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Sistemi di Elaborazione

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Controlli a logica programmata

CONTROLLI A LOGICA PROGRAMMATA SISTEMI A LOGICA CABLATA Per realizzare

I primi sistemi informatici

I PRIMI SISTEMI INFORMATICI Disciplina che si occupa della progettazione, della

Descrizione del Programma di Simulazione

Descrizione del Programma di Simulazione 1 Introduzione Lo scopo

Sistemi di Elaborazione

Il Sistema Operativo è una componente software del sistema di elaborazione. Conviene fare un software che riguardi direttamente la gestione delle risorse, che verrà invocato dal S.O. Ci potrebbero essere più programmi che agiscono insieme e quindi c'è bisogno di qualcosa che li gestisca. Il livello minimo di gestione è che venga dato avvio al nuovo programma solo quando il precedente è terminato; le attività sono svolte sequenzialmente. Potremmo però volere che i programmi lavorino in parallello e per far ciò bisognerà allocare delle risorse ora ad un'attività ora ad un'altra. Le attività di gestione e di allocazione delle risorse sono svolte da un Sistema Operativo realizzato per una particolare architettura. Il S.O. è un insieme di programmi che devono essere presenti affinchè i programmi applicativi vengano eseguiti. Esempi di S.O. sono: Windows 95 (il primo della serie 9.x), Windows 98, Windows 2000 (ereditato da NT), MS-DOS, Windows 3.1 (una via di mezzo tra MS-DOS e Windows 9.x), Mcintosh, UNIX, LINUX (versione UNIX per PC), ecc. La struttura è:

Programmi Applicativi

S.O.

Il kernel (nucleo) è il cuore del Sistema Operativo; il kernel di Windows 3.1 è il DOS.

Un programma non può eseguire una qualsiasi operazione fra quelle consentite dal set d'istruzione del sistema se non è in Kernel Mode. In generale possiamo indicare come Sistema Operativo tutto il codice che viene eseguito in Kernel Mode.

Architettura di un Sistema di Elaborazione o di von Neumann

CPU

Nell'architettura di von Neumann la CPU fa una istruzione alla volta. Nella realtà la CPU fa + istruzioni contemporaneamente tramite una struttura di parallellismo come la Pipeline (parti diverse della CPU fanno istruzioni diverse).

L'Unità di Controllo sorveglia il flusso di informazioni che giunge nella Parte Operativa. In questa unità è memorizzato ciò che la Parte Operativa deve fare per svolgere un'istruzione. All'interno della CPU vi è una quantità minima di memoria che serve solo per elaborare istruzioni temporaneamente.

Se qualche dato deve essere trasferito dalla memoria alla CPU, il suo indirizzo viene messo sul MAR e poi viene bufferizzato sul MBR.

E' un registro di stato e serve per sapere in che modalità di esecuzione siamo. L'esigenza di distinguere uno stato utente (User Mode) da uno stato kernel (Kernel Mode) è nata per motivi di sicurezza: gli utenti possono andare a scrivere in locazioni di memoria riservate al sistema e pertanto è necessario distinguere tra questi due stati. Nessun S.O. sarà sicuro se l'architettura hardware non prevede almeno una parola di stato.

Il comportamento della CPU nelle esucuzioni di istruzioni può essere schematizzato nel seguente modo:

Fetch trasferisce l'istruzione contenuta nel PC (Program Counter) e la invia al IR (Istruction Register).

Tutte le operazioni che vengono svolte all'interno della Parte Operativa sono controllate dall'Unità di Controllo in due modi possibili:

C'è una ROM in cui il costruttore dell'architettura hardware inserisce un firmware che controlla le istruzioini.

Questo tipo di architetture hanno le sequenti caratteristiche che non sono presenti nelle architetture di tipo von Neumann:

La CPU non è detto che dopo il fetch faccia l'istruzione contenuta nel Pogram Counter

La CPU grazie alla cache può accedere più velocemente ai dati poiché se il dato è nella cache non deve accedere alla memoria principale, dunque vi è un risparmio di tempo (T <<T ). Deve però essere raro che il dato non sia presente nella cache altrimenti la presenza di tale dispositivo peggiora le prestazioni della CPU.

Assumiamo che la cache prelevi dati in maniera random dalla memoria. In tal caso avremmo:

Se la località è crescente potremmo avere valori di cache (S ) piccole che mi garantiscono un valore di H compreso tra 0,8 e 0,9. Questo è vero se cade l'ipotesi di dati distribuiti uniformemente cioè se carico in cache dati che appartengono ad una stessa località e toglierò dalla cache quei dati che non vengono utilizzati spesso, ossia applico una politica LRU (least recently used) che rimuove il contenuto delle celle che non sono state usate da molto.

N.B.: Il registro dati deve avere la dimensione di almeno un'unità di informazione del device.

Il Device può essere character oriented (tastiera) in cui l'unità d'informazione è il carattere, oppure block oriented (hard disk).

Il Device Driver viene di solito eseguito in modalità Kernel, dunque fa parte del S.O. e non può essere chiamato con una semplice chiamata di procedura ma attraverso una Supervisor Call o System Call. Attraverso l'API il programma applicativo comunica con il S.O.

Polling: il device driver impegna la CPU per interrogare il device sul suo stato funzionale (interrogazione ciclica).

Interrupt: il device driver non impegna la CPU ma delega al device controller il monitoraggio del device, pertanto la CPU è libera di svolgere altri istruzioni.

INTERRUPT

Quando c'è l'interrupt il Program Status Word (PSW) viene salvato ed il Program Counter (PC) viene forzato all'indirizzo dell'istruzione corrispondente al codice dell'interrupt [(nell'esempio sopra il PC viene forzato all'indirizzo 177 corrispondente al codice( 25 )]. Dopo l'interrupt sia il PSW che il PC vengono rimpostati al valore prima dell'interrupt e continua il fetch. Se arriva un'altra interruzione mentre vi è una interrupt-handler routine, cioè mentre già si sta gestendo la risposta ad un interrupt precedente, questa verrà interrotta. Si possono disabilitare le interruzioni durante la fase di gestione della risposta ad un interrupt tramite un flag.

Le interruzioni alle quali non si risponde durante l'interrupt-handler routine della prima interruzione, non vengono perse ma messe in una coda di priorità di richieste di interruzioni; ogni interruzione ha un livello di interrupt univoco; un dispositivo non può avere lo stesso livello di interrupt di un altro. Questo meccanismo permette alla CPU di differire la gestione delle interruzioni di bassa priorità senza mascherare tutte le interruzioni, e permette ad un'interruzione di priorità alta di sospendere l'esecuzione della procedura di servizio di un'interruzione di priorità bassa, a meno che quest'ultima non abbia settato il flag di interrupt a 0 (Disable Interrupt).

La CPU ha l'interruzione precisa (il ritorno al fetch si effettua mediante hardware).

La CPU ha l'interruzione imprecisa (il ritorno al fetch si effettua mediante software più complessi).

La CPU riceve uno stack d'istruzioni e li decodifica inviandoli alle unità ALU specializzate; nel frattempo che quell'ALU fa quel tipo d'istruzione la CPU ne preleva un'altra e la invia ad un'ulteriore ALU e così via. I Pentium hanno la Superscalarità.

Il tempo C è vanificato se si hanno molte richieste di I/O, poiché dovrò bloccare il programma fino a quando il controller non ha finito. Per i programmi CPU-bound (programmi che prediligono processi d'elaborazione) è utile questo schema, mentre per quelli I/O-bound (programmi che prediligono processi di I/O) questo schema non è conveniente. Se il sistema è Monoprogrammabile non ha senso fare l'Interrupt. Mentre se il sistema e Multiprogrammabile, sicuramente ci saranno programmi che sono nello stato CPU-bound e quindi ha senso fare l'Interrupt.

Così come c'è una tabella per gli interrupt hardware, c'è anche una tabella per i Trap.

Questi 3 eventi modificano il PC portandolo all'indirizzo corrispondente all'istruzione codificata nel segnale. Primo passo è il salvataggio dello stato dei registri della CPU, poi vi è il salto d'istruzione del PC.

Il Trap è simile all'Interrupt, ma è generato da un programma che necessita di operare in modalità Kernel.

Il programma non può eseguire istruzioni in modalità Kernel, ma deve intervenire il S.O. che , tramite una chiamata di procedura (Trap) da parte dello stesso programma, esegue l'istruzione di eccezione. L'architettura delle interruzioni memorizza le informazioni riguardanti lo stato cui era giunta l'esecuzione del codice utente, passa alla modalità Kernel e recapita l'interruzione alla procedura del Kernel che realizza il servizio richiesto. Al Trap si assegna una priorità d'interruzione relativamente bassa rispetto a quelle date alle interruzoni dei dispositivi (Interrupt hardware).

possibili spazi di indirizzamento per le celle di memoria K Per i registri posso fare il seguente ragionamento:

Dunque posso direttamente fare riferimento ai registri dei dispositivi senza indicare il device corrispondente. Tale configurazione viene chiamata I/O Mappato in Memoria o Memory-Mapped-I/O.

Con il Memory-Mapped anche i dati contenuti nei registri dei device possono essere caricati in cache. Il problema sorge però se si dovesse staccare il device, poiché la CPU non saprebbe che il device non trasmette più. Per evitare ciò i registri dei device non verrano caricati in cache.

Assegnazione dinamica dei livelli di Interrupt; dopo l'aggiunta della periferica il S.O. deve essere riavviato per inizializzare e assegnare il livello di Interrupt al device.

Quando si accende il computer viene avviato per primo il bootstrap loading, un programma per l'avvio e la diagnostica che si trova nella Flash Ram (memoria riscrivibile). Possiamo quindi aggiornarlo mediante il BIOS; al contrario della Flash Ram, il BIOS ha bisogno dell'alimentazione. Se si lascia il computer spento per molto tempo si scaricherà la CMOS (batteria) e bisognerà reimpostare i parametri di configurazione del BIOS.

Un processo è qualcosa di più del codice di un programma: comprende l'attività corrente, rappresentata dal valore del Program Counter e dal contenuto dei registri della CPU; normalmemte comprende anche la propria pila (stack), che contiene a sua volta i dati temporanei (indirizzi di rientro, variabili locali) e una sezione di dati contenente le variabili globali. Un programma di per sé non è un processo; un programma è un'entità passiva, mentre un processo è un'entità attiva, con un PC che specifica qual è la prossima istruzione da seguire e un insieme di risorse associate.

N.B.: La disequazione non è valida poiché i processi non sono sempre CPU-bound.

Mentre un processo è in esecuzione è soggetto a cambiamenti di stato. Ogni processo può trovarsi in uno dei seguenti stati:

Esecuzione. Un'unità d'elaborazione esegue le istruzioni del relativo programma.

Attesa. Il processo attende che si verifichi qualche evento (come il completamento di un'operazione di I/O o la ricezione di un segnale).

Pronto. Il processo attende di essere assegnato ad un'unità d'elaborazione.

Ogni processo è rappresentato nel S.O. da un PD detto anche PCB. Un descrittore di processo contiene molte informazioni connesse ad un processo specifico, tra cui le seguenti:

Ad ogni processo è assegnato una porzione di memoria oltre alla quale non può andare (Spazio di indirizzamento)

Il passaggio dal 1° al 2° stato è determinato dalla scadenza del quanto di tempo (100 ms). Il passaggio dal 2° al 1° stato è effettuato dallo Scheduler.

All'interno del 2° stato vi sono processi tali che se assegnassimo loro la CPU potrebbero andare avanti, altri no (processi che hanno richiesto qualche risorsa o che richiedono che prima venga svolta qualche operazione).

Lo scheduler prende nella coda ready il processo con priorità più alta e lo manda in Esecuzione. Lo scheduling viene fatto solo ai processi ready. Questa attività si chiama Scheduling della CPU o di Breve Termine.

Lo scheduler a breve termine seleziona frequentemente un nuovo processo per la CPU. Il processo può essere in esecuzione solo per pochi millisecondi prima di passare ad attendere una richiesta di I/O. Poiché spesso si esegue almeno una volta ogni 100 ms, lo scheduler a breve termine deve essere molto rapido.

Lo scheduler a lungo periodo si esegue con una frequenza molto inferiore; tra la creazione di nuovi processi possono trascorrere diversi minuti. Lo scheduler a lungo termine controlla il grado di multiprogrammazione, cioè il numero di processi presenti nella memoria. Se il grado di multiprogrammazione è stabile, la velocità media di creazione dei processi deve essere uguale alla velocità media con cui i processi abbandonano il sistema; quindi lo scheduler a lungo termine si può chiamare solo quando un processo abbandona il sistema. A causa del maggiore intervallo che intercorre tra le esecuzioni, lo scheduler a lungo termine dispone di più tempo per scegliere un processo per l'esecuzione.

Un processo pronto deve avere l'immagine in memoria primaria. Grazie alla Memoria Virtuale parte dell'immagine può stare nella memoria primaria e parte nella memoria virtuale. Se la porzione in memoria primaria è blocked non la stiamo utilizzando bene; pertanto conviene che le porzioni di immagine che sono blocked siano caricate in memoria virtuale (memoria di massa). Ciò viene fatto dallo Scheduler di Medio Termine tramite lo swapping dei processi. Al precedente schema dobbiamo aggiungere dunque due stati:

Se il programma non trova la pagina di riferimento dà al S.O. un segnale di page fault così il S.O. blocca l'esecuzione e carica la pagina corrispondente eliminando qualcuna più vecchia. Se si hanno molti page fault la CPU diminuisce il lavoro ma lo scheduler aumenta.

Thread Programma in esecuzione che condivide parte dello Spazio d'indirizzamento.

P e l'insieme dei Thread ad esso associato hanno lo stesso spazio d'indirizzamento. P e P sono processi distinti che hanno spazi d'indirizzamento diversi.

Il thread è orientato alla condivisione di risorse ed è utilizzato soprattutto per avere del parallellismo nelle attività. Viene mandato in esecuzione (dunque in allocazione di memoria) un solo Task ma diversi thread, poiché ad ogni attività del processo viene associato un thread invece che allocare nuove risorse per altri processi. Tale sistema è chiamato multithreading.

Il Kernel vede solo i processi. Ogni processo è realizzato con un'insieme di thread e la gestione di questi thread è fatta dal processo Utente. Il vantaggio è che non bisogna fare nessun salvataggio dello stato del Kernel, lo scheduling è realizzato senza far intervenire il Kernel. Lo svantaggio è che il Kernel non si accorge della presenza dei thread, dunque due Task che hanno diverso numero di thread vengono trattati dal Kernel in maniera equa (al Task con 1000 thread viene assegnato lo stesso tempo di utilizzo della CPU del Task con 10 thread). Un altro svantaggio è che se un thread fa una richiesta di tipo bloccante al Kernel tramite una System Call, vengono bloccati tutti gli altri thread e dunque anche lo stesso Task.

Il Kernel gestisce anche i thread che appartengono ai processi. In questo caso un thread può essere bloccato senza bloccare l'intero Task. Lo scheduling della CPU viene fatto in maniera equa, poiché un Task con più thread avrà per maggior tempo l'utilizzo della CPU. A livello Kernel il thread può essere considerato come un processo figlio.

Ha i vantaggi della soluzione 1 e 2. Ad ogni Task sono associati un certo numero di thread a livello Kernel e ad ogni thread sono associati dei LWP (Light Weight Process) cioè altri thread a livello Utente.

Ci sono due processi di scheduling, uno per i thread kernel ed uno per i thread utente. Pertanto se un thread utente fa una System Call il Kernel blocca solo il thread kernel corrispondente e non l'intero Task.

Throughput (numero di processi che terminano nell'unità di tempo; va max.to)

Tempo di turn-around (tempo che un processo deve attendere per poter riutilizzare la CPU)

Questi parametri sono collegati fra loro. Non possono essere soddisfatti tutti ma bisogna vedere quali privilegiare in base al S.O. Nei Sistemi Interattivi è più importante il tempo di risposta che è collegato necessariamente al tempo di attesa medio e di turn-around. Nei Sistemi Real-time sono importanti le scadenze che devono essere soddisfatte dal Sistema.

Il Dispatcher interviene per l'individuazione del processo che deve essere eseguito; per terminare un processo; per far passare un processo da blocked a ready o da ready a blocked.

Il Context Switcher si occupa della commutazione di contesto. Il passaggio della CPU a un nuovo processo implica la registrazione dello stato del processo vecchio e il caricamento dello stato precedentemente registrato del nuovo processo. Questa procedura è nota col nome di cambio di contesto (context switch). Il contesto di un processo è descritto nel PCB di tale processo: include i valori dei registri della CPU, lo stato del processo e le informazioni di gestione della memoria. Quando si verifica un context switch, il Kernel registra il contesto del vecchio processo nel suo PCB e carica il contesto precedentemente registrato del nuovo processo scelto per l'esecuzione. Il tempo necessario al cambio di contesto è puro sovraccarico, infatti il sistema non compie nessun lavoro utile durante la commutazione, e varia da calcolatore a calcolatore secondo la velocità della memoria, il numero dei registri che si devono copiare e l'esistenza di istruzioni speciali (come un'istruzione singola di caricamento o memorizzazione di tutti i registri). Generalmente, questo tempo è compreso tra 1 e 1000 microsecondi.

La CPU non sarà rilasciata prima che la CPU-burst (tempo effettivo di utilizzo della CPU) abbia fine.

Approccio di tipo FIFO. I processi vengono eseguiti nell'ordine in cui arrivano.

In questo schema per minimizzare il tempo di attesa si dovrebbero mettere alla fine i processi che sono molto pesanti per la CPU. Questa politica è seguita anche dal SJF.

Questa formula definisce una media esponenziale. Il valore di tn contiene le informazioni più recenti e denota la lunghezza dell'n-esima sequenza di operazioni della CPU; tn registra la storia passata. Il parametro a controlla il peso relativo sulla predizione della storia recente e di quella passata. Se a = 0, allora, tn+1 tn, e la storia recente non ha effetto; si suppone, cioè, che le condizioni attuali siano transitorie; se a = 1, allora tn+1 = tn, e ha significato solo la più recente sequenza di operazioni della CPU: si suppone, cioè, che la storia sia vecchia ed irrilevante. Più comune è la condizione in cui a = ½, valore che indica che la storia recente e la storia passata hanno lo stesso peso. L'algoritmo SJF può essere sia con prelazione che senza prelazione. La scelta si presenta quando alla coda dei processi pronti arriva un nuovo processo mentre un altro processo è ancora in esecuzione. Il nuovo processo può avere una successiva sequenza di operazioni della CPU più breve di quella che resta al processo correntemente in esecuzione. Un algoritmo SJF con prelazione sostituisce il processo attualmente in esecuzione, mentre un algoritmo SJF senza prelazione permette al processo correntemente in esecuzione di portare a termine la propria sequenza di operazioni della CPU.

Si genera pertanto una coda di priorità in modo tale che lo schedulatore assegni la CPU al processo con priorità più alta. Per evitare però che un processo rimanga sempre in uno stato di attesa, poiché ha priorità molto bassa, (starvation), lo si fa aumentare di priorità con il passare del tempo.

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