2015 Ответы на вопросы

Зыков Юрий. 327

1. Процесс загрузки и инициализации персональных ЭВМ архитектуры x86. Функции загрузчика. Загрузка ядра JOS.

Lab1 – знать + помнить код.

После включения персонального компьютера (ПК) на базе процессора семейства Intel 80x86, его процессор начинает работу в реальном режиме адресации с сегментной организацией и выполнение инструкций процессора с адреса FFFF:0, инициализированного в паре регистров CS:IP (Code Segment : Instruction Pointer) после снятия сигнала RESET. В конце доступного процессору адресного пространства оперативной памяти из ПЗУ материнской платы отображен загрузчик базовой системы ввода-вывода (BIOS), на который передается выполнение по инструкции безусловного перехода, отображенной по адресу FFFF:0.

Программа инициализации BIOS с помощью программы POST проверяет, что устройства компьютера работают корректно и инициализирует их.

Затем BIOS опрашивает по порядку устройства из заранее сформированного (в консольной утилите CMOS SETUP) списка загрузочных устройств, пока не найдет загрузочное устройство. Если такое устройство не будет найдено, BIOS выведет на консоль ПК сообщение об ошибке и процесс загрузки будет остановлен. При обнаружении BIOS’ом загрузочного устройства, с последнего будет произведена попытка чтения данных его нулевого сектора (512 байт, в которых, как предполагается, должна находиться загрузочная запись). После успешного завершения чтения данных нулевого сектора загрузочного устройства в оперативную память по начальному адресу 0000:7С00, BIOS передает на этот адрес дальнейшее исполнение инструкций процессора.

Нулевой сектор загрузочного жесткого диска содержит так называемую «Главную загрузочную запись» (MBR — Master Boot Recorв), содержащую как данные первых четырёх записей таблицы разделов, так и инструкции процессора Intel 80x86, обеспечивающие поиск по этим записям активного раздела, с которого, посредством одной из функций базовой системы ввода-вывода — INT 13h, реализованной в виде обработчика прерывания процессора, будет считана загрузочная запись операционной системы. Этот загрузочный сектор, как правило, зависит от операционной системы и должен произвести загрузку в оперативную память ядра операционной системы с последующей передачей на него исполнения инструкций процессора. Если активного раздела не существует, или загрузочный сектор активного раздела некорректен, MBR может загрузить резервный начальный загрузчик и передать управление ему. Резервный начальный загрузчик должен выбрать раздел (зачастую с помощью пользователя), загрузить его загрузочный сектор и передать ему управление.

Загрузчик операционной системы — системное программное обеспечение, обеспечивающее загрузку операционной системы непосредственно после включения компьютера.

Загрузчик операционной системы:

• обеспечивает необходимые средства для диалога с пользователем компьютера (например, загрузчик позволяет выбрать операционную систему для загрузки);

• приводит аппаратуру компьютера в состояние, необходимое для старта ядра операционной системы (например, на не-x86 архитектурах перед запуском ядра загрузчик должен правильно настроить виртуальную память);

• загружает ядро операционной системы в ОЗУ. Загрузка ядра операционной системы не обязательно происходит с жесткого диска. Загрузчик может получать ядро по сети. Ядро может храниться в ПЗУ или загружаться через последовательные интерфейсы (это может пригодиться на ранней стадии отладки создаваемой компьютерной системы);

• формирует параметры, передаваемые ядру операционной системы (например, ядру Linux передаются параметры, указывающие способ подключения корневой файловой системы);

• передаёт управление ядру операционной системы.

1. Переключение контекстов. Кооперативное разделение времени.

Lab3 – знать.

Переключение контекста — в многозадачных ОС и средах, процесс прекращения выполнения процессором одной задачи (процесса, потока, нити) с сохранением всей необходимой информации и состояния, необходимых для последующего продолжения с прерванного места и восстановления и загрузки состояния задачи, к выполнению которой переходит процессор.

В процедуру переключения контекста входит т. н. планирование задачи — процесс принятия решения к какой задаче передать управление.

При переключении контекста происходит сохранение и восстановление следующей информации:

• Регистровый контекст регистров общего назначения (в том числе флаговый регистр)

• Контекст состояния сопроцессора с плавающей точкой

• Состояние регистров MMX/SSE (x86)

• Состояние сегментных регистров (x86)

• Состояние некоторых управляющих регистров (например, регистр CR3 отвечающий за страничное отображение памяти процесса) (x86)

В ядре ОС с каждым потоком связаны следующие структуры:

• Общая информация pid, tid, uid, gid, euid, egid, …

• Состояние процесса/потока

• Права доступа

• Используемые потоком ресурсы и блокировки

• Счетчики использования ресурсов (например, таймеры использованного процессорного времени)

• Регионы памяти, выделенные процессу

Совместная или кооперативная многозадачность

Тип многозадачности, при котором следующая задача выполняется только после того, как текущая задача явно объявит себя готовой отдать процессорное время другим задачам. Как частный случай такое объявление подразумевается при попытке захвата уже занятого объекта mutex (ядро Linux), а также при ожидании поступления следующего сообщения от подсистемы пользовательского интерфейса (Windows версий до 3.x включительно, а также 16-битные приложения в Windows 9x).

Кооперативную многозадачность можно назвать многозадачностью «второй ступени», поскольку она использует более передовые методы, чем простое переключение задач, реализованное многими известными программами (например, DOS Shell из MS-DOS 5.0). При простом переключении активная программа получает все процессорное время, а фоновые приложения полностью замораживаются. При кооперативной многозадачности приложение может захватить фактически столько процессорного времени, сколько оно считает нужным. Все приложения делят процессорное время, периодически передавая управление следующей задаче.

Преимущества кооперативной многозадачности: отсутствие необходимости защищать все разделяемые структуры данных объектами типа критических секций и mutex’ов, что упрощает программирование, особенно перенос кода из однозадачных сред в многозадачные.

Недостатки: неспособность всех приложений работать в случае ошибки в одном из них, приводящей к отсутствию вызова операции «отдать процессорное время». Крайне затрудненная возможность реализации многозадачной архитектуры ввода-вывода в ядре ОС, позволяющей процессору исполнять одну задачу в то время, как другая задача инициировала операцию ввода-вывода и ждет её завершения.

1. Прерывания в x86. Инициализация таблицы дескрипторов прерываний IDT.

Lab8 – знать.

Прерывание (англ. interrupt) — сигнал, сообщающий процессору о наступлении какого-либо события. При этом выполнение текущей последовательности команд приостанавливается, и управление передаётся обработчику прерывания, который реагирует на событие и обслуживает его, после чего возвращает управление в прерванный код.

В зависимости от источника возникновения сигнала прерывания делятся на:

• асинхронные, или внешние (аппаратные) — события, которые исходят от внешних источников (например, периферийных устройств) и могут произойти в любой произвольный момент: сигнал от таймера, сетевой карты или дискового накопителя, нажатие клавиш клавиатуры, движение мыши. Факт возникновения в системе такого прерывания трактуется как запрос на прерывание (англ. Interrupt request, IRQ);

• синхронные, или внутренние — события в самом процессоре как результат нарушения каких-то условий при исполнении машинного кода: деление на ноль или переполнение стека, обращение к недопустимым адресам памяти или недопустимый код операции;

• программные (частный случай внутреннего прерывания) — инициируются исполнением специальной инструкции в коде программы. Программные прерывания как правило используются для обращения к функциям встроенного программного обеспечения (firmware), драйверов и операционной системы.

Таблица векторов прерываний (англ. Interrupt Descriptor Table, IDT) используется в архитектуре x86 и служит для определения корректного ответа на прерывания и исключения.

В микропроцессорах 8086/80186 таблица векторов прерываний расположена в первом килобайте памяти начиная с адреса 0000:0000 и содержит 256 векторов прерываний в формате сегмент:смещение. Начиная с процессора 80286, адрес в физической памяти и размер таблицы прерываний определяется 48-битным регистром IDTR.

В IDT используются следующие типы прерываний: аппаратные прерывания, программные прерывания и прерывания, зарезервированные процессором, называемые исключениями (первые 32) на случай возникновения некоторых событий (деление на ноль, ошибка трассировки, переполнение).

В реальном режиме элементом IDT является 32-битный FAR-адрес обработчика прерывания.

В защищённом режиме элементом IDT является шлюз прерывания длиной 8 байт, содержащий сегментный (логический) адрес обработчика прерывания, права доступа и др.

В длинном режиме размер дескриптора прерывания увеличен до 16 байт.

В режиме V86 при использовании расширения VME таблица векторов располагается по виртуальному адресу 0000:0000. Без использования этого расширения (и в том случае, если переадресация прерываний запрещена) при возникновении прерывания процессор покидает режим V86 и выполняет обычный обработчик защищённого режима.

Инициализация IDT

Первый этап инициализации выполняется BIOS, перед загрузкой ОС. Второй непосредственно самой операционной системой. Операционной системе доступно изменение некоторых адресов прерываний.

1. Обработка прерываний таймера. Вытесняющее разделение времени. Алгоритмы планирования процессорного времени.

Вытесняющая, или приоритетная, многозадачность (режим реального времени)

Вид многозадачности, в котором операционная система сама передает управление от одной выполняемой программы другой в случае завершения операций ввода-вывода, возникновения событий в аппаратуре компьютера, истечения таймеров и квантов времени, или же поступлений тех или иных сигналов от одной программы к другой. В этом виде многозадачности процессор может быть переключен с исполнения одной программы на исполнение другой без всякого пожелания первой программы и буквально между любыми двумя инструкциями в её коде. Распределение процессорного времени осуществляется планировщиком процессов. К тому же каждой задаче может быть назначен пользователем или самой операционной системой определенный приоритет, что обеспечивает гибкое управление распределением процессорного времени между задачами (например, можно снизить приоритет ресурсоёмкой программе, снизив тем самым скорость её работы, но повысив производительность фоновых процессов). Этот вид многозадачности обеспечивает более быстрый отклик на действия пользователя.

Преимущества: возможность полной реализации многозадачного ввода-вывода в ядре ОС, когда ожидание завершения ввода-вывода одной программой позволяет процессору тем временем исполнять другую программу. Сильное повышение надежности системы в целом, в сочетании с использованием защиты памяти — идеал в виде «ни одна программа пользовательского режима не может нарушить работу ОС в целом» становится достижимым хотя бы теоретически, вне вытесняющей многозадачности он не достижим даже в теории. Возможность полного использования многопроцессорных и многоядерных систем.

Недостатки: необходимость особой дисциплины при написании кода, особые требования к его реентрантности, к защите всех разделяемых и глобальных данных объектами типа критических секций и mutex’ов.

Алгоритмы планирования.

1. First-Come, First-Served (FCFS - первым пришел, первым обслужен). Представим себе, что процессы, находящиеся в состоянии готовность, выстроены в очередь. Когда процесс переходит в состояние готовность, он помещается в конец этой очереди. Выбор нового процесса для исполнения осуществляется из начала очереди с удалением оттуда ссылки на него. Очередь подобного типа имеет в программировании специальное наименование – FIFO, сокращение от First In, First Out (первым вошел, первым вышел).

Такой алгоритм выбора процесса осуществляет невытесняющее планирование. Процесс занимает столько процессорного времени, сколько ему необходимо. После этого для выполнения выбирается новый процесс из начала очереди.

Преимуществом алгоритма FCFS является легкость его реализации, но в то же время он имеет и много недостатков. Если у нас есть процесс с длительным временем исполнения, то короткие процессы, перешедшие в состояние готовность после длительного процесса, будут очень долго ждать начала выполнения. Поэтому алгоритм FCFS практически неприменим для систем разделения времени – слишком большим получается среднее время отклика в интерактивных процессах.

2. Round Robin (RR). Модификацией алгоритма FCFS является алгоритм, получивший название Round Robin (Round Robin – это вид детской карусели). По сути дела, это тот же самый алгоритм, только реализованный в режиме вытесняющего планирования. Можно представить себе все множество готовых процессов организованным циклически – процессы сидят на карусели. Карусель вращается так, что каждый процесс находится около процессора небольшой фиксированный квант времени, обычно 10 – 100 миллисекунд. Пока процесс находится рядом с процессором, он получает процессор в свое распоряжение и может исполняться.

На производительность алгоритма RR сильно влияет величина кванта времени. При очень больших величинах кванта времени, когда каждый процесс успевает завершиться до возникновения прерывания по времени, алгоритм RR вырождается в алгоритм FCFS. При очень малых величинах создается иллюзия того, что каждый из n процессов работает на собственном виртуальном процессоре с производительностью ~ 1/n от производительности реального процессора.