´syste´my se pouzˇı´vajı´ k abstrakci prˇı´stupu k ostatnı´m souborovy´m syste´mu˚m (prˇedevsˇı´m v Unixovyćh syste´mech) nebo pro snadneˇjsˇı´prˇı´stup k datu˚m, ktera´prˇı´mo nesouvisejı´s jednı´m fyzicky´m zarˇı´zenı´m (naprˇı´klad beˇhoveú´daje o stavu syste´mu v Unixovyćh syste´- mech). Jde vlastneˇo jake´si virtua´lnı´rozhranı´. Du˚lezˇity´m proble´mem je fragmentace. Fragmentace je zpu˚sobena prˇedevsˇı´m tı´m, zˇe pokud je soubor prˇı´lisˇdlouhy´, mohou by´t jeho cˇa´sti (fragmenty) ulozˇeny na ru˚znyćh cˇa´stech disku. Fragmentace se musıćˇasto rˇesˇit v souborovyćh syste´mech, ktere´ve snaze rychle najı´t volne´mı´sto prˇi ukla´dańı´souboru vezmou prvnı´volny´ blok, zacˇnou ukla´dat, kdyzˇ nestacˇı´, najdou dalsˇı´ volny´ blok, ktery´ samozrˇejmeˇ mu˚zˇe by´t u´plneˇjinak umı´steˇn, pokracˇujı´v ukla´dańı´, pak dalsˇı´volny´blok, . . .

Souborove´syste´my pro vymeˇnitelna´me´dia: Na vymeˇnitelnyćh me´diıćh (CD, DVD, USB flash disk, disketa, apod.) se pouzˇı´vajıóbvykle takove´souborove´syste´my, ktery´m „rozumı´“ pokud mozˇno vsˇechny operacˇnı´syste´my nebo alesponˇten operacˇnı´syste´m, ktery´ma´me nainstalovań. Pro CD je to obvykle CDFS (Compact Disk File System), pro DVD, ale i pro CD, je to UDF (Universal Disk Format) nebo neˇktery´FAT syste´m, USB flash disky mı´vajıńeˇktery´souborovy´syste´m typu FAT, diskety FAT12 nebo ext2fs.

8.4 Souborove´syste´my ve Windows

8.4.1 Starsˇı´verze souborovy´ch syste´mu˚typu FAT Souborove´syste´my typu FAT byly vyvinuty pro operacˇnı´syste´my MS-DOS a Win- dows. FAT je zkratka z File Allocation Table, syste´m je zalozˇen na evidenci umı´steˇnı´ souboru˚a adresa´rˇu˚v tabulce na zacˇa´tku disku.

FAT12 je souborovy´syste´m pouzˇitelny´dnes prakticky jen na disketaćh (je pro disky mensˇıńezˇ16 MB). Platı´zde to, co je rˇecˇeno v na´sledujıćı´podkapitole s tı´m rozdı´lem, zˇe doka´zˇe adresovat nejvy´sˇe 212 clusteru˚(to je 4096 kB = 4 MB, na disketeˇ mu˚zˇeme proto zvolit 1 cluster = 1 sektor, na disketeˇjsou necele´ 3000 sektoru˚). FAT tabulka obsahuje polozˇky o de´lce 12 bitu˚(ale vsˇechny tyto bity nejsou vyuzˇity pro identifikaci obsahu clusteru˚). KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 107

FAT16 je urcˇen jizˇpro pevne´disky. De´lka clusteru je pro velmi male´disky obvykle 2 sektory (1 kB), se zvysˇujıćı´se kapacitou disku je tato hodnota vy´razneˇvysˇsˇı´, urcˇuje se napevno podle velikosti disku. Struktura logicke´ho disku se souborovy´m syste´mem FAT16 je na´sledujıćı´: • boot sektor (zava´deˇcı´sektor, odkaz na zava´deˇcı´za´znam = umı´steˇnı´programu, ktery´po zapnutıńebo restartu pocˇı´tacˇe zavede operacˇnı´syste´m) • FAT (File Allocation Table), tabulka obsazenı´logicke´ho disku • jejı´kopie (pouzˇitelna´v prˇı´padeˇ, zˇe se prvnı´FAT posˇkodı´) • root (hlavnıádresa´rˇdisku) – zvla´sˇtnı´struktura s pevnou de´lkou, proto v hlav- nı´m adresa´rˇi disku mu˚zˇe by´t pouze limitovany´pocˇet objektu˚(souboru˚nebo adresa´rˇu˚) • clustery – zde jsou ukla´dańy soubory a dalsˇıádresa´rˇe. Adresa´rˇe jsou usporˇa´- dańy do stromove´struktury. Clustery jsou ocˇı´slovańy (od 1), kazˇdy´ma´podle sve´ho porˇadove´ho cˇı´sla prˇirˇazen jeden za´znam ve FAT tabulce.

Obsah FAT tabulky. Jednotlivećlustery datoveóblasti jsou ocˇı´slovańy, FAT obsahuje pro kazˇdyćluster jeden za´znam zabı´rajıćı´2 B (od toho na´zev FAT 16, 2 B = 16 bitu˚, ale ve skutecˇnosti se pro cˇı´sla clusteru˚nepouzˇı´va´vsˇech 16 bitu˚, neˇktere´jsou vyhrazeny a vytva´rˇejı´specia´lnı´ko´dy naprˇı´klad pro vadnyćluster). Obsah za´znamu˚v tabulce urcˇuje, co v prˇı´slusˇne´m clusteru najdeme. Jestlizˇe je cluster volny´, je zde cˇı´slo 0x0000, vadny´– cˇı´slo 0xFFF7 (toto cˇı´slo zde zapisuje scandisk nebo podobne´programy pro kontrolu povrchu disku). Pokud je v clusteru ulozˇena cˇa´st neˇktere´ho souboru nebo adresa´rˇe, v tabulce je na tomto mı´steˇidentifikace na´sledujıćı´ho clusteru (tedy naprˇı´klad pro soubor cluster, ve ktere´m pokracˇuje, jde o zrˇeteˇzenı´). Jestlizˇe jde o poslednıćluster souboru nebo adresa´rˇe (a proto zˇa´dnyćluster „nena´sleduje“), je v za´znamu FAT cˇı´slo 0xFFFF. Prˇı´klad 8.1 Soubor zacˇıńańa clusteru s cˇı´slem 0x0021, pokracˇuje postupneˇna clusterech 0x0027, 0x0025, 0x0026, 0x0029. Cluster 0x0022 je posˇkozeny´, ostatnı´ azˇpo cluster 0x002A jsou volne´. FAT tabulka od za´znamu 21 po za´znam 2A vypada´takto:

Za´znam 0021 0022 0023 0024 0025 0026 0027 0028 0029 002A Obsah 0027 FFF7 0000 0000 0026 0029 0025 0000 FFFF 0000

Tabulka 8.1: Prˇı´klad struktury FAT tabulky v souborove´m syste´mu FAT16 KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 108

Pokud chceme nacˇı´st urcˇity´soubor (nebo adresa´rˇ), musı´me prˇedneˇzna´t cˇı´slo clusteru, na ktere´m zacˇıńa´. V za´znamu ve FAT tabulce pro tento cluster zjistı´me, na ktere´m clusteru pokracˇuje, v jeho za´znamu najdeme cˇı´slo dalsˇı´ho cˇlańku v rˇeteˇzci, atd. Rˇ eteˇzenıćlusteru˚mu˚zˇe by´t vy´hodou (organizace nezabı´ra´prˇı´lisˇmnoho mı´sta na disku), ale takeńevy´hodou (posˇkozenı´jednoho u´daje ve FAT vede k tomu, zˇe ztratı´me cely´zbytek souboru).

Datovaóblast. Pod tı´mto pojmem budeme rozumeˇt vsˇe, co je za FAT tabulkami, tedy root a clustery. Root obsahuje odkazy na adresa´rˇe, adresa´rˇe mohou podle stromove´struktury obsahovat odkazy na dalsˇıádresa´rˇe nebo odkazy na soubory, root take´mu˚zˇe obsahovat soubory. Root take´mu˚zˇe obsahovat polozˇku typu label (popisek), ktery´prˇedstavuje jmeńo disku (diskety). Zatı´mco beˇzˇny´ soubor obsahuje jaka´koliv data, adresa´rˇ se skla´da´ z polozˇek o de´lce 32 B popisujıćıćh soubory a podadresa´rˇe pro dany´ adresa´rˇ, v polozˇkaćh jsou evidovańy na´sledujıćıínformace: • na´zev souboru cˇi podadresa´rˇe (8 B), • prˇı´pona souboru (3 B), • pokud polozˇka prˇedstavuje label, tedy na´zev disku, tento na´zev zabı´raćelyćh prˇedchozıćh 11 (8+3) B, • atributy (1 B), jednotlive´bity znamenajı´ xxADLSHR, kde

x volne´bity, nepouzˇı´vajı´se, A k archivaci, D directory – adresa´rˇ, L label – na´zev disku, atributu˚m prˇedcha´zı´samotny´na´zev, S syste´movy´, H skryty´, R pouze pro cˇtenı´.

• cˇas a datum vytvorˇenıá datum poslednı´ho prˇı´stupu (3+2+2 B), • cˇas a datum poslednı´zmeˇny, tj. za´pisu do souboru nebo zmeˇny struktury adresa´rˇe (2+2 B), • prvnıćluster souboru nebo adresa´rˇe (pro label nema´vy´znam, = 0) (2 B), • de´lka souboru nebo adresa´rˇe (pro label nema´vy´znam) (4 B), zbytek rezervo- vań. KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 109

Pokud naprˇı´klad je v neˇjake´m adresa´rˇi 5 podadresa´rˇu˚ a 2 soubory, najdeme v clusteru, ktery´je pro tento adresa´rˇprˇideˇlen, celkem 7 polozˇek, z nich 5 maátribut nastaven na 00010000 (pokud nenı´pro celyádresa´rˇzapnuta archivace), zbyle´dveˇ polozˇky jsou odkazy na soubor a atribut mohou mı´t naprˇı´klad ve tvaru 00100000. Ve vsˇech 7 polozˇkaćh je du˚lezˇity´m u´dajem take´ to, co je ve vyćˇtu uvedeno v prˇedposlednıódra´zˇce, cluster, na ktere´m zacˇıńajı´data souboru nebo adresa´rˇe. Ve FAT tabulce pak nalezneme za´znam s tı´mto cˇı´slem a zjistı´me, jestli se jedna´ o poslednı´ cluster (obsahuje cˇı´slo 0xFFFF) nebo ktery´m clusterem posloupnost pokracˇuje. Velikost clusteru je pro disky velikosti od 512 MB do 1 GB stanovena na 16 kB, pro veˇtsˇı´(do 2 GB) na 32 kB. Uda´va´se, zˇe FAT16 nenı´pouzˇitelna´pro logicke´disky veˇtsˇıńezˇ4 GB, a nenı´ prakticky pouzˇitelna´pro disky veˇtsˇıńezˇ2 GB (pro max. velikost clusteru 32 kB, tedy 16 sektoru˚, ktera´je pouzˇita v DOSu a starsˇıćh Windows s DOS ja´drem) nebo 4GB (ve Windows NT - umozˇnˇujı´vyuzˇı´t maxima´lnı´velikost clusteru 64 kB, tedy 32 sektoru˚).

8.4.2 VFAT a FAT32 VFAT je zkratka z Virtual FAT a je to na´stavba pro FAT16, ktera´k vlastnostem tohoto souborove´ho syste´mu prˇida´va´prˇedevsˇı´m podporu dlouhyćh na´zvu˚souboru˚ (ty´ka´ se take´ delsˇıćh prˇı´pon souboru˚, jako je trˇeba HTML) a mozˇnost pouzˇı´vat v na´zvech neˇktere´dalsˇı´znaky (jako trˇeba znaky na´rodnıćh abeced nebo mezery). Jde o virtua´lnıóvladacˇ, prˇes ktery´jde komunikace se syste´mem FAT16, najdeme ho od Windows 95. Tedy pokud ve Windows od te´to verze, v rˇadeˇNT od verze 3.5, pouzˇı´va´me FAT16, jde o VFAT. Tı´mto termıńem by´va´takeóznacˇovań syste´m FAT32, ktery´ma´podobne´vlastnosti, ale jizˇinterneˇ. Na´zev souboru nebo adresa´rˇe ve VFAT maxima´lneˇ255 znaku˚ , neˇktere´zdroje uva´deˇjı´, zˇe tato de´lka je vcˇetneˇcesty k souboru. Omezenı´je nutne´, protozˇe na´zev souboru (vıćemeńeˇcˇasto vcˇetneˇcesty k souboru) je pouzˇı´vań jako parametr mnoha funkcı´prˇi programovańı´, musı´se vejı´t do pameˇt’ove´ho prostoru vymezene´ho dany´m datovy´m typem. Samotna´ podpora dlouhyćh na´zvu˚ je realizovańa tak, zˇe pro delsˇı´ na´zev je vyuzˇita na´sledujıćı´ polozˇka (polozˇky) v adresa´rˇi. Polozˇky adresa´rˇe majı´ trochu jinou formu, rozezna´va´me oproti trˇem typu˚m v pu˚vodnı´FAT cˇtyrˇi typy:

• polozˇky pro soubory, • polozˇky pro adresa´rˇe, KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 110

• polozˇky (-a) pro label (jmenovku) disku, • polozˇka pro rozsˇı´rˇeny´na´zev souboru nebo adresa´rˇe.

Polozˇka pro rozsˇı´rˇenyńa´zev souboru nebo adresa´rˇe ma´specifickou formu. De´lka je stejna´jako u ostatnıćh (32 B), ale obsahuje neˇktere´dalsˇı´ parametry a 13 symbolu˚ pro rozsˇı´rˇenyńa´zev, stejneˇjako u souboru˚jsou tyto polozˇky zrˇeteˇzeny (ve FAT tabulce), na´sledujıćı´polozˇka v rˇeteˇzci obsahuje dalsˇıćh 13 znaku˚, . . . V pu˚vodnı´polozˇce souboru nebo adresa´rˇe je na´zev souboru pro DOS ve formeˇ 8.3 odvozeny´ z dlouhe´ho jmeńa konverzı´ (vypusˇteˇnı´ mezer a dalsˇıćh v DOSu „nedovolenyćh znaku˚“, prˇı´padneˇjejich nahrazenı´, konec je odrˇı´znut a nahrazen identifikacı´rozlisˇujıćı´soubory nebo adresa´rˇe se stejny´m zkraćeny´m na´zvem. Microsoft uva´dı´, zˇe dlouhe´jmeńo lze pouzˇı´t i pro label disku, ovsˇem rea´lneˇ mohou nastat proble´my s kompatibilitou disku pro ru˚zneóperacˇnı´syste´my.

FAT32 je pouzˇitelny´v operacˇnıćh syste´mech Windows 95 OSR2, 98, ME, 2000, XP a noveˇjsˇıćh. Verze Windows 95, Windows NT do 4.x vcˇetneˇa starsˇı´s nı´m nedoka´zˇou pracovat. FAT32 prˇejı´ma´vsˇechny vlastnosti VFAT vcˇetneˇpodpory dlouheńa´zvy souboru˚. Lze nadefinovat ru˚znou velikost clusteru˚v rozmezi MIN - 16 (nebo 32) sektoru˚, podle verze Windows, kde hodnota MIN se rˇı´dı´velikostı´disku:

Velikost disku Nejmensˇı´velikost clusteru 512MB–8GB 4 kB 8GB–16GB 8 kB 16GB–32GB 16 kB 32GB–2TB 32 kB = 16 sektoru˚

Tabulka 8.2: Nejmensˇı´velikost clusteru pro souborovy´syste´m FAT32

Prˇi vytva´rˇenı´souborove´ho syste´mu tedy mu˚zˇeme volit kteroukoliv hodnotu v tomto rozmezi. Doporucˇuje se nevolit prˇı´lisˇnı´zkou hodnotu, protozˇe to zvysˇuje na´roky na spra´vu souborove´ho syste´mu (velka´FAT tabulka, pomaleji se v nı´hleda´), vysˇsˇıńezˇpotrˇebna´hodnota zase nenı´vy´hodna´, pokud ma´me hodneˇmalyćh souboru˚(kazˇdy´soubor zabı´rańejmeńeˇjeden cluster). Proto se doporucˇuje zvolit neˇjaky´ vhodny´kompromis. FAT32 maóproti FAT16 tyto vy´hody:

• je mozˇne´ stanovit prˇi forma´tova´nı´ i mensˇı´ velikost clusteru, takzˇe pokud ma´me mnoho „maly´ch“ souboru˚, je disk optima´lneˇji vyuzˇit, KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 111

• je pouzˇitelna´pro disky veˇtsˇıńezˇ2 GB (ale pro logicke´disky mensˇıńezˇ512 MB ji nelze pouzˇı´t), • velikost FAT tabulky mu˚zˇe by´t jaka´koliv, interneˇse s nı´ zacha´zı´jako se souborem, proto je mozˇne´ji prodluzˇovat, • root se skla´da´z beˇzˇnyćh clusteru˚, mu˚zˇe by´t proto jakkoliv dlouhyá takte´zˇ prˇesouvań na jine´mı´sto, • syste´m reaguje rychleji a je le´pe chrańeˇn proti chyba´m, • podporuje dlouheńa´zvy souboru˚.

Ve FAT tabulce se tedy nacha´zejı´za´znamy o clusterech a jde o 32bitova´cˇı´sla. Pokud jde o za´znamy urcˇujı´cı´, na ktere´m clusteru pokracˇuje soubor cˇi adresa´rˇ, ve skutecˇnosti jsou ulozˇeny v 28 bitech tohoto cˇı´sla, zbytek je opeˇt vyhrazen specia´lnı´m ko´du˚m. Naprˇı´klad:

• 0x00000000, 0x10000000, 0xF0000000 znamenajı´, zˇe cluster je volny´ (spodnıćh 28 bitu˚je 0, zbyle´mohou obsahovat cokoliv), • 0x0FFFFFF7 je chybnyćluster, • 0xFFFFFFFF znamena´poslednıćluster souboru nebo adresa´rˇe.

8.4.3 Souborovy´syste´m NTFS NTFS (New Technology File System) je zˇurna´lovacı´souborovy´ syste´m vyvinuty´pro Windows rˇady NT, byl pouzˇı´vań jizˇv prvnıćh verzıćh (3.x). Hlavnı´m pozˇadavkem prˇi jeho vyvı´jenı´bylo zajisˇteˇnı´veˇtsˇı´bezpecˇnosti dat, prˇedevsˇı´m mozˇnost definovańı´ prˇı´stupovyćh pra´v pro ru˚zneúzˇivatele. Je urcˇen pro velke´disky, lze ho pouzˇı´t i na male´disky, ale ne na diskety. V souborove´m syste´mu NTFS ma´me mozˇnost rˇı´dit prˇı´stup k souboru˚m a slozˇ- ka´m definovańı´m prˇı´stupovyćh pra´v pro ru˚zne´ uzˇivatele a skupiny. Kazˇde´mu souboru nebo slozˇce je prˇirˇazen Access Control List (ACL, seznam rˇı´zenı´prˇı´stupu) se seznamem uzˇivatelu˚a skupin a jejich prˇı´stupovy´mi pra´vy. Druhy prˇı´stupovyćh pra´v jsou n (nenı´dovolen zˇa´dny´prˇı´stup), r (pra´vo cˇtenı´), w (take´pra´vo za´pisu), c (pra´vo zmeˇny), f (u´plne´rˇı´zenı´), vzˇdy pro urcˇite´ho uzˇivatele nebo skupinu. Prˇı´stupova´ pra´va se definujı´ v graficke´m rozhranı´ ve Vlastnostech souboru (slozˇky), karta Zabezpecˇenı´, nebo v Prˇı´kazove´m rˇa´dku prˇı´kazem cacls (existujı´ jesˇteˇdalsˇı´mozˇnosti). KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 112

Aby nebylo nutne´definovat plnyÁCL pro kazˇdy´soubor nebo adresa´rˇ, prˇı´stupova´pra´va se mohou deˇdit. Pro urcˇenı´, jak ma´deˇdeˇnı´fungovat, se pouzˇı´vaú slozˇek parametr /t, ktery´zpu˚sobı´zmeˇnu i u podslozˇek zpracova´vane´slozˇky. U souboru˚, ktereńejsou slozˇkami, se samozrˇejmeˇdeˇdeˇnıńepouzˇı´va´. Kdyzˇprˇı´kazem cacls slozÏka vypı´sˇeme ACL te´to slozˇky,deˇdeˇnı´je zachyceno teˇmito zkratkami: OI platı´pro tuto slozˇku a vsˇechny soubory v nı´(ne pro podslozˇky), CI platı´pro tuto slozˇku a vsˇechny podslozˇky v nı´(ne pro soubory v nı´), IO neplatı´pro tuto slozˇku. Zkratky jsou ve vy´pisu zkombinovańy takto: (OI)(CI) platı´pro tuto slozˇku a cely´jejıóbsah (podslozˇky i soubory), (OI)(CI)(IO) platı´pro cely´jejıóbsah – podslozˇky i soubory (ale ne pro samotnou slozˇku), (CI)(IO) platı´jen pro podslozˇky v nıóbsazˇene´, (OI)(IO) platı´jen pro soubory v nıóbsazˇene´.

Vlastnosti:

• Vsˇechno je soubor (tedy take´vsˇechny implicitnı´struktury na disku jsou im- plementovańy jako specia´lnı´soubory). • Mozˇnost rˇı´dit prˇı´stup k souboru˚m a slozˇka´m definovańı´m prˇı´stupovyćh pra´v pro ru˚zneúzˇivatele a skupiny. • Podpora na´sobnyćh proudu˚dat – kazˇdy´soubor mu˚zˇe obsahovat vıće datovyćh proudu˚(nejmeńeˇjeden). Jeden z nich je hlavnı´, nenı´pojmenovań, jde vlastneˇ prˇı´mo o data souboru, ostatnı´proudy jsou pojmenovane´(naprˇı´klad stream s na´zvem STREAM5 u souboru SOUBOR.XYZ je SOUBOR.XYZ:STREAM5). V proudech mu˚zˇe by´t cokoliv, ve Windows 2000 se v sekunda´rnıćh proudech naprˇı´klad ukla´daáutor a informace o obsahu souboru, celkoveˇ ale za´lezˇıńa programa´torovi aplikace vytva´rˇejıćı´soubor. Datovy´proud mu˚zˇeme vytvorˇit naprˇı´klad pro dokumenty ve vlastnostech souboru, za´lozˇka Souhrn (nebo Vlastnı´). • Na´zvy souboru˚jsou v UNICODE (sice zaberou vıće mı´sta na disku, ale je mozˇne´pouzˇı´vat i znaky nepatrˇıćı´do anglickeńa´rodnı´znakove´sady). • Mozˇnost indexace podle ru˚znyćh typu˚dat (nejen na´zev souboru, ale take´prˇı´- stupova´ pra´va, cˇas vytvorˇenı´ souboru, . . . ), zrychluje vyhleda´vańı´ dat na disku (NTFS implementuje vpodstateˇ databa´zove´ funkce). Indexace mu˚zˇe mı´t ale takeńegativnıéfekt, protozˇe celkoveˇzpomaluje vy´konnost syste´mu KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 113

(udrzˇovańıíndexu˚vyzˇaduje, aby prˇi kazˇde´zmeˇneˇurcˇityćh u´daju˚byl zmeˇ- neˇn i indexovy´soubor). Pokud nastane tento proble´m, je mozˇne´ indexovańı´ vypnout (vypneme sluzˇbu Indexing Services). • Dynamicke´prˇemapovańı´vadnyćh sektoru˚ (vadny´sektor se nahradı´jiny´m, pokud jsou data redundantnı´, pak se prˇi posˇkozenı´zkopı´rujı´„ze za´lohy“). • Sˇifrovańıá komprese. Sˇifrovańı´je podporovańo azˇod Windows 2000, pouzˇı´va´ EFS (Encrypting File System) zalozˇenyńa symetrickyćh klıćˇıćh, je prova´deˇno „za beˇhu“, prˇi praći uzˇivatele. • Pevneódkazy – tyto odkazy zu˚sta´vajı´funkcˇnıí po prˇesunu objektu, na ktery´ ukazujı´(souboru, adresa´rˇe), ale narozdı´l od pevnyćh odkazu˚na Unixovyćh souborovyćh syste´mech nejsou rovnocenne´ s pu˚vodnı´m objektem. Mohou by´t definovańy pouze v ra´mci jednoho svazku, a to naprˇı´klad prˇı´kazem fsutil hardlink create. • Rˇ ı´dke´soubory – soubory,ktereóbsahujı´rozsa´hlejsˇıóblasti s nulovou informacˇnı´ hodnotou (oblasti vyplneˇne´0), mohou by´t ulozˇeny tak, zˇe tyto „pra´zdne´“ oblasti na disku nezabı´rajı´zˇa´dne´mı´sto.

V terminologii NTFS hovorˇı´me o logickyćh discıćh jako o svazcıćh. Velikost (impli- citnı´) clusteru˚je stejneˇjako v FAT syste´mech odvozena od velikosti svazku podle tabulky (tab. 8.3 na str. 113), ale mu˚zˇeme prˇi vytva´rˇenı´souborove´ho syste´mu stanovit prakticky jakoukoliv (uda´va´se do 64 kB, tj. 32 sektoru˚).

Velikost svazku Velikost clusteru 512 MB nebo me´neˇ 512 B 512MB-1GB 1 kB 1GB-2GB 2 kB 2 GB nebo vı´ce 4 kB

Tabulka 8.3: Velikost clusteru pro souborovy´syste´m NTFS

Na disku jsou mimo samotna´data take´implicitnı´struktury, ktere´zde oznacˇu- jeme jako metadata (jde o soubory). Jsou to naprˇı´klad:

$MFT (Master File Table) – obdoba FAT tabulky ve FAT syste´mech. Za´znam v te´to tabulce ma´obvykle 1 kB, ale mu˚zˇe by´t jakkoliv prodlouzˇen. Najdeme zde za´znamy pro vsˇechny soubory na disku (MFT je take´soubor, proto jsou zde informace i o nı´), v kazˇde´m za´znamu je prˇedevsˇı´m odkaz za umı´steˇnı´zacˇa´tku souboru, bezpecˇnostnı´nastavenı´, atributy, . . . KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 114

$LOGFILE – log soubor (zˇurna´l), do ktere´ho se ukla´dajı´transakcˇnıínformace. $BITMAP – je to pole bitu˚, pro kazˇdyćluster na disku je zde vyhrazen jeden bit. Pokud je bit nastaven na 0, je cluster volny´, 1 znamena´, zˇe je obsazeny´. $BADCLUS – obdobny´m zpu˚sobem jsou zachyceny vadnećlustery. Atd.

V beˇzˇnyćh souborovyćh manazˇerech, ve kteryćh pracujeme se soubory, jsou tyto specia´lnı´soubory neviditelne´, i kdyzˇexistuje zpu˚sob, jak je zviditelnit (prˇes Prˇı´kazovy´rˇa´dek). Neviditelne´jsou take´vsˇechny datove´proudy souboru kromeˇ hlavnı´ho, zobrazovana´de´lka souboru se take´ty´ka´hlavnı´ho proudu, takzˇe po sma- zańı´jednoho male´ho souboru by se teoreticky mohlo sta´t, zˇe na disku je najednou o neˇkolik kB vıće volne´ho mı´sta. NTFS se brańı´fragmentaci tak, zˇe pro ulozˇenı´souboru hleda´ vzˇdy ne nejblizˇsˇı´, ale nejblizˇsˇı´vhodnou posloupnost navazujıćıćh clusteru˚ (ve ktere´je tolik mı´sta, zˇe se tam soubor vejde, obdoba metody BestFit pro operacˇnı´pameˇt’, viz kap. 3.3, str. 32), takzˇe fragmentace vznika´pouze tehdy, kdyzˇje na disku prˇı´lisˇma´lo volne´ho mı´sta (nenı´zˇa´dna´„vhodneˇvelka´“ posloupnost clusteru˚) nebo kdyzˇje soubor po zmeˇneˇ prodlouzˇen a za jeho clustery nenı´volnyćluster. Fragmentace by byla proble´mem prˇedevsˇı´m u MFT, protozˇe ta se mu˚zˇe libovolneˇprodluzˇovat s tı´m, jak roste pocˇet a de´lka v nıóbsazˇenyćh za´znamu˚. NTFS to rˇesˇı´tak, zˇe kolem MFT necha´vańeˇktere´ clustery volne´, nedovoluje nikomu je zabrat a vyhrazuje je pro MFT. NTFS ve sveímplicitnı´podobeˇsnizˇuje vy´kon syste´mu. Na rychlejsˇıćh pocˇı´tacˇıćh to nevadı´, ale jinak existujı´ zpu˚soby, jak jeho praći zrychlit. Uzˇitecˇny´ a celkem logicky´je tento zpu˚sob: NTFS i prˇi procha´zenıádresa´rˇovou strukturou aktualizuje datum a cˇas poslednı´ho prˇı´stupu. To mu˚zˇeme vypnout tak, zˇe v registru najdeme hodnotu NtfsDisableLastAccessUpdate a zmeˇnı´me ji na 1.

8.4.4 Srovnańı´souborovyćh syste´mu˚pro Windows FAT16, FAT32 a NTFS majı´sve´vy´hody i nevy´hody, podle nich se rozhodujeme, ktery´souborovy´syste´m zvolı´me na urcˇity´logicky´disk. Obecneˇplatı´, zˇe pokud volı´me ten souborovy´syste´m, se ktery´m doka´zˇe pracovat pouzˇityóperacˇnı´syste´m, a pokud ma´me na pocˇı´tacˇi vıće operacˇnıćh syste´mu˚, na prvnı´m logicke´m disku (podle terminologie Windows disk C) volı´me ten souborovy´ syste´m, se ktery´m doka´zˇou pracovat vsˇechny operacˇnı´syste´my (obvykle to by´va´ FAT16 nebo FAT32, pokud ma´me Win98, Win2000 a Linux, pouzˇijeme na C FAT32 a tam taky nainstalujeme Win98, pokud ma´me Win95 starsˇıńebo Win3x a cokoliv jine´ho, musı´me mı´t na disku C FAT16). KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 115

Pouzˇitelnost jednotlivyćh souborovyćh syste´mu˚v ru˚znyćh operacˇnıćh syste´- mech je v tabulce 8.4. Pro velikost logicke´ho disku a maxima´lnı´mozˇnou velikost souboru platı´tabulka 8.5.

Podporova´no v OS FAT16 DOS (samotny´), vsˇechny verze Windows vcˇetneˇNT, Linux FAT32 Windows 95 OSR2, 98, ME, 2000, XP, Linux NTFS Windows rˇady NT (vcˇetneˇ2000 a XP), Linux neˇkdy pouze pro cˇtenı´

Tabulka 8.4: Podpora souborovyćh syste´mu˚v ru˚znyćh verzıćh Windows

Max. velikost Pocˇet Max. Max. de´lka Max. pocˇet disku clusteru˚ objektu˚ souboru souboru˚ v rootu FAT16 2(4vNT)GB max. 216 512 4GBbez1B 216 FAT32 512 MB - 2 TB min. 216 65 534 232 Bbez1B te´meˇrˇ232 (XP: do 32 GB) NTFS 264 − 1 264 Bbez1kB 232 − 1 (XP: 232 − 1) (XP: 244 B bez 64 kB)

Tabulka 8.5: Srovna´nı´souborovy´ch syste´mu˚pro Windows

8.5 Souborove´syste´my pro Linux

8.5.1 VFS Linux pracuje s virtua´lnı´m souborovy´m syste´mem VFS (Virtual File System), prˇes ktery´jsou prˇı´stupne´vsˇechny „rea´lne´“ souborove´syste´my na pocˇı´tacˇi. Jde o vrstvu ja´dra operacˇnı´ho syste´mu, prˇes kterou jdou vsˇechna volańı´diskovyćh sluzˇeb, za- strˇesˇuje souborove´ syste´my na vsˇech svazcıćh a discıćh prˇı´tomnyćh v syste´mu (vcˇetneˇdisket a CD) a v prˇı´padeˇpotrˇeby prˇeda´va´rˇı´zenı´(le´pe rˇecˇeno pozˇadavky) vzˇdy konkre´tnı´mu souborove´mu syste´mu, se ktery´m se pracuje. Prˇes VFS uzˇivatel jednotneˇprˇistupuje take´ke vsˇem zarˇı´zenı´m a vsˇe je zahrnuto v jedneádresa´rˇove´ strukturˇe s jediny´m korˇenem (root). Pokud chceme disk (prˇı´p. svazek) pouzˇı´vat, musı´me ho prˇipojit (mount) do VFS bud’ v graficke´m rozhranıńebo v konzole prˇı´kazem mount. Syste´movy´disk KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 116

je prˇipojen uzˇprˇi startu syste´mu, o ten se tedy nemusı´me starat, ostatnı´svazky na pevnyćh discıćh obvykle take´by´vajı´prˇipojeny automaticky (za´lezˇıńa distribuci). Prˇipojit je trˇeba vy´meˇnna´me´dia (disketa, CD-ROM), v graficke´m prostrˇedı´je to opeˇt veˇtsˇinou rˇesˇeno automaticky trˇeba prˇi poklepańıńa ikonu diskety. Disk, ktery´ nepouzˇı´va´me, musı´me odpojit (viz cvicˇenı´). V Linuxu se na pevnyćh discıćh nejcˇasteˇji pouzˇı´vajı´souborove´syste´my ext3fs a ReiserFS, mu˚zˇeme pouzˇı´vat take´souborove´syste´my Windows a jinyćh operacˇnıćh syste´mu˚, jsou mapovańy pod teˇmito na´zvy: msdos – kompatibilnı´s FAT12 nebo FAT16 bez VFAT, vfat – obvykle se pouzˇı´va´pro FAT32 nebo FAT16 s na´stavbou VFAT, ntfs – kompatibilnı´s NTFS Windows NT, implicitneˇje nastavena cˇasto pouze mozˇnost cˇtenı´, iso9660 – CD-ROM, hpfs – kompatibilnı´s HPFS v OS/2, a dalsˇı´. Souborovy´m syste´mem je take´linux swap, ktery´je urcˇen pro swap partition. V Unixu a Linuxu platı´, zˇe „vsˇechno je soubor“ (snad kromeˇuzˇivatele :-), tedy i adresa´rˇe, se zarˇı´zenı´mi se take´ pracuje jako se soubory. Prˇi komunikaci mezi procesy pouzˇı´va´me take´ specia´lnı´ komunikacˇnı´ kana´ly nazy´vane´ roury (pipes), ktere´se implementujı´pomocı´souboru˚, ale pracujıóbvykle pouze v operacˇnı´pameˇti.

8.5.2 Souborove´syste´my typu extxfs ext2fs: Partition se souborovy´m syste´mem je rozdeˇlena na bloky, jejichzˇvelikost je mozˇne´ prˇedem stanovit (obvykle 1024, 2048 nebo 4096 B). Prvnı´ tento blok, bootblok, na syste´move´m svazku obsahuje zava´deˇcı´program, na jinyćh svazcıćh zu˚sta´vańepouzˇit. Dalsˇı´bloky jsou rozdeˇleny do skupin bloku˚. Kazˇda´skupina obsahuje specia´lnı´ blok, tzv. superblok, s informacemi o souborove´m syste´mu jako celku (naprˇı´klad velikost souborove´ho syste´mu, pocˇet i-uzlu˚– viz da´le, pocˇet bloku˚, . . . ), na´sleduje blok s popisem te´to skupiny, bloky zaznamena´vajıćı´ obsazenost bloku˚ a i-uzlu˚, tabulka i-uzlu˚a pak teprve bloky s daty. To, zˇe du˚lezˇite´ informace o syste´mu jsou prˇı´tomny v kazˇde´ skupineˇ, a tedy vlastneˇ za´lohovańy, umozˇnˇuje nejen efektivneˇjsˇı´ praći v syste´mu, ale take´ je to bezpecˇneˇjsˇı´. V tabulce 8.6 na str. 117 je zachyceno, jak mu˚zˇe vypadat struktura partition s ext2, ktera´je dlouha´20 MB s de´lkou bloku 1024 B. KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 117

Zacˇa´tek Pocˇet Popis (cˇ. bloku) bloku˚ 0 1 boot blok skupina bloku˚0 1 1 superblok 2 1 popis skupiny bloku˚ 3 1 bitmapa pouzˇityćh bloku˚ve skupineˇ(pro kazˇdy´blok 1 bit, pokud = 0, volny´) 4 1 bitmapa pouzˇityćh i-uzlu˚skupiny, bit urcˇite´ho i-uzlu najdeme podle jeho indexu v tabulce i-uzlu˚ 5 214 tabulka i-uzlu˚, obsahuje cesty k jednotlivy´m i-uzlu˚m, tedy i-uzel je identifikovań indexem v te´to tabulce 219 7974 bloky s daty skupina bloku˚1 8193 1 superblok – za´loha 8194 1 popis skupiny bloku˚ 8195 1 bitmapa pouzˇityćh bloku˚ve skupineˇ 8196 1 bitmapa pouzˇityćh i-uzlu˚skupiny 8197 214 tabulka i-uzlu˚ 8408 7974 bloky s daty skupina bloku˚2 16385 1 superblok – za´loha 16386 1 popis skupiny bloku˚ 16387 214 tabulka i-uzlu˚ 16601 3879 bloky s daty

Tabulka 8.6: Struktura partition se souborovy´m syste´mem ext2fs

Jak je videˇt, neˇkterećˇa´sti skupiny bloku˚jsou nepovinne´ (naprˇı´klad bitmapa pouzˇityćh bloku˚). To, jestli je ve skupineˇprˇı´tomna urcˇita´ cˇa´st, a takeńa ktere´m mı´steˇ v pameˇti, se mu˚zˇeme doveˇdeˇt v popisu skupiny bloku˚(za superblokem), pozici cele´skupiny a popisu skupiny najdeme v superbloku (samozrˇejmeˇktere´mkoliv). Nejdu˚lezˇiteˇjsˇı´m pojmem pro Unixove´souborove´syste´my je i-node (i-uzel). I-uzel je struktura obsahujıćı´du˚lezˇiteínformace o souboru (ID vlastnı´ka, de´lka souboru, cˇas poslednı´ho za´pisu, cˇas poslednı´ho otevrˇenı´, cˇas vytvorˇenı´, . . . ) a odkazy na 15 bloku˚. Z nich • 12 bloku˚obsahuje data souboru (1. u´rovenˇ) • 13. blok mu˚zˇe obsahovat odkazy na dalsˇı´bloky, ve kteryćh jsou ulozˇena data souboru (2. u´rovenˇ) KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 118

• 14. blok mu˚zˇe obsahovat odkazy na bloky obsahujıćıódkazy na bloky s daty (3. u´rovenˇ) • 15. blok mu˚zˇe obsahovat odkazy na bloky obsahujıćıódkazy na bloky s odkazy na bloky s daty (4. u´rovenˇ).

Prˇedpokla´dejme, zˇe pro adresy se pouzˇı´va´32 bitu˚, tedy 4B, a de´lka bloku je 1024 B (1 kB). Soubor pouzˇije bloky jen po tu u´rovenˇ, ktera´mu stacˇı´.

• prvnıú´rovenˇstacˇı´pro soubory s de´lkou do 12288 B (12*1024 B), tj. 12 kB, alokovańo je 1 - 12 bloku˚podle potrˇeby, • druhaú´rovenˇstacˇı´pro soubory s de´lkou do 12 kB + 256*1024 B = 268 kB, • trˇetıú´rovenˇstacˇı´pro soubory s de´lkou do 268 kB + 256*256*1024 B = 65804 kB=64MBa268kB, • cˇtvrtaú´rovenˇstacˇı´pro soubory s de´lkou do 65804 kB + 256*256*256*1024 B = 16GBa64MBa268kB.

Tento prˇı´klad je pouze ilustrativnı´, ve skutecˇnosti je tato struktura jesˇteˇ trochu slozˇiteˇjsˇıá samozrˇejmeˇmu˚zˇe by´t zvolena jina´velikost bloku˚nezˇ1024 B. Obra´zek 8.2 na straneˇ8.2 je zkraćenou uka´zkou struktury souboru v souborove´m syste´mu ext2. Kazˇdy´ adresa´rˇ mu˚zˇe obsahovat soubory nebo dalsˇıádresa´rˇe. Adresa´rˇe jsou speci- a´lnı´soubory obsahujıćı´seznam za´znamu˚promeˇnne´de´lky. Kazˇdy´za´znam obsahuje cˇı´slo i-uzlu, de´lku za´znamu, na´zev souboru a de´lku souboru. Za´znamy jsou pro- meˇnne´de´lky, aby bylo mozˇne´pouzˇı´vat dlouheńa´zvy souboru˚- pokud bychom meˇli pevneˇdanou de´lku za´znamu, bylo by hodneˇmı´sta v pameˇti nevyuzˇite´ho. Adresa´rˇe, stejneˇjako kazˇda´jina´struktura na partition, je takećha´pań jako soubor, proto ma´svu˚j i-uzel a mu˚zˇe by´t rozprostrˇen ve vıće blocıćh stejneˇjako jine´soubory. Mu˚zˇeme pouzˇı´vat take´ odkazy (links). U pevne´ho odkazu (hard link) neˇkolik na´zvu˚souboru mu˚zˇe by´t asociovańo s jediny´m i-uzlem a tedy vsˇechny ukazujıńa tenty´zˇfyzicky´soubor. U kazˇde´ho i-uzlu je informace o pocˇtu odkazu˚, prˇi mazańı´souboru je soubor fyzicky smazań azˇtehdy, kdyzˇtento pocˇet klesne na 0, tedy kdyzˇjsou uzˇsmazańy vsˇechny odkazy. Vsˇechny pevneódkazy na jeden soubor majı´stejnou du˚lezˇitost, zˇa´dny´z nich nenı´hlavnı´. Pevneódkazy majıńeˇkteraómezenı´, ktera´majı´prˇedevsˇı´m zajistit, aby v grafu adresa´rˇove´ struktury nevznikl cyklus: pevny´ odkaz nesmı´ ukazovat na adresa´rˇ kromeˇsebe sama a nadrˇı´zene´ho adresa´rˇe (to jsou odkazy . a ..), a takeńesmıúka- zovat na objekty, ktere´jsou v jine´m souborove´m syste´mu (trˇeba na jine´partition). KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 119

data Data i-uzel data v prvnı´u´rovni info

. . . Data Data B B v druheú´rovni v trˇetıú´rovni BN B data ¨* data . . . B ¨¨ ¨ BN data ¨ ¨¨ : data ¨ ¨ B 1 ¨ . . . CB : H . . . C B @ H C B H BN . . . @ Hj data C @ Data C @R data v trˇetıú´rovni CCW . . . Z H Z HH Z HH Z Hj . . . Z ZZ~ . . . Z HH Z H Z H Z HHj . . . Z ZZ~ . . . Z HH Data Z H v cˇtvrteú´rovni Z HH Z Hj Z data Z Z~ data

Obra´zek 8.2: Struktura souboru v souborove´m syste´mu ext2fs

Symbolickeódkazy (soft link) jsou obdobou Za´stupcu˚u Windows syste´mu˚, ob- sahujı´(v textove´podobeˇ) u´daj o umı´steˇnı´souboru, na kteryódkazujı´. Vy´hodou je odbourańıómezenı´vynucenyćh u pevnyćh odkazu˚, symbolickyódkaz mu˚zˇe ukazovat na jaky´koliv uzel v adresa´rˇove´strukturˇe vcˇetneˇuzlu˚jinyćh souborovyćh syste´mu˚. Volny´prostor je evidovań v rˇeteˇzove´m seznamu, jehozˇstruktura je podobna´ i- uzlu˚m. V jednom z bloku˚skupiny bloku˚je pole, jehozˇprvky odkazujıńa volne´ bloky; pokud je teˇchto bloku˚vıće nezˇje kapacita pole, potom jeden prvek tohoto pole ukazuje na blok, kteryóbsahuje odkazy na volne´bloky, . . . Obdobneˇjsou evidovańy take´vsˇechny i-uzly dane´ho bloku. KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 120

Pro ext2fs se uda´va´, zˇe je pouzˇitelny´pro disky azˇdo 4 TB. Podporuje dlouhe´ na´zvy souboru˚ (azˇ do 255 znaku˚, ale tento limit je mozˇne´ posunout jesˇteˇ da´le, pokud je potrˇeba). Tento souborovy´syste´m se vsˇak dnes uzˇprakticky nepouzˇı´va´, jeho na´stupcem je ext3fs. Ma´ smysl pouze tam, kde je rychlost du˚ lezˇiteˇjsˇı´ nezˇ zachovańı´konzistence dat prˇi jejich zmeˇnaćh, protozˇe je o neˇco rychlejsˇıńezˇext3fs (tj. pro ty adresa´rˇe, jejichzˇobsah se prakticky nemeˇnı´, ale cˇasto nebo na dlouhy´ cˇasovyókamzˇik se k nim prˇistupuje, naprˇ. /boot).

ext3fs je vylepsˇenı´m ext2fs. Je zpeˇtneˇkompatibilnı´(prˇesneˇji kompatibilnı´v obou smeˇrech), zachova´va´vsˇechny struktury ext2, ale navıć jde o zˇurna´lovacı´souborovy´syste´m (Journal File System). Pokud ma´me na partition souborovy´syste´m ext2, stacˇı´vytvorˇit zˇurna´lovacı´soubor a prˇi noveínicializaci syste´mu mu˚zˇeme partition prˇipojit jako ext3, a naopak, pokud ma´me partition nadefinovanou jako ext3, mu˚zˇeme ji prˇi dalsˇı´m startu syste´mu prˇipojit jako ext2.

8.5.3 Dalsˇı´zˇurna´lovacı´souborove´syste´my ReiserFS je dalsˇı´m z pouzˇı´vanyćh Linuxovyćh souborovyćh syste´mu˚. Implicitneˇ ho volıínstalace neˇkteryćh distribucı´, naprˇı´klad Debian nebo SUSE (RedHat a Man- drake zase prosazujı´spı´sˇe ext3). Je to zˇurna´lovacı´souborovy´syste´m, tedy prˇi vy´padku je veˇtsˇı´pravdeˇpodobnost, zˇe data na disku zu˚stanou konzistentnı´. ReiserFS je zalozˇen na rychle´m balancovane´m stromu, cozˇzrychluje praći s velky´m mnozˇstvı´m souboru˚ v adresa´rˇi. Dalsˇı´ vy´bornou vlastnostı´ je, zˇe je mozˇne´ ulozˇit neˇkolik malyćh souboru˚(nebo zbytku˚velkyćh souboru˚, ktere´se nevesˇly do celyćh bloku˚) do jednoho bloku (jine´souborove´syste´my vcˇetneˇext2, ext3, FAT, NTFS kazˇdy´blok vyhrazujı´pro urcˇity´soubor, soubor mu˚zˇe mı´t vıće bloku˚, ale ne naopak), takzˇe na disku nevznika´zbytecˇneˇmnoho velkyćh „nedosazˇitelnyćh“ deˇr. Nevy´hodou je mozˇnost snı´zˇenı´vy´konu syste´mu, ktery´tento souborovy´syste´m cˇa´stecˇneˇvylepsˇuje ru˚zny´mi technikami pouzˇı´vany´mi v databa´zovyćh syste´mech. Pro syste´m, kde pracujeme prˇedevsˇı´m s velmi maly´mi soubory, je to vsˇak dobra´ volba. Dalsˇı´zajı´mavou vlastnostı´je mozˇnost zmeˇny velikosti partition s tı´mto souborovy´m syste´mem, a to dokonce bez nutnosti odmontovańı´syste´mu (jisteˇjsˇı´je ale syste´m prˇedem odpojit a po zmeˇneˇznovu prˇipojit). Praći syste´mu lze zrychlit take´volbou urcˇityćh parametru˚ prˇi prˇipojovańı´disku (obvykle v souboru fstab), naprˇı´klad volba notail zaka´zˇe ukla´dańı´koncu˚vıće KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 121

souboru˚do jednoho bloku. Tı´m sice ztratı´me cˇa´st mı´sta na disku (v dobeˇbeˇzˇneˇ pouzˇı´vany´ch 80GB disku˚to nenı´zase azˇtakova´hru˚za), ale syste´m se zrychlı´.

XFS je zˇurna´lovacı´souborovy´syste´m, ktery´se svy´mi prˇı´stupovy´mi algoritmy snı´zˇit zatı´zˇenı´syste´mu zpu˚sobene´pouzˇı´vanı´m zˇurna´lovańı´. Navıć je to 64-bitovy´ souborovy´syste´m (adresa je ulozˇena v 64 bitech, narozdı´l od jinde obvyklyćh 32 bitu˚), takzˇe velikost souboru a velikost cele´ho souborove´ho syste´mu mu˚zˇe by´t ućtyhodna´. Ma´mnoho zajı´mavyćh vlastnostı´, jedna z nich je realtime subvolume, ktera´dovoluje procesu˚m rezervovat si k souboru prˇı´stupove´pa´smo v urcˇite´sˇı´rˇi (B/s). To je velmi praktickeńaprˇı´klad prˇi praći s multime´dii, kdy k souboru (naprˇ. s videem) potrˇebujeme sta´lyá rychly´prˇı´stup. Zˇ urna´lovańa jsou metadata (to zvysˇuje rychlost prˇi zjisˇt’ovańıá opraveˇchyb), ale ne samotna´data, takzˇe celkoveˇje tento souborovy´syste´m povazˇovań za meńeˇ bezpecˇnyńezˇext3fs nebo ReiserFS.

8.5.4 Virtua´lnı´souborove´syste´my V Linuxu stejneˇjako v jinyćh Unixovyćh syste´mech se pouzˇı´vajıí souborove´syste´my bez vazby na konkre´tnı´datove´me´dium (prˇı´padneˇv sobeˇsdruzˇujı´prˇı´stup k vıće ru˚zny´m datovy´m me´diı´m). Jsou to prˇedevsˇı´m procfs a devfs. procfs zprˇı´stupnˇuje vesˇkereínformace ty´kajıćı´se ja´dra, slouzˇı´ke komunikaci s ja´- drem syste´mu. Neodpovı´da´zˇa´dne´mu fyzicke´mu datove´mu me´diu, je prˇipojovań do adresa´rˇe /proc. Z hlediska uzˇivatele jsou zajı´mave´prˇedevsˇı´m jeho podadresa´rˇe, jejichzˇna´zvy jsou PID vsˇech beˇzˇıćıćh procesu˚(v takove´m adresa´rˇi jsou vsˇechny du˚lezˇiteínformace o procesu, jehozˇPID je na´zvem adresa´rˇe). devfs je virtua´lnı´souborovy´syste´m typicky´pra´veˇpro Linux, ktery´spravuje specia´lnı´soubory zarˇı´zenıúlozˇene´v adresa´rˇi /dev.

Dalsˇı´: Nejdu˚lezˇiteˇjsˇı´virtua´lnı´souborovy´syste´m uzˇzna´me, je to VFS. Je to du˚le- zˇita´soucˇa´st ja´dra syste´mu, prˇes kterou procesy komunikujı´ s konkre´tnı´mi souborovy´mi syste´my. Existujı´vsˇak i dalsˇı´virtua´lnı´souborove´syste´my slouzˇı´cı´ru˚zny´m u´cˇelu˚m, majı´prˇedevsˇı´m zjednodusˇit prˇı´stup k ru˚zny´m virtua´lnı´m zarˇı´zenı´m. KAPITOLA 8 PAMEˇ TˇOVA´ ME´ DIA 122

8.5.5 Srovnańı´Linuxovyćh souborovyćh syste´mu˚ Pod Linuxem mu˚zˇeme pouzˇı´vat samozrˇejmeˇi dalsˇı´souborove´syste´my, zde jsme mluvili pouze o nejpouzˇı´vaneˇjsˇıćh souborovyćh syste´mech pro loka´lnı´disky. Nelze rˇıći, ktery´z uvedenyćh souborovyćh syste´mu˚je lepsˇıńebo horsˇı´, kazˇdy´ma´sve´ vy´hody i nevy´hody. Vy´hodou mu˚zˇe by´t zˇurna´lovańı´, ktere´ ale mu˚zˇe (nemusı´) snizˇovat vy´kon syste´mu, bohuzˇel i u zˇurna´lovacıćh souborovyćh syste´mu˚se sta´va´, zˇe se prˇi vy´padku data ztratı´, i kdyzˇne tak cˇasto jako u syste´mu˚bez zˇurna´lu. V na´sledujıćı´ tabulce je porovnańı´ syste´mu˚ podle krite´riı´, ktera´ prˇı´mo v ka- pitolaćh uva´deˇna nebyla (u´daje jsou pouze orientacˇnı´, cˇı´sla jsou bohuzˇel ru˚zna´ v ru˚znyćh zdrojıćh):

ext2fs ext3fs ReiserFS XFS Max. velikost partition 4 TB 4 TB 16 TB *) 18∗210 PB Velikost bloku 1-4kB 1-4kB azˇ64 kB 512 B - 64 kB Max. velikost souboru 2 GB 2 GB azˇ210 PB *) 9∗210 PB *) za´lezˇı´na verzi souborove´ho syste´mu

Tabulka 8.7: Srovna´nı´vlastnostı´souborovy´ch syste´mu˚pro Linux

PB znamena´PentaByte, 1 PB = 1024 TB (podle jiny´ch zdroju˚= 1000 TB). Udane´ hodnoty je vsˇak nutne´bra´t s rezervou, na tom, jak velke´soubory mu˚zˇe souborovy´ syste´m ukla´dat, za´lezˇı´take´na VFS. KAPITOLA 9

Spra´va disku˚

V te´to kapitole se budeme podrobneˇji zaby´vat spra´vou disku˚ prˇedevsˇı´m z hlediska instalace a provozu operacˇnıćh syste´mu˚. Uka´zˇeme si, jakou strukturu ma´pevny´disk, pod jaky´mi na´zvy se k disku˚m prˇistupuje v ru˚znyćh operacˇnıćh syste´mech, jakeńa´stroje pouzˇı´va´me pro spra´vu disku˚, ktere´zavadeˇcˇe operacˇnıćh syste´mu˚je vhodne´volit pro ru˚zne´konfigurace hardwaru a instalovanyćh operacˇnıćh syste´mu˚, a na za´veˇr se podı´va´me na mozˇnosti instalace vıće operacˇnıćh syste´mu˚vedle sebe nebo jejich emulaci.

9.1 Proble´my s BIOSem

Prˇı´stup k disku pu˚vodneˇ probı´hal prˇes sluzˇby BIOSu. BIOS ve sve´ standardnı´ (starsˇı´) podobeˇvsˇak nedoka´zˇe zprˇı´stupnit cˇa´sti disku nad 8 GB (1024 cylindru˚), proto v tomto starsˇı´m BIOS rozhranıńemohou by´t pouzˇı´vańy veˇtsˇı´disky. To se ty´ka´disku˚s rozhranı´m IDE, disky s rozhranı´m SCSI tento proble´m nemajı´. Noveˇjsˇı´rozhranı´BIOSu jizˇnabı´zı´prˇı´stup nad tuto hranici (pouzˇı´va´technologii LBA – Logical Block Addressing), nenı´vsˇak zpeˇtneˇkompatibilnıá operacˇnı´syste´my vyvinute´bez podpory tohoto noveˇjsˇı´ho rozhranıńemohou tyto sluzˇby vyuzˇı´vat. Ty´ka´se to naprˇı´klad MS-DOSu a Windows s DOS ja´drem (starsˇıćh verzı´). Noveˇjsˇıóperacˇnı´syste´my proble´my s BIOSem rˇesˇı´prˇedevsˇı´m tak, zˇe pro prˇı´stup na disk pouzˇı´vajı´mı´sto sluzˇeb BIOSu vlastnıóvladacˇe. BIOS je ale potrˇeba prˇed vlastnı´m zavedenı´m takove´ho operacˇnı´ho syste´mu, proto (teoreticky) zava´deˇcı´za´- znam operacˇnı´ho syste´mu musı´by´t na prvnıćh 1024 cylindrech1.

1Da´se to rˇesˇit volbou vhodne´ho zavadeˇcˇe syste´mu, viz da´le.

123 KAPITOLA 9 SPRA´VA DISKU˚ 124

9.2 Za´kladnı´pojmy

Jeden fyzicky´disk mu˚zˇe by´t rozdeˇlen na vıće oddı´lu˚ (partitions, oblastı´, svazku˚, . . . ). Oddı´ly mohou by´t prima´rnı´ (primary partition), jeden z nich mu˚zˇe by´t oznacˇen jako rozsˇı´rˇeny´ (extended partition) a da´le rozdeˇlen na prakticky jake´koliv mnozˇstvı´ oddı´lu˚– „pododdı´lu˚“, ktereńazy´va´me logicke´disky. Na kazˇde´m oddı´lu mu˚zˇe by´t nainstalovań operacˇnı´syste´m (pak jde o bootovacıóddı´l) nebo to mu˚zˇe by´t datovy´ oddı´l (bez operacˇnı´ho syste´mu). Dnes existujı´dva za´kladnı´druhy disku˚: beˇzˇne´disky MBR (Master Boot Record) a disky s deˇlenı´m GPT (GUID Partition Table) pouzˇı´vaneńa platformeˇItanium (pro 64-bitove´servery, na desktopu momenta´lneˇprˇı´stupne´ pouze z Windows XP 64-bit). MBR disky mohou mı´t maxima´lneˇ4 prima´rnıóddı´ly, z nichzˇjeden mu˚zˇe by´t oznacˇen jako rozsˇı´rˇeny´, v neˇm lze vytvorˇit jaky´koliv pocˇet logickyćh disku˚. GPT disky majı´trochu jinou strukturu, mohou obsahovat azˇ128 oddı´lu˚(rozsˇı´rˇeneóddı´ly a logicke´disky nejsou pouzˇı´vańy). Da´le se budeme veˇnovat pouze MBR disku˚m. Na platformeˇWindows lze pouzˇı´vat tzv. dynamicke´svazky. Tato technologie je vsˇak obecneˇ prˇı´stupna´ pouze z Windows, nikoliv z jinyćh operacˇnıćh syste´mu˚, proto pokud chceme mı´t takto upraveneóddı´ly disku prˇı´stupne´ naprˇ. z Linuxu, nedoporucˇuje se pouzˇı´t pro neˇtento forma´t2. Dynamicky´svazek nemusı´by´t fyzicky souvisly´, mu˚zˇe se dokonce rozkla´dat na vıće pevnyćh discıćh. Pro spra´vu se pouzˇı´va´skryta´databa´ze. Dynamicke´disky podporujı´prokla´dańı´, zrcadlenıá dalsˇı´ optimalizacˇnıá bezpecˇnostnı´funkce3. Pevny´disk, na ktere´m jsou neˇjake´dynamicke´ svazky, se nazy´va´ dynamicky´disk.

9.3 Struktura disku

Na obra´zku 9.1 je naznacˇena struktura disku, ktery´byl rozdeˇlen takto: nejdrˇı´v jsme vytvorˇili dva prima´rnıóddı´ly, pak rozsˇı´rˇenyóddı´l, a potom dalsˇı´prima´rnıóddı´l. Pak jsme v rozsˇı´rˇene´m oddı´lu vytvorˇili postupneˇtrˇi logickeóddı´ly. Postupneˇsi popı´sˇeme neˇkterećˇa´sti te´to struktury.

2Ve skutecˇnosti se dynamicke´ disky pouzˇı´vajı´ i v Unixovyćh syste´mech, ale v trochu jine´m vy´znamu – vıće pevnyćh disku˚spojenyćh do RAID pole se specificky´m rˇı´zenı´m prˇı´stupu. 3Tyto funkce lze vsˇak implementovat i bez dynamickyćh svazku˚, takzˇe dynamicke´svazky nejsou „zˇivotneˇdu˚lezˇite´“ pro servery, i kdyzˇpro neˇjsou podobne´vlastnosti velice uzˇitecˇne´. KAPITOLA 9 SPRA´VA DISKU˚ 125

Prima´rnı´ Prima´rnı´ Prima´rnı´ oddı´l 1 oddı´l 2 Rozsˇı´rˇeny´oddı´l (Prim. 3) oddı´l 4

z }| { z }| { z }| { z }| { M E E E B B B B B B B B B B S S S S S S R R R R

Logicky´disk Logicky´disk Logicky´disk p p p p | {z } | {z } | {z } p p p p p p p p p p p p vlozˇeny´rozsˇ. oddı´l p p p p p p p p p | {z } p p p p p p p p p p p p p p p p p p vlozˇeny´rozsˇı´rˇenyóddı´l p p p p p p p p| p {z } p p pWindows:p p p p p p p p p p p p p p p p p p p C: p D: p p F: p p G: p p H: p E: p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p pLinux: p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p /dev/hdap p p p p p p p p p p p p p p /dev/hda1p /dev/hda2 p p /dev/hda3p p p /dev/hda4p p p p p p p p p p p p p p p /dev/hda5p p /dev/hda6p p /dev/hda7 p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p pFreeBSD: p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p ad0p p p p p p p p p p p p p p p ad0s1 p ad0s2 p p ad0s3 p p p ad0s4 p p p p p p p p p p p p p p p ad0s3a p p ad0s3b p p ad0s3c p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p Obra´zek 9.1: Struktura MBR disku a oznacˇenı´v ru˚znyćh operacˇnıćh syste´mech

Zkratka MBR znamena´ Master Boot Record – hlavnı´zava´deˇcı´za´znam disku. Zde najdeme hlavnı´zava´deˇcı´za´znam (prosteˇinstrukce pro BIOS, ktere´rˇı´kajı´, co se ma´ sta´t, kdyzˇje pocˇı´tacˇnastartovań a ma´se zave´st operacˇnı´syste´m), a take´tabulku rozdeˇlenı´disku. Hlavnı´zava´deˇcı´za´znam zjistı´, kteryóddı´l je oznacˇen jako aktivnı´, a pak se pokusı´z tohoto oddı´lu zave´st operacˇnı´syste´m (spustı´zava´deˇcı´program tohoto oddı´lu). Tabulka rozdeˇlenı´disku (Partition Table) zabı´rańa disku 64 B. Maćˇtyrˇi za´znamy (jeden pro kazˇdy´prima´rnıóddı´l – rozsˇı´rˇenyóddı´l take´povazˇujeme za prima´rnı´), a v kazˇde´m za´znamu jsou o prˇı´slusˇne´m prima´rnı´m oddı´lu tyto informace:

• zda je aktivnı´(aktivnıóddı´l ma´zde hexadecima´lnıćˇı´slo 80, jinak 0), • kde se nacha´zı´boot sektor oddı´lu (tedy adresa zacˇa´tku oddı´lu), • typ oddı´lu, zpu˚sob jeho organizace (zde se rozlisˇuje, zda jde o rozsˇı´rˇenyóddı´l nebo o oddı´l s neˇjaky´m konkre´tnı´m souborovy´m syste´mem, kazˇdy´souborovy´ syste´m ma´sveídentifikacˇnıćˇı´slo), KAPITOLA 9 SPRA´VA DISKU˚ 126

• dalsˇı´metriky (adresa konce oddı´lu, pocˇet sektoru˚od MBR k zacˇa´tku oddı´lu, velikost oddı´lu v sektorech).

Zkratka BS znamena´ Boot Sector – zava´deˇcı´sektor oddı´lu. Je to cˇa´st oddı´lu, do ktere´ beˇzˇneˇ uzˇivatel nema´ prˇı´stup. V prˇı´padeˇ, zˇe je na tomto oddı´lu nainstalo- vań neˇkteryóperacˇnı´syste´m, najdeme zde zava´deˇcı´program tohoto operacˇnı´ho syste´mu. Zava´deˇcı´program (boot loader, zavadeˇcˇ) je program, jehozˇu´kolem je zave´st ope- racˇnı´syste´m prˇi startu pocˇı´tacˇe nebo v prˇı´padeˇinstalace vıće operacˇnıćh syste´mu˚ na disku umozˇnit vy´beˇr jednoho operacˇnı´ho syste´mu ze seznamu a spustit zava´- deˇcı´program vybrane´ho operacˇnı´ho syste´mu (pak se nazy´va´ boot manazˇer). Pokud ma´me instalovańo vıće operacˇnıćh syste´mu˚na vıće oddı´lech, prˇi startu pocˇı´tacˇe se z MBR spustı´zava´deˇcı´program pouze jednoho z nich. Tento program by pak meˇl umozˇnit prˇı´stup i k zava´deˇcı´m programu˚m ostatnıćh syste´mu˚. Zkratka EBR znamena´ Extended Boot Record – zava´deˇcı´ za´znam rozsˇı´rˇene´ho oddı´lu. Je to obdoba MBR, obsahuje podobneínformace. Rozsˇı´rˇenyóddı´l obsahuje jeden logicky´disk (s nı´m se pak ve veˇtsˇineˇprˇı´padu˚zacha´zı´stejneˇjako s prima´rnı´mi oddı´ly), a pokud tento logicky´disk nezabı´raćely´rozsˇı´rˇenyóddı´l, ve volne´m mı´steˇ mu˚zˇe by´t vnorˇeny´rozsˇı´rˇenyóddı´l s vlastnı´m EBR. Ten opeˇt mu˚zˇe obsahovat kromeˇ logicke´ho disku dalsˇı´vnorˇeny´rozsˇı´rˇenyóddı´l, atd. Rozsˇı´rˇeneóddı´ly lze vnorˇovat prakticky do jake´koliv u´rovneˇa tak tvorˇit jaky´koliv pocˇet logickyćh disku˚a tı´m i oddı´lu˚. Kazˇdy´logicky´disk take´ma´svu˚j boot sektor. Zpu˚sob oznacˇovańı´fyzickyćh disku˚v neˇkteryćh Unixovyćh syste´mech je v tabulce 9.1.

IDE kana´l Linux FreeBSD 1 Master /dev/hda ad0 1 Slave /dev/hdb ad1 2 Master /dev/hdc ad2 2 Slave /dev/hdd ad3

Tabulka 9.1: Oznacˇenı´fyzickyćh disku˚v neˇkteryćh Unixovyćh syste´mech

9.4 Na´stroje pro spra´vu disku˚

Pro MBR disky platı´, zˇe mohou mı´t nejvy´sˇe 4 prima´rnı´oddı´ly (primary partition), z nichzˇ jeden mu˚zˇe by´t rozsˇı´rˇeny´ (extended partition) a v neˇm jaky´koliv pocˇet KAPITOLA 9 SPRA´VA DISKU˚ 127

logickyćh disku˚(logical volume, logical disk, logical partition, . . . ). Oddı´l mu˚zˇe by´t syste´movy´(s instalovany´m operacˇnı´m syste´mem) nebo datovy´(obsahuje pouze data) nebo odkla´dacı´(swap, obvykleú Unixovyćh syste´mu˚ ). Na´stroje pro spra´vu disku˚by prˇedevsˇı´m meˇly umeˇt vytva´rˇet a rusˇit vsˇechny tyto druhy oddı´lu˚. Cˇasto mı´vajı´jesˇteˇjine´funkce. Na´sledujıńejzna´meˇjsˇı´programy pro takovou za´kladnı´spra´vu disku˚. Neˇktere´z nich jsou urcˇeny pro praći v urcˇite´m operacˇnı´m syste´mu a jsou s nı´m doda´vańy, jine´jsou v tomto ohledu neza´visle´. fdisk firmy Microsoft: Na´zev fdisk je u programu˚s tı´mto urcˇenı´m celkem obvykly´. fdisk od firmy Microsoft, ktery´je doda´vań s Windows, ma´jen velmi omezene´ vlastnosti. Pracujeme v textove´m rezˇimu, na pevne´m disku mu˚zˇeme vytvorˇit pouze jediny´prima´rnıóddı´l a jediny´rozsˇı´rˇeny´, v tom pak jake´koliv mnozˇstvı´ logickyćh. Pokud chceme na neˇkteryóddı´l instalovat Windows, pro vytvo- rˇenı´tohoto oddı´lu bychom meˇli pouzˇı´t fdisk od Microsoftu a ne naprˇı´klad Linuxovy´, protozˇe v neˇkteryćh prˇı´padech docha´zı´k nekompatibilita´m a zde instalovane´Windows by se mohly sta´t nepouzˇitelny´mi (opravdu nepouzˇitel- ny´mi). Neumozˇnˇuje nedestruktivnı´zmeˇnu hranic oddı´lu (na modifikovanyćh oddı´- lech jsou data prakticky znicˇena), oddı´ly, se ktery´mi pracujeme, nesmı´by´t pouzˇı´vańy (tj. naprˇı´klad z nich nesmı´me spousˇteˇt fdisk a jı´m na´sledneˇtento oddı´l modifikovat). Obvykle´pouzˇitı´je ze startovacıńebo zaćhranne´diskety. Protozˇe se programa´torˇi firmy Microsoft moc nehrnou do „znovuvytvorˇenı´“ tohoto programu a zmeˇny prova´deˇjı´pouze prˇida´vańı´m ko´du k existujıćı´mu, du˚sledkem jsou neˇktere´drobneńesrovnalosti (naprˇı´klad prˇi praći s velky´mi disky se zobrazuje trochu jina´– mensˇı´kapacita oddı´lu nezˇ jaka´je ve skutecˇ- nosti). Ve Windows 2000/XP existuje na´stroj s obdobny´mi schopnostmi, ale s graficky´m rozhranı´m. Spustı´me ho prˇı´kazem diskmgmt.msc nebo v graficke´m rozhranı´ho najdeme v konzole Spra´va pocˇı´tacˇe (kontextove´menu ikony Tento pocˇı´tacˇ, volba Spravovat). Narozdı´l od samotne´ho fdisku zde navıć mu˚zˇeme pro oddı´l zvolit urcˇity´souborovy´syste´m (FAT32, NTFS) – fdisk od Microsoftu je vlastneˇjednı´m z ma´la programu˚, ktereód souborovyćh syste´mu˚da´vajı´ruce prycˇ, k tomuto ućˇelu v textove´m rezˇimu musı´me zvolit prˇı´kaz format nebo v graficke´m rezˇimu kontextove´menu dane´ho disku. fdisk doda´vany´s Linuxem: Program fdisk doda´vany´s Linuxem sice take´prˇijı´ma´prˇı´- kazy v textove´m rezˇimu (vybı´ra´me z textove´ho menu tisknutı´m kla´ves na kla´vesnici), umı´vsˇak mnohem vıće. Kromeˇvytva´rˇenıá rusˇenıóddı´lu˚mu˚- zˇeme urcˇit souborovy´ syste´m oddı´lu (jsou podporovańy ru˚ zne´ souborove´ KAPITOLA 9 SPRA´VA DISKU˚ 128

syste´my vcˇetneˇnelinuxovyćh a take´swap pro Linux). Existuje „uzˇivatelsky prˇı´veˇtiveˇjsˇı´“ varianta – cfdisk. Program fdisk spousˇtı´me obvykle s urcˇenı´m pevne´ho disku, se ktery´m chceme pracovat, naprˇ. fdisk /dev/hda. fips je progra´mek, kteryúmı´zmensˇit Windows oddı´ly, je to vhodny´doplneˇk fdisku Microsoftu. Je doda´vań take´s neˇktery´mi Linuxovy´mi distribucemi, cozˇje uzˇi- tecˇne´, kdyzˇpotrˇebujeme na disku zmensˇit mı´sto, ktere´do te´ doby uzurpovaly Windows, a nainstalovat tam jinyóperacˇnı´syste´m. Partition Magic je komercˇnı´program pracujıćı´pod Windows. Vyznacˇuje se propra- covany´m graficky´m prostrˇedı´m, umozˇnˇuje kromeˇvytva´rˇenıá rusˇenıóddı´lu˚ take´zmeˇnu jejich velikosti (nedestruktivnı´, data zu˚stanou zachovańa). GNU Parted, QtParted, GParted jsou programy pracujıćı´pod Linuxem. GNU Parted je nejjednodusˇsˇı´, kromeˇvytva´rˇenı´, rusˇenıá zmeˇny velikosti oddı´lu˚umozˇnˇuje naprˇı´klad take´vytvorˇenıóbrazu disku (oddı´lu). GParted (Gnome Partition Editor) je program doda´vany´s prostrˇedı´m Gnome. Jeho graficke´rozhranı´ a mozˇnosti jsou podobne´Partition Magicu. QtParted je obdobou GParted pro prostrˇedı´KDE. Dalsˇı´: Ranish Partition Manager, DiskDrake, . . . , a take´ neˇktere´ boot manazˇery v sobeˇzahrnujı´mozˇnost pracovat s oddı´ly disku˚. K programu˚m pro spra´vu disku mu˚zˇeme rˇadit take´programy vytva´rˇejıćıóbraz disku (diskove´ho oddı´lu). Neˇktere´ programy doka´zˇou pracovat pouze s oddı´ly s urcˇity´mi souborovy´mi syste´my, jiny´m je to celkem jedno. Tato funkce mu˚zˇe by´t zahrnuta v univerza´lneˇjsˇı´m programu urcˇene´m obecneˇ pro spra´vu disku˚, nebo lze pouzˇı´t specializovane´programy. Z nejzna´meˇjsˇıćh pro Windows: Norton Ghost, Drive Image, True Image, Power Quest, Drive Backup. V Linuxu je to prˇedevsˇı´m Partimage, ale najdeme zde mnoho dalsˇıćh a tuto funkci majı´prakticky vsˇechny na´stroje pro spra´vu disku˚. Existuje pomeˇrneˇmnoho linuxovyćh distribucıúrcˇenyćh prˇı´mo pro spra´vu (za´- chranu) disku˚, naprˇı´klad System Rescue CD (zachranˇuje nejen Linux, ale i Win- dows, jsou zde dokonce i na´stroje pro praći s registracˇnı´databa´zı´).

9.5 Zava´deˇcı´programy

Kazˇdy´operacˇnı´syste´m obvykle obsahuje alesponˇjeden zava´deˇcı´program. U´ kolem zava´deˇcı´ho programu je prˇedevsˇı´m tento operacˇnı´syste´m zave´st, tedy ve stanovene´m porˇadı´spustit procesy potrˇebne´k beˇhu syste´mu vcˇetneˇprocesu˚ja´dra. To je KAPITOLA 9 SPRA´VA DISKU˚ 129

ovsˇem hodneˇzjednodusˇeny´popis cˇinnosti zava´deˇcı´ho programu, protozˇe kazˇdy´ operacˇnı´ syste´m ma´ pro sve´ spousˇteˇnı´ urcˇita´ specifika a tedy i kazˇdy´ zava´deˇcı´ program pracuje u´plneˇ jiny´m zpu˚sobem, navıć to, co se prova´dı´ prˇed vlastnı´m spusˇteˇnı´m ja´dra, cˇasto jesˇteˇnelze nazvat procesem (nema´sve´PID, nemaóperacˇ- nı´m syste´mem prˇideˇlene´syste´move´zdroje, . . . ). Zava´deˇcı´program (nebo jeho spousˇteˇcıćˇa´st) je v boot sektoru neˇktere´ho oddı´lu (oddı´lu, na ktere´m je nainstalovań prˇı´slusˇnyóperacˇnı´ syste´m) nebo v MBR, podle toho, zda chceme cˇi nechceme pouzˇı´t prima´rneˇjiny´zava´deˇcı´program, ktery´by na neˇj da´le mohl odkazovat. Protozˇe dnesˇnı´zavadeˇcˇe jsou poneˇkud rozsa´hlejsˇıá kromeˇvlastnı´ho programu potrˇebujı´take´prostor pro sve´konfiguracˇnı´soubory,na uvedenyćh mı´stech je pouze za´kladnıćˇa´st a odkaz na soubory se „zbytkem“. Naprˇı´klad pro NTLoader (zavadeˇcˇ Windows rˇady NT) najdeme na syste´move´m disku (na disku, kde je instalovań prˇı´slusˇnyóperacˇnı´syste´m) program ntldr a da´le „pomocne´soubory“ bootfont.bin a boot.ini. Probereme si postupneˇneˇktere´zavadeˇcˇe a jejich vlastnosti.

ZavadeˇcˇWindows 9x/ME je jednoduchy´zavadeˇcˇ, ktery´kromeˇsve´ho vlastnı´ho ope- racˇnı´ho syste´mu doka´zˇe zave´st nanejvy´sˇstarsˇı´verzi Windows (MS-DOSu), naprˇ. MS-DOS + Windows 3.1. Konfigurace se prova´dı´v souboru BOOT.INI na disku C:, zavadeˇcˇse vzˇdy nainstaluje do MBR a boot sektoru disku C:. Vyzˇaduje, aby disk C: byl prima´rnıóddı´l. Pracuje v textove´m rezˇimu, neu- mozˇnˇuje konfiguraci (pseudo)graficke´ho prostrˇedı´. V omezene´mı´rˇe lze ve starsˇıćh Windows pouzˇı´vat menu urcˇujıćı´, co ma´by´t spusˇteˇno (vcˇetneˇWindows), a to v konfiguracˇnıćh souborech CONFIG.SYS a AUTOEXEC.BAT (informace viz [32], [33]). ZavadeˇcˇWindows NT/2000/XP (NTLoader) umı´spousˇteˇt svu˚j operacˇnı´syste´m i z jine´ho disku nezˇC:. Je to jednoduchy´boot manager, ktery´vsˇak doka´zˇe pracovat pouze s Windows oddı´ly („vidı´“ pouze oddı´ly se souborovy´m syste´mem FAT nebo NTFS). Konfigurace se prova´dı´v souboru BOOT.INI na disku C: (i v prˇı´padeˇ, zˇe operacˇnı´syste´m zavadeˇcˇe je na jine´m disku). Cˇaste´pouzˇitı´je Windows 9x/ME na disku C: a Windows 2000/XP na disku D: s tı´m, zˇe zavadeˇcˇumozˇnı´prˇi sve´m startu vybrat si z teˇchto dvou syste´mu˚. Instaluje se vzˇdy do MBR a boot sektoru prˇı´slusˇne´ho disku se syste´mem (naprˇ. D:). O konfiguraci graficke´ho/pseudograficke´ho prostrˇedı´platı´tote´zˇ, co u zavadeˇcˇe Windows 9x/ME. KAPITOLA 9 SPRA´VA DISKU˚ 130

Informace o vyuzˇitı´tohoto zavadeˇcˇe pro zavedenı´jine´ho nezˇ„Microsoftı´ho“ syste´mu jsou na [31]. Pokud je tento zavadeˇcˇ (vlastneˇ i prˇedchozı´) instalovań azˇ po instalaci jine´ho zavadeˇcˇe (naprˇ. Linuxove´ho), bez skrupulı´prˇepı´sˇe starsˇıódkaz v MBR, takzˇe se cˇasto proti vu˚li uzˇivatele stane prima´rnı´m zavadeˇcˇem. Du˚sledkem je pak nemozˇnost spustit pu˚vodnı´zavadeˇcˇa tı´m i pu˚vodnı´ operacˇnı´syste´m. Tento proble´m je sice rˇesˇitelny´, ale je lepsˇı´mu prˇedejı´t vhodny´m cˇleneˇnı´m posloupnosti instalace syste´mu˚nebo alesponˇvcˇasny´m za´lohovańı´m pu˚vodnı´ho zavadeˇcˇe na externı´me´dium (disketu). LILO (LInux LOader) je zavadeˇcˇpouzˇı´vany´pro Linux na HW platformeˇx864. Je to univerza´lnı´ zavadeˇcˇ schopny´ spolupraće s prakticky vsˇemi zna´meˇjsˇı´mi souborovy´mi syste´my, tedy neby´va´proble´m s jeho pouzˇı´vańı´m. Narozdı´l od jinyćh zna´myćh zavadeˇcˇu˚doka´zˇe zave´st i takovyóperacˇnı´syste´m, jehozˇboot sektor (jeho adresa) je za 8 GB (viz str. 123), protozˇe pouzˇı´va´ LBA (Logical Block Addressing), pouze musı´ by´t splneˇna podmıńka prˇı´tomnosti tohoto boot sektoru na neˇktere´m z prvnıćh dvou pevnyćh disku˚(hda, hdb). Konfigurace je ulozˇena v souboru /etc/lilo.conf, konfiguruje se zde prˇe- devsˇı´m obsah menu (ktere´syste´my se majı´zave´st a kde je hledat). Co se tyćˇe grafiky,ma´me na vybranou mezi LILO v textove´m rezˇimu a LILO v graficke´m rezˇimu. Konfiguraci vsˇech vlastnostı´zavadeˇcˇe lze obvykle prova´deˇt pomocı´ grafickyćh na´stroju˚doda´vanyćh s graficky´m prostrˇedı´m operacˇnı´ho syste´mu. O konfiguraci LILO jsou informace naprˇ. na [30]. GRUB (GRand Unified Boot loader) je zavadeˇcˇpouzˇı´vany´pro Linux na HW plat- formeˇx86 a amd64. Je to univerza´lnı´zavadeˇcˇspolupracujıćı´se vsˇemi beˇzˇny´mi souborovy´mi syste´my, stejneˇjako LILO. Vy´hodou je vy´borneˇpropracovane´skry´vańıóddı´lu˚ , ktere´mu˚zˇe slouzˇit na- prˇı´klad prˇi instalaci dalsˇı´ho operacˇnı´ho syste´mu, pokud tento syste´m chceme prˇesveˇdcˇit, zˇe je instalovań na prvnı´prima´rnıóddı´l, i kdyzˇve skutecˇnosti tomu tak nenı´(to je prˇı´pad Windows 9x, ktere´by bez tohoto mechanismu bud’ odmı´tly instalaci, nebo, cozˇje horsˇı´, prˇepsaly by MBR, prvnı´prima´rnı´ oddı´l i jeho boot sektor svy´mi daty5).

4HW platforma s procesory Intel od i386 do Pentium IV a AMD procesory do 32-bitovy´ch vcˇetneˇ. 5Jiny´mi slovy: kdyzˇma´me Linux a chceme navı´c Windows 9x, vybereme pro Linux jako zavadeˇcˇ GRUB, vybereme volnou prima´rnı´partition na prvnı´m pevne´m disku, vsˇe, co je prˇed nı´, skryjeme, a instalujeme. KAPITOLA 9 SPRA´VA DISKU˚ 131

Konfigurace je obvykle ulozˇena v souboru /etc/grub.conf nebo v souboru /boot/grub.conf, stejneˇjako LILO i GRUB lze v Linuxu obvykle konfigu- rovat v graficke´m prostrˇedı´(naprˇ. program GrubConf). Prˇi spusˇteˇnı´zavadeˇcˇe (prˇi zobrazenı´menu) se take´mu˚zˇeme dostat do specia´lnı´ho konfiguracˇnı´ho mo´du GRUBU (jeho prˇı´kazove´ho rˇa´dku) stisknutı´m kla´vesy [c], dı´ky tomu prˇi zmeˇnaćh v konfiguraci nemusı´me pokazˇde´restartovat, aby se zmeˇny proje- vily. Seznam prˇı´kazu˚se zobrazı´po stisknutı´kla´vesy [T AB]. Prˇı´kazovy´rˇa´dek GRUBu je mozˇne´take´spustit za beˇhu operacˇnı´ho syste´mu prˇı´kazem grub (pouze uzˇivatel root). Dalsˇıínformace viz [29]. GRUB se standardneˇpouzˇı´va´s textovy´m rozhranı´m, lze vsˇak s trochou na´- mahy zmeˇnit. Lze take´pouzˇı´t obra´zek na pozadı´– volba splashimage v kon- figuracˇnı´m souboru (nebo prˇı´slusˇny´ prˇı´kaz v prˇı´kazove´m rˇa´dku GRUBu), tento obra´zek vsˇak musı´mı´t prˇedem definovane´rozmeˇry, barevnou hloubku a forma´t. GRUB se vyznacˇuje vlastnı´m na´zvoslovı´m ty´kajıćı´m se identifikace disku˚. Pevne´disky oznacˇuje postupneˇ hd0 (mı´sto hda), hd1 (mı´sto hdb), . . . , oddı´ly na discıćh se znacˇıćˇı´sly od 0. Vznikle´dvojice (pevny´ disk, oddı´l) mohou by´t naprˇı´klad

• (hd0,0) = prvnıóddı´l na prvnı´m disku = hda1, • (hd0,1) = druhyóddı´l na prvnı´m disku = hda2, • (hd1,0) = prvnıóddı´l na druhe´m disku = hdb1, atd. dalsˇı´linuxove´zavadeˇcˇe: aBoot, MILO (oba pro architekturu alpha), SILO (architektura sparc), yaBoot (architektura ppc – PowerPC), PALO (architekruta hppa), . . . XOSL, OS Selector, EasyBoot, Smart Boot Manager, . . . jsou univerza´lnı´boot mana- zˇery. Neˇktere´komercˇnı´(naprˇ. OS Selector), jine´volneˇsˇirˇitelne´(naprˇ. XOSL). Kazˇdy´ma´sve´specificke´vlastnosti. Obvykle dovolujı´vybrat ze seznamu ope- racˇnıćh syste´mu˚, po vy´beˇru spustı´prˇı´slusˇny´zavadeˇcˇ. Veˇtsˇinou doka´zˇou take´ skry´vat oddı´ly stejneˇjako GRUB. Omezenı´se ty´kajı´veˇtsˇinou souborove´ho syste´mu nebo oddı´lu, na ktery´jsou tyto programy instalovańy (mnohe´vy- zˇadujıínstalaci na Windows oddı´lu s FAT, i kdyzˇdoka´zˇou spustit zavadeˇcˇ syste´mu instalovanyńa u´plneˇjine´m souborove´m syste´mu a oddı´lu). Pokud naprˇı´klad XOSL nainstalujeme (na Windows oddı´l) a vhodneˇnakon- figurujeme, pak se prˇi startu pocˇı´tacˇe zobrazıńabı´dka s mozˇnostmi spusˇteˇnı´ instalovanyćh operacˇnıćh syste´mu˚. Po vybrańı´se pak spustı´zava´deˇcı´za´znam KAPITOLA 9 SPRA´VA DISKU˚ 132

vybrane´ho syste´mu. Prˇi konﬁguraci urcˇujeme, jake´syste´my ma´me a kde se nacha´zı´jejich zava´deˇcı´za´znam (ve ktere´m boot sektoru), pu˚vodnı´prima´rnı´ zavadeˇcˇz MBR je obvykle detekova´n automaticky.

9.6 Mozˇnosti instalace operacˇnı´ch syste´mu˚

Dnes je obvykleá veˇtsˇinou vyzˇadovaneínstalovat kazˇdy´ operacˇnı´syste´m na sa- mostatnyóddı´l. Tento pozˇadavek nebyl potrˇebny´v prˇı´padeˇ, zˇe vedle MS-DOSu s Windows 3.x jsme chteˇli instalovat Windows 95 (oba syste´my s DOS ja´drem a vpodstateˇstejny´m zavadeˇcˇem). Pak mohly by´t oba operacˇnı´syste´my na jednom oddı´lu (disky byly ostatneˇtak male´, zˇe bylo sˇkoda je neˇjak deˇlit). Pokud se o tote´zˇ pokusı´me trˇeba v prˇı´padeˇWindows 98 + Windows XP nebo Windows + Linux, druhy´syste´m prˇi instalaci prˇepı´sˇe ten prvnı´(nebo se instalace vu˚bec nespustı´, kdyzˇ odmı´tneme rozdeˇlit disk). Pokud chceme mı´t instalovańo vıće operacˇnıćh syste´mu˚na jednom pocˇı´tacˇi, musı´me bra´t ohled na pozˇadavky teˇchto syste´mu˚. Naprˇı´klad

• Windows s DOS ja´drem (vcˇetneˇWindows 9x/ME) vu˚bec nepocˇı´tajı´s tı´m, zˇe na disku budou jesˇteˇneˇjake´dalsˇıóperacˇnı´syste´my, bez ptanı´prˇepı´sˇou MBR a boot sektor prvnı´ho prima´rnı´ho oddı´lu. • Windows s NT ja´drem (Windows NT/2000/XP) sice umozˇnˇujıínstalaci na jinyńezˇprvnıóddı´l, ale meˇl by by´t prima´rnı´. Navıć tento syste´m doka´zˇe detekovat pouze Microsoftıóperacˇnı´syste´my, takzˇe pokud je v MBR za´znam jine´ho nezˇWindows zavadeˇcˇe, odmı´tnou ho vzı´t na veˇdomıá tento zavadeˇcˇ je prosteˇprˇepsań. • Unixoveá Linuxoveóperacˇnı´syste´my mohou by´t instalovańy te´meˇrˇna ktere´mkoliv oddı´lu vcˇetneˇlogicke´ho na rozsˇı´rˇene´m oddı´lu, respektujı´zavadeˇcˇe jine´ho syste´mu, neby´vajı´s nimi proble´my (s urcˇity´mi „cˇerny´mi“ vyjı´mkami, jako je trˇeba Solaris pro urcˇitou skupinu prˇedem nainstalovanyćh syste´mu˚). Konkre´tnıćhovańı´za´visıńa volbeˇzavdeˇcˇe (LILO, GRUB, . . . ).

Takzˇe pokud nechceme pouzˇı´vat skry´vańıóddı´lu˚, volı´me tuto posloupnost in- stalacı´(samozrˇejmeˇktery´koliv cˇlen posloupnosti mu˚zˇe by´t vynechań):

1. Windows syste´my s DOS ja´drem 2. Windows syste´my s NT ja´drem 3. Linuxy, Unixy KAPITOLA 9 SPRA´VA DISKU˚ 133

Pokud ma´me instalovańo vıće operacˇnıćh syste´mu˚, kazˇdy´z nich ma´svu˚j zava- deˇcˇ. Jeden z nich je prima´rnı´, jeho za´znam je v MBR, a z neˇho jsou spousˇteˇny ostatnı´ zavadeˇcˇe. Tak vznika´„stromova´struktura“ zavadeˇcˇu˚, naprˇı´klad kdyzˇma´me Win- dows 98, Windows XP a neˇktery´ Linux, prima´rnı´ je obvykle linuxovy´ zavadeˇcˇ (naprˇ. LILO). Pokud v neˇm vybereme spusˇteˇnı´Linuxu, tato akce se provede hned, pokud ale vybereme spusˇteˇnı´Windows, spustı´se zavadeˇcˇWindows XP, ve ktere´m si mu˚zˇeme vybrat mezi Windows 98 a Windows XP. Jestlizˇe je na pocˇı´tacˇi provozovańo vıće operacˇnıćh syste´mu˚, je vhodne´myslet i na to, abychom z nich meˇli prˇı´stup k nasˇim datu˚m. Take´z du˚vodu bezpecˇnosti dat ma´by´t alesponˇjeden diskovyóddı´l vyhrazen pouze pro data, souborovy´syste´m volı´me takovy´, se ktery´m doka´zˇou pracovat vsˇechny instalovaneóperacˇnı´syste´my. Linux doka´zˇe pracovat se vsˇemi beˇzˇny´mi souborovy´mi syste´my (doneda´vna byly proble´my s NTFS, ty jsou v nejnoveˇjsˇıćh ja´drech odstraneˇny – nebylo mozˇne´meˇnit de´lku souboru˚), Windows rˇady NT bez vhodnyćh berlicˇek pouze s FAT a NTFS, Windows 95 OSR2/98/ME si rozumı´jen s FAT vcˇetneˇFAT32, Windows 95 a starsˇı´ pouze FAT16. Windows a Linux mohou sdı´let data po sı´ti naprˇı´klad pomocı´ protokolu smb. Obvykle´je mı´t Linux instalovań na serveru a Windows na pracovnı´stanici, na Linuxu beˇzˇı´sluzˇba (de´mon) samba. Co se sdı´lenıínstalace aplikacı´ tyćˇe, je situace trochu horsˇı´. Ve Windows zpu˚sobujı´ proble´my prˇedevsˇı´m u´daje v registru (registr nelze mezi ru˚zny´mi instalacemi sdı´let) a neˇkdy take´forma´t dynamickyćh knihoven (mu˚zˇe by´t jinyńaprˇı´klad pro Windows 98 a XP), proto je obvykle nutneáplikaci v kazˇdyćh Windows instalovat zvla´sˇt’ (neˇkdy je mozˇne´zvolit stejnyádresa´rˇ/slozˇku pro umı´steˇnı´souboru˚aplikace, jen u´daje v registrech jsou pro kazˇdou instalaci zvla´sˇt’). Ru˚ zne´verze Windows mohou sdı´let tenty´zˇodkla´dacı´soubor. Vıće linuxovyćh distribucı´mu˚zˇe sdı´let tote´zˇja´dro (to veˇtsˇinou lze urcˇit prˇi instalaci), odkla´dacı´(swap) oddı´l cˇi soubor, prˇı´padneˇ dalsˇıóddı´ly (trˇeba\home), za urcˇityćh okolnostı´lze sdı´let i jineáplikace. Sdı´lenı´ aplikacı´mezi Windows a Li- nuxem obvykle nenı´mozˇne´, vyjı´mkou jsou multiplatformnıáplikace psane´v Javeˇ nebo pomocı´technologie .NET (prˇı´padneˇv Pythonu, Lispu cˇi v jine´m interpretacˇ- nı´m jazyku).

9.7 Emulace jine´ho operacˇnı´ho syste´mu

Prˇedchozı´strańky se ty´kaly prˇedevsˇı´m prˇı´padu, kdy ma´me na disku instalovańo vıće operacˇnıćh syste´mu˚a pocˇı´ta´me s tı´m, zˇe v jednom okamzˇiku pouzˇı´va´me jen KAPITOLA 9 SPRA´VA DISKU˚ 134

jeden z nich a prˇi potrˇebeˇzmeˇny restartujeme syste´m. Neˇkdy vsˇak potrˇebujeme pracovat s vı´ce operacˇnı´mi syste´my najednou. Pak vyuzˇijeme mozˇnost emulace operacˇnı´ho syste´mu, tedy pouzˇijeme program, ktery´ beˇzˇı´ jako proces (procesy) v jednom operacˇnı´m syste´mu a simuluje beˇh jine´ho operacˇnı´ho syste´mu (ten beˇzˇı´ „v okneˇ“). Programy, ktere´mu˚zˇeme pro emulaci (simulaci) vyuzˇı´t, mu˚zˇeme rozdeˇlit do neˇkolika skupin:

• virtua´lnı´ pocˇı´tacˇ – prova´dı´ simulaci pocˇı´tacˇe (mu˚zˇe jı´t o u´plneˇ jinou HW platformu nezˇna ktere´syste´m beˇzˇı´„v rea´lu“), na tomto pocˇı´tacˇi mu˚zˇeme mı´t instalovań jaky´koliv pocˇet jinyćh operacˇnıćh syste´mu˚, • emula´tor operacˇnı´ho syste´mu – simuluje konkre´tnıóperacˇnı´syste´m, • podsyste´m pro spousˇteˇnıáplikacı´jine´ho operacˇnı´ho syste´mu.

9.7.1 Virtua´lnı´pocˇı´tacˇe Tento typ emula´toru˚je nejslozˇiteˇjsˇıá cˇasto i nejpomalejsˇı´. Po instalaci obvykle mu˚- zˇeme nakonfigurovat simulovany´hardware (kterou HW platformu chceme pouzˇı´- vat, ktery´hardware bude k dispozici a jak se jeho pouzˇı´vańı´ projevıńa „skutecˇne´m“ hardwaru, naprˇı´klad napojı´me tiska´rnu), da´le nastavı´me BIOS, a pak mu˚zˇeme instalovat operacˇnı´syste´my. Neˇktere´programy vyzˇadujı´jiste´„prˇedupravenı´“ zdroje operacˇnı´ho syste´mu do tzv. image (obraz, neˇco jako obraz CD). Kazˇdy´z teˇchto programu˚ma´sve´typicke´vlastnosti, naprˇı´klad existujıému- la´tory slouzˇıćıćˇisteˇk emulaci konkre´tnı´hardwarove´platformy (pro Amigu, ZX Spectrum, PowerPC, kapesnı´pocˇı´tacˇe – vyuzˇı´vajı´prˇedevsˇı´m programa´torˇi teˇchto zarˇı´zenı´, hernıćh konzolı´, apod.) nebo umozˇnˇujıćı´ volit mezi neˇkolika platformami (instalace nove´platformy se pak prova´dıínstalovańı´m prˇı´slusˇne´ho modulu), prˇı´- padneˇ s volbou HW platformy volı´me i operacˇnı´ syste´m (na neˇktere´ platformeˇ „nenı´z cˇeho vybı´rat“, naprˇı´klad u Amigy). Z nejzna´meˇjsˇıćh programu˚:

VMWare beˇzˇı´pod Windows i Linuxem. Je to jeden z nejlepsˇıćh a nejoblı´beneˇjsˇıćh univerza´lnıćh simula´toru˚, komercˇnı´. MS Virtual PC je distribuovań Microsoftem (pu˚vodneˇ byl vyvı´jen jinou firmou, Microsoft tuto firmu odkoupil), beˇzˇı´pouze pod Windows, komercˇnı´. Bochs beˇzˇı´pod Windows, je to freeware. Je to velmi dobry´program s mnoha vol- bami, ale pomeˇrneˇslozˇity´. KAPITOLA 9 SPRA´VA DISKU˚ 135

Qemu je o neˇco rychlejsˇıá ovladatelneˇjsˇıńezˇBochs, beˇzˇı´pod Linuxem, Windows i MacOSX, je volneˇdostupnyńa Internetu. Xen je obdoba Bochs, ale na rozdı´l od neˇho prˇejı´ma´hardwarovou platformu od pocˇı´tacˇe, na ktere´m beˇzˇı´, jinak mu˚zˇeme instalovat jake´koliv operacˇnı´syste´my (starsˇı´verze vyzˇadujı´vytvorˇenıóbrazu tohoto syste´mu). Oproti Bochs ma´ vy´hodu take´v rychlosti (nemusı´simulovat vesˇkery´hardware). Volneˇsˇirˇitelny´, pro Linuxy a neˇktereÚnixy.

9.7.2 Emula´tory operacˇnı´ho syste´mu a podsyste´my Tyto programy simulujı´beˇh konkre´tnı´ho operacˇnı´ho syste´mu, tedy novyóperacˇnı´ syste´m samotnyńemusı´me jizˇinstalovat. Pokud je emulovań operacˇnı´syste´m se vsˇı´m vsˇudy (te´meˇrˇ), mu˚zˇeme v tomto operacˇnı´m syste´mu pracovat se vsˇı´m vsˇudy vcˇetneˇkonfigurace (syste´m beˇzˇı´v okneˇ cely´, v ra´mci tohoto okna pak jeho aplikace). Jestlizˇe se vsˇak jednaó podsyste´m, ućˇelem je prˇedevsˇı´m mozˇnost spousˇteˇt aplikace urcˇene´pro „cizı´“ operacˇnı´syste´m (kazˇdaáplikace mı´vaóbvykle vlastnıókno/okna). Z nejzna´meˇjsˇıćh:

Wine je ve skutecˇnosti rekurzivnı´zkratka slov „Wine Is Not Emulator“. Autorˇi tı´mto na´zvem chteˇli zdu˚raznit, zˇe nezamy´sˇlejıémulovat Windows, ale pouze umozˇnit spousˇteˇnı´programu˚psanyćh pro Windows v Unixovyćh syste´mech (je to vlastneˇ podsyste´m, zavadeˇcˇ programu˚). Jde o vlastnı´ implementaci Win API (rozhranı´, prˇekladove´ vrstvy mezi aplikacı´ a ja´drem skutecˇne´ho operacˇnı´ho syste´mu). Vyznacˇuje se vy´razneˇvysˇsˇı´rychlostıńezˇemula´tory, uda´va´se, zˇe beˇh neˇkte- ryćh aplikacı´je dokonce rychlejsˇıńezˇve Windows. Na strańkaćh tvu˚rcu˚Wine je rozsa´hly´seznam programu˚, prˇı´padnyćh proble´mu˚ prˇi jejich provozovańı´ prˇes Wine a jejich rˇesˇenı´. Neˇktere´programy bohuzˇel takto nelze zprovoznit nebo docha´zı´k neodstranitelny´m proble´mu˚m (ale jde o vyjı´mky). Wine najdeme prakticky ve vsˇech distribucıćh Linuxu a take´v mnoha dalsˇıćh Unixech. Je volneˇsˇirˇitelny´. Pokud jde ale o aplikace, ktere´do Wine instalujeme, musı´me respektovat jejich licenci. Cedega je komercˇnı´projekt vycha´zejıćı´z Wine. Oproti Wine obsahuje navıć neˇktere´ komercˇnı´technologie, dokonce i prˇı´mo od firmy Microsoft. Je urcˇen ke spousˇ- teˇnı´ru˚znyćh, i na´rocˇneˇjsˇıćh programu˚pro Windows, je vyuzˇı´vań prˇedevsˇı´m pro spousˇteˇnı´her. KAPITOLA 9 SPRA´VA DISKU˚ 136

CrossOver je take´komercˇnı´varianta pro Wine, ale je urcˇen prˇedevsˇı´m do kancela´rˇı´. Vyuzˇı´va´se prˇedevsˇı´m pro provoz ućˇetnıćh a jinyćh ekonomickyćh aplikacı´ psanyćh pro Windows. DosEmu, DosBox jsou programy emulujıćı´DOS pod Linuxem. Neobsahujıínstalaci MS-DOSu, ktery´je zatı´zˇen licencıÉULA a tedy pro tyto ućˇely nepouzˇitelny´, ale DosEmu vyuzˇı´va´ instalaci syste´mu freeDOS a DosBox ma´ vlastnı´ implementaci DOSu (pouze nejza´kladneˇjsˇı´prˇı´kazy). Vyuzˇı´vajı´se naprˇı´klad ke zprovozneˇnı´DOSovskyćh ućˇetnıćh programu˚(DosEmu) a her (DosBox). KAPITOLA 10

Graﬁcky´subsyste´m

V te´to kapitole se budeme zaby´vat graficky´m subsyste´mem – na´stavbou, ktera´sice nenı´ „zˇivotneˇdu˚lezˇita´“, prˇesto vsˇak pro mnoho uzˇivatelu˚te´meˇrˇnepostradatelna´. Svu˚j graficky´ subsyste´m ma´veˇtsˇina rozsa´hlejsˇıćh syste´mu˚, my zde pod tı´mto pojmem budeme cha´pat graficky´subsyste´m operacˇnı´ho syste´mu. Nejdrˇı´v probereme za´kladnı´pojmy souvisejıćı´s tı´mto te´matem vcˇetneˇobvykle´struktury subsyste´mu, a pak se podı´va´me na jednu z nejpropracovaneˇjsˇıćh multiplatformnıćh implementacı´, X Window System.

10.1 Za´kladnı´pojmy

Graficky´subsyste´m je skupina procesu˚tvorˇıćı´vhodne´graficke´rozhranı´mezi uzˇiva- telem a jiny´mi procesy vcˇetneˇsyste´movyćh. Jeho u´kolem je zobrazovat momenta´lnı´ stav vybranyćh cˇa´stı´syste´mu, zarˇı´zenıá procesu˚a poskytovat mozˇnosti jejich ovla´- dańı´. Struktura graficke´ho subsyste´mu je naznacˇena na obra´zku 10.1 na straneˇ138. Sluzˇby nizˇsˇıú´rovneˇ umozˇnˇujı´vykreslovańı´za´kladnıćh grafickyćh objektu˚ prˇı´mo na obrazovku. Tato vrstva komunikuje prˇı´mo s ovladacˇi grafickyćh zarˇı´zenı´, prˇe- devsˇı´m monitoru a graficke´karty, nepracuje s okny. Obsluha oken se zaby´va´spra´vou oken a vesˇkery´mi operacemi s nimi – vykreslo- vańı´jednotlivyćh prvku˚okna, vyhrazovańıćˇa´sti okna procesu, prˇesouvańı´, zmeˇna velikosti, urcˇovańı´viditelnosti cˇa´stıókna, obsluha za´kladnıćh ovla´dacıćh prvku˚ okna, ale takeúdrzˇovańıínformacıó oknech, struktury oken (by´va´to hierarchicka´ struktura), apod. Pokud syste´m podporuje pouzˇı´vańı´virtua´lnıćh obrazovek, jejich spra´va je take´v te´to vrstveˇ.

137 KAPITOLA 10 GRAFICKY´ SUBSYSTE´ M 138

Procesy Interpret prˇı´kazu˚ Graﬁcke´API

Ja´dro graficke´ho subsyste´mu Sluzˇby vysˇsˇıú´rovneˇ Obsluha oken Sluzˇby nizˇsˇıú´rovneˇ Ovladacˇe grafickyćh zarˇı´zenı´ (videokarta, mysˇ, . . . )

Obra´zek 10.1: Struktura graﬁcke´ho subsyste´mu

Sluzˇby vysˇsˇı´ u´rovneˇ dovolujı´ pracovat s graficky´mi objekty na abstraktneˇjsˇı´ u´rovni – kromeˇza´kladnıćh 2D objektu˚, jako je u´secˇka, cˇtverec, kruzˇnice, se zde definujı´takeńeˇktere´3D objekty a operace nad nimi, to za´lezˇıńa konkre´tnı´m ope- racˇnı´m syste´mu. GrafickeÁPI je sada sluzˇeb vykreslujıćıćh a umozˇnˇujıćıćh ovla´dat „slozˇiteˇjsˇı´“ graficke´prvky – menu, tlacˇı´tka, dialogovaókna, atd.), je obvykle realizovańo sadou knihoven. Interpret prˇı´kazu˚ je vlastnı´grafickeúzˇivatelske´rozhranı´(GUI), se ktery´m pracuje prˇı´mo uzˇivatel (pracovnı´plocha, tlacˇı´tko pro prˇı´stup k na´stroju˚m syste´mu a instalovany´m aplikacı´m, ikony pro prˇı´stup k na´stroju˚m syste´mu, kontextova´menu jednotlivyćh prvku˚, atd.) Okno je cˇa´st obrazovky, obvykle ve tvaru pravou´helnı´ku (nemusı´to by´t pravi- dlem). Kazˇdeókno ma´sve´ho vlastnı´ka, cozˇje proces toto okno vyuzˇı´vajıćı´(a obvykle za´rovenˇjeho tvu˚rce), v prˇı´padeˇhierarchicke´struktury oken urcˇujeme kromeˇ vlastnı´ka take´rodicˇovskeókno. Du˚lezˇity´mi vlastnostmi okna jsou jeho umı´steˇnı´ (sourˇadnice leve´ho hornı´ho rohu okna) a rozmeˇry (sˇı´rˇka a vy´sˇka), a da´le pla´tno, tedy vnitrˇnıóbsah okna. Pracovnı´plocha okna je oblast okna, kterou mu˚zˇe vyuzˇı´vat vlastnı´k, je to tedy pla´tno okna. Okno se mu˚zˇe pohybovat po pracovnı´plosˇe sve´ho rodicˇovske´ho okna. Pracovnı´ plocha obrazovky je oblast obrazovky, na ktere´ mohou by´t umı´steˇny prvky graficke´ho rozhranı´vcˇetneˇoken. Mu˚zˇe by´t veˇtsˇıńezˇobrazovka, zobrazuje se tedy pouze ta cˇa´st pracovnı´plochy obrazovky, ktera´se kryje se zobrazitelnou cˇa´stıóbrazovky (tote´zˇplatıó pracovnı´plosˇe okna). Obvykle jsou jejı´rozmeˇry neˇko- likana´sobkem rozmeˇru˚obrazovky. Obrazovka (resp. jejı´ pracovnı´plocha) mu˚zˇe by´t KAPITOLA 10 GRAFICKY´ SUBSYSTE´ M 139

cha´pa´na jako druh okna, ktere´je rodicˇovsky´m oknem pro vsˇechna okna umı´steˇna´ na pracovnı´plosˇe okna.

10.2 X Window System

X Window System (pozor, ne X Windows!!!) je multiplatformnı´ sı´t’ovy´ graficky´ syste´m pouzˇı´vany´jako na´stavba operacˇnı´ho syste´mu. Vznikl v MIT (Massachussets Institute of Technology) v 80. letech 20. stoletı´, u tohoto syste´mu se inspirovali tvu˚rci syste´mu Apple Macintosh i Windows. U´ cˇelem bylo vyvinout graficke´prostrˇedı´ snadno prˇenositelneńa ru˚zne´platformy a pracujıćı´po sı´ti – zpracovańı´(vy´pocˇet) probı´ha´ na serveru, zobrazovańı´ probı´ha´ na klientske´m pocˇı´tacˇi (i kdyzˇ server a klient mu˚zˇe by´t jeden a tenty´zˇpocˇı´tacˇ). Vlastnosti:

• Je postaven na modelu klient-server. Server je v tomto prˇı´padeˇstroj zobrazu- jıćı´data, klient je ktery´koliv program, ktery´posı´la´serveru prˇı´kazy souvisejıćı´ s grafikou (co kam se ma´zobrazit apod.). Paradoxneˇtakovy´mto serverem by´va´beˇzˇny´klientsky´pocˇı´tacˇa klientem mu˚zˇe by´t trˇeba aplikace beˇzˇıćıńa serveru v sı´ti, takzˇe pojmy server a klient nelze zameˇnˇovat s pojmy pouzˇı´- vany´mi v pocˇı´tacˇovyćh sı´tıćh. Cˇasto se z du˚vodu odlisˇenı´pouzˇı´vajı´pojmy X server a X klient. • Okna jsou usporˇa´dańa do stromove´hierarchie. Okno je potomkem toho okna, z neˇhozˇbylo spusˇteˇno. Korˇenem stromu je korˇenoveókno, ktereódpovı´da´plosˇe. Kontextove´menu korˇenove´ho okna se neˇkdy takeńazy´va´korˇenove´menu (ko- rˇenovańabı´dka), veˇtsˇinou slouzˇı´k rychlejsˇı´mu spousˇteˇnıńejpouzˇı´vaneˇjsˇıćh programu˚a pro snadny´prˇı´stup ke konfiguracˇnı´m na´stroju˚ m. • X Window System ma´vrstvenou strukturu. Nejnizˇsˇıú´rovenˇ komunikuje s vrstvou prˇistupujıćı´prˇı´mo k hardwaru (graficka´karta a monitor, mysˇ, kla´vesnice, zvukova´karta apod.), je za´vislańa hardwaru, jsou zde funkce komunikujıćı´ s teˇmito zarˇı´zenı´mi. Vysˇsˇı´vrstva jizˇobsahuje za´kladnı´graficke´funkce jako je vykreslenı´bodu, kruzˇnice apod. Trˇetı´vrstva je jizˇnaprosto neza´vislańa hardwaru a dalsˇıćh nastavenıćh vcˇetneˇrozlisˇenıóbrazovky, obsahuje funkce pro ovla´danı´GUI na abstraktnıú´rovni, jako naprˇı´klad praći s fonty a funkce pro za´kladnı´praći s okny a jejich evidenci ve stromove´strukturˇe. • Prˇehledna´struktura X Window umozˇnˇuje tento syste´m jednodusˇe rozsˇirˇovat, proto pokud operacˇnı´syste´m pouzˇı´va´tento graficky´subsyste´m, jeho uzˇivatel KAPITOLA 10 GRAFICKY´ SUBSYSTE´ M 140

ma´ na vy´beˇr z mnoha variant prostrˇedı´, ktera´ navı´c obvykle lze rozsa´hle konﬁgurovat.

X Window je dnes ve verzi X11R6 a neprˇedpokla´da´se dalsˇı´prˇevratneˇjsˇı´vy´voj. Cˇı´slo 11 je verze protokolu pouzˇı´vane´ho ke komunikaci mezi X serverem a X klientem, 6 je verze samotne´ho X Window (ve skutecˇnosti 6.x). Syste´m X Window v te´to verzi mańeˇkolik variant, na Linuxech se pouzˇı´vańeˇktera´ze dvou uvolneˇnyćh verzı´– XFree86 nebo X.org. Postupneˇse prˇecha´zıńa X.org, a to z du˚vodu pruzˇneˇjsˇı´ho vy´voje a vhodneˇjsˇı´licencˇnı´politiky. X Window neurcˇuje prˇesny´vzhled jednotlivyćh grafickyćh komponent, nabı´zı´ pouze postup, jak neˇjake´ho vzhledu dosa´hnout. Proto kromeˇsamotne´ho syste´mu X Window pouzˇı´va´me vzˇdy neˇktery´z programu˚nazy´vanyćh spra´vce oken. Spra´vce oken jizˇprˇı´mo urcˇuje vzhled jednotlivyćh grafickyćh prvku˚(hornı´lisˇta okna, vzhled tlacˇı´tek, apod.), vykresluje a spravuje menu aplikacı´, spravuje okna (od toho se ostatneˇjmenuje), tj. zmeˇnu velikosti, prˇesouvańı´, minimalizaci, atd., spravuje ikony, plochu, virtua´lnı´plochy, atd. Vesˇkere´graficke´prvky pouzˇı´vane´spra´vci oken jsou ulozˇeny v tzv. widget knihov- naćh, sadaćh prvku˚. Widgety jsou drobne´prvky, ze kteryćh se skla´da´graficke´pro- strˇedı´– tlacˇı´tka, posuvnı´ky na okraji oken, menu, kontextova´ menu, textova´pole, atd. Kazˇdy´spra´vce oken ma´svou widget knihovnu, kterou pouzˇı´va´, a tı´m je dań vıćemeńeˇjednotny´vzhled oken u aplikacı´psanyćh pro urcˇite´ho spra´vce oken. Kazˇdy´programa´tor pı´sˇıćıáplikaci pro X Window si mu˚ zˇe vybrat widget knihovnu, kterou jeho program bude pouzˇı´vat. Protozˇe programa´torˇi pı´sˇou programy obvykle pro urcˇite´ho spra´vce oken, vybı´rajı´si jeho widget knihovnu. Takovaápli- kace obvykle bez proble´mu˚funguje i pod jiny´m spra´vcem oken, ale jejı´vzhled uzˇtak „nezapada´“ (nemusı´fungovat tehdy, kdyzˇnenı´prˇı´slusˇna´widget knihovna nainstalovana´, ale to se tak cˇasto nesta´va´). Tento proble´m se cˇa´stecˇneˇvyrˇesˇil vznikem desktopovyćh prostrˇedı´. Desktopove´ prostrˇedı´je spra´vce oken plus spousta doprovodnyćh aplikacıńaprogramovanyćh s pouzˇitı´m widget knihovny tohoto spra´vce oken. Doprovodne´ aplikace pokry´vajı´ softwarovou potrˇebu (nejen) beˇzˇne´ho uzˇivatele, ale ten samozrˇejmeˇmu˚zˇe instalovat jaky´koliv dalsˇı´software. Desktopove´ prostrˇedı´ se doda´va´ se spoustou aplikacı´, ale to neznamena´, zˇe spra´vci oken, kterˇıńejsou „obklopeni“ zˇa´dny´m desktopovy´m prostrˇedı´m, nejsou doda´vańi s zˇa´dny´mi doprovodny´mi aplikacemi. Obsahujıóbvykle neˇjake´konfigu- racˇnıńa´stroje a neˇkolik jednoduchyćh aplikacı´. Ostatneˇ samotny´syste´m X Win- dow je doda´vań za´rovenˇs jednoduchy´mi aplikacemi demonstrujıćı´mi neˇktere´jeho vlastnosti, naprˇı´klad xclock (graficke´ hodiny), xcalc (kalkulacˇka), xload (zobra- KAPITOLA 10 GRAFICKY´ SUBSYSTE´ M 141

zuje zatı´zˇenı´syste´mu), xterm (termina´l), xkill („odstrˇelenı´“ neˇktereáplikace), atd. V neˇkteryćh osekaneˇjsˇıćh Unixech cˇi Linuxech neˇktere´ tyto aplikace nemusı´by´t zahrnuty. Neˇkterˇı´spra´vci oken, desktopova´prostrˇedıá widget knihovny: • Nejstarsˇı´ widget knihovna pro X Window je Athena, pouzˇı´va´ ji nejstarsˇı´ spra´vce oken twm (Tab Window Manager). Nenıésteticky moc dokonalaá ma´ trochu zvla´sˇtnı´zpu˚sob ovla´dańıńeˇkteryćh prvku˚(naprˇı´klad okno zı´ska´va´za- meˇrˇenı´, pokud nad neˇnajede mysˇ, nenı´trˇeba klepnout na jeho plochu, trochu jinak se zacha´zı´s posuvnı´ky, zmeˇnou velikosti oken, atd.). • Desktopove´ prostrˇedı´ CDE (Common Desktop Environment, je komercˇnı´, pouzˇı´vaneńa komercˇnıćh Unixech) je postaveno na spra´vci oken Motif se stejnojmennou widget knihovnou. • Desktopove´prostrˇedı´ KDE (K Desktop Environment) ma´spra´vce oken nazvane´ho K Window Manager pouzˇı´vajıćı´ho widget knihovnu Qt ([kju˚t]). • Desktopove´prostrˇedı´ Gnome pouzˇı´va´spra´vce oken Metacity pouzˇı´va´widget knihovnu GTK+. Pokud po startu operacˇnı´ho syste´mu nenı´ hned spusˇteˇno graficke´ prostrˇedı´ (ma´me spusˇteˇnu pouze textovou konzoli), pak X Window spustı´me prˇı´kazem xinit nebo startx. Pak se podle u´daju˚v konfiguracˇnıćh souborech spustı´take´ prˇı´slusˇny´spra´vce oken a prˇı´padneˇdesktopove´prostrˇedı´. Dalsˇıínformace o nejpouzˇı´vaneˇjsˇıćh spra´vcıćh oken a desktopovyćh prostrˇedıćh jsou ve skriptech pro cvicˇenı´.

10.3 Technologie rozsˇirˇujı´cı´mozˇnosti graﬁky

Vy´voj v oblasti hardware, a tedy i v oblasti grafickyćh karet, jde neusta´le kuprˇedu. Graficke´subsyste´my samotne´tomuto tempu nestacˇıá proto vznikajıá vyvı´jejı´se softwarove´technologie, ktere´rozsˇirˇujı´jejich mozˇnosti. Jde obvykle o podsyste´my cˇi sady knihoven, ktere´zprˇı´stupnˇujıńebo usnadnˇujı´prˇı´stup programa´toru˚m graficky (cˇi multimedia´lneˇ) na´rocˇneˇjsˇıćh aplikacı´k pokrocˇilejsˇı´m funkcı´m ru˚znyćh zarˇı´zenı´. Nejzna´meˇjsˇı´mi technologiemi rozsˇirˇujıćı´mi mozˇnosti grafickyćh syste´mu˚jsou OpenGL a DirectX, ale existujıí dalsˇı´, specificˇteˇjsˇı´, naprˇı´klad DirectFB. OpenGL a DirectX si navza´jem konkurujı´ v oblasti 3D grafiky. Tyto technologie se pou- zˇı´vajı´ zejmeńa prˇi programovańı´ her, aplikacı´ virtua´lnı´ reality, CAD programu˚, veˇdecko-technicke´vizualizace, 3D modelovańıá dalsˇıćh na´rocˇnyćh multimedia´l- nıćh aplikacı´. KAPITOLA 10 GRAFICKY´ SUBSYSTE´ M 142

Pokud je aplikace psańa s pomocı´knihoven neˇktere´z teˇchto technologiı´, pak musı´by´t tyto knihovny prˇı´tomny i v syste´mu uzˇivatele. Protozˇe vsˇak jde obvykle o technologie volneˇdostupneńa Internetu, nenı´to azˇtakovy´proble´m. U´ cˇelem je prˇedevsˇı´m akcelerace (urychlenı´) prˇı´stupu ke graficke´mu (obecneˇ multimedia´lnı´mu) hardwaru. Protozˇe existuje mnoho druhu˚grafickyćh zarˇı´zenı´ (ty´ka´se to prˇedevsˇı´m grafickyćh karet), a kazˇde´ma´trochu jine´vlastnosti, musı´by´t to, co nenı´prˇı´mo podporovańo dotycˇny´m hardwarem, softwaroveˇemulovańo. Na- prˇı´klad pokud graficka´karta nema´podporu 3D, musı´tuto funkci „dodat“ OpenGL nebo DirectX (to rozhranı´, ktere´programa´tor aplikace vyzˇadujıćı´3D pouzˇı´va´), mı´sto aby byly prˇı´mo vyuzˇı´vańy funkce karty.

OpenGL (Open Graphics Library) je standard pro API pro tvorbu aplikacı´pocˇı´ta- cˇove´grafiky (prosteˇsada knihoven s API funkcemi). Projekt je od pocˇa´tku vyvı´jen jako neza´vislyńa hardware, operacˇnı´m syste´mu a programovacı´m jazyce, a take´ volneˇsˇirˇitelny´. Samotny´projekt se soustrˇed’uje pouze na grafiku (vcˇetneˇ3D). Neza´vislost na hardware znamena´, zˇe to funguje, at’ uzˇpouzˇı´va´me jaky´koliv hardware, a nove´vlastnosti hardwaru se v OpenGL implementujı´ jako extensions (rozsˇı´rˇenı´) – rozsˇirˇujıćı´moduly, nenı´trˇeba prˇepisovat cely´syste´m. Neza´vislost na operacˇnı´m syste´mu znamena´, zˇe OpenGL je snadno prˇenositelny´ na ru˚zneóperacˇnı´syste´my (tj. nevyuzˇı´va´zˇa´dne´konkre´tnı´funkce ja´dra operacˇnıćh syste´mu˚), cozˇse take´vyuzˇı´va´, existujı´porty – varianty pro snad vsˇechny pouzˇı´va- neˇjsˇıóperacˇnı´syste´my vcˇetneˇUnixu˚a Windows. OpenGL je takeńeza´vislyńa zvolene´m programovacı´m jazyce, protozˇe knihovny tohoto syste´mu jsou psańy nikoliv objektoveˇ, ale strukturovaneˇ a rozhranı´prˇı´stu- povyćh funkcı´je dostupne´ze vsˇech beˇzˇnyćh programovacıćh jazyku˚(datove´typy na´vratovyćh hodnot, parametru˚, apod.). Toto rozhranı´ pouzˇı´va´ mnoho na´rocˇneˇjsˇıćh her pro Linux, ale take´ graficke´ knihovny (Mesa) a grafickeáplikace (naprˇı´klad Blender, Maya). Je soucˇa´stı´veˇtsˇiny dnes pouzˇı´vanyćh operacˇnıćh syste´mu˚vcˇetneˇBSD, Linuxu a Windows (zde ovsˇem ve starsˇı´verzi), je dostupna´z mnoha programovacıćh jazyku˚(nebo existuje mozˇnost prˇidańı´jako modulu) – GLT pro C++, PHP OpenGL, AdaOpenGL, GTK+ OpenGL Toolkit, GtkGLExt, OpenGL.NET (pro C#) , dokonce takto mohou by´t vytva´rˇeny i objekty ActiveX (Graphcontrols1).

DirectX je knihovna pro tvorbu multimedia´lnı´ch aplikacı´vytvorˇena´ Microsoftem, dnes se pouzˇı´va´verze 9. Je urcˇena pouze pro Windows, na jine´m operacˇnı´m syste´mu

1viz http://www.freshmeat.net KAPITOLA 10 GRAFICKY´ SUBSYSTE´ M 143 nefunguje. Tato technologie je cˇa´stecˇneˇimplementovańa ve Wine a jeho klonech, proto s urcˇity´mi omezenı´mi lze provozovat aplikace napsane´ s pouzˇitı´m DirectX takeńa Unixovyćh syste´mech. Narozdı´l od OpenGL se DirectX nesoustrˇed’uje jen na grafiku, ale celkoveˇna multime´dia vcˇetneˇzvuku. Mańeˇkolik cˇa´stı´, naprˇı´klad DirectDraw (2D grafika), Direct3D (3D grafika), DirectSound (prˇehra´vańı´zvuku˚wave), atd. DirectX je povazˇovań za objektovy´(i kdyzˇne plneˇ) syste´m, pouzˇı´vajı´se COM objekty. Vy´hodou tohoto prˇı´stupu je samozrˇejma´ kompatibilita s COM objekty ve Windows a s technologiıÁctiveX, nevy´hodou je ne pra´veˇsnadna´manipulace s COM objekty. Ve Windows je mozˇne´prova´deˇt za´kladnı´konfiguraci DirectX v na´stroji Na´stroj pro diagnostiku DirectX, ktery´spustı´me prˇı´kazem dxdiag.exe nebo se k neˇmu dostaneme v na´stroji Syste´moveínformace (Start - Programy - Prˇı´slusˇenstvı´- Syste´move´ na´stroje - Syste´moveínformace nebo spustit program msinfo32.exe), v menu Na´stroje - Na´stroj pro diagnostiku DirectX.

DirectFB je knihovna obdobnaÓpenGL (akcelerace graficke´ho hardwaru), ale pouze pro 2D grafiku. Pouzˇı´va´se prˇedevsˇı´m na kapesnıćh pocˇı´tacˇıćh s Linuxem (ale je podporovańa takeńa operacˇnıćh syste´mech BSD a MacOSX), obcha´zı´knihovny X Window a prˇistupuje prˇı´mo ke graficke´mu hardwaru (ovladacˇu˚m). Pouzˇı´va´se naprˇı´klad prˇi vykreslovańı´fontu˚, akceleraci grafickyćh karet a ope- racı´ jimi podporovanyćh (vykreslovańı´ jednoduchyćh objektu˚, stıńovańı´, barvy, alfa-kana´l, apod.), praći s forma´ty obra´zku˚(PNG, GIF, JPG, atd.), videoforma´ty vcˇetneˇpodpory Flashe, ke spra´veˇvstupnıćh zarˇı´zenı´(kla´vesnice, mysˇi s ru˚zny´m rozhranı´m, joystick). PRˇ I´LOHA A Vy´stupy neˇkteryćh diskovyćh na´stroju˚ pro Windows

C:\>chkdsk SysteÂm souboruÊje typu NTFS.

UPOZORNEÏNIÂ! Nebyl zadaÂn parametr F. NaÂstroj CHKDSK probeÏhne v rezÏimu jen pro cÏtenõÂ.

Program CHKDSK oveÏrÏuje soubory (faÂze 1 z 3)... OveÏrÏenõÂsouboru dokoncÏeno. Program CHKDSK oveÏrÏuje rejstrÏõÂky (faÂze 2 z 3)... OveÏrÏenõÂrejstrÏõÂku dokoncÏeno. Program CHKDSK obnovuje ztraceneÂsoubory. Program CHKDSK oveÏrÏuje popisovacÏe zabezpecÏenõÂ(faÂze 3 z 3)... OveÏrÏenõÂpopisovacÏe zabezpecÏenõÂbylo dokoncÏeno. Program CHKDSK nalezl volneÂmõÂsto oznacÏeneÂjako prÏideÏleneÂv bitoveÂmapeÏtabulky MFT. Oprava chyb v rastru svazku. SysteÂm Windows nalezl chyby v systeÂmu souboruÊ. Spust'te naÂstroj CHKDSK s prÏepõÂnacÏem /F (opravit) a pokuste se je opravit.

15358108 kB mõÂsta na disku celkem. 9601772 kB v 102634 souborech uzÏivatele. 30344 kB v 9969 rejstrÏõÂcõÂch. 0 kB v chybnyÂch sektorech. 179832 kB pouzÏõÂvaÂsysteÂm. 65536 kB zabõÂraÂsoubor s protokolem. 5546160 kB na disku je volnyÂch.

144 KAPITOLA A VY´ STUPY NEˇ KTERY´ CH DISKOVY´ CH NA´ STROJU˚ PRO WINDOWS 145

4096 bajtuÊv kazÏdeÂalokacÏnõÂjednotce 3839527 alokacÏnõÂch jednotek na disku celkem. 1386540 volnyÂch alokacÏnõÂch jednotek

C:\>fsutil fsinfo ---- PodporovaneÂprÏõÂkazy FSINFO ---- drives VytvorÏõÂseznam vsÏech jednotek. drivetype OdesÏle dotaz na typ daneÂjednotky. volumeinfo OdesÏle dotaz na informace o svazku. ntfsinfo OdesÏle dotaz na informace o svazku NTFS. statistics OdesÏle dotaz na statistiku systeÂmu souboruÊ.

C:\>fsutil fsinfo ntfsinfo c: SeÂrioveÂcÏõÂslo svazku NTFS: 0xe2ecd978ecd94785 Verze: 3.1 PocÏet sektoruÊ: 0x0000000001d4b138 CelkovyÂpocÏet clusteruÊ 0x00000000003a9627 VolneÂclustery: 0x0000000000152892 Celkem vyhrazeno: 0x0000000000000000 PocÏet bajtuÊna sektor: 512 PocÏet bajtuÊna cluster: 4096 PocÏet bajtuÊna segment zaÂznamu souboru: 1024 PocÏet clusteruÊna segment zaÂznamu souboru: 0 PlatnaÂdeÂlka dat hlavnõÂtabulky souboruÊ(MFT): 0x0000000006e3c000 PocÏaÂtecÏnõÂcÏõÂslo logickeÂho clusteru hlavnõÂtabulky souboruÊ(MFT): 0x00000000000c0000 PocÏaÂtecÏnõÂcÏõÂslo logickeÂho clusteru hlavnõÂtabulky souboruÊ(MFT2): 0x00000000001d4b13 ZacÏaÂtek zoÂny hlavnõÂtabulky souboruÊ(MFT): 0x000000000022d020 Konec zoÂny hlavnõÂtabulky souboruÊ(MFT): 0x000000000024c780

C:\> LITERATURA

[1] CˇADA, O.: Operacˇnı´syste´my. Praha, Grada, 1993. [2] PLA´ SˇIL, F.: Operacˇnı´syste´my. Praha, CˇVUT, 1983. [3] PLA´ SˇIL, F. - STAUDEK, J.: Operacˇnı´syste´my. Praha, SNTL, 1991. [4] Hora´k, J.: BIOS a Setup. Brno, Computer Press, 2004. [5] Kadlec, Z.: Pru˚vodce nitrem BIOSu. Praha, Grada Publishing, 1996. [6] Lee, J. - Ware, B.: OpenSource – vy´voj webovyćh aplikacı´. Brno, Computer Press, 2000. [7] Lasser, J.: Rozumı´me Unixu. Praha, Computer Press, 2002. [8] Kolektiv autoru˚: Linux Dokumentacˇnı´projekt. 3. aktualizovane´vydańı´. Brno, Computer Press, 2003. Soubory ke stazˇenıńa adrese http://knihy.cpress.cz/DataFiles/Book/00000675/Download/K0819.pdf

[9] Raymond, E. S.: Umeˇnı´programova´nı´v Unixu. Brno, Computer Press, 2004. [10] Lucas, M.: FreeBSD. Brno, Computer Press, 2003. [11] Toxen, B.: Bezpecˇnost v Linuxu. Brno, Computer Press, 2003.

[12] Cˇada, O.: Mac OS X Shell krok za krokem. Praha, Graﬁka Publishing. [13] Solomon, D. A.: Windows NT pro administra´tory a vy´voja´rˇe. Brno, Computer Press, 1999. [14] Microsoft Corporation: Microsoft Windows XP Professional Resource Kit. Brno, Computer Press, 2004.

146 LITERATURA 147

[15] Moskowitz, J.: Za´sady skupiny, proﬁly a IntelliMirror ve Windows 2003, 2000 a XP. Brno, Computer Press, 2006.

[16] Stanek, W. R.: Prˇı´kazovy´rˇa´dek Microsoft Windows. Brno, Computer Press, 2005.

[17] Price, B.: Active Directory. Brno, Computer Press, 2005.

[18] Allen, R. - Lowe-Norris, A. G.: Active Directory. Praha, Grada Publishing, 2005.

[19] Kokoreva, O.: Registr Microsoft Windows XP. Brno, Computer Press, 2002.

[20] Walnum, C.: Programujeme graﬁku v Microsoft Direct3D. Brno, Computer Press, 2004.

[21] Kraval, I. - Ivachiv, P.: Za´klady komponentnı´technologie COM. Brno, Computer Press, 2001.

[22] Kacˇma´rˇ, D.: Programujeme v COM a COM+. Brno, Computer Press, 2000.

[23] Pokorny´, J.: U´ vod do .NET Framework. Brno, Computer Press, 2000. Soubory ke stazˇenı´na knihy.cpress.cz/DataFiles/Book/00000896/Download/frameworknet.zip

[24] Born, G.: Skriptujeme operace na PC pomocı´Microsoft Windows Script Host 2.0. Brno, Computer Press, 2001.

[25] Aitken, P. G.: Windows Script Host 2.0. Praha, Grada Publishing, 2001.

[26] Walnum, C.: VMWare. Brno, Computer Press, 2004.

[27] Caletka, O.: Partition Magic, Symantec Ghost a dalsˇı´utility pro pra´ci s pevny´m diskem. Brno, Computer Press, 2002.

[28] Kolektiv autoru˚: The Linux Documentation Project. Poslednı´aktualizace 2006. Dostupne´z http://www.tldp.org

[29] Machej, P.: GRUB – zavadeˇcˇsyste´mu.Cˇasopis Linux+ 2/05, str. 52-57

[30] Vondra, T.: Gentoo Handbook, konﬁgurace zavadeˇcˇe. Dostupne´z http://www.fuzzy.cz/gentoo/®les/html/ch09.html

[31] Rˇ eha´k, M.: Operacˇnı´syste´my. Dostupne´z http://www.volny.cz/rayer/os/os.htm

[32] Mra´z, O.: Autoexec.bat a Conﬁg.sys. Dostupne´z http://www.volny.cz/otakarmraz/swPomoc/autocnfg.html LITERATURA 148

[33] Maturita.cz: Konﬁgurace pocˇı´tacˇe. Dostupne´z http://www.maturita.cz/prv/kon®gurace pocitace.htm

[34] Dvorˇa´k, V.: WIN95 + RH6.2 = 10GB HDD. Linuxove´noviny, 2001. Dostupne´z http://www.linux.cz/noviny/2001-08/clanek05.html

[35] Park, E. B. - Galı´cˇek, R.: Dual-Boot Linux a Windows 2000/XP s Grub HOWTO. Dostupne´z http://www.volny.cz/galicek/linux%20ver%20XP/grub-w2k-HOWTO-cz.html REJSTRˇ I´K

Symbols buffer omezeny´...... 73, 74, 87 cacls...... 124 beˇhprocesu ...... 71

A C ACL...... 123 cluster...... 111,118 adresa absolutnı´...... 31, 38 cylindr...... 111 adresarelativnı´...... 31 adresa´rˇ...... 112,131 D adresa´rˇkorˇenovy´...... 112 delta-list...... 60 algoritmus hodinovy´...... 44 deskriptor...... 47 algoritmus pekarˇu˚v...... 83 DirectFB...... 156 API...... 9,21,29,90 DirectX...... 156 APIgraficke´...... 151 diskdynamicky´...... 137 aplikace distribuovana´...... 14 disk logicky´...... 111, 137, 140 architektura hardwarova´...... 144 dispetcher...... 61 DOSExtender...... 20 B dostavenıćˇko...... 89 Bakeryalgorithm...... 83 bestfit...... 39 E bestfit...... 126 EBR...... 139 BIOS...... 19,136 emulace operacˇnı´ho syste´mu ...... 147 blitter...... 40 exekutiva...... 24 bootloader...... 139 F boot manazˇer ...... 139, 144 FATtabulka...... 118 boot sektor ...... 118, 138, 139 fdisk...... 140 bootblock ...... 129 firstfit...... 39 broadcast...... 66 flexibilita distribuovane´ho OS ...... 15 brańa...... 68 fork...... 52 buffer neomezeny´...... 73, 74 fragmentace ...... 36, 39, 117

149 LITERATURA 150 funkce operacˇnı´ho syste´mu ...... 9 konzistencedat ...... 69,76 konzument...... 73,76,87 G kroku´lohy...... 8 GDT...... 47 kvantum...... 61,62,64,65 GPT...... 137 granularita distribuovanosti ...... 13 L grid...... 13 lastﬁt...... 40 LDT...... 47 H HAL...... 24,28 M halda...... 36 maskova´nı´prˇerusˇenı´...... 81 Master Boot Record...... 138 I MBR...... 137,138 i-uzel...... 129 mechanismus zpra´v ...... 88 I/Orozhranı´...... 104 MFT...... 125 I/O zarˇı´zenı´...... 104 mikroja´dro...... 12 image...... 147 mikrokernel...... 18 instrukce...... 7,107 minikernel...... 18 instrukceswap...... 84 monitor...... 89 instrukceTSL...... 84 multicast...... 66 instrukceXCHG...... 84 multiprocessing asymetricky´...... 10 interpret prˇı´kazu˚...... 151 multiprocessing symetricky´...... 10 IPC...... 66 multitasking...... 11,53 IRQ...... 107 multitasking kooperativnı´...... 55 J multitasking preemptivnı´...... 56 job...... 8 multithreading...... 58 ja´dro...... 20,23,24,27 mutex...... 81 mı´sto...... 70 K kernelmode...... 27 O kernel-thread...... 59 obsluhaoken...... 150 klient...... 18 oddı´l...... 137 klient-server ...... 12,18 oddı´laktivnı´...... 138 knihovna dynamicky linkovana´. . . . . 21 oddı´ldatovy´...... 140 komunikace asymetricka´...... 67 oddı´l prima´rnı´...... 137, 138 komunikace asynchronnı´...... 67, 73 oddı´l rozsˇı´rˇeny´...... 137–139 komunikace meziprocesova´...... 66 oddı´l syste´movy´...... 140 komunikace neprˇı´ma´...... 88 odkazpevny´...... 125,131 komunikace symetricka´...... 67, 75 odkaz symbolicky´...... 131 komunikace synchronnı´. . 67, 74, 75, 80, offset ...... 36, 38, 45, 47, 109 89, 90 okno...... 151 kontext...... 54 okno korˇenove´...... 152 LITERATURA 151

OpenGL...... 155 program zava´deˇcı´...... 139, 142 ovladacˇ...... 106 prostor adresovy´...... 31 prostor procesu adresovy´...... 8 P prostor procesu pameˇt’ovy´...... 8 pagefault...... 42 prostor syste´mu pameˇt’ovy´...... 8 pager...... 50 prostrˇedky fyzicke´...... 7 pameˇt’operacˇnı´...... 8 prostrˇedky logicke´...... 8 pameˇt’virtua´lnı´...... 41 prostrˇedı´desktopove´...... 153 pameˇt’vnitrˇnı´...... 8 prouddat...... 124 pameˇt’vneˇjsˇı´...... 8 pru˚meˇrovańıéxponencia´lnı´...... 64 partition...... 137 pseudoLRU...... 43 PCB...... 51,52 pseudomultitasking ...... 54 periferie...... 104 pseudoparalelismus...... 54 Petriho sı´t’...... 70, 72, 74, 75, 77, 79, 80 prˇechod...... 70 PID...... 52,53 prˇerusˇenı´...... 107 platforma hardwarova´...... 7 prˇerusˇenı´hardwarove´...... 107 platforma softwarova´...... 8 prˇerusˇenı´maskovane´...... 81, 108 plochapracovnı´...... 151 prˇı´kazy vnitrˇnı´...... 20 plańovacˇprocesoru ...... 61 prˇı´kazy vneˇjsˇı´...... 20 plańovańıńepreemptivnı´. . . . . 62, 63, 65 plańovańı´preemptivnı´...... 62, 63, 65 R podmıńka...... 89 registr...... 23 podmıńky Bernsteinovy ...... 69 registr prˇı´znaku˚...... 54 podsyste´m prostrˇedı´...... 24 registr segmentovy´...... 36, 54 popisovacˇ...... 47 registr za´sobnı´kovy´...... 54 port...... 68 rozhranı´dokumentovane´...... 26 POSIX...... 25 rozhranı´syste´movyćh volańı´...... 29 povrch...... 111 rozsˇirˇitelnost distribuovane´ho OS. . . .16 pocˇı´tacˇabstraktnı´...... 18 RPC...... 67,80,90 pocˇı´tacˇholy´...... 8 ra´mec...... 41 pocˇı´tacˇvirtua´lnı´...... 17, 20, 147 PPID...... 53 S priorita dynamicka´...... 65 schrańka ...... 68 priorita realtimova´...... 12 segment...... 36,44,109 prioritastaticka´...... 65 sekcekriticka´...... 72,76 proces...... 8,51 sektor...... 110 proces syste´movy´...... 26 selektor...... 47 procesor...... 7 semafor...... 84 procesor vıćeja´drovy´...... 7 semafor bina´rnı´...... 85 producent...... 73,76,87 semaforobecny´...... 86 producent - konzument...... 107 server...... 18 program rezidentnı´...... 46 shell...... 28 LITERATURA 152 sluzˇba...... 26 syste´m loka´lnı´...... 11, 19 socket...... 68 syste´m multitaskovy´...... 11, 24, 27 soubor...... 112,115 syste´m operacˇnı´...... 8 soubor odkla´dacı´...... 48 syste´m operacˇnı´distribuovany´...... 15 soubor rˇı´dky´...... 125 syste´m realtimovy´...... 11, 76 souborovy´syste´m zˇurna´lovacı´...... 123 syste´m souborovy´. .22, 28, 115, 117, 118, spra´va oken a grafiky...... 26 121, 123, 128, 129 spra´vceIFS...... 22 syste´m souborovy´virtua´lnı´. . . . 117, 133 spra´vce konfigurace ...... 22 syste´m souborovy´zˇurna´lovacı´.116, 131, spra´vceoken...... 153 132 spra´vce periferiı´...... 105 syste´m specia´lnı´...... 11 spra´vce programu˚...... 21 syste´m sı´t’ovy´...... 11, 24, 27 spra´vce virtua´lnıćh zarˇı´zenı´...... 20, 22 syste´m univerza´lnı´...... 11, 19, 24, 27 stav konzistentnı´...... 69 syste´mV/V...... 8 stavprocesu...... 71 syste´m vıćeprocesorovy´. . . 10, 24, 27, 88 stopa...... 110 syste´m vıćeprogramovy´...... 11 stream...... 124 syste´m vıćeuzˇivatelsky´...... 10, 24, 27 strojvirtua´lnı´...... 17 syste´m vıćeu´lohovy´...... 11 struktura abstraktnı´pocˇı´tacˇ...... 18 syste´m vy´pocˇetnı´...... 7 struktura hierarchicka´...... 17 struktura klient-server ...... 18, 27 T struktura modula´rnı´...... 26 tabulka deskriptoru˚...... 47 struktura monoliticka´...... 17 tabulka rozsˇı´rˇenı´disku ...... 138 struktura stavebnicova´...... 18 tabulkastrańek...... 41 struktura virtua´lnı´pocˇı´tacˇ...... 17 transparentnost distribuovane´ho OS . 15 struktura vrstvena´...... 17, 26 TSR...... 46,55 strańka...... 37,41 U strańkovańı´...... 37 unicast...... 66 strˇı´dańı´procesu˚...... 82 usedbit...... 43 subsyste´m graficky´...... 150 user-thread...... 59 subsyste´m prostrˇedı´...... 24 uzˇivatel...... 8 superblok...... 129 svazek...... 125,137 V svazek dyniamicky´...... 137 V/V zarˇı´zenı´...... 104 synchronizace procesu˚...... 72, 80 vektor prˇerusˇenı´...... 47, 109 syste´m distribuovany´...... 13 VFAT...... 121 syste´mI/O...... 8 VFS...... 29,128 syste´m jednoprocesorovy´...... 10, 19 videopameˇt’...... 31 syste´m jednoprogramovy´...... 11, 19 virtualizace zarˇı´zenı´...... 105 syste´m jednouzˇivatelsky´...... 10, 19 vla´kno...... 58,75 syste´m jednou´lohovy´...... 11 volańı´syste´move´...... 88 LITERATURA 153 vy´padek strańky...... 42

W widgetknihovna...... 153

X X Window System ...... 28, 152

Z zaka´zka...... 7 zası´la´nı´zpra´v ...... 66, 67, 73, 75, 88 zavadeˇcˇ...... 139,142 zarˇı´zenı´blokove´...... 106 zarˇı´zenı´perifernı´...... 8 zarˇı´zenı´sdı´lene´...... 105 zarˇı´zenı´specia´lnı´...... 106 zarˇı´zenı´spolecˇne´...... 105 zarˇı´zenı´vyhrazene´...... 105 zarˇı´zenı´znakove´...... 106 za´kaz prˇerusˇenı´...... 81

Cˇ cˇekańıáktivnı´...... 80, 81 cˇekańı´pasivnı´...... 80, 81 cˇı´tacˇprogramovy´...... 52, 54

U´ u´loha...... 8 u´loha Kriticka´sekce ...... 72 u´lohaModel-obraz...... 75 u´loha Producent - konzument 73, 75, 87, 89 u´loha Peˇt hladovy´ch ﬁlozofu˚. . . . . 78, 87 u´loha Soubeˇh procesu˚...... 79 u´loha synchronizacˇnı´...... 72 u´loha Cˇtena´rˇi - pı´sarˇi ...... 77 u´lozˇisˇteˇ...... 110