156242499-Lista-de-exercicios-Sistemas-Operacionais-Resolvida.doc

Lista de Resolvida

exercícios

Sistemas

Operacionais

1. Os serviços e funções oferecidas por um sistema operacional podem ser divididas em duas categorias. Descreva brevemente as duas categorias e discuta como elas se diferem. 

Conveniência

Execução de programas Operações de I/O Sistema de arquivos Detecção de erros Eficiência 

Aocação de recursos !roteção Conta"ii#ações

2. Liste 5 (cinco) serviços, oferecidos por um sistema operacional, ue s!o pro"etados para tornar o sistema de computaç!o mais conveniente para os usu#rios.

$% &erenciam &erenciamento ento de processos processos'' criação' criação' fec(amento' fec(amento' escaona escaonamento mento'' prioridades prioridades e comunicação comunicação entre ees% )% &e &ere renc ncia iame ment ntoo da mem* mem*ri riaa prin princi cipa pa+ + Aoc Aocaç ação ão'' desa desao oca caçã ção' o' prot proteç eção ão e a"stração da mem*ria viruta% ,% &eren &erencia ciame mento nto dos dos sist sistema emass de I/O% I/O% -% Conexão Conexão em rede+ rede+ Conexão Conexão com os dispositi dispositivos vos e impementa impementação ção dos protoco protocoos os de rede% .% Sistema Sistema de de proteç proteção ão auto autori#aç ri#ação ão a usu0rios1 usu0rios1%% 2% Impem Impement entaçã açãoo de sistem sistemaa de arquiv arquivos% os% $. O ue s!o %&stem 'alls, cite  eemplos.

Constituem uma interface entre o processo e o sistema operaciona% Exempos+ Inicia ou finai#a processo Atera atri"utos dos processos  



Espera sina



A"re ou fec(a arquivo



3ê re*gio do sistema



Envia ou rece"e mensagens

. Os sistemas operacionais podem ser constru*dos de diferentes maneiras. Descreva as principais aruiteturas eistentes.

Do ponto de vista de pro4eto arquitetura1' segundo 5anen"aum 5anen"aum $6661+ 7 89ceo mono:tico ou mono"oco+ o n9ceo consiste em um 9nico processo executando numa mem*ria protegida executando as principais funções% 7 ;icron9ceo ou modeo ciente
5. Descreva as ações tomadas pelo +ernel para faer a troca de conteto entre processos.

A troca de contexto exige que o estado do processo antigo a sair do processamento1 processamento1 se4a savo e que o estado do processo novo a entrar no processamento1 processamento1 se4a carregado% O contexto > representado no !C? que incui o vaor dos registradores%

-. pliue o ue s!o os an/is de eecucaç!o. 0ual a diferença entre cdigo eecutando no n*vel  e em outros n*veis.

São extenções dos processadores que possi"iitam separar os c*digos sendo executados na C!@ por camadas% 8os CI!s Inte Bão de I8& erne1' passado por I8&$ Drivers1' I8&) Drivers1 at> I8&, Apicativos1% O erne do 3inux e do FindoGs H! usam somente o I8& e I8&,% O c*digo executado em I8& > o que tem mais  privi>gios ou se4a mais mais acesso ao ao (ardGare1%

3. O ue s!o processos, e uais os estados ue podem assumir4

São programas em execução na mem*ria% 7 8ovo 7 Em execução 7 Em espera 7 !ronto 7 5erminado

. O ue s!o t6reads4 m ue diferem de processos convecionais4

@m t(read > uma unidade "0sica de execução na C!@% @m 9nico processo pode ter diferentes t(reads% Cada t(read compreende um ID' um contador de programa' um con4unto de registradores e uma pi(a%

.1. 7s principais seções de um processo s!o 8il6a, 9eap, Dados e 'digo. 0uais destas seções podem e:ou devem ser compartil6adas entre t6reads4

Os t(reads do mesmo processo comparti(am com outros sua seção de c*digo' sua seção de dados' arquivos a"ertos e sinais% .2. 0ual a diferença de t6reads em n*vel de usu#rio e em n*vel de %O

5(read em n:ve de SO > impementada em uma "i"ioteca peo Sistema Operaciona  por exempo pt(reads no 3inux% @tii#andom se o sistema tiver mais de $  processador eas podem ser executadas $ em cada processador% As t(reads em n:ve de usu0rio > uma impementação da apicação em que vountariamente um t(read se retira do processamento e cede espaço a outra t(read% !ara o sistema operaciona > apenas $ processo%

;.
int i= iforJ1= ifi1 K  printfL!rocesso Mi(oNnL1=  ese ifiP1 K  printfL!rocesso !ai' que criou um fi(o numero+ QiNnL' i1= 

1. =a criaç!o de processos utiliando for+() um novo processo / criado com a imagem do processo pai. 'omo o +ernel Linu evita a necessidade de realiar esta cpia no momento da c6amada do for+4

Sim' uma otimi#ação do erne do 3inux impementa CopR
mesmo processo% Ao modificar aguma das p0ginas uma c*pia da p0gina > feita%

11. O ue significa escalonamento preemptivo4

Envove o uso de interrupções para suspender o processo em execução no momento e invoca um escaonador para determinar qua o pr*ximo processo que deve ser executado% Sendo assim todo processo ter0 um tempo de execução na C!@ em agum momento%

12. O ue significa dier ue o >ernel tamb/m / preemptivo4

Significa di#er que operações de Jerne serviços ou funções1 podem ser interrompidas%

1$. O ue / starvation4
Ocorre quando um processo depende de um recurso e seu acesso > negado  perp>tuamente% Sem este recurso o processo não pode terminar sua tarefa%

1. O ue / um deadloc+4
Ocorre quando' um processo ou mais1 est0 em posse de um recurso não comparti(ado e esperando por outro recurso em posse de outro processo que tam">m aguarda um recurso% Essa espera pode ser do processo anterior ou outro processo de forma que fec(e um cico% E conseqentemente estes processos não sofrem preempção%

15. 0uais dos seguintes algoritmos de escalonamento podem levar a ?starvation? e porue4 a) @irstAcome, @istAserved

!ode ocorrer inanição starvation1' se o primeiro processo que c(ega primeiro1 da fia for ongo% Então o tempo de espera m>dio de todos os outros processos ser0 muito grande%

b) %6ortest "ob first

T o agoritmo *timo do ponto de vista computaciona1 no tempo de espera% O maior tempo de espera ser0 o processo com maior pico de C!@%

c) Bound Bobin

Depende excusivamente do taman(o do quantum da C!@% Se for muito grande ser0 equivaente a MCMS' mas se for pequeno ser0 a sensação de dividir a C!@ peo numero de processos%

d) 8riorit&

@m processo que este4a pronto para executar' mas não tenn(a a posse da C!@ pode ser considerado "oqueado% @m agoritmo por prioridades pode deixar aguns processos de  "aixa prioridade esperando indefinidamente pea C!@%

1-. 0ue t/cnica / usada para evitar ue um processo em um algoritmo de escalonamento por
Define
13. O ue deve ser considerando ao escrever um algoritmos de escalonamento em um sistema %<84

!rimeiramente deve ser considerado que os processadores são idênticos ou (omogêneos1' esta diferença mudaria toda a a"ordagem% Depois pode
1. pliue como funcionava o escalonador de prioridades no >ernel Linu (de 2.- at/ 2.-.2$)

$% Escaonador por prioridade dinUmica% )% eur:stica para di#er se o processo > IO "ound' C!@ "ound ou interativo% ,% Vuantum varia durante o tempo e processos% -% T O$1

.% 5odo processo tem prio est0tica entre $ e $,6 e dinUmica entre $ e $,6 menor vaor > maior prioridade1 2% Vuantum "ase > P !rioWestat P $) X $-
19. Explique o algoritmo de escalonamento Completely Fair Sceduler que atualmente ! utili"ando no #ernel Linux.

1. Não tem 1 fila, 2. Dividir n CPU's entre os processos igualmente 3. linha do tempo de eecu!ão ". #ed$lac% tree &logn(( ). #el*gio preciso de nano segundos +. #el*gio para incrementar este tempo $aseado no allcloc% nm de processos esperando para eecutar /. 0uando eecuta decrementa aiting time \% !rioridade ] padrão do decaimento do Gaiting time 2.
Esta > uma soução a qua o"riga que a região cr:tica se4a dada a um dos processos por ve#' em uma estrita aternUncia% O pro"ema com a soução de aternUncia estrita > que requer que os dois processos se aternem precisamente' o que significa que o n9mero de acessos de cada processo deve ser exatamente igua ao do outro% A>m disso pode acontecer de um dos processos não  poder prosseguir normamente% !ois ap*s entregar a seção cr:tica para o outro processo não pode mais pedi<a novamente%

21. O ue / o problema da Begi!o 'r*tica4
egião cr:tica > um segmento de c*digo que enquanto est0 em execução não > permitido a nen(um outro processo sua execução ao mesmo tempo% !ode ser a operação em ta"eas' arquivos e assim por diante%

22.
O agoritmo de !eterson > um agoritmo de programação concorrente para excusão m9tua' que permite a dois ou mais processos ou su"processos comparti(arem um recurso sem confitos' utii#ando apenas mem*ria comparti(ada para a comunicação FiJipedia1% fag^_  = fag^$_  = turn= !+ fag^_  $= turn  $= !$+ fag^$_  $= G(ie fag^$_  $ `` turn  $1 turn  = K G(ie fag^_  $ `` turn  1 // "usR Gait K  // "usR Gait // critica section  %%% // critica section // end of critica section %%% fag^_  = // end of critica section fag^$_  =

O agoritmo utii#a duas vari0veis' fag e turn% O vaor de fag $ indica que o processo quer entrar na região cr:tica% A vari0ve turn guarda o ID do processo com a ve#% A entrada na região cr:tica > garantida para ! se !$ não quiser entrar na região cr:tica ou se !$ deu prioridade para ! atri"uindo o vaor de turn para % Este agoritmo satisfa# os , pro"emas de regiões cr:ticas+ a excusão m9tua' o  progresso e espera imitada%

2$. O ue s!o sem#foros4
T uma ferramenta de sincroni#ação generai#0ve% T uma vari0ve inteira que a parte de sincroni#ação > acessada somente por duas operações Gait e signa% void GaitS1K G(ie s1= // oop sem operação s<<=  void signas1K s[[= 

emplo de uso

doK Gaitmutex1= SEbO CI5ICAP signamutex1= SEbO E;A8ESCE85EP G(ie$1=

2.
/7 !OD@5O7/ doK GaitemptR1= Gaitmutex1= insereW"uffereemento1= signamutex1= signafu1= G(ie$1= /7CO8S@;IDO7/ doK Gaitfu1= Gaitmutex1= removeW"uffereemento1= signamutex1= signaemptR1= G(ie$1= 25.
2. O ue / cop&AonAHrite e sob uais circunstCncias ela / Itil4

Consistem em comparti(ar os dados somente referenciando a mesma 0rea% Ao se modificar aguma das p0ginas uma c*pia da p0gina > feita% E somente aquea p0gina que > aterada fica diferente do resto% T 9ti pois torna programa impementados com forJs mais eves%

1. Explique a di$eren%a entre $ragmenta%&o interna e externa.

i%ipdia(  fragmenta!ão interna  a perda de espa!o dentro de uma rea de tamanho fio. Numa mem*ria secundria, ela ocorre 4uando um ar4uivo ou fragmento de ar4uivo não ocupa completamente o espa!o da unidade de aloca!ão destinado a ele, causando desperd5cio de espa!o. Cada unidade de aloca!ão não pode comportar fragmentos de ar4uivos diferentes.

 fragmenta!ão eterna ocorre em sistemas de ar4uivo 4uando muitos ar4uivos de tamanhos diferentes são criados, modificados em seu tamanho, e-ou eliminados. & efeito  pior se um ar4uivo 4ue  dividido em muitas pe4uenas partes for eliminado, por4ue isto deia regi6es pe4uenas de espa!o livre.

0uanto maior for o tamanho dos clusters no sistema de ar4uivos usado e maior for o nmero de ar4uivos pe4uenos arma7enados, maior  o 5ndice de fragmenta!ão interna, 4ue alm de perda de espa!o, causa perda de desempenho, 8 4ue teremos reas va7ias entre os ar4uivos arma7enados nos discos magnticos.

'. (adas parti%)es de mem*ria de 1++,- /++,- '++,- 0++,- e ++,- 2em ordem3 como cada um dos algoritmo4 Fist5$it 6est5$it e 7orst5$it alocariam processos de '1',6 81,6 11',- e 8',-: ;ual dos algoritmos $aria o uso mais e$iciente de mem*ria.

9irst 9it acomoda espa!o na mem*ria pelo come!o da mem*ria dispon5vel at o fim, at encontrar o primeiro espa!o livre 4ue se8a grande o suficiente. :e não retorna erro. ;est 9it tenta determinar o melhor lugar para alocar os dados.  defini!ão de melhor varia nas implementa!6es, mas por eemplo pode ser escolhido o espa!o 4ue deiaria menor res5duo no final do $loco.
completamente oposto do $est>fit 4ue procura o menor espa!o poss5vel.

0. Explique os seguintes algoritmos para su6stitui%&o de p. ?o caso do LR> voc@ deve explicar quais s&o as políticas de aproxima%&o para o LR>.

9?9&  uma fila normal onde o primeiro 4ue entra  o primeiro 4ue sai. = simples e tem desempenho ruim pode aumentar o paginamento com aumento de mem*ria o 4ue  a$surdo(

&ptimal@ 0uando uma pgina precisa ser trocada, o sistema operacional troca a pgina 4ue o seu pr*imo uso ser num futuro distante. Por eemplo, uma pgina 4ue não ser usada nos pr*imos + segundos ser trocada por uma pgina 4ue ser usada em A." segundos.

B#U@ 0uando uma pgina  usada  marcada como referenciada. m certo momento por interrup!ão de rel*gio, atri$ui>se a pgina os $its de não referenciados. ntão divide>se a pgina em " classes, referenciado ou não e modificado ou não. 8. Como $unciona o mapeamento de arquivos em mem*ria qual a vantagem de utili"ar esse modo de acesso.

= o mapeamento de um ar4uivo como se fosse um arra em mem*ria. = eficiEnte por4ue utili7a leitura pregui!osa s* lendo os dados 4ue realmente precisam ser lidos. No Posi pode ser feito por mmap(

/. O que ! o modo de aloca%&o de mem*ria A-uddy SystemA. ;ual a sua desvantagem:

& modo de aloca!ão ;udd :stem divide a mem*ria em peda!os com tamanho potEncia de 2. iste um limite superior maior $loco 4ue pode ser alocado( e inferior menor $loco 4ue pode ser alocado(. 0uando  feita uma re4uisi!ão arredonda>se o tamanho re4uisitado e

se o tamanho  maior 4ue a metade do $loco inicial então o $loco inteiro  alocado. :enão o $loco  dividido em dois F$uddiesF e assim recursivamente. & mtodo de li$erar a mem*ria  eficiente e relativamente rpido. Gipicamente  implementado por uma rvore $inria 4ue representa $locos usados e não usados. Contudo ainda eistem pro$lemas de fragmenta!ão interna.

. O que ! o mecanismo de aloca%&o camado SLB-:

 idia fundamental por trs do :B;  $aseada na o$serva!ão de 4ue alguns o$8etos do %ernel são fre4uentemente criados e destru5dos e ap*s isso nunca mais são necessrios. ?sso implica 4ue cada aloca!ão de mem*ria para estes o$8etos as ve7es custa uma $usca $est>fit.  ainda a desaloca!ão do espa!o de mem*ria ap*s a destrui!ão do o$8eto causa fragmenta!ão. Na implementa!ão do :B; eiste cache e uma estrutura :la$ 4ue pode ser empt, partial, full. Como ele aloca somente o espa!o necessrio a fragmenta!ão interna não eiste. . O que ! o Overcommit de mem*ria:

&vercommit de mem*ria  uma fun!ão do %ernel 4ue permite alocar mais mem*ria do 4ue realmente  dispon5vel.  idia por de trs dessa funcionalidade  de 4ue alguns aplicativos alocam mais espa!o 4ue precisam, mas nunca usam. ?sso permite 4ue se rode mais aplicativos 4ue ca$em na mem*ria, mas ele não podem usar a mem*ria, caso isso aconte!a estes aplicativos são fechados. . ;ual a rela%&o entre o espa%o de endere%amento virtual e utili"a%&o da mem*ria $ísica:

& endere!amento virtual agrega tando endere!os arma7enados em mem*ria secundria 4uando endere!os resididos na mem*ria ram.

9. O que signi$ica di"er que a mem*ria virtual de um processo ! /+D- a mem*ria residente '+D- e a mem*ria compartilada 1+D-.

:ignifica 4ue 2A m$ estão na mem*ria #H, e 1A m$  compartilhado com outro processo por ter gerado ou sido gerado( por um 9or% e estas pginas não sofreram escrita ainda. 1+. ;uais as vantagens e desvantagens de guardar o nome do programa criador unto aos atri6utos do arquivo:

Iantagem@ Bivra o sistema operacional de sa$er com 4ual aplicativo deve ser a$erto o ar4uivo, facilita tam$m a vida do usurio por ter acesso rpido e simples a leitura e edi!ão do ar4uivo. Desvantagem@ Um terceiro pode alterar o ar4uivo para apontar para um programa mal intencionado. 11. ?a semntica de sistema de arquivos do >nix o que acontece quando um arquivo que est< a6erto ! removido:

le não ficar mais acess5vel aos programas 4ue 4uiserem o acessar logo ap*s o momento de remo!ão. Porm continuar acess5vel por a4ueles programas 4ue 8 estavam com o ar4uivo a$erto no momento da remo!ão. Para cada ar4uivo o file sstem mantem um contador 4ue indica 4uantos procesos o estão usando, 4uando  removido o ar4uivo se o contador não for A  apagado somente o acesso ao mesmo, mas o ar4uivo  mantido no disco at 4ue todos os processos se encerrem. 1'. ?o ?FS 2?et7or# File System3 o que ! o ASilly RenameA: Gorque surgem os arquivos .n$sHHHHHH :

:egundo N9: 90( plica!6es em Uni geralmente criam ar4uivos de rascunho e removem sua liga!ão. 0uando fa7em isso o ar4uivo passa a não ser vis5vel no sistema de ar4uivos para 4uando a aplica!ão fechar o ar4uivo este ser removido. Conhecido como Fdelete on last closeF,  comum em aplica!6es Uni. Pela forma como o N9: foi especificado, não eiste maneira de apagar o ar4uivo do sistema, o deiando dispon5vel para aplica!6es. & 4ue o N9: fa7  emular este comportamento renomeando o ar4uivo para algo como F.nfsJJJJJF. 4ue esconde o ar4uivo para seu uso. ?sso  conhecido como Fsill rename.F p*s o fechamento do processo o ar4uivo  apagado. &u fica residual em caso de crash da aplica!ão.

& N9:  stateless, e não sa$e 4uais ar4uivos estão sendo utili7ados, assim pra manter compati$ilidade com os programas linu onde um ar4uivo a$erto pode ser eclu5do sem pro$lemas( ele renomeia o ar4uivo e deia ele oculto, 4uem estava com o ar4uivo a$erto continua lendo deste .nfsJ 10. So6re m!todos de aloca%&o de espa%o responder4 a3 Como $unciona a aloca%&o de espa%o contígua: ;ue pro6lemas apresenta:

Cada ar4uivo ocupa um con8unto de $locos cont5guos no disco. :omente  necessrio arma7enar a locali7a!ão inicial nmero do $loco( e o tamanho do ar4uivo 4uantidade de $locos(. Pode ser feito mapeamento de endere!o l*gico para o f5sico, mas os ar4uivos não podem crescer.  aloca!ão de espa!o cont5gua re4uer 4ue cada ar4uivo ocupe um con8unto de $locos cont5guos no disco. &s endere!os de disco definem um ordenamento linear no disco. Com isso, o nmero de opera!6es de $usca no disco, eigidos para acesso a ar4uivos alocados contiguamente,  m5nimo, assim como o tempo de $usca 4uando uma opera!ão de $usca for necessria. Como pro$lemas encontrados na aloca!ão cont5gua temos@ > a dificuldade de encontrar espa!o para um novo ar4uivo. :istemas de gerenciamento de espa!o livre devem ser utili7ados para reali7ar esta opera!ão, mas tais sistemas geram fragmenta!ão eternaK > a dificuldade de determinar a 4uantidade de espa!o necessrio para um ar4uivo. Pela falta de conhecimento na hora da cria!ão do ar4uivo, ou para futura amplia!ão do mesmo. m geral, o espa!o necessrio  superestimado. Lerando assim fragmenta!ão interna. 63 Como $unciona a aloca%&o de espa%o por encadeamento 2lin#ed allocation3. ;uais os pro6lemas apresentados por este m!todo:

Cada ar4uivo  uma lista encadeada de $locos em disco. &s $locos podem ser espalhados no disco. Gem pouca perda de espa!o porm não tem acesso direto, tem 4ue percorrer a lista. & diret*rio contm um ponteiro para o primeiro e ltimo $locos do ar4uivo.  cada $loco contm um ponteiro para o proimo $loco. Não gera fragmenta!ão eterna.

Como pro$lemas encontrados na aloca!ão por encadeamento temos@ > & principal pro$lema  4ue ela so pode ser efetivamente utili7ada para ar4uivos de acesso se4uencial. > & espa!o perdido com a aloca!ão dos ponteiros, logo, cada ar4uivo ir re4uerer um pouco mais de espa!o do 4ue necessitaria em outra situa!ão. > & pro$lema da confia$ilidade, como a integridade do ar4uivo  mantida por intermedio de ponteiros espalhados por todo o disco, se um desses ponteiros for corrompido, pode>se ter grandes perdas de dados ou de espa!o livre. c3 Como $unciona a FBI 2File5Bllocation Ia6le3 usado pelo DS5(OS qual a di$eren%a em rela%&o J aloca%&o por encadeamento simples:

 9G usa uma ta$ela de aloca!ão de ar4uivos, esta ta$ela fica alocada em uma se!ão do disco no inicio de cada parti!ão.  9G tem uma entrada para cada $loco do disco e  indeada pelo nmero do $loco.  entrada da ta$ela, indeada pela entrada do ar4uivo no diret*rio, contm o nmero do $loco do pr*imo $loco no a4uivo. ssim continua at o $loco 4ue contm o identificador de fim de ar4uivo. o contrario da aloca!ão por encadeamento a 9G não utili7a um espa!o em cada $loco do disco como ponteiro utili7a os $locos com valor igual a 7ero na ta$ela 4ue representam $locos livres(.

e3 Em um sistema de arquivos usando uma FBI o que acontece se ocorrer a corrup%&o total da ta6ela de aloca%&o de arquivos:

:e a ta$ela 9G ta$ela 1( corromper, eiste uma ta$ela 2 de $ac%up usada pelo scandis%. $3 Como $unciona a aloca%&o de espa%o indexada: ;ue pro6lemas da aloca%&o usando encadeamento ela tenta resolver:

 aloca!ão indeada utili7a ponteiros, como a aloca!ão por encadeamento, mas agora todos esses ponteiros são arma7enados  8untos em um $loco de 5ndices. Cada ar4uivo possui seu pr*prio $loco de 5ndices 4ue  um arra de endere!os de $locos de disco. & diret*rio contm o endere!o do $loco de 5ndices, e a 5>esima entrada

do $loco de 5ndices aponta para o 5>esimo $loco do ar4uivo. Desta maneira  poss5vel reali7ar com facilidade o acesso direto ao ar4uivo.  aloca!ão indeada tenta resolver o pro$lema da falta de eficiEncia no acesso direto a ar4uivos, 4ue ocorre 4uando se usa a aloca!ão por encadeamento. $3 (entro da aloca%&o indexada quais s&o os mecanismos usados para guardar os índices:

 aloca!ão indeada causa um desperd5cio de espa!o em disco por conta do arma7enamento do $loco de 5ndices. Pois um $loco inteiro de 5ndices deve ser arma7enado para cada ar4uivo, mesmo 4ue apenas um ou dois ponteiros se8am realmente utili7ados. Para redu7ir esse desperd5cio devem ser utili7ados $locos de tamanho menor para arma7enar os 5ndices. Has $locos menores limitam a indea!ão de grandes ar4uivos. Para resolver este pro$lema alguns mecanismos são usados para guardar os 5ndices. les são@ > s4uema encadeado@ Diversos $locos de 5ndices encadeados, no caso, o ultimo endere!o do $loco de 5ndices  nulo caso o $loco represente todo o ar4uivo( ou  um ponteiro para outro $loco de 5ndices para grandes ar4uivos(. > Mndice multin5vel@ Um $loco de 5ndices de primeiro n5vel aponta para um con8unto de $locos de 5ndices de segundo n5vel, 4ue por sua ve7 aponta para os $locos do ar4uivo. sta a$ordagem poderia ser estendida para um terceiro ou 4uarto n5veis dependendo do tamanho mimo de ar4uivo re4uerido. > s4uema com$inado@ Utili7a uma com$ina!ão dos dois es4uemas anteriores. g3 O que s&o i5nodes: Em qual mecanimos de aloca%&o indexada eles se enquadram:

?>node  o primeiro $loco encontrado 4uando se fa7 o acesso a um ar4uivo e consite em uma estrutura de dados 4ue relaciona os atri$utos e os endere!os em disco dos $locos do ar4uivo , este $loco de 5ndice utili7a um mecanismo de aloca!ão indeada do tipo com$inada. m geral utili7a>se um es4uema onde os 12 primeiros ponteiros apontam para $locos diretos, ou se8a, 4ue contem dados do ar4uivoK os outros 3 ponteiros apontam para $locos indiretos. & primeiro ponteiro para um $loco indireto  o endere!o de um $loco indireto simples um $loco de 5ndices 4ue não contm dados, mas endere!os de $locos 4ue contEm dados(. Depois eiste um ponteiro para um $loco indireto duplo contm o endere!o de um $loco 4ue

contm os endere!os de $locos 4ue contEm ponteiros para os $locos de dados reais(. & ltimo ponteiro conteria o endere!o de um $loco indireto triplo. 18. Considere um sistema com i5nodes com 1/ ponteiros. ?estes i5nodes os 1' primeiros s&o usados para aloca%&o diretaK o 10 ponteiro para aloca%&o simples indiretaK o 18 para aloca%&o dupla indireta e o 1/ para aloca%&o tripla5 indireta. Considere ainda que cada 6loco tem /1',6. Como $icaria a estrutura de inodes para arma"enar um arquivo de 1'9+'8 6ytes 2'/' 6locos3:

Pra salvar um ar4uivo de 2)2 $locos, no caso, seria os primeiros 12 $locos do primeiro i>node ocupado, depois mais 1) $locos do i>node n5vel 1. Depois vem o i>node de n5vel 2, 4ue ficaria os 4uin7e n5veis dele apontando cada um para um inode distinto, e cada i>node destes teria 1) $locosK &u se8a, mais 22) $locos, e totali7ando 2"2 $locos, faltam 1A. & i>node de n5vel 3 apontaria para um de n5vel dois, 4ue usaria apenas um de seus apontadores, pra um de n5vel 1, 4ue salvaria 1A $locos nele.

O > 1 $loco O > 1 $loco O > 1 $loco O > 1 $loco O > 1 $loco O > 1 $loco O > 1 $loco O > 1 $loco O > 1 $loco O > 1 $loco O > 1 $loco O > 1 $loco O > O 1)> 12 $locos

O > O 1)> O 1) > 22) $locos O > O 1 > O 1 > O 1A > 1A $locos

No total vocE ocuparia 2+Q i>nodes

1/. ;ual a di$eren%a de sim6olic lin#s e ard lin#s: E como ! a implenta%&o de cada um: Como ! $eito o controle de remo%&o de arquivo em cada caso:

istem dois conceitos de Flin%sF no Uni, usualmente nomeadas de sm$olic lin% e hard lin%. Um hard lin%  eatamente um nome para o ar4uivo  um ar4uivo pode ter vrios nomes. 4uilo s*  apaguado do disco somente 4uando o ltimo nome  removido.( Um smlin%  totalmente diferente@  um pe4ueno ar4uivo especial 4ue contm o nome de caminho. ssim, a liga!ão fraca pode apontar ar4uivos em diferentes sistemas de ar4uivos talve7 N9: montadas de diferentes m4uinas(, e não precisa de ponto para o ar4uivo eistente atualmente. 0uando acessado com a chamada de sistema open ou stat, uma referEncia para o smlin%  su$stitu5da pelo %ernal do sistema operacional com uma referEncia para o ar4uivo nomeado no nome de caminho. De 4ual4uer forma, com rm ou unlin% a liga!ão  removida, não o ar4uivo 4ue ela aponta(.

1. Considere um sistema onde o espa%o livre ! ger@nciado por uma lista de espa%o livre. Supona que o ponteiro para a lista de espa%os5livres $oi perdido. Esta lista pode ser reconstruída: Explique sua resposta.

Uma poss5vel solu!ão seria veirificar todos os $locos utili7ados pelos diret*rios-ar4uivos-sistema e considerar os outros como livres. Deve>se pensar no fato de 4ue ao um ar4uivo ser deletado, não necessariamente os dados 4ue ele tem são deletados nos $locos geralmente 4ue eu sai$a não,  apenas deletado a liga!ão para ele(.

ntão a solu!ão de percorrer por todos os $locos e pegar os livres não funciona. 1. ;uais s&o os m!todos para ger@nciamento de espa%o livre em disco:

> Ietor de ;its $itmap( Cria um vetor onde cada posi!ão corresponde a um $loco do disco, e possui valor A para livre e 1 para ocupado. Iantagem@ simplicidade e eficiEncia para encontrar o primeiro $loco livre. Desvantagem@ ineficiente ao menos 4ue se8am mantido na mem*ria principal senão fica muito custoso o acesso repetidamente ao disco( e ocupa muito espa!o > Bista ncadeada Desvantagem@para varrer a lista  preciso ler cada $loco

>Ietor de $its@  lista de espa!o livre  implementada como um mapa de $its ou um vetor de $its. Cada $loco  representado por 1 $it. :e o $loco estiver livre o $it ser 1K se o $loco estiver alocado o $it ser A.  principal vantagem  4ue  relativamente simples e eficiente encontrar o primeiro $loco livre, ou n $locos livres consecutivos no disco. Has são ineficientes a não ser 4ue todo o vetor se8a mantido na mem*ria principal. >Bista ncadeada@ ncadear todos os $locos de disco livres, mantendo um ponteiro ao primeiro $loco livre em uma posi!ão especial no disco e arma7enando>os em cache na mem*ria. sse primeiro $loco contm um ponteiro ao pr*imo $loco livre de disco, e assim por diante. Não  eficiente, para percorrer a lista, precisamos ler cada $loco, o 4ue re4uer tempo su$stancial de ?-&. >grupamento@

rma7ena os endere!os de n $locos livres no primeiro $loco livre. &s primeiros n>1 desses $locos estão realmente livres. & $loco final contm os endere!os de outros n $locos livres, e assim por diante. ssim os endere!os de um grande nmero de $locos livres podem ser rapidamente encontrados. >Contadores@ m ve7 de manter uma lista de n endere!os de disco livres, mantEm o endere!o do primeiro $loco livre e o nmero n de $locos cont5guos livres 4ue seguem esse primeiro $loco. Cada entrada na lista de espa!o livre consiste então em um endere!o de disco e um contador.m$ora cada entrada ei8a mais espa!o 4ue um endere!o de disco simples, a lista glo$al fica mais curta. proveita o fato de 4ue em geral vrios $locos cont5guos podem ser alocados ou li$erados simultaneamente. 1. ;uais as estapas de um cec#agem de consist@ncia de um $ile system:

 verifica!ão de consistEncia compara os dados na estrutura de diret*rio com os $locos de dados no disco e tenta corrigir 4uais4uer inconsistEncias encontradas. &s algoritmos de aloca!ão e gerEncia de espa!o livre determinam os tipos de pro$lemas 4ue o verificador poder encontrar e 4ual ser a taa de sucesso na corre!ão desses pro$lemas. Um poss5vel teste  verificar no nmero de hardlin%s apontando para o inode. 19. Como $uncionam os sistema de arquivos 6aseados em ournaling: ;uais suas vantagem: O que tentam garantir:

Um sistema de ar4uivos com 8ournaling d permissão ao :istema &peracional de manter um log 8ournal(, de todas as mudan!as no sistema de ar4uivos antes de escrever os dados no disco. Normalmente este log  um log circular alocado em uma rea especial do sistema de ar4uivos. Por ser mais $em locali7ado em espa!o menor costuma ter melhor desempenho tam$m.

ste tipo de sistema de ar4uivos tem a oferecer uma melhor pro$a$ilidade de não sofrer corrup!ão de dados no caso de o sistema travar ou faltar energia, e uma recupera!ão mais rpida, pois não

necessita verificar todo o disco, somente a4ueles 4ue pertenciam a um log 4ue não fora fechado devidamente.

'+. Explique os seguintes algoritmos de escalonamento de requisi%)es de disco4 FCSF SSIF 2Sortest5See# First3 SCB? C5SCB? e LOO,.

9C:9 atende as re4uisi!6es em fila, ::G9 escolhe o endere!o com menor deslocamento, e isso pode causa inani!ão. :can  o mtodo elevador, o ponteiro do disco percorre de um lado para o outro atendendo as re4uisi!6es. & C>:CN  similar mas s* funciona em um sentido e  melhor no tempo de resposta mdio. & Boo%  como o :CN  implementado na prtica 4ue não vai at o fim do disco mas s* at o ltimo endere!o re4uisitado. '1. ;uais sao os algoritmos de escalonamentos disponíveis atualmente do #ernel Linux: (escreva cada um deles. ?OOG

= o escalonador de ?-& mais simples do Binu. le insere todas as re4uisi!6es de ?-&  uma fila 9?9& 9irst ?n 9irst &ut( não ordenada.

& escalonador assume 4ue a otimi7a!ão do desempenho de ?-& ser feito em alguma outra camada da hierar4uia de ?-& por eemplo, no dispositivo de $locos, por um controlador #?D FinteligenteF ou por um controlador eterno como um su$sistema de arma7enamento storage(.

& N&&P  melhor para dispositivos de estado s*lido ::D > :olid :tate Devices( como mem*ria flash ou, em linhas gerais, dispositivo 4ue não dependam de movimento mecRnico para acesso aos dados como a tecnologia tradicional de Fdisco r5gidoF 4ue depende do tempo de acesso > see% time > e da latEncia rotacional(. Dispositivos não>mecRnicos não necessitam de reordenamento de mltiplas re4uisi!6es de ?-&, uma tcnica 4ue agrupa as re4uisi!Ses de ?-& 4ue estão fisicamente pr*imas no disco, dessa forma redu7indo o tempo

mdio de acesso e a varia$ililidade do tempo de Fservi!oF pense em servir algo( de ?-&.

B?I=C=GBIORM

& o$8etivo  aumentar a eficiEncia de utili7a!ão do disco FantecipandoF opera!6es de leitura s5ncrona.

FDeceptive idlenessF  uma situa!ão onde um processo parece ter terminado a leitura do disco 4uando na verdade est processando dados en4uanto se prepara para a pr*ima opera!ão de leitura. ?sto far com 4ue um escalonador 4ue procura redu7ir tra$alho mude para outro processo não relacionado. sta situa!ão  pre8udicial T va7ão de leituras s5ncronas, pois so$recarrega o tra$alho de FacessoF.  solu!ão do escalonador nticipator para o FDeceptive idlenessF  fa7er uma pausa por um pe4ueno tempo alguns milisegundos( ap*s uma opera!ão de leitura em antecipa!ão a outra re4uisi!ão de leitura fisicamente pr*ima.

& nticipator pode redu7ir o desempenho em discos usando GC0 Gagged Command 0ueuing(, discos de alto desempenho e con8untos arras( #?D feitos via hardare. ste escalonador foi o padrão no Binu entre o %ernel 2.+.A e o 2.+.1Q, sendo su$stitu5do pelo C90.

(EB(L=?E

 principal meta deste escalonador  tentar garantir um tempo inicial para atender uma re4uisi!ão. le fa7 isso impondo uma FdeadlineF em todas as opera!6es de ?-& para evitar FstarvationF dos recursos. :ão mantidas duas filas de FdeadlineF alm das filas ordenadas am$as de leitura e escrita(. s filas de FdeadlineF são minimamente

ordenadas por seu tempo de epira!ão, en4uanto 4ue as filas ordenadas usam o nmero do setor para definir a ordem.

ntes de atender a pr*ima re4uisi!ão, o Deadline decide 4ual fila usar. 9ilas de leitura rece$em prioridade maior por4ue os processos usalmente FparamF em opera!6es de leitura. m seguida, o escalonador verifica se a primeira re4uisi!ão na fila FdeadlineF epirou, se não ele serve uma se4uEncia de re4uisi!6es da fila ordenada. Nos dois casos, o escalonador tam$m serve uma se4uEncia de re4uisi!6es seguindo a re4uisi!ão escolhida na fila ordenada.

Por padrão, as re4uisi!6es de leitura epiram em )AAms, re4uisi!6es de escrita em ) segundos.

 documenta!ão indica 4ue este  o escalonador recomendado para sistemas de $ancos de dados, especialmente em discos 4ue tra$alham com GC0 Gagged Command 0ueuing( ou 4uais4uer sistemas com discos de alto desempenho.

CF; 2Completely Fair ;ueuing34 1 $ila de =NO por processo o o6etivo ! ser usto entre os processos.

& C90 funciona colocando re4uisi!6es s5ncronas enviadas pelos processos em uma certa 4uantidade de filas por>processo e então alocando espa!os de tempo para 4ue cada uma das filas acesse o disco.  4uantidade de tempo e o nmero de re4uisi!6es 4ue uma fila pode enviar depende da prioridade de ?& de um determinado processo.

#e4uisi!6es ass5ncronas para todos os processos são processadas em con8unto em um nmero menor de filas 4ue estão separadas por prioridade uma fila por prioridade(.

m$ora o C90 não fa!a eplicitamente escalonamento de ?-& anticipat*rio, ele atinge o mesmo efeito de ter $oa va7ão para o sistema como um todo, permitindo 4ue uma fila de processo Fnão fa!a nadaF idle( ao final de um ?& s5ncrono e, dessa forma, FantecipandoF ?&s pr*imos vindos do mesmo processo.

& C90 pode ser considerado uma etensão natural da a!ão de conceder Ffatias de tempo de ?&F a um processo. ''. Compare RB=(+ RB=(1 RB=(/ e RB=(.

#?DA grava $locos espalhados pelo disco, o 4ue d $aia confia$ilidade e alto desempenho. & espa!o total  a soma de todos os discos. #?D1 grava os $locos duplicados nos discos, garante alta confia$ilidade e desempenho ruim. m especial a escrita se tiver 1 disco lento, fica tudo lento. spa!o total  o espa!o de 1 disco. #?D) fa7 paridade dos $locos, para isso tem 4ue ter ao menos 3 discos. Com 1 $loco e a paridade ou 2 $locos(  poss5vel refa7er o outro $loco. s paridades ficam espalhadas nos discos. #?D+ 2 Paridades. Podem falhar 2 discos e espa!o  n>2(

'0. Supona que voc@ possui 8 discos rígidos de /+-. ;uanto espa%o disponível voc@ o6teria usando RB=(/ e quanto espa%o voc@ o6teria com RB=(: ;uantos discos poderiam $alar em cada um destes casos:

Com #?D) para cada 2 $locos tem 1 $loco de paridade. ntão, como os $locos estão espalhados, vocE teria 2AAAL; de espa!o utili7vel e 1 disco podendo falhar. Com #?D+ teria 1 paridade a mais 4ue d ">2(/)A V 1)AAL; de espa!o util7vel, mas podendo falhar 2 discos.

Questão – Sistemas Operacionais – Escalonamento Depois de espairecer um pouco com os mapas mentais sobre História do Egito e da Grécia, voltemos aos mapas mentais para concursos de TI.

Questão – FCC – DPE – SP – Agente de Defensoria – Analista de  Sistemas /2010 tags: FCC, Agente de Defensoria, Analista de Sistemas, onursos !", Sistemas #$eraionais, Proessos% Algoritmo de  Esalonamento% Os processos no sistema operacional que possuem um timer, chamado de quantum, onde todos os processos ganham o mesmo valor de quantum para rodarem na !", caracteri#am o escalonamento de processos do tipo a$ %% & %ound'%obin. b$ (I(O & (irst in, )irst out. c$ ((* & (irst come, )irst served. d$ *+( & *hortest +ob (irst. e$ *%T & *hortest %emaining Time. Comentário O Escalonamento permite que o *istema Operacional )aa o compartilhamento do !" entre os os processos. Os principais algoritmos de escolamento s-o os citados na quest-o. Mapas Mentais apas mental dos algoritmos de escalonamento

E agora o mapa mental do principal algoritmo de escalonamento & %oud'%obin. /este algoritmo duas in)orma0es important1ssimas2 (atia de tempo 3Timeslice45uantum$ e !reempitivo.

apa ental ' *istemas Operacionais ' Escalonamento ' %ound'%obin

Gabarito: A