Betriebssysteme

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Betriebssysteme

Betriebssysteme - Einleitung ... alois.schuette@h-da.de Version: (8c45d65)
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Betriebssysteme - Einleitung
... alois.schuette@h-da.de
Version: (8c45d65)
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Alois Schütte
25. April 2016
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Inhaltsverzeichnis
In diesem Teil wird in die Thematik der Betriebssysteme eingeführt.
1 Überblick
2 Was ist ein Betriebssystem
3 Historische Betrachtung
4 Grundlegende Konzepte
5 Systemaufrufe
6 Betriebssystemstrukturen
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Vorlesung & Praktika
• Vorlesung im Hörsaal mit Hörsaalübungen
• Hörsaalübungen und Fragen in der Vorlesung bilden Grundlage für
die Klausur
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die Klausur
• Skript reicht aus, ergänzend für Interessierte: ’Tannenbaum:
Moderne Betriebssysteme, ISBN 978-3-8632-6561-8’
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die Klausur
• Praktikum in D14/310 mit VM auf iMacs
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die Klausur
• Testat nur innerhalb der VM → VirtualBox
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die Klausur
• Testat nur innerhalb der VM → VirtualBox
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Fragen und Feedback
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Überblick
Überblick
Software kann grob in zwei Arten eingeteilt werden:
• Systemsoftware, die den Rechner selbst steuert und
• Anwenderprogramme, die die Aufgaben der Anwender lösen.
Das wichtigste Systemprogramm ist das Betriebssystem, es
• kontrolliert die Ressourcen des Rechners und
• ist Basis für die Entwicklung der Anwenderprogramme.
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Überblick
Ein moderner Rechner besteht u.a. aus den Komponenten:
• ein oder mehrere Prozessoren,
• Hauptspeicher,
• Taktgeneratoren,
• Datenendgeräte,
• Plattenlaufwerke,
• Netzwerkkomponenten und
• DFÜ Einrichtungen.
Insgesamt also eine komplexe Hardware.
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Überblick
Schichtenmodell
• Ziel der Systemprogrammierung
ist es, die Anwender vor der
Komplexität der Hardware zu
bewahren.
• Um der Komplexität Herr zu
werden, kann man Rechner in
Schichten einteilen.
SAP
Office
Compiler
Editoren
Betriebssystem
Anwendungsprogramme
...
Shells
Systemprogramme
• Das Betriebssystem ist eine
Softwareschicht oberhalb der
Hardware, bedient alle Teile des
Systems und stellt dem
Anwender eine virtuelle
Maschine bereit, die einfach zu
verstehen und zu bedienen ist.
Maschinensprache
Mikroprogrammierung
Hardware
physikalische Geräte
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Was ist ein Betriebssystem
Betriebssystem als virtuelle Maschine
• Rechner sind auf Maschinenebene umständlich zu programmieren.
Soll ein Text auf der Festplatte gespeichert werden, muss man auf
Maschinenebene die Struktur des Speichermediums (Spuren,
Sektoren, ...) und die Maschinenbefehle zum Positionieren des
Lese/Schreibkopfes kennen.
• Ein Anwendungsprogrammierer soll sich mit solchen Details der
physischen Geräte nicht kümmern. Er erwartet von einem
Betriebssystem eine virtuelle Maschine“, auf der er dateiorientiert
”
Lesen und Schreiben kann.
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Was ist ein Betriebssystem
Betriebssystem als Ressourcenverwalter
• Heutige Rechner sind leistungsfähig genug, um mehreren
Benutzern Zugriff auf angeschlossene Drucker, Modems oder
Prozessoren zu geben.
Damit unterschiedliche Benutzer die selben Ressourcen
gleichzeitig“ nutzen können, sind Verwaltungsaufgaben
”
erforderlich.
• Ein Betriebssystem übernimmt die Verwaltung der unterschiedlichen
an den Rechner angeschlossenen Geräte und der Bestandteile des
Rechners selbst, wie Hauptspeicher oder Prozessoren.
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Historische Betrachtung
1 Überblick
Erste Generation: Röhrenrechner (1945-1955)
Zweite Generation: Transistoren und Stapelsysteme (1955-1965)
Dritte Generation: Multiprogrammierung (1965-1980)
Vierte Generation: Personalcomputer (seit 1980)
Netzwerk-Betriebssysteme und Verteilte Systeme
5 Systemaufrufe
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analytical engine
Der erste digitale Rechner wurde von dem
englischen Mathematiker Charles Babbage (17921871) entworfen.
• Seine analytical engine“ funktionierte nie,
”
denn ihr rein mechanischer Aufbau ließen die
Fertigung mit der erforderlichen Präzision
damals nicht zu.
• Programmiert wurde in Assembler; es war
die erste Turing-vollständige
Programmiersprache.
• Dennoch, dieser Rechner wäre ohne
Abbildung: analytical engine
Betriebssystem ausgekommen.
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Der erste brauchbare digitale Rechner wurde im zweiten Weltkrieg
entwickelt, die trotz ihre Größe (ein ganzer Raum voll mit Rohren,
Kühlungen und E/A Geräten) weniger Rechenleistung vollbrachten als ein
Smartphone.
• Diese Röhrenrechner wurden von wenigen
Ingenieuren konzipiert, gebaut, programmiert,
betrieben und gewartet. Die Programmierung
erfolgte im Binärcode. Programmiersprachen
und Betriebssysteme waren noch
unbekannt. Die ersten Programme waren
Berechnungen von Sinus- und Kosinustabellen.
• Anfang der fünfziger Jahre begann man, die
Programme im Binärcode auf Lochkarten zu
schreiben, damit sie wieder verwendbar waren.
Abbildung: Zuse Z22
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Zweite Generation: Transistoren und Stapelsysteme
(1955-1965)
Die Erfindung des Transistors führte dazu, dass Rechner zuverlässiger
arbeiteten. Ab diesem Zeitpunkt wurde zwischen Entwicklern, Herstellern,
Betreibern und Wartungspersonal unterschieden.
• Die Maschinen wurden in gesicherten Räumen
aufgestellt, die von Bedienern (operator) betreut
wurden.
• Wenn ein Rechenauftrag (job) ausgeführt werden
sollte, musste ein Programmierer die Befehlsfolge
auf Lochkarten stanzen und dem Operator
übergeben. Der legte die Lochkarten in den
Kartenleser und startete den Übersetzungslauf
und anschliessend das Programm. Das Ergebnis
(Ausdruck auf Papier) brachte der Operator in
den Ausgaberaum, wo der Programmierer das
Resultat abholen konnte.
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• Die hohen Investitionskosten zwangen die Entwickler dazu, nach
effizienteren Wegen zu suchen. Der Stapelbetrieb (batch system)
sollte die Systeme besser auslasten. Zuerst wurden die Aufträge im
Eingaberaum gesammelt und dort auf einem Magnetband mit einem
kleineren Rechner übertragen, der teilweise auch die Übersetzung
(Fortran-Maschinenkode) vornahm. Diese Prozedur wurde wiederholt
(etwa eine Stunde) bis genügend viele Aufträge auf dem
Magnetband waren.
• Das erzeugte Eingabeband wurde dann zum eigentlichen Rechner
gebracht. Dort wurde ein spezielles Programm gestartet (eigentlich
der Vorfahre eines Betriebssystems), das das Eingabeband einlas, die
Programme ausführte und das Ergebnis auf ein Ausgabeband
schrieb. Der Operator brachte das Band dann zu einem weiteren
Rechner, der die Ergebnisse ausdruckte.
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• Diese Abarbeitungsmethodik von
Kontrollkarten war der Vorgänger heutiger
Kommandointerpreter (Shells).
• Großrechner der zweiten Generation wurden
weitgehend in Forschungseinrichtungen, etwa
zur Lösung von Differentialgleichungen
eingesetzt. Programmiert wurde in Fortran
oder Assembler. In Banken und
Versicherungen begann die EDV eine wichtige
Rolle zu spielen – der closed job“ Betrieb
”
wurde etabliert.
• Typische Betriebssysteme waren FMS (Fortran
Abbildung: Lochkartenstapel
Monitor System) und IBSYS, das IBM
Betriebssystem des Großrechners 7094.
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Anfang der sechziger Jahre hatten die meisten Computerhersteller zwei
unterschiedliche und gegenseitig inkompatible Produktlinien:
• wortorientierte Grossrechner für den
technisch-wissenschaftlichen Bereich und
• zeichenorientierte Rechner für den
kommerziellen Bereich, die hauptsächlich
für Bandsortierungen und zum Ausdrucken
(Auszüge, Fälligkeitslisten) bei Banken.
• IBM versuchte daraufhin mit einem
einheitlichen Konzept, dem System /360,
beide Anwendungsbereiche durch eine
Systemfamilie mit softwarekompatiblen
Abbildung: IBM 360
Rechnern abzudecken.
Dieses Konzept war sehr erfolgreich. Nachfolger dieser Familie (z.B. 370,
3090) sind z.T. noch heute bei Banken im Einsatz.
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Der Vorteil, ein Betriebssystem für alle Bereiche und Programme, das auf
allen Rechnern der Familie lauffähig war, erwies sich im Laufe der Zeit als
die größte Schwachstelle:
es entstand ein sehr großes, kaum mehr zu wartendes
Betriebssystem.
Die wichtigsten Schlüsseltechniken der Betriebssysteme dieser
Generation waren/sind:
1
Mehrprogrammbetrieb,
2
Spooling und
3
Timesharing Betrieb.
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Mehrprogrammbetrieb
Der Mehrprogrammbetrieb (multiprogramming) wurde entwickelt,
nachdem festgestellt wurde, dass gerade bei E/A intensiven
Anwendungen die CPU die meiste Zeit nicht ausgelastet war. Z.B.
wartete die CPU auf das Terminieren eines Bandkopierens, bevor sie den
nächsten Auftrag ausführte.
Job5
• Die Lösung bestand in der Aufteilung
des Hauptspeichers in
Speicherabschnitte auf Hardwareebene
(jeweils mit Auftrag und
Schutzmechanismen), die sicherstellen,
dass Aufträge sich nicht gegenseitig
beeinträchtigen.
Job4
Job3
Job2
Job 1
Betriebssystem
Hauptspeicher
Abbildung: Mehrprogrammbetrieb mit
5 Jobs im Speicher
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Spooling
Spooling (Simultaneous Peripheral Operation On Line) bezeichnet
ursprünglich die unmittelbare Zwischenspeicherung von Aufträgen,
die vom Kartenleser direkt auf Platten übertragen wurden.
• Wenn ein Auftrag terminierte, konnte das Betriebssystem einen
neuen Auftrag sofort in den freien Speicherbereich laden und
bearbeiten.
• Heute wird diese Technik noch im Bereich Ausgabe angewendet
(Drucker Spooling).
Die Rechner der dritten Generation waren zwar sehr leistungsfähig, sowohl
im kaufmännischen als auch im technisch wissenschaftlichen Bereich.
Die Verarbeitung war aber hauptsächlich Stapelverarbeitung: ein Fehler,
der in einer Ausgabe (Liste) bemerkt wird, muss korrigiert werden und
ein neuer Compile Auftrag muss eingeplant werden, dann erst kann die
korrigierte Version in einem neuen Auftrag laufen.
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Dialogsysteme
Der Wunsch nach schnelleren Reaktions- und Antwortzeiten brachte
Dialogsystem (timesharing) hervor: jeder Benutzer ist online mit dem
Rechner über ein eigenes Terminal verbunden.
MULTICS Das MIT, Bell Labs und General Electric wollten eine
Maschine entwickeln, mit der gleichzeitig mehrere
hundert Benutzer arbeiten können sollten. Vorbild war
das elektrische Versorgungssystem: ein elektrisches Gerät
wird einfach an eine Steckdose angeschlossen. Obwohl das
Projekt MULTICS (MULTiplexed Information and
Computing Service) nie abgeschlossen wurde, sind aus ihm
viele wichtige Ideen in die Informatik eingeflossen und
Nachfolgeprojekte stark beeinflusst worden.
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Minicomputer
• Ein weiterer wesentlicher Faktor der
Entwicklung der Rechner der 3. Generation
bestand im Wachstum der Minicomputer,
beginnend mit der DEC PDP-1 im Jahre 1961.
Sie verfügte über 4k 18 Bit Worte, kostete nur
120.000 USD (ca. 5% einer IBM 7094) und
war im Bereich numerische Berechnungen mit
einer IBM 7094 vergleichbar, aber zu IBM
inkompatibel.
• Die leistungsstärksten PDP Rechner (PDP-11)
waren noch Ende der 80er Jahre in vielen
Forschungsinstituten zu finden.
Abbildung: Ken Thompson
und Dennis Ritchie 1972 vor
einer PDP-11
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UNICS, C
• Ein Mitarbeiter des MULTICS Projektes bei Bell Labs, Ken
Thompson, schrieb eine abgemagerte Version als
Einbenutzersystem. Brian Kernighan bezeichnete dieses System als
UNICS (UNiplexed Information and Computing Service), später
wurde es dann UNIX genannt.
• Ein anderer Informatiker bei Bell, Dennis Ritchi entwickelte die
Programmiersprache C, um damit Unix neu zu schreiben. Ziel war
es, ein Betriebssystem für den Mehrbenutzerbetrieb zu realisieren,
das leicht auf unterschiedliche Rechner portierbar war. Bell Labs
vergab Unix Lizenzen kostenlos an Hochschulen. Dadurch wurde es
auf viele Plattformen portiert. Unix und die freie Version Linux ist
das Betriebssystem, das auf den meisten Plattformen portiert wurde.
Die Vorlesung wird sich stark an Unix orientieren, um Konzepte von
Betriebssystemen zu erklären.
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Durch Fortschritte in der Entwicklung hochintegrierter Schaltkreise
konnten Rechner konstruiert werden, die auch für Einzelpersonen
erschwinglich waren.
Der PC wurde mit Betriebssystemen und Oberflächen ausgestattet, die es
auch Normalbenutzern“ ermöglichten, damit zu arbeiten.
”
Zwei Betriebssysteme hatten sich für PCs durchgesetzt:
• MS-DOS von Microsoft für Intel-basierte Hardware und
• Unix für Systeme, die auf Motorolas 68000er Familie beruhten.
MS-DOS entwickelte sich bezogen auf die Funktionalität immer mehr in
Richtung Unix (Microsoft war zu dieser Zeit der führende Unix Lieferant
[XENIX]).
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Seit Mitte der 80er Jahre wurden Rechner mehr und mehr vernetzt.
Dadurch wurden Betriebssystemkonzepte erforderlich, die mit der
Problematik
• des Datenaustausches,
• dem Verteilen von Aufgaben und
• der Kommunikation zwischen Prozessen,
die auf unterschiedliche Knoten im Netz ablaufen, erforderlich.
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Netzwerkbetriebssysteme
Netzwerkbetriebssysteme erlauben einem Benutzer, Daten von anderen
bekannten Rechnern zu verwenden und sich auf anderen bekannten
Rechnern anzumelden.
• Dabei können die verschiedenen Rechner unterschiedliche
Betriebssysteme haben. Die Transparenz beim Kopieren von Daten
geschieht durch die Verwendung von Standardprotokollen (z.B. ftp).
• Die Netzwerkbetriebssysteme unterscheiden sich nicht von den
Einprozessor Betriebssystemen; auf unterster Ebene ist lediglich eine
Schicht, die über einen Netzwerkkontroller auf Netzressourcen
zugreift.
• Weiterhin sind Programme erforderlich, um Remoterechner
ansprechen zu können (telnet, rsh, ssh, sftp, scp).
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Verteilte Betriebssysteme
Verteilte Betriebssysteme spiegeln dem Benutzer ein Einprozessorsystem
vor:
der Benutzer weiß nicht, auf welchem Knoten im verteilten
System sein Programm abläuft.
• Auf der Betriebssystemseite sind (im Gegensatz zu
Netzwerkbetriebssystemen) hier neue komplexere Algorithmen
erforderlich, die die Verteilung der Programmstücke auf verschiedene
Prozessoren vornehmen, um viel paralleles Arbeiten zu ermöglichen.
• Die Problematik resultiert im Prinzip daraus, dass es keine zentrale
Haltung von Zustandsinformation gibt. Der Entwurf eines verteilten
Systems hat darüber hinaus zum Ziel, die Ausfallsicherheit und
Fehlertoleranz des Gesamtsystems zu erhöhen: der Ausfall von
Komponenten soll ohne Beeinträchtigung der Funktionalität
gewährleistet werden können.
Diese Verteilten Betriebssysteme werden hier nicht behandelt !
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Grundlegende Konzepte
1 Überblick
Prozesse
Dateien
Kommandointerpreter
5 Systemaufrufe
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Prozesse
Prozesse
Ein Prozess ist ein Programm, das sich in der Ausführung befindet.
Während ein Programm nur einmal auf der Festplatte gespeichert ist,
dann dieses Programm mehrmals aufgerufen sein, also können von einem
Programm mehrere Prozesse existieren.
Ein Prozess besteht aus:
• dem Programmcode,
• den Programmdaten,
• dem Programmstack,
• dem Befehlszähler,
• dem Stackzeiger und
• Speicherinformationen, die zum Ablauf erforderlich sind.
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Prozesse
Der Prozessbegriff orientiert sich an den Erfordernissen von Timesharing
Systemen, d.h.
das Betriebssystem muss periodisch entscheiden,
• ob der aktuelle Prozess weiterlaufen darf, oder
• ob seine Zeitscheibe schon abgelaufen ist, er also suspendiert werden
muss, um einem neuen Prozess die CPU zuteilen zu können.
Wird ein Prozess suspendiert, so muss er bei der Reaktivierung im selben
Zustand weitermachen können.
Deshalb ist es erforderlich, sich den zuletzt ausgeführten Befehl vor der
Suspendierung mit allen Umgebungsmerkmalen zu merken, z.B. die
aktuell geöffneten Dateien, pro Datei den Stand des Lese/Schreib-Kopfes
usw.
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Prozesse
Prozesstabelle
Diese Informationen werden i.A. in einer so genannten Prozesstabelle
gespeichert. Sie besteht aus einem Feld von Strukturen, die die o.a.
Informationen pro suspendiertem Prozess enthält. Damit besteht ein
suspendierter Prozess aus:
• seinem Prozessadressraum
(dem Speicher in dem Programm und Daten liegen) und
• seinem Eintrag in der Prozesstabelle.
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Prozesse
Systemaufrufe
Systemaufrufe zur Prozessverwaltung sind u.a. dafür verantwortlich, dass
• Prozesse erzeugt und terminiert werden,
• Speicher für einen Prozess angefordert und freigegeben wird,
• ein Prozess sich mit anderen unterhalten kann“ und
”
• die Ablaufumgebung von Prozessen definiert (Größe des Speichers,
Anzahl max. geöffneter Dateien, ...) wird.
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Prozesse
Prozessbaum
• Wenn ein Benutzer mit dem Betriebssystem
arbeitet, so werden seine Anfragen von der Shell
bearbeitet.
• Dies ist ein Prozess, der die Kommandos des
Benutzers liest, interpretiert und ausführt.
• Nehmen wir an, der Benutzer gibt ein Kommando
zum Suchen einer Datei ein. Dann muss die Shell
einen Prozess erzeugen, ihm den Code des
Such-Kommandos überlagern, ihn ausführen und
dann beenden.
Abbildung: Prozessbaum
• Durch das Erzeugen von Prozessen (Kindern),
ausgehend von einem Erzeuger-Prozess (Vater),
entsteht eine Baumstruktur von Prozessen.
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Dateien
Dateien
• Dateien werden in Betriebssystem
systematisch auf Plattenbereiche verteilt.
• Systemaufrufe existieren zum Öffnen, Lesen,
Schreiben und Schließen einer Datei.
• Dateien in Linux werden organisiert, indem
man Verzeichnisse anlegen kann. Ein
Verzeichnis ist ein Katalog mit Inhalten, die
aus Dateien und selbst wieder Verzeichnissen
bestehen können. Somit hat auch das
Dateisystem eine baumartige Struktur.
• Wenn ein Benutzer sich in Linux anmeldet, so
ist er automatisch in seinem Heimatverzeichnis
(home directory). Die Daten kann er sich dort
selbst organisieren.
Abbildung: Dateibaum
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Dateien
Zugriffsrechte
Der Zugriff auf Dateien ist in Linux durch einen neunstelligen binären
Zugriffscode, der jeder Datei zugeordnet ist, geschützt.
• Dieser Code besteht aus jeweils 3 Bit für den Eigentümer, die
Gruppe zu der der Eigentümer gehört und für alle anderen.
• Rechte können pro Kategorie vergeben werden: Lesen (r), Schreiben
(w) und Ausführen (x).
• Somit hat eine Datei, die nur der Benutzer Lesen, Schreiben und
Ausführen und die Gruppenmitglieder nur Lesen dürfen, die
Zugriffsmaske "rwx r-- ---" (entspricht oktal 740).
• Für Verzeichnisse bedeutet das x-Bit, dass im Katalog gesucht
werden darf.
(sticky bit und set user id bit später)
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Dateien
mounten
Wenn ein Betriebssystem hochgefahren wird, so wird i.A. zuerst das
Dateisystem, auf dem sich das Betriebssystem selbst befindet, verfügbar
gemacht. Es befindet sich normalerweise auf der Festplatte.
• Daneben existieren auswechselbare
Speichermedien z.B.
USB-Laufwerke oder CD
Laufwerke.
• Auf solchen Medien kann man ein
auswechselbares Dateisystem
(mounted file system) anlegen. Es
wird in das Hauptdateisystem
eingehängt und ist ab diesem
Zeitpunkt normal“ über den
”
Pfadnamen erreichbar.
Abbildung: mounten
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Kommandointerpreter
Kommandointerpreter
Das Betriebssystem ist der für die Ausführung von Systemaufrufen
verantwortliche Teil der Systemsoftware. Wie im Schichtenmodell gezeigt,
ist der Kommandointerpreter nicht Bestandteil des Betriebssystems.
• Jedes Kommando, das der Benutzer
absendet, bewirkt, dass die Shell einen
Kindprozess erzeugt, der das
Kommando ausführt.
• Die Shell wartet, bis der Kindprozess
terminiert ist.
• Dann wird wieder ein Prompt
geschrieben.
• Soll ein Programm im Hintergrund
ablaufen, so wird das Kommando mit
dem Zeichen ’&’ abgeschlossen.
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Systemaufrufe
Systemaufrufe
1 Überblick
5 Systemaufrufe
Prozessverwaltung
Signale
Dateiverwaltung
Katalogverwaltung
Schutzmechanismen
Zeitverwaltung
Ablaufumgebung von Prozessen
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Systemaufrufe
Systemaufrufe
Die vorgestellten Systemaufrufe sind an der Implementierung in Unix
orientiert. In anderen Betriebssystemen sind die Umsetzungen zwar
teilweise anders, das Prinzip ist aber das gleiche.
• Systemaufrufe bilden die Schnittstelle zur Hardware, auf dem das
Betriebssystem abläuft.
• Deshalb sind grosse Teile eines Systemaufrufs in Assembler
programmiert.
• Um sie für Programmierer nutzbar zu machen, wird oft eine
C-Bibliothek bereitgestellt.
• Systemaufruf zum Lesen einer Datei ist read“.
”
count = read(file, buffer, nbytes);
Mit drei Parametern von read“ wird beschrieben, welche Datei
”
gelesen werden soll, wohin die Leseoperation das Ergebnis ablegen
soll und wieviele Bytes aus der Datei gelesen werden sollen.
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Systemaufrufe
Beispiel
simpleCat.c
1
2
3
4
5
6
7
# define BUFSIZE 512
int main (){
char buf [ BUFSIZE ];
int n ;
while (( n = read (0 , buf , BUFSIZE )) > 0)
write (1 , buf , n );
}
<<-
Das Programm wird von Shellebene aus mit dem Kommando
$ cc simpleCat.c -o simpleCat
übersetzt.
Die resultierende ausführbare Datei simpleCat“ kann nun verwendet
”
werden, um Dateien zu lesen, etwa durch:
$ simpleCat < /etc/passwd
Im Folgenden werden nun die wichtigsten Systemaufrufe kurz für
Prozessverwaltung, Signale, Dateiverwaltung, Katalog- und
Dateisystemverwaltung, Schutzmechanismen und Zeitverwaltung
vorgestellt.
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Systemaufrufe
Prozessverwaltung
Prozessverwaltung
Ein Prozess besitzt einen Adressraum, in dem er abläuft. Der
Prozessraum ist in mehrere Teile (Segmente) aufgeteilt.
• Der Programmcode befindet sich im
Textsegment.
• Im Datensegment sind globale Objekte
abgelegt,
• dann folgt der Heap für dynamische
Objekte.
• Der Stack ist zur Speicherung lokaler
Objekte und für Rücksprungadressen
bei Funktionsaufrufen nötig.
• Stack und Heap wachsen aufeinander
FFFF
Stack
Heap
Daten
Textsegment
0000
zu.
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Systemaufrufe
Prozessverwaltung
fork
Ein Prozess wird erzeugt, in dem ein Eltern Prozess durch den
Systemaufruf fork“ einen Kind Prozess erzeugt.
”
• Der Aufruf erzeugt eine exakte Kopie
des Originalprozesses (Kind=Clone des
Vaters), einschließlich aller
CC00
Stack
Dateideskriptoren, Register usw.
Stack
DD00
• Nach dem fork werden beide Prozesse
unterschiedliche Aktivitäten
übernehmen.
• Zum Zeitpunkt des fork haben alle
Variablen die gleichen Werte, nach
dem fork wirken sich Änderungen der
Variablen nur noch im jeweiligen
Prozess aus.
Heap
Heap
Daten
Daten
pid=
fork()
pid=
fork()
CC01
AA01
Vater
Kind
41 / 101
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Systemaufrufe
Prozessverwaltung
fork
Der fork Aufruf gibt einen Wert zurück, durch den im Programm
unterschieden werden kann, ob der Code des Kindes oder des Vaters
gemeint ist.
0 ist der Kindprozess,
>0 der Wert ist die
Prozessidentifikation (pid)
des Kindprozesses für den
Eltern Prozess.
<0 Ein Rückgabewert von fork,
der kleiner als 0 ist, zeigt an,
dass kein neuer Prozess
erzeugt werden konnte
(Fehler).
CC00
Stack
Stack
Heap
Heap
Daten
Daten
pid=
fork()
pid=
fork()
CC01
AA01
Vater
DD00
Kind
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Systemaufrufe
Prozessverwaltung
Beispiel
fork.c
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
14
15
16
# include < stdio .h >
int main (){
int childPid ;
if (( childPid = fork ()) == -1) {
<fprintf ( stderr , " can 't fork \ n " );
exit (1);
} else if ( childPid == 0) { /* child process */
fprintf ( stdout , " child : child pid = %d , parent pid = % d \ n " ,
getpid () , getppid ());
exit (0);
} else { /* parent process */
fprintf ( stdout , " parent : child pid = %d , parent pid = % d \ n " ,
childPid , getpid ());
exit (0);
}
}
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Systemaufrufe
Prozessverwaltung
In welcher Reihenfolge erscheinen die Ausgaben ?
44 / 101
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Systemaufrufe
Prozessverwaltung
Shell
Ein reales Beispiel, bei dem ein Prozess erzeugt wird, ist die Shell.
• Für jedes Kommando, das aus der
Shell heraus ausgeführt wird, wird
von der Shell ein eigener Prozess
erzeugt.
• Dabei dupliziert sich die Shell
durch fork.
• Im Kind (subshell) wird der Shell
Code mit dem Code des
auszuführenden Kommandos
überlagert (exec).
• Der Vater wartet (wait) bis der so
erzeugte Kind-Prozess terminiert
(exit).
Somit kann in der Umgebung des Kindprozesses, das echo Kommando
ausgeführt werden.
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Systemaufrufe
Prozessverwaltung
Shell-Programmgerüst
geruest.cpp
1
2
3
4
5
7
8
9
10
11
12
13
14
15
16
17
18
void read_command ( char * com , char ** par ){
fprintf ( stdout , " $ " );
.....
return ;
}
int main (){
int childPid ;
int status ;
char command [20];
char * parameters [60];
while (1) {
read_command ( command , parameters );
<- Kind (subshell) erzeugen
fprintf ( stderr , " can 't fork \ n " );
exit (1);
} else if ( childPid == 0) { /* child */
execvp ( command , parameters );
<- command wird im Kind ausgeführt
exit (0);
<- Kind terminiert
} else { /* parent process */
waitpid ( childPid , & status , WUNTRACED | WCONTINUED );
}
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<- Vater wartet
}
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Systemaufrufe
Prozessverwaltung
execvp
Der execvp-Systemaufruf bewirkt, dass das Textsegment des Prozesses
mit dem Kode des auszuführenden Programms überlagert wird.
• Der erste Parameter ist das
Stack
auszuführende Programm.
echo
Hallo
• Der zweite Parameter ist ein
Array mit Zeigern auf das
auszuführende Programm und
die Programmargumente.
DD00
parameters
Heap
Jenni
NULL
Daten
execvp("echo", "Hallo", Jenni")
Kode von echo
• Dabei muss der letzte Eintrag
CC01
Kind
des Arrays NULL sein.
Abbildung: execvp
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Systemaufrufe
Prozessverwaltung
exit - wait
Mittels wait und exit können Vater und Kind ’kommunizieren’.
•
exit“ hat einen Parameter, den so genannten Exitstatus.
”
• Dies ist ein Integerwert zwischen 0 und 255.
• Konvention in Unix ist, dass ein Exitstatus von Null bedeutet, dass
die Aktion erfolgreich ausgeführt werden konnte. Jeder andere Wert
wird als Fehler angesehen.
• Dieser Status wird dem Elternprozess in der Variablen status“ des
wait Aufrufs mitgegeben.
”
Soll z.B. eine Kommunikation zwischen Kind und Eltern stattfinden, so
kann das Kind z.B. durch
exit(4);
dem Elternprozess die Nachricht ’4’ übergeben.
Der Elternprozess wird durch
child-pid = wait(&status);
dann die Information in der Variablen status sehen.
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ARSnova 19226584
Systemaufrufe
Prozessverwaltung
Im Wert von Status sind unterschiedliche Informationen kodiert. Neben
dem exit-Wert des Kindes, sind Informationen über die Terminierung des
Kindes abgelegt. Um diese Informationen auszulesen existieren C-Macros.
Macro
WIFEXITED(status)
WIFSGNALES(status)
WIFSTOPPED(status)
Beschreibung
true, wenn status vom Kind gesetzt und das Kind
normal beendet wurde. Dann kann man durch WEXITSTATUS(status) die niederwertigen 8 Bit auslesen, die den Exit-Wert des Kindes beinhalten.
abnormal beendet wurde, durch signal. Dann kann
man durch WTERMSIG(status) die Signalnummer,
die das Kind beendet hat, abfragen.
gerade gestoppt wurde. Dann kann man durch
WSTOPSIG(status) die Signalnummer, die das Kind
gestoppt hat, abfragen.
Der Aufruf von wait() bewirkt, dass der Vaterprozess blockiert, bis irgend
ein Kinder beendet sind (waitpid später).
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Systemaufrufe
Prozessverwaltung
Beispiel I
status.c
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# include < sys / wait .h >
main ()
{
int childPid ;
int status ;
fprintf ( stderr , " can 't fork \ n " );
exit (1);
} else if ( childPid == 0) { /* child process */
fprintf ( stdout , " child : exit 4\ n " );
sleep (20);
<- Kind
exit (4);
} else {
/* parent process */
if ( wait (& status ) != childPid ) { <- Vater
fprintf ( stderr , " wait error \ n " );
exit (1);
}
fprintf ( stdout , " parent : status % d \ n " , status );
/* check status */
if ( WIFEXITED ( status )) {
<- Macros
fprintf ( stdout , " parent : normal termination of child , status % d \ n " ,
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Systemaufrufe
Prozessverwaltung
Beispiel II
status.c
WEXITSTATUS ( status ) );
} else if ( WIFSIGNALED ( status )) {
fprintf ( stdout , " parent : abnormal term .
fprintf ( stdout , " parent : abnormal term .
WTERMSIG ( status ) );
} else if ( WIFSTOPPED ( status )) {
fprintf ( stdout , " parent : child stopped ,
fprintf ( stdout , " parent : child stopped ,
WSTOPSIG ( status ) );
}
exit (0);
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of child , signal number % d \ n "
status % d \ n " ,
signal number % d \ n " ,
}
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of child , status % d \ n " ,
}
> ulab
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Systemaufrufe
Prozessverwaltung
Hörsaalübung
Welche Ausgabe erzeugt das u.a. Programm?
fork.c
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# include < unistd .h > // wg . getpid
int x = 0;
int main () {
fork ();
fork ();
fork ();
printf ( " pid =% d x =% d \ n " , getpid () , x ++);
}
→ ulab
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ARSnova 19226584
Systemaufrufe
Prozessverwaltung
waitpid
Mit wait() kann der Elternprozess nur auf die Beendigung irgend eines
Kindes warten.
Soll der Vater hingegen auf die Beendigung eines bestimmten Prozesses
warten, dann ist waitpid() zu verwenden.
Mit dem ersten Argument von
waitpid(pid wpid, int *status, int options) legt man fest,
worauf gewartet werden soll:
pid
-1
pid
0
< −1
Beschreibung
auf beliebigen Prozess warten – äquivalent zu wait()
auf die Beendigung von pid warten
auf Beendigung warten, dessen Prozessgruppen-ID gleich
der Prozessgruppen-ID des aufrufenden Prozesses ist.
auf Beendigung warten, dessen Prozessgruppen-ID gleich
der Prozessgruppen-ID des aufrufenden Prozesses ist.
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Systemaufrufe
Prozessverwaltung
waitpid
Das dritte Argument options“ von
”
waitpid(pid wpid, int *status, int options) bestimmt das
Verhalten von waitpid(). Folgende Konstanten können dabei verwendet
werden
Konstante
WNOHANG
WUNTRACED
WIFSTOPPED
Beschreibung
Der aufrufende Prozess wird nicht blockiert, wenn der
Prozess ppidnnoch nicht beendet wurde bzw. noch nicht
im Zombie-Status ist. (waitpid() liefert in diesem Fall 0
zurück).
Status des angehaltenen Kindprozesses, der mit pid spezifiziert wurde.
liefert 1 zurück, wenn es sich beim Rückgabewert um die
PID des angehaltenen Kindprozesses handelt.
Im folgenden Beispiel wird nicht auf die Terminierung des 1. Kindes
gewartet, es wird ein zweites Kind erzeugt, auf dessen Beendigung
gewartet wird.
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Systemaufrufe
Prozessverwaltung
Beispiel I
waitpid.c
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# include < unistd .h >
# include ...
int main ( void ) {
pid_t pid1 , pid2 ;
int status ;
switch ( pid1 = fork ()) {
case -1:
perror ( " fork () " );
return EXIT_FAILURE ;
case 0: // child 1
printf ( " child 1: % d \ n " , getpid ());
sleep (10);
printf ( " child 1: % d terminated \ n " , getpid ());
break ;
default : // parent code
if ( waitpid ( pid1 , NULL , WNOHANG ) != 0) { <- wartet nicht !
perror ( " waitpid () " ); return EXIT_FAILURE ;
}
printf ( " --- parent will not block , creating new child - - -\ n " );
switch ( pid2 = fork ()) {
case -1:
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Systemaufrufe
Prozessverwaltung
Beispiel II
waitpid.c
perror ( " fork () " );
return EXIT_FAILURE ;
case 0: // child 2
printf ( " child 2: % d \ n " , getpid ());
sleep (5);
printf ( " child 2: % d terminated \ n " , getpid ());
break ;
default : // parent code
if ( wait ( NULL ) != pid2 ) {
<- wartet !
perror ( " waitpid () " ); return EXIT_FAILURE ;
}
printf ( " --- parent can continue - - -\ n " );
sleep (20);
printf ( " --- parent terminated - - -\ n " );
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}
}
return EXIT_SUCCESS ;
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}
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Systemaufrufe
Signale
Signale
Signale sind das Äquivalent im Bereich Software zu Interrupts im Bereich
Hardware.
• Wenn ein Signal zu einem Prozess gesendet wird und der Prozess
das Signal nicht annimmt, dann wird der Prozess vom
Betriebssystem automatisch entfernt.
• Um sich vor diesem Automatismus schützen zu können, kann sich
ein Prozess durch den Systemaufruf signal“ auf das Eintreffen von
”
Signalen vorbereiten.
• Dazu muss er eine Signalbehandlungroutine bereitstellen.
• In einem Betriebssystem gibt es mehrere Signalarten. Die meisten
Signale werden durch Ereignisse, die von der Hardware ausgelöst
werden, erzeugt.
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Systemaufrufe
Signale
Signale
Die nachfolgende Tabelle listet die wichtigsten Signalarten auf.
Nummer
1
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5
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9
10
11
12
13
14
15
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Konstante
SIGHUP
SIGINT
SIGQUIT
SIGILL
SIGTRAP
SIGFPE
SIGKILL
SIBBUS
SIGSEGV
SIGSYS
SIGPIPE
SIGALARM
SIGTERM
frei
Bedeutung
Hang up, Modemunterbrechung
DEL Taste
Quit Signal von Tastatur
Nicht erlaubte Instruktion
Unterbrechung für Testzwecke
Gleitkommaüberlauf
Abbruch
Busfehler
Segmentfehler
Ungültige Argumente bei Systemaufruf
Ausgabe auf Pipe ohne Leser
Alarm
Softwareerzeugtes Endesignal
frei
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Systemaufrufe
Signale
Beispiel
Eine Endlosschleife wird auf das Eintreffen vom Signal SIGINT“,
”
ausgelöst durch CTR-C“ reagieren, indem es einen Text ausgibt. signal.c
”
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# include < signal .h >
void handler ( int ) {
printf ( " handler \ n " );
return ;
}
int main () {
signal ( SIGINT , handler ); /* CTR - C handled */
while (1) {
printf ( " main \ n " );
sleep (2);
}
}
Wenn ein Programm so geschrieben ist, dass es alle Signale ignoriert,
könnte es nie abgebrochen werden. Deshalb gibt es das Signal SIGKILL“.
”
Dieses Signal kann nicht per Signalhandler abgefangen werden.
→ ulab: kill -9
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Systemaufrufe
Signale
alarm
Im Bereich Echtzeitanwendungen muss ein Betriebssystem in der Lage
sein, Prozesse nach einer gewissen Zeit zu informieren, dass bestimmte
Dinge zu erledigen sind.
Der Systemaufruf alarm“ hat einen Parameter, der die Anzahl Sekunden
”
angibt, nach denen das Signal SIGALARM“ erzeugt werden soll.
”
timer.c
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void handler ( int ) {
printf ( " Bye \ n " );
exit (0);
}
main () {
char str [80];
signal ( SIGALRM , handler );
while (1) {
alarm (5); /* start timer */
printf ( " > " );
fgets ( str , 80 , stdin );
printf ( " % s \ n " , str );
}
}
←
←
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Systemaufrufe
Dateiverwaltung
Dateiverwaltung - create
Das nachfolgende Beispielprogramm simpleTouch.c“ demonstriert den
”
Systemaufruf creat“. Das Programm legt die als Aufrufparameter
”
anzugebende Datei mit den Zugriffsrechten 0640“ an.
”
simpleTouch.c
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main ( int argc , char * argv []) {
int fd ;
if ( argc != 2) {
fprintf ( stderr , " usage : % s file \ n " , argv [0]);
exit (1);
}
if (( fd = creat ( argv [1] ,0640)) < 0) {
←
fprintf ( stderr , " create error \ n " );
exit (2);
}
}
Achtung: wenn die Datei bereits existiert, wird sie überschrieben!
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Systemaufrufe
Dateiverwaltung
open
Bevor eine Datei bearbeitet werden kann, muss sie geöffnet werden. Dazu
existiert der Systemaufruf open“, der neben dem Namen noch die Art
”
des Zugriffs (Lesen, Schreiben oder beides) benötigt.
Das folgende Programm liest die als Parameter anzugebende Datei und
schreibt den Inhalt auf die Standardausgabe.
cat.c
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# define BUFSIZE 512
main ( int argc , char ** argv ) {
int fd ;
←
int n ;
if ( argc != 2) { /* check usage */
fprintf ( stderr , " usage % s file \ n " , argv [0]);
exit (1);
}
if (( fd = open ( argv [1] , O_RDWR )) < 0) { /* open file */ ←
fprintf ( stderr , " open error \ n " );
exit (2);
}
while (( n = read ( fd , buf , BUFSIZE )) > 0) /* read and write file */
write (1 , buf , n );
←
}
Achtung: wenn die Datei bereits existiert, wird sie uberschrieben!
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ARSnova 19226584
Systemaufrufe
Dateiverwaltung
Wahlfreier Zugriff - fseek
Der wahlfreie Zugriff auf Dateien wird durch den Systemaufruf lseek“
”
realisiert.
fseek(file, no-bytes, start); hat drei Parameter:
1
einen Filedescriptor, der die zu bearbeitende Datei definiert,
2
den Offset , der die Position des Lese/Schreibkopfes in Byte relativ
zum Ausgangspunkt definiert und
den Ausgangspunkt für die Positionierung des Lese/Schreibkopfes
3
• SEEK SET=Dateianfang
• SEEK END=Dateiende
• SEEK CUR=aktuelle Position
Damit kann man ein Programm, das eine Datei (angefangen am
Dateiende, d.h. rekursiv) liest einfach programmieren.
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Systemaufrufe
Dateiverwaltung
fseek
revCat.c
1
2
3
4
int fd ;
int pos ;
char buf [1];
fprintf ( stderr , " usage % s file \ n " , argv [0]);
exit (1);
}
if (( fd = open ( argv [1] , O_RDWR )) < 0) { /* open file */
fprintf ( stderr , " open error \ n " );
exit (2);
}
if (( pos = lseek ( fd , -1 , SEEK_END )) == -1) { /* pos == # bytes in file */
fprintf ( stderr , " lssek error \ n " );
exit (1);
}
while ( pos >=0) { /* read and write file */
read ( fd , buf , 1);
write (1 , buf , 1);
lseek ( fd , -- pos , SEEK_SET ); <- pos vom Anfang an
}
printf ( " \ n " );
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}
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Systemaufrufe
Dateiverwaltung
fseek
Im folgenden Programm hole.c“ wird der Systemaufruf lseek“
”
”
verwendet, um ein Loch in einer Datei zu erzeugen.
hole.c
1
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4
int main () {
int fd ;
char buf1 [] = " abcde f g h i j k l m n o p " ;
char buf2 [] = " ABCDE F G H I J K L M N O P " ;
if (( fd = creat ( " file . hole " ,0640)) < 0) {
fprintf ( stderr , " create error \ n " ); exit (1);
}
if (( write ( fd , buf1 , 16)) != 16) { /* offset now 16 */
fprintf ( stderr , " buf1 write error \ n " ); exit (2);
}
if (( lseek ( fd , 32 , SEEK_SET )) == -1) { /* offset now 32 */
fprintf ( stderr , " lseek error \ n " ); exit (3);
}
if (( write ( fd , buf2 , 16)) != 16) { /* offset now 48 */
fprintf ( stderr , " buf2 write error \ n " );
exit (4);
}
exit (0);
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←
}
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Systemaufrufe
Dateiverwaltung
fseek
Ein Aufruf bewirkt:
$ hole file . hole
$ ls -l fil *
-rw -r - - - - 1 as
$ od -c file . hole
00
a
b
c
d
20 \0 \0 \0 \0
40
A
B
C
D
60
$
users
e
\0
E
f
\0
F
48 Nov
g
\0
G
h
\0
H
i
\0
I
j
\0
J
1 19:11 file . hole
k
\0
K
l
\0
L
m
\0
M
n
\0
N
o
\0
O
p
\0
P
Loch
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Systemaufrufe
Dateiverwaltung
Dateistatus - stat
Die Informationen über eine Datei, der so genannte Dateistatus, kann
durch die Systemaufrufe abgefragt werden.
•
stat“ und fstat“ liefern Information über Dateien,
”
”
lstat“ über Links.
”
Alle Aufrufe geben eine Struktur vom Typ stat“ zurück.
”
•
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struct stat {
dev_t
ino_t
mode_t
nlink_t
uid_t
gid_t
dev_t
off_t
blksize_t
blkcnt_t
time_t
time_t
time_t
};
st_dev ;
st_ino ;
st_mode ;
st_nlink ;
st_uid ;
st_gid ;
st_rdev ;
st_size ;
st_blksize ;
st_blocks ;
st_atime ;
st_mtime ;
st_ctime ;
/*
/*
/*
/*
/*
/*
/*
/*
/*
/*
/*
/*
/*
ID of device containing file */
inode number */
protection */
number of hard links */
user ID of owner */
group ID of owner */
device ID ( if special file ) */
total size , in bytes */
blocksize for file system I / O */
number of 512 B blocks allocated */
time of last access */
time of last modification */
time of last status change */
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Systemaufrufe
Dateiverwaltung
Beispiel - lstat
simpleFile.c
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int main ( int argc , char ** argv ) {
int i ;
struct stat buf ;
char * ptr ;
fprintf ( stderr , " usage % s file \ n " , argv [0]); exit (1);
}
if ( lstat ( argv [1] , & buf ) < 0) { /* get file info */ ←
fprintf ( stderr , " lstat error \ n " ); exit (2);
}
/* print file info */
if
( S_ISREG ( buf . st_mode ))
ptr = " regular " ;
else if ( S_ISDIR ( buf . st_mode ))
ptr = " directory " ;
else if ( S_ISCHR ( buf . st_mode ))
ptr = " character special " ;
else if ( S_ISBLK ( buf . st_mode ))
ptr = " block special " ;
else if ( S_ISFIFO ( buf . st_mode )) ptr = " fifo " ;
else if ( S_ISLNK ( buf . st_mode ))
ptr = " link " ;
else
ptr = " unknown mode ! " ;
printf ( " % s : % s \ n " , argv [1] , ptr );
}
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ARSnova 19226584
Systemaufrufe
Dateiverwaltung
Pipes
Pipes sind ein Kommunikationsmedium, das es erlaubt, dass Prozesse in
FIFO Manier kommunizieren. Eine Pipe ist dabei eine Pseudodatei, die
die Kommunikationsdaten temporär beinhaltet.
• In Unix können durch folgende
Kommandofolge zwei Dateien sortiert und in
einer Datei zusammengeführt werden:
cat file2 file2 | sort
• Hierbei werden zwei Prozesse erzeugt: der
erste (cat) schreibt seine Ausgabe in die Pipe,
der zweite (sort) liest die Standardeingabe aus
der Pipe.
cat datei
sort
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Systemaufrufe
Dateiverwaltung
pipe
Der Systemaufruf pipe“ erzeugt eine Pipe und gibt zwei
”
Dateideskriptoren zurück, einen zum Lesen und einen zum Schreiben.
Der Mechanismus wird nun am Beispiel eines Programmes gezeigt, bei
dem ein Vaterprozess einem Kind Informationen über eine Pipe sendet.
int p[2];
pipe(p); /* p[1]=Schreibende, p[0]=Leseende */
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Systemaufrufe
Dateiverwaltung
Beispiel - pipe I
pipe.c
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/* Example : Child | Father */
# define BUFSIZE 20
main () {
int pid , status ;
int p [2];
if ( pipe ( p ) != 0) {
fprintf ( stderr , " pipe error \ n " );
exit (1);
}
switch ( pid = fork ()) {
case -1: /* fork failed */
fprintf ( stderr , " cannot fork \ n " );
exit (2);
case 0: /* child : write into pipe */
{ int i ;
close ( p [0]); /* close read end of pipe */
/* create example data */
for ( i = getpid (); i >0; i - -) {
sprintf ( buf , " % d \ n " , i );
write ( p [1] , buf , BUFSIZE );
←
<- create pipe
<- close read end
<- write into pipe
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ARSnova 19226584
Systemaufrufe
Dateiverwaltung
Beispiel - pipe II
pipe.c
sleep (2); /* just to have more time to see it with " ps - el "
}
close ( p [1]);
exit (0);
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25
}
default : /* father : read from pipe */
{ int length ;
close ( p [1]); /* close write end of pipe */
do {
length = read ( p [0] , buf , BUFSIZE );
fprintf ( stdout , " % s " , buf );
} while ( length >0);
close ( p [0]);
while ( wait (& status ) != pid );
exit (0);
}
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<- read from pipe
}
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<- close write end
}
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Systemaufrufe
Dateiverwaltung
named pipes
Sollen zwei unabhängige Prozesse über eine Pipe kommunizieren, muss
die Pipe außerhalb des Adressraums der beiden Prozesse abgebildet
werden.
Eine named Pipe (FIFO) wird erzeugt durch den Systemaufruf:
int mknod(char *pathname, int mode, int dev);
Dabei ist pathname, ein Dateiname von Unix, der Name des FIFO. Das
Argument mode definiert den Zugriff (read, write mit Rechten für owner,
group, others). mode wird logisch OR verknüpft mit dem Flag S IFIFO
(aus < sys/stat.h >), um auszudrücken, dass mknode einen FIFO
erzeugen soll. dev wird für FIFOs ignoriert (relevant für andere Objekte).
FIFOs können auch durch das Unix Kommando mknod erzeugt werden:
/bin/mknod name p
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ARSnova 19226584
Systemaufrufe
Dateiverwaltung
named pipes
Sollen zwei unabhängige Prozesse über eine Pipe kommunizieren, muss
die Pipe außerhalb des Adressraums der beiden Prozesse abgebildet
werden.
Eine named Pipe (FIFO) wird erzeugt durch den Systemaufruf:
int mknod(char *pathname, int mode, int dev);
Dabei ist pathname, ein Dateiname von Unix, der Name des FIFO. Das
Argument mode definiert den Zugriff (read, write mit Rechten für owner,
group, others). mode wird logisch OR verknüpft mit dem Flag S IFIFO
(aus < sys/stat.h >), um auszudrücken, dass mknode einen FIFO
erzeugen soll. dev wird für FIFOs ignoriert (relevant für andere Objekte).
FIFOs können auch durch das Unix Kommando mknod erzeugt werden:
/bin/mknod name p
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Systemaufrufe
Dateiverwaltung
named pipe - Beispiel Client/Server cat
Eine Client-Server Anwendung, bei der ein Client einen Dateinamen von
stdin einliest und den Namen auf einen Kommunikationskanal schreibt.
Der Server liest den Dateinamen vom Kommunikationskanal, öffnet die
Datei, liest den Inhalt und schreibt ihn über einen Kommunikationskanal
zurück. Der Client erwartet den Inhalt der Datei vom
Kommunikationskanal (FIFO) und gibt ihn über stdout aus.
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Systemaufrufe
Dateiverwaltung
named pipe - Beispiel Client/Server cat (Server)
server.c fifo.h
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# define MAXBUFF 1024
main () {
int readfd , writefd ;
/* Create the FIFOs , then open them - one for
reading and one for writing . */
if ( ( mknod ( FIFO1 , S_IFIFO | PERMS , 0) < 0)
←
&& ( errno != EEXIST ))
perror ( " can 't create fifo : FIFO1 " );
if ( ( mknod ( FIFO2 , S_IFIFO | PERMS , 0) < 0)
←
&& ( errno != EEXIST )) {
unlink ( FIFO1 );
perror ( " can 't create fifo : FIFO2 " );
}
if ( ( readfd = open ( FIFO1 , 0)) < 0)
perror ( " server : can 't open read fifo : FIFO1 " );
if ( ( writefd = open ( FIFO2 , 1)) < 0)
perror ( " server : can 't open write fifo : FIFO2 " );
server ( readfd , writefd );
close ( readfd );
close ( writefd );
exit (0);
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}
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Systemaufrufe
Dateiverwaltung
named pipe - Beispiel Client/Server cat (Server)
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server ( int readfd , int writefd ) {
char buff [ MAXBUFF ];
char errmesg [256];
int n , fd ; extern int errno ;
/* Read filename from the IPC descriptor . */
if ( ( n = read ( readfd , buff , MAXBUFF )) <= 0)
perror ( " server : filename read error " );
buff [ n ] = ' \0 '; /* null terminate filename */
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if ( ( fd = open ( buff , 0)) < 0) {
/* Error . Format an error message and send
it back to the client . */
sprintf ( errmesg , " : can 't open fifo \ n " );
strcat ( buff , errmesg ); n = strlen ( buff );
if ( write ( writefd , buff , n ) != n )
perror ( " server : errmesg write error " );
} else {
/* Read the data from the file and write to
the IPC descriptor . */
while ( ( n = read ( fd , buff , MAXBUFF )) > 0)
perror ( " server : data write error " );
if ( n < 0) perror ( " server : read error " );
}
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}
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Systemaufrufe
Dateiverwaltung
named pipe - Beispiel Client/Server cat (Client)
client.c fifo.h
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main () {
int readfd , writefd ;
/* Open the FIFOs . We assume the server
has already created them . */
if ( ( writefd = open ( FIFO1 , 1)) < 0)
perror ( " client : can 't open write fifo : FIFO1 " );
if ( ( readfd = open ( FIFO2 , 0)) < 0)
perror ( " client : can 't open read fifo : FIFO2 " );
client ( readfd , writefd );
close ( readfd );
close ( writefd );
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/* Delete the FIFOs , now that we ' re finished .
*/
if ( unlink ( FIFO1 ) < 0)
←
perror ( " client : can 't unlink FIFO1 " );
if ( unlink ( FIFO2 ) < 0)
perror ( " client : can 't unlink FIFO2 " );
exit (0);
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}
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Systemaufrufe
Dateiverwaltung
named pipe - Beispiel Client/Server cat (Client)
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client ( int readfd , int writefd ) {
char buff [ MAXBUFF ];
int n ;
/* Read the filename from standard input ,
write it to the IPC descriptor . */
printf ( " File to print : " );
if ( fgets ( buff , MAXBUFF , stdin ) == NULL )
perror ( " client : filename read error " );
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n = strlen ( buff );
if ( buff [n -1] == '\ n ')
n - -; /* ignore newline from fgets () */
perror ( " client : filename write error " );;
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/* Read the data from the IPC descriptor and
write to standard output . */
while ( ( n = read ( readfd , buff , MAXBUFF )) > 0)
if ( write (1 , buff , n ) != n ) /* fd 1 = stdout */
perror ( " client : data write error " );
if ( n < 0)
perror ( " client : data read error " );
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}
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Systemaufrufe
Katalogverwaltung
Katalogverwaltung
• Durch den Systemaufruf link kann eine physische
Datei unter mehreren Namen, auch in
unterschiedlichen Verzeichnissen, erscheinen.
• Eine Änderung über den Zugriff mit einem Namen
wirkt sich immer auf das reale Dateiobjekt aus.
• Um dies zu realisieren, wird eine Datei in Unix
eindeutig identifiziert durch ihre inode-Zahl.
• Ein Verzeichnis ist eine Datei, die eine Anzahl von
Paaren (inode, Name im ASCII Code) enthält.
• Durch einen Link wird dann ein neuer Eintrag im
Verzeichnis erzeugt, der zum selben inode einen
zusätzlichen Namen einführt.
• Durch unlink kann man Links wieder löschen.
Dabei wird nur der Eintrag aus dem Verzeichnis
entfernt; die Datei bleibt erhalten.
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Systemaufrufe
Katalogverwaltung
sync
In Unix werden die zuletzt benutzten Blöcke in einem Cache
(Zwischenspeicher) abgespeichert.
• Dadurch wird ein erneutes Zugreifen schneller, da dann nicht mehr
auf die Festplatte zugegriffen werden muss.
• Wenn ein Fehler auftaucht, bevor die Platte wirklich beschrieben
(durch write Systemaufruf) wird, so gehen Daten verloren und ein
inkonsistentes Dateisystem wäre die Folge.
• Deshalb wird periodisch vom Betriebssystem der sync Systemaufruf
ausgeführt; er schreibt die Blöcke im Cache auf die Platte.
• Beim Hochfahren eines Unix Systems wird ein Programm update“
”
als Hintergrundprozess gestartet, der alle 30 Sekunden einen sync“
”
Aufruf durchführt.
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Systemaufrufe
Katalogverwaltung
fsync
Während sync“ den gesamten Cache synchronisiert, kann man mit dem
”
Systemaufruf fsync“ die Blöcke einer Datei im Cache synchronisieren
”
(z.B. bei Datenbanksystemen bei commit“).
”
fsync.c
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int fd ;
if ( argc != 2) {
}
if (( fd = open ( argv [1] , O_RDWR )) < 0) {
fprintf ( stderr , " open error \ n " ); exit (2);
}
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/* manipulation of file ... */
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if ( fsync ( fd ) < 0) {
←
fprintf ( stderr , " sync error \ n " ); exit (3);
}
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}
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Systemaufrufe
Katalogverwaltung
chdir, chroot
• Um vom aktuellen Verzeichnis in ein anderes Verzeichnis zu
wechseln, existiert der Systemaufruf chdir.
Nachdem das aktuelle Verzeichnis mit dem Systemaufruf
chdir( /home/schuette/tmp“) geändert wurde, werden die
”
folgenden Aufrufe (create, open), bei denen kein vollständiger
Pfadname angegeben ist, immer im tmp-Verzeichnis Dateien
angelegt, bzw. geöffnet.
• Ein Systemaufruf, mit dem das Root-Verzeichnis bestimmt werden
kann, ist chroot“.
”
Er wird verwendet, um etwa auf Webservern virtuelle
Root-Verzeichnisse für unterschiedliche Benutzergruppen definieren
zu können.
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Systemaufrufe
Schutzmechanismen
Schutzmechanismen
In Linux besitzt eine Datei einen Besitzer und 12 Schutzbits in 4 Gruppen.
Ausführungsmodi
[sgd]
s=setuid
g=setgpid
d=directory
Benutzer
rwx
r=read
w=write
x=execute
Gruppe
rwx
Rest
rwx
Durch den Systemaufruf chmod kann die Zugriffsmaske für eine Datei
gesetzt werden. Die Maske wird dabei oktal angegeben.
So bedeutet 0644 z.B.:
0
6
4
4
=
=
=
=
000
110
100
100
Programmaufruf mit Rechten des Aufrufers
rwr–
r–
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Systemaufrufe
Schutzmechanismen
chmod
Das folgende Programm setzt die Zugriffsrechte einer Datei
(2.Parameter) so wie es die Maske (1. Parameter) angibt.
simpleChmod.c
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int mask ;
if ( argc != 3) {
fprintf ( stderr , " usage % s mask file \ n " , argv [0]);
exit (1);
}
sscanf ( argv [1] , " % o " ,& mask );
if (( chmod ( argv [2] , mask )) < 0) {
←
fprintf ( stderr , " chmod error \ n " );
exit (2);
}
}
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Systemaufrufe
Schutzmechanismen
setuid
Wenn ein Programm gestartet wird, so hat es die Rechte, die der
Aufrufer des Programms hat.
• Deshalb kann ein Programm dem Superuser gehören (etwa das
Programm rm=remove file)), aber der Aufrufer kann nur die Dateien
löschen, für die er die Rechte hat.
• Mit dem setuid“ ( setgid“) Bits kann man erreichen, dass ein
”
”
Programm mit den Rechten des Besitzers (Gruppe)
(setuid/setgid=1) abläuft und nicht wie normal mit den Rechten des
Aufrufers (setuid/setgid=0).
• Dies wird benötigt, um zum Beispiel die Passwort-Datei durch die
Ausführung des Kommandos passwd“ abzuändern. Dazu hat das
”
Kommando (=Datei) das setuid-Bit gesetzt.
Beispiel: passwd
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Systemaufrufe
Schutzmechanismen
access
Wird ein Programm mit dem setuid-Bit ausgestattet, so kann es nicht
prüfen, ob der Aufrufer die Rechte auf eine Datei hat, da das Programm
selbst ja durch das setuid-Bit alle Rechte hat.
Um per Programm auf die Zugriffsrechte des realen Benutzers zugreifen
zu können, existiert der Systemaufruf access. Der erste Parameter von
access“ ist die zu prüfende Datei, der zweite der Zugriffsmodus, der
”
geprüft werden soll.
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Systemaufrufe
Schutzmechanismen
access
Das folgende setuid-Programm prüft, ob eine Datei durch den Benutzer
geöffnet werden könnte; danach wird die Datei geöffnet.
access.c
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if ( argc != 2) {
}
if ( access ( argv [1] , R_OK ) < 0) {
fprintf ( stderr , " access error \ n " ); exit (2);
}
if ( open ( argv [1] , O_RDONLY ) < 0) {
fprintf ( stderr , " open error \ n " ); exit (3);
}
}
$ ls -l access . txt
-rw - - - - - - - 1 root root 6 24. Okt 2011
$ access access . txt
access error
$
access . txt
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Systemaufrufe
Zeitverwaltung
Zeitverwaltung
In Unix ist Datum und Uhrzeit als Anzahl Sekunden, die seit dem Unix
”
Urknall“ (1.1.1970 00:00:00) vergangen sind, abgelegt.
Alle Datumsangaben, werden so gespeichert und erst in der Anzeige in
lesbare Form gebracht. Dazu existiert der Systemaufruf time“, der die
”
Sekundenanzahl liefert und Routinen, um diese Intergerzahl in ein
lesbares Format zu konvertieren.
now.c
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# include < time .h >
main () {
time_t now ;
now = time ( NULL ); /* now as no . secs since ZERO */
printf ( " % s " , ctime (& now ));
}
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Systemaufrufe
Um die systemweite oder Shell-spezifische Ressourcenverwendung zu
kontrollieren, existiert das Kommando ulimit.
$ ulimit -a
core file size
( blocks , -c )
data seg size
( kbytes , -d )
scheduling priority
(-e)
file size
( blocks , -f )
pending signals
(-i)
max locked memory
( kbytes , -l )
max memory size
( kbytes , -m )
open files
(-n)
pipe size
(512 bytes , -p )
POSIX message queues
( bytes , -q )
real - time priority
(-r)
stack size
( kbytes , -s )
cpu time
( seconds , -t )
max user processes
(-u)
virtual memory
( kbytes , -v )
file locks
(-x)
$
0
unlimited
0
unlimited
16001
64
unlimited
1024
8
819200
0
8192
unlimited
1024
unlimited
unlimited
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Systemaufrufe
rlimit
Mit den Systemaufrufen setrlimit und getrlimit kann man die Ressourcen
eines Prozesses beschränken.
getrlimit-cpu.c
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# include < sys / resource .h >
# include < sys / time .h >
int main () {
struct rlimit rl ;
getrlimit ( RLIMIT_CPU , & rl ); /* obtain the current limits . */
rl . rlim_cur = 1;
/* Set a CPU limit of 1 second . */
setrlimit ( RLIMIT_CPU , & rl );
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/* Do busy work . */
while (1);
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return 0;
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/* defines and stores the limits */
}
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Systemaufrufe
fork Bomben
Ein Beispiel für nichtlimitierte Ressourcen-Verwendung sind fork-Bomben:
Programme, die eine Explosion von Prozessen verursachen1 :
forkbomb.c
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int main ( void ){
while (1)
fork ();
return 0;
}
forkbomb.java
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public class forkbomb implements Runnable {
public static void main ( String [] args ) {
new forkbomb (). run ();
}
public void run () {
new Thread ( this ). start ();
}
}
1 Verhindern durch Eintrag in /etc/security/limits.conf
@users soft nproc 128
@users hard nproc 50
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Systemaufrufe
fork Bomben
Ein Beispiel für nichtlimitierte Ressourcen-Verwendung sind fork-Bomben:
Programme, die eine Explosion von Prozessen verursachen1 :
forkbomb.c
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int main ( void ){
while (1)
fork ();
return 0;
}
forkbomb.java
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public class forkbomb implements Runnable {
public static void main ( String [] args ) {
new forkbomb (). run ();
}
public void run () {
}
}
1 Verhindern durch Eintrag in /etc/security/limits.conf
@users soft nproc 128
@users hard nproc 50
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Betriebssystemstrukturen
Betriebssystemstrukturen I
Hier sollen verschiedene Ansätze für den inneren Aufbau eines
Betriebssystems gezeigt werden.
1 Überblick
5 Systemaufrufe
Monolithische Systeme
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Betriebssystemstrukturen II
Schichtenmodell
Virtuelle Maschinen
Auftraggeber-Auftragnehmer Modell
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ARSnova 19226584
Monolithische Systeme sind als Menge von Prozeduren realisiert.
• Jede Prozedur kann jede andere aufrufen.
• Eine Struktur ist nicht erkennbar.
• Das Betriebssystem wird generiert, in dem alle Prozeduren übersetzt
werden und zu einem ein- zigen grossen Objekt gebunden werden.
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Systemaufrufe werden dabei wie folgt abgebildet:
• Bei einem Systemaufruf werden die Parameter an eine wohldefinierte
Stelle (spezielle Register oder Stack) geschrieben, dann wird der
Aufruf durch einen speziellen Unterbrechungsbefehl (Kernel-Aufruf,
Supervisor-Aufruf) zur Ausführung gebracht. Durch diese Instruktion
wird die Hardware vom User-Modus in den Kernel-Modus
umgeschaltet und die Kontrolle übernimmt das Betriebssystem.
• Das Betriebssystem prüft die Parameter des Aufrufs, bestimmt
welcher Systemaufruf durchgeführt werden soll.
• Der Systemaufruf wird vom Betriebssystem ausgeführt und das
Ergebnis wird wieder in speziellen Registern oder auf dem Stack
abgelegt.
• Dann gibt das BS die Kontrolle an das Benutzerprogramm zurück.
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ARSnova 19226584
Systemaufrufe
• Diese Vorgehensweise wird von
den meisten CPUs unterstützt.
• Eine CPU kann in zwei Modi
gefahren“ werden:
”
• im Kernel-Modus sind alle
Instruktionen zulässig,
• im User-Modus nur
eingeschränkte Instruktionen,
hauptsächlich E/A Befehle.
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ARSnova 19226584
Schichtenmodell
Schichtenmodell
Ein Betriebssystem dieser Kategorie ist in Schichten eingeteilt, wobei eine
Schicht auf der Basis der darunter liegenden Schicht konstruiert ist. Das
klassische Beispiel ist das von Dijkstra 1968 entwickelte System THE
(Technische Hogeschool Eindhoven).
• Schicht 0 war für das Prozess-Scheduling verantwortlich, dadurch
brauchte keine der anderen Schichten mehr zu berücksichtigen, dass
es mehrere Prozesse auf der Maschine gibt.
• Schicht 1 belegte für einen Prozess Platz im Speicher; war dort
kein Platz wurden Speicherseiten auf eine Trommel verlagert;
dadurch brauchte kein Programm der Schichten 2 und grösser sich
um Speicherverwaltung zu kümmern.
• Schicht 2 verwaltete die Bedienkonsole und die Kommunikation
zwischen Prozessen; damit hatte ab der Schicht 3 jedes Programm
seine eigene virtuelle Konsole.
• Schicht 3 war für die Verwaltung der E/A-Geräte zuständig;
damit konnte jedes Programm ab Ebene 4 mit logischen
E/A-Geräten arbeiten.
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Schichtenmodell
Somit hatten Benutzerprogramme eine virtuelle Sicht auf die
Hardware.
Diese Konzeption war eine Entwurfentscheidung.
Das gesamte Betriebssystem war aber immer noch ein aus mehreren
Modulen zusammengefasstes grosses Programm.
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Virtuelle Maschinen
Virtuelle Maschinen
Das IBM System VM/370 stellt einen Monitor zur Verfügung, der auf die
nackte“ Hardware zugreift und Kopien der realen Maschine als virtuelle
”
Maschine für darüber liegende Schichten bereitstellt.
• Auf jeder solcher virtuellen Maschinen
kann ein eigenes BS ablaufen.
• Wenn ein Benutzerprogramm einen
Systemaufruf absetzt, wird er vom BS
der virtuellen 370 behandelt. Dort gibt
dieses BS den Aufruf nicht an die reale
Hardware weiter, sondern an den
Monitor, der dann den Zugriff auf die
Hardware erledigt.
Diese Architektur ist noch Heute Basis der grossen“ IBM
”
Betriebssysteme.
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In modernen Betriebssystemen verwendet man das
Auftraggeber-Auftragnehmer Modell (Client- Server Modell).
• Ein Client-Prozess beauftragt einen Server,
einen Dienst auszuführen, indem er dem
Server eine Nachricht sendet.
• Der Server antwortet mit der Erbringung des
Dienstes.
• Sowohl Client als auch Server laufen im
User-Modus.
• Dadurch hat der Betriebssystemkern nur noch
elementare Aufgaben, wie z.B.
Interprozesskommunikation.
Der schlanke Kern und die unabhängigen Server bewirken, dass gut
skalierbare und fehlertolerante Betriebssysteme realisierbar sind: ein
Absturz des Datei-Servers führt nicht zum Absturz der davon nicht
betroffenen Programme.
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Verteilte Betriebssysteme
Weiterhin ist damit die Voraussetzung für verteilte Betriebssysteme
gesetzt:
• im Kern wird Netzfunktionalität integriert und
• die Server können auf beliebigen Rechnern im Netz ablaufen.
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Betriebssysteme

Transcription

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