El núcleo también debe procesar los apuntadores del proceso a datos fuera de línea, ya que un apuntador a datos en el espacio de direcciones del emisor sería inválido en el espacio del receptor, ¡especialmente si el receptor y el emisor residen en sistemas diferentes. Por lo general, los sistemas envían mensajes copiando los datos del emisor al receptor como esta técnica puede ser ineficiente,sobre todo con mensajes de gran tamaño, Mach perfecciona este procedimiento. En un mensaje que se envía a un puerto del mismo sistema no se copian los datos a los que hace referencia un apuntador del emisor al receptor. En vez de esto, se modifica la tabla de páginas de la tarea receptora para incluir una copia a la escritura de las páginas del mensaje. Esta operación es mucho más rápida que el copiado de datos, y hace muy eficiente la transferencia de mensajes. En esencia, la transferencia de mensajes se implanta con la administración de memoria virtual.

La operación se lleva a cabo en dos fases. Un apuntador a una región de la memoria ocasiona que el núcleo efectúe una correspondencia temporal entre esa región y su propio espacio, colocando el mapa de memoria del emisor en modo de copia a la escritura para asegurar que las modificaciones no afecteri la versión orl£rlnal de los datos. Al recibir,un mensaje, el núcleo mueve su correspondencia al espacio de direcciones del receptor utilizando una regiór de memoria virtual recién asignada para la tarea. Por esto se dice que la memoria virtual de Mach está dispersa, pues consiste en regiones de datos, separadas por direcciones no asignadas. Este esquema se presenta en la fiewa 16.4. Los mensajes se envian por medio de la llamada al sistema msg-sena y se reciben con msg-receive. Se implanta un mecanismo RPC con MSG_RPC, que envía un mensaje y espera una respuesta.

Los mensajes entre sistemas con datos fuera de línea son un poco más complicados. Mach está diseñado para pern-dtir que se traten como locales, en los que no es necesario transferir los datos, pero sí esta correspondencia en modo de copia por referencia en el espacio de direcciones, del receptor. Los accesos de los hilos de la tarea receptora causarían fallas de páginas, como es usual; sin embargo, lo que no es común es que el núcleo, ¿ pase las fallas de página a un administrador de memoria que puede existir en el sistema de la tarea emisora o incluso en un sistema aparte.

Esta flexibilidad se obtiene gracias a la generalidad de la administración de memoria se obtiene gracias al sistema y la funcionalidad independiente de la posición.

Actualmente, Mach no emplea este método para la comunicación entre sistemas porque existen dificultades que aún no se contemplan, por lo que no se ha implantado la copia a la escritura entre 'sistemas. Estos problemas incluyen las fahas de la red o del administrador de memoria, lo que ocasiona que partes del mensaje no estén disponibles cuando se presenta la falla de página de la tarea receptora.

Transferencias de mensajes en Mach

B 8 .- El servidor de mensajes en red (NetMsgServer)

Para enviar un mensaje entre computadores debe existir una manera para que el software de la red localice el puerto destino para el mensaje. UNIX tradicionalmente deja que los protocolos de bajo nivel de la red se hagan cargo de este mecanismo, lo que requiere que los computadores tengan direcciones fijas conocidas para los demás sistemas. Uno de los principios de Mach es que todos los objetos en el sistema sean independientes de la ubicación y que ésta sea transparente para el usuario. Esto requiere que Mach proporcione un sistema de nomenclatura de mayor nivel para todo el sistema, el servidor de mensajes en red o NetMsgServer (Netwoork Message Server), un proceso demonio de red, a nivel de usuario, basado en capacidades, que littrmite a las tareas registrar puertos de red; éstos son puertos que pueden ir mensajes de otros computadores.

El NetMsgServer de un computador e los puertos de red del sistema, y puede ponerse en contacto con los servidores de otros computadores y así mantener una base de datos distribuida de puertos de red, la cual se puede consultar por tareas o núcleos.

Ahora que NetMsgServer conoce todos los puertos de la red, puede desempeñar el papel decisivo de un distribuidor de mensajes. El núcleo utiliza el servidor cuando hay que enviar un mensaje a un puerto que no se encuentra en el computador donde se ejecuta el núcleo. Por lo general, NetMsgServer ofrece las mismas funciones para puertos de red, como protección y modificación, que proporciona el núcleo de Mach para los puertos en un sistema. Un usuario puede obtener derechos de envío a un puerto de red solicitando a NetMsgServer que busque un nombre en su base de datos o recibiendo un derecho de puerto en un mensaje. Las tareas heredan automáticamente derechos de envío a NetMsgServer para que puedan efectuar consultas directas.

Puesto que Mach está diseñado para trabajar con sistemas heterogéneos en red, debe ser capaz de enviar datos entre sistemas con un formato que puedan comprender tanto el emisor como el receptor. Por desgracia, los computadores varían en cuanto al formato en que almacenan los tipos de datos. Por ejemplo, en un sistema, el almacenamiento de un entero puede ocupar dos bytes, y el más significativo puede almacenarse antes del menos significativo; otro sistema puede invertir este ordenamiento. Por consiguiente, NetMsgServer tiene otra faceta en su operación: utiliza la información de tipo almacenada en un mensaje para traducir los datos del formato del enúsor al formato del receptor. De esta manera, todos los datos están representados correctamente cuando llegan a su destino.

Como el ejemplo de la operación de NetMsgServer

considere un hilo en el nodo A que envía un mensaje a un puerto que corresponde a una tarea en el nodo

B. El programa envía un mensaje al puerto para el cual tiene derecho de envío.

El mensaje pasa primero por el núcleo, el cual determina que el puerto no es local y dirige el mensaje al servidor en el nodo A. NetMsgServer se pone en contacto (usando la información de su base de datos) con su homólogo en el nodo B y le envía el mensaje. El servidor del nodo B presenta el mensaje al núcleo, después de traducir el puerto de red al puerto local equivalente en el nodo B. Por último, el núcleo entrega el mensaje a la tarea receptora cuando ésta ejecuta una llamada msg-receive.

Comunicación entre procesos en Red

El servidor de mensajes en red de un computador acepta las llamadas a procedimientos remotos netnam-check-in, netname-look-up y netnamo-check-out que se utilizan para añadir, consultar o eliminar puertos de red de la base de datos de NetMsgServer, respectivamente. Como precaución de seguridad, el valor de puerto de una llamada al procedin-dento remoto netname-check-in debe ser igual a la llamada netnam-check - out para que un hilo pueda eliminar un nombre de puerto de la base de datos.

B 9 .- Sincronización por medio de IPC

El mecanismo ipc es muy flexible y se utiliza extensamente en Mach. Por ejemplo, puede emplearse para la sincronización de hilos. Es posible usar un puerto como variable de sincronización, al cual se puede enviar n mensajes para n recursos. Cualquier hilo que desee utilizar un recurso ejecuta la llamada msg~receive para ese puerto. Si el recurso está disponible, el hilo recibirá un mensaje; de lo contrario, esperará en el puerto hasta que esté disponible un mensaje. Para devolver un recurso después de utilizarlo, el hilo puede ejecutar una llamada al sistema msg-send. En este aspecto, msg_receive es equivalente a la operación espera y msg-send equivale a la operación señal en un semáforo. Este método puede emplearse para sincronizar operaciones de semáforos entre hilos de una misma tarea, pero no para la sincronización entre tareas, ya que sólo una tarea puede tener derechos de recepción par¿k un puerto. En el caso de semáforos de propósito más general, puede escribirse un proceso demonio sencillo que implanta el mismo método.

C .- Administración de memoria

Dada la naturaleza orientada a objetos de Mach, no es ninguna sorpresa encontrar que su abstracción principal es el objeto de memoria. Estos objetos de memoria se utilizarán (en la Version 3) para administrar el almacenamiento secundario y generalmente representan archivos, canales y otros datos con correspondencia de lectura y escritura en memoria virtual (Fig. 16.6). Los objetos de memoria pueden estar en almacenamientos auxiliares por administradores de memoria a nivel de usuario que ocupan el lugar del paginador de memoria virtual tradicional, incorporado en el núcleo, que se encuentra en otros sistemas operativos. En contraste con el enfoque tradicional, donde el núcleo proporciona la administración del almacenamiento secundario, Mach tratará a los objetos del almacenamiento secundario (usualmente archivos) de la misma manera que todos los demás objetos del sistema. A cada objeto se le asociará un puerto, y podrá ser manipulado por medio de mensajes que se envían al puerto. Las ventajas de un enfoque tan flexible son, entre otras, una reducción en la complejidad del núcleo y una mayor conveniencia para experimentos e irnplantaciones.

C 1 .- Estructura básica

El espacio virtual de direcciones de una tarea generalmente está disperso, formado por varios huecos de espacio no asignado. Por ejemplo, un archivo con correspondencia en memoria se coloca en un conjunto de direcciones. Los mensajes de gran tamaño también se transfieren como segmentos de memoria compartida, y para cada uno de estos segmentos se utiliza una sección de la dirección en memoria virtual para proporcionar a los hilos el acceso a mensaje. Al entrar o salir elementos del espacio de direcciones a carecen por huecos de memoria no asignada. Mach no intenta comprimir el espacio de direcciones, incluso si una tarea puede fallar al no tener espacio suficiente para satisfacer la solicitud de una región de su espacio de direcciones. Puestc que los espacios de direcciones actuales son de cuatro gigabytes por día esta limitante no representa un problema. Si se emplean algorimos normales de la tabla de páginas para mantener un espacio de dircciones cuatro gigabytes para cada tarea, sobre todo si tiene huecos, se utilizaran cantidades de memoria excesivas. La clave para los espacios de dispersos es que el espacio de la tabla de páginas se usa sólo para las asignadas en ese momento. Al ocurrir una falla de página, el nú revisar si la página se encuentra en una región válida, en vez de utilizar un índice para consultar la tabla de páginas y verificar el registro. Aunque esta_ forma de consulta es más compleja, al parecer los beneficios de una reducción en los requisitos de almacenamiento en memoria y el mantenimiento simplificado del espacio de direcciones hacen que este enfoque sea rentable.

Mach también apoya la funcionalidad estándar de la memoria virtualf incluyendo la asignación, revocación y copia de memoria virtual. Para asiznar una nueva región de memoria virtual, un hilo puede efectuar una llarñad vm-alíocate (asignar memoria virtual). Puede proporcionarse la dirección, o la Puede determinar el núcleo.

La memoria física no se asigna hasta que se efectua el acceso a las páginas de esta región. El núcleo asigna un nuevo objeto de memoria al ejecutarse la llamada vm-locate y utiliza el paginador por omisión para administrar este objeto. Las regiones de memoria virtual también se asignan automáticamente cuando una tarea recibe un mensaje que contiene datos fuera de línea. La llamada vm-deallocate elimina una región del espacio de direcciones de una tarea; destruye la región sólo si ningún otro hilo tiene acceso a ella. Las llamadas al sistema vm-read (lectura de memoria virtual), vm-write (escritura en memoria virtual) y vm-copy (copia de memoria virtual) permiten la transferencia de datos entre tareas (a través del mecanismo de puertos). La llamada vm-region devuelve información acerca de una región en el espacio de direcciones de una tarea determinada. La llamada vm-protect cambia la protección de acceso de una región de memoria, mientras que vm_inherit se utiliza para especificar cómo se trasferirá una región de memoria a las tareas hijo al momento de su creación (compartida, copia a la escritura o no presente).

C 2 .- Administradores de memoria a nivel de usuario

Un objeto de almacenamiento secundario generalmente tiene una correspondencia con el espacio de direcciones virtuales de una tarea. Mach mantiene una memoria caché con las páginas residentes en memoria de todos los objetos con correspondencia, al igual que en otras-implantaciones de memoria virtual. No obstante, una falla de página que ocurre cuando un hilo tiene acceso a una página no residente, se ejecuta como un mensaje al puerto del objeto. El concepto de un objeto de memoria creado y atendido por tareas ajenas al núcleo (a diferencia de los hilos, por ejemplo, que son creados y mantenidos únicamente por el núcleo) es muy importante. El resultado final es que, en el sentido tradicional, la memoria puede ser paginada por administradores de memoria a nivel de usuario. Cuando se destruye el objeto, depende del administrador de memoria la escritura en almacenamiento secundario de las páginas modificadas. Mach no establece ningún supuesto respecto al contenido o la importancia dé los objetos de memoria, por lo que

son independientes del núcleo.

Existen varias circunstancias en las cuales son insuficientes los administradores de memoria a nivel de usuario. Por ejemplo, una tarea que asigna una nueva región de memoria virtual puede carecer de un administrador de memoria asignado a esa región, puesto que no representa un objeto de almacenamiento secundario (pero tiene que ser paginado), o un administrador de memoria puede fallar.

Mach necesita un administrador de memoria que se haga cargo de sus necesidades. Para estos casos, Mach proporciona un administrador de memoria por omisión, el cual utiliza el sistema de archivos estándar para almacenar los datos que deben escribirse en disco, en vez de requerir un espacio de intercambios aparte, como sucede en 4.3BSD. El administrador de memoria por omisión tiene una interfaz idéntica a los de nivel de usuario. Un hilo interno del núcleo de Mach, el proceso demonio pageout (salida de páginas), utiliza un algoritmo primitivo para la paginación FIFO con el fin de seleccionar las víctimas para el reemplazo; luego, el

administrador de memoria por omisión efectúa la decisión de política del proceso demonio de salida de páginas. Un adn-únistrador de memoria a nivel de usuario puede ser más inteligente, e implantar cualquier algoritmo para la paginación adecuado para el objeto que pasa al almacenan-úento auxiliar.

Si el administrador no logra reducir el número de páginas residentes cuando el núcleo se lo solicita, se invoca al administrador por omisión, el cual saca las páginas, enviándolas al administrador de nivel de usuario para que éste reduzca el tamaño de su conjunto residente. Si en un momento el administrador de nivel de usuario logra recuperarse del problema que le impidió satisfacer la solicitud del núcleo, tocará estas páginas (con lo que el núcleo las volverá a incorporar) y las sacará cuando sea conveniente.

Si un hilo requiere acceso a los datos en un objeto de memoria (por ejemplo, un archivo), invoca la llamada vm-map (correspondencia en memoria virtual) en vez de vm-allocate. En esta llamada al sistema se incluye un puerto, asociado a un administrador de memoria, el cual es responsable de la región. El núcleo ejecuta las llamadas a este puerto cuando hay que leer o escribir datos de esa región. Una complejidad adicional es que el núcleo emite estas llamadas en forma asíncrona, ya que no sería razonable que el núcleo esperara a un hilo a nivel de usuario. A diferencia de la salida de páginas, el núcleo no tiene ninguna alternativa si el administrador de memoria externo no satisface su solicitud. El núcleo no conoce el contenido de un objeto ni cómo hay que manipular éste; si existe una correspondencia entre un objeto de memoria y varias tareas en distintas máquinas, el administrador de memoria es responsable de los requisitos de consistencia y funcionalidad de estas tareas. Por ejemplo, dos tareas en máquinas distintas pueden tratar de modificar un objeto al mismo tiempo; si el administrador de memoria permitiera esta situación, cada uno de los computadores tendría una versión diferente del objeto, lo cual, en la mayoría de los casos, es indeseable. Las tareas múltiples en un mismo computador no ocasionan este problema, ya que la llamada vm-map coloca el objeto en los mapas de memoria de cada una de las tareas.

Cuando se realiza la primera llamada vm-nwp para un objeto de memoria, el núcleo crea dos puertos y los transfiere al administrador de memoria asociado por medio de una llamada memory-manager-inít (asignar valores iniciales al administrador de memoria). Para ser más precisos, el núcleo envía un mensaje al puerto que se transfiere en la llamada vm_map, invocando la rutina memory-Manager-init, que debe proporcionar el administrador de memoria como parte de su apoyo para un objeto de memoria. Los dos puertos que se transfieren al administrador de memoria son un puerto de co-ntrol y un puerto de nombre. El administrador de memoria utiliza el primero para proporcionar datos al núcleo (por ejemplo, las páginas que deben ser residentes). Los puertos de nombre se usan extensamente en Mach; no reciben mensajes, sólo que se emplean como puntos de referencia y comparación.

El objeto de memoria debe responder a una llamada memory-anager-init con una llamada memory-object-set - attributes (asignar atributos de objeto de memoria) para indicar que está listo para recibir solicitudes. Cuando todas las tareas con derechos de envío para un objeto de memoria renuncian a esos derechos, el núcleo cancela la asignación de los puertos del objeto, liberando así al administrador y al objeto de memoria para que sean destruidos.

Se requieren varias llamadas del núcleo para apoyar a los administradores de memoria externos; de éstas, la llamada vm_map ya ha sido analizada, Existen además mandatos para obtener y asignar atributos y para proporcionar cerraduras a nivel de página cuando sea necesario (por ejemplo, después de ocurrir una falla de página pero antes de que el administrador de memoria haya devuelto los datos apropiados). El administrador de memoria utiliza la llamada memory-object-data-provided (datos del objeto de memoria proporcionados) para pasar una página (o varias, sí se emplea la lectura por adelantado) al núcleo corno respuesta a una falla de página. Esta llamada es necesaria, ya que el núcleo invoca al administrador de memoria en forma asíncrona. También hay varias llamadas que permiten que el administrador de memoria reporte errores al núcleo.

El administrador de memoria debe permitir varias llamadas para apoyar un objeto. Ya hemos analizado la llamada memory-object-init y otras. Cuando un hilo ocasiona una falla de página en una página de un obieto de- memoria, el núcleo envía una llamada memory-object-data-request (solicitud de datos de objeto de memoria) al puerto del objeto en nombre del hilo que ocasionó la falla. El hilo se coloca en estado de espera hasta que el, administrador de memoria envie de vuelta la paginal en una llamada, memory object—data-provided, o envie al núcleo un error al respecto.

Las páginas modificadas que el núcleo necesita sacar de la memoria residente ( por ejemplo, debido al envejecimiento de la página) se envían al objeto de memoría por medio de la llamada memory-object-data- write (escritui de objeto de memoria). Una vez más, existen varias llamadas p cerraduras, información de protección y modificación, y todos aspectos con los que deben tratar los sistemas de memoria virtual.

En su versión actual (2.5), Mach no permuite que los administradores de memoria externos afecten directamente los algoritmos para el reemplazo, de páginas. Mach no exporta la información de acceso a memoria necesaria para que una tarea externa seleccione, por ejemplo, la página menos recientemente utilizada. Actualmente se investigan métodos para proporcionar esta información. No obstante, los administradores de memoria externos siguen, siendo útiles por varias razones:

Pueden rechazar la víctima de reemplazo del núcleo si saben de un candidato mejor (por ejemplo, reemplazo de páginas MRU).

• Pueden supervisar el objeto de memoria que pasan al almacenamiento auxiliar y solicitar que las páginas salgan antes de que la utilización de memoria invoque al proceso demonio de Mach.

• Son especialmente importantes para mantener la consistencia del almacenamiento secundario con hilos en procesadores múltiples, como veremos en la próxima sección.

• Pueden controlar el orden de las operaciones sobre el almacenamiento secundario para ejercer las restricciones de consistencia que exigen los sistemas de administración de bases de datos. Por ejemplo, en las bitácoras de transacciones, éstas deben escribirse en el archivo de bitácora en disco antes de la modificar la base de datos.

. Pueden controlar el acceso a archivos por correspondencia.

C 3.- Memoria compartida

Mach emplea memoria compartida para reducir la complejidad de varios de los recursos del sistema, así como para ofrecer estas características de manera eficiente. Por lo general, la memoria compartida pernú.te una comunicación entre procesos muy rápida, reduce el tiempo de procesamiento adicional en la administración de archivos y ayuda a apoyar la administración de bases de datos y el multiprocesamiento. Sin embargo, Mach no utiliza la memoria compartida para todas estas funciones tradicionales. Por ejemplo, todos los hilos de una tarea comparten la memoria de la tarea, por lo que no se requiere un recurso formal para compartir memoria dentro de una tarea. No obstante, 'Mach tiene que ofrecer la memoria compartida tradicional para apoyar otras construcciones del sistema operativo, como la llamada al sistema fork de UNIX.

Obviamente, es muy difícil que las tareas en varias máquinas compartan memoria y mantengan la consistencia de los datos. Mach no trata de resolver este problema en forma directa; en cambio, proporciona recursos que permiten resolverlo. Mach brinda apoyo para la memoria compartida consistente sólo cuando la memoria es compartida por tareas que se ejecutan en procesadores que comparten memoria. Una tarea padre puede declarar cuáles serán las regiones de memoria que heredarán sus hijos, y cuáles serán de lectura y escritura. Esto difiere de la herencia de copia a la escritura, donde cada tarea mantiene su propia copia de las páginas cambiadas.

Un objeto con capacidad de escritura se direcciona a partir del mapa de direcciones de cada tarea y todos los cambios se realizan sobre la misma copia. Los hilos en una tarea son responsables de coordinar los cambios a la memoria de manera que jqo interfieran entre sí (escribiendo al mismo tiempo en la misma localidad). Esto puede lograrse a través de los métodos de sincronización normales, ya sea con secciones críticas o con cerraduras de exclusión mutua para los datos.

Para la situación donde la memoria se comparte entre máquinas dife~ rentes, Mach permite el uso de administradores de memoria externos. Si un conjunto de tareas no relacionadas quiere compartir una sección de la memoria, pueden utilizar el mismo administrador de memoria externo y a través de él lograr el acceso a las mismas áreas de almacenamiento secundario.

El implantador de este sistema tendría que escribir las tareas y el paginador externo, el cual sería tan sencillo o complicado como se requiera. Una implantación sencilla no permitiría lecturas mientras se escribe en una página; cualquier intento de escritura ocasionaría que el paginador invalidara la página en todas las tareas que tienen acceso en ese momento. Después, el paginador permitiría la escritura y volvería a validar los lectores con la nueva versión de la página. Los lectores esperarían durante una falla de página hasta que la página estuviera de nuevo disponible. Mach ofrece un administrador de memoria de este tipo: NetMemServer (servidor de memoria en red).

C 4 .- Interfaz con el programador

Existen varios niveles donde un programador puede trabajar en Mach. Se cuenta, por supuesto, con el nivel de llamadas al sistema, equivalente a la interfaz de llamadas al sistema de 4.3BSD. La versión actual de Mach incluye la mayor parte de 4.3BSD como un hilo dentro del núcleo. Cualquier llamada al sistema BSD es atrapada, dirigida al núcleo y atendida, en nombre del emisor, de manera muy similar a como lo manejaría BSD estándar. Como la emulación actual no es multihilos tiene una eficiencia limitada. Sin embargo, la siguiente versión de Mach (3.0) incluirá una versión completamente nueva para emular BSD, que contiene menos código original. Esta versión será multihilos y no formará parte del núcleo, sino que sehallará en la parte de usuario del sistema operativo.

Parte del código se encontrará en una biblioteca incluida en cada una de las tareas que emplea la funcionalidad BSD, mientras que la restante estará en una tarea aparte, el servidor BSD. Así, las llamadas al sistema pasarán por el núcleo antes de ser redirigidas, de ser necesario, a la biblioteca del espacio de direcciones de la tarea o al servidor BSD. Aunque esta transferencia de control adicional reducirá la eficiencia de Mach, debe compensarse en cierta medida por la capacidad para que varios hilos ejecuten de manera concurrente el código tipo BSD.

En el siguiente nivel superior de programación se encuentra el paquete de hilos C (C Threads) que mencionamos en la sección 16.4.2. Se trata de una biblioteca de tiempo de ejecución que ofrece una interfaz entre el lenguaje C y las primitivas básicas de hilos de Mach. Proporciona un acceso conveniente a estas primitivas, incluyendo rutinas para bifurcar y unir hilos, la exclusión mutua a través de variables mutex (Sec. 16.4) y la sincronización por medio de variables de condición. Por desgracia, no resulta apropiado usar el paquete de hilos C entre sistemas que no comparten memoria (sistemas NORMA), ya que para implantar sus construcciones depende de la memoria compartida. Actualmente no hay un equivalente del paquete de hilos C para los sistemas NORMA. Es posible escribir, y se han escrito, otras bibliotecas de tiempo de' ejecución para Mach, que apoyan el uso de hilos para otros lenguajes.

Aunque el uso de primitivas hace flexible a Mach, también ocasiona que muchas tareas de programación sean repetitivas. Por ejemplo, para el envío y recepción de mensajes cada tarea que utiliza mensajes (en Mach, la mayor parte) contiene una gran cantidad de código asociado. Por esto, los diseñadores de Mach ofrecen un generador de interfaces llamado MIG, que es, en esencia, un compilador que toma como entrada una definición de la interfaz que se utilizará (declaraciones de variables, tipos y procedimientos) y genera el código de la interfaz Rpc necesario para enviar y recibir mensajes de acuerdo con esta definición y para conectar los mensajes para los hilos de envío y recepción.

La salida de MIG incluye tres archivos en lenguaje C: un archivo ínciude con las definiciones que serán compartidas por los componentes del programa y dos archivos procedure, uno para la tarea del lado del usuario y otro para la parte del servidor del canal de comunicaciones. El código de la parte del usuario es capaz de crear y enviar mensajes a la parte del servidor, y esperar la recepción de una respuesta. Un programador que desee emplear el servidor sólo necesita enlazarse con las rutinas de la parte del usuario y hacer que el programa las invoque (con el contenido del mensaje). La parte del servidor es capaz de recibir mensajes, desempacarlos y enviarlos a la rutina apropiada, y luego responder cuando la rutina termina de procesar los datos. Por supuesto, el implantador del servidor aún debe escribir las rutinas principales y de procesamiento de mensajes, pero la interfaz de mensajes ya está completa.

La rutina principal también tiene que asignar puertos y registrarlos con el servicio de nomenclatura para que otras tareas puedan encontrarlos en la red (véase la sección 16.8). Una vez que el servidor recibe un mensaje, puede llamar a una rutina (míg-server) que desempacará el mensaje, llamará a la rutina del lado del servidor, dará forma y empacará un mensaje de respuesta. Un servidor completo puede implantarse usando estos recursos con menos de 100 líneas de código C.

C 5 .- Detalles de implantación

En Mach se utilizan varias técrúcas innovadoras para apoyar las llamadas al sistema disponibles para los servidores y programas de aplicación. En esta sección analizaremos los métodos más interesantes que se emplean intemamente en Mach.

Ahora contamos con información suficiente respecto a los diversos aspectos de Mach para comprender cómo puede apoyar una de las operaciones clave de unix: la llamada al sistema fork (bifurcar). Un proceso utiliza esta llamada para crear otro nuevo que cuenta con un duplicado de la memoria de su padre. El hijo puede entonces continuar su ejecución (quizá modificando la memoria) o usar la llamada execve para reemplazar su memoria con un nuevo contenido de proceso. En Mach, fork crea una nueva tarea con un hilo; esta tarea tiene una copia a la escritura del espacio de direcciones del padre, y se asignan valores iniciales al hilo para que comience la ejecución en la instrucción que sigue a la llarnadafork, lo mismo que en UNIX BSD. Por supuesto, fork es más eficiente que en unix estándar, ya que la memoria del padre en realidad no se copia.

Lo único que se requiere es una sencilla duplicación del mapa de direcciones del padre, con las páginas de datos fijadas para copia a la escritura (y un duplicado de la pila).

Mach está implantado usando técnicas de programación orientadas a objetos. La mayoría de las estructuras de datos se implantan como objetos, con una sección de datos y un conjunto de rutinas que leen o modifican los datos. Puesto que Mach se diseñó para ser fácilmente transportable, no se escribió en un lenguaje orientado a objetos, como C++, que quizá no se encuentre en todos los sistemas. En vez de esto, todo el núcleo se escribió en lenguaje C. Esta característica orientada a objetos se amplía en la versión 3.0 de Mach, donde se utiliza una herramienta que se encuentra en unix estándar, el preprocesador cpp de lenguaje C, en el servidor de emulación de BSD para permitir que los irnplantadores utilicen técnicas orientadas a objetos. Aunque no cuenta con las características más avanzadas que se encuentran en los lenguajes de programación orientados a objetos, tiene el poder suficiente para poyar los recursos básicos.

Cada vez que se crea un objeto interno, se le asigna un recuento de referencia para controlar el número de veces que se hace referencia a él. A este recuento se le asigna un valor inicial 1, el cual se incremento cada vez que otro objeto o rutina lo utiliza, y se reduce'cuando dejan de usarlo. Cuando el recuento llega a cero, Mach puede eliminar ese objeto sin problemas. El empleo de recuentos de referencia permite crear y destruir objetos dinámicarnente asignación más estáticas empleadas en , lo que evita las técnicas de otras implantaciones de sistemas operativos.

Por ejemplo, UNIX BSD Cuenta con varios arreglos, incluyendo algunos para almacenar información de proceso y los buffers de red que se definen durante la compilación y permanecen fijos durante la ejecución. Si se agotan los procesos de un sistema, hay que volver a compilar el núcleo, detener el sistema y volver a iniciarlo. El mecanismo dinámico de Mach pern-úte que el número de recursos importantes crezca y se reduzca según sea necesario. Sin embargo, actualmente Mach no cuenta con un mecanismo para recuperarse si se llena todo su espacio de memoria.

Mach aplica cerraduras a todos los objetos durante la escritura. Compare esto con las construcciones normales de los sistemas operativos, donde las secciones de código que modifican datos (secciones críticas) se protegen entre sí de una ejecución concurrente múltiple. Las secciones críticas no son los métodos de control apropiados en los sistemas operativos multiprocesadores. Considere, por ejemplo, las rutinas que cambian los mapas de memoria virtual. Éstas son comunes en Mach, y en los sistema multiprocesadores podrían invocarse al mismo tiempo en varios procesadores. Con las secciones críticas, el código aseguraría que sólo un procesador ejecute el código a la vez; no obstante, esto provocaría que los demás procesadores tengan que esperar mientras un procesador individual ejecuta en su sección crítica. Con el modelo de cerraduras para datos que emplea Mach, las rutinas de cada objeto de datos aplican una cerradura cuando lo modifican. Es mucho menos probable que un objeto de datos (por ejemplo, el mapa de direcciones virtuales del proceso n) tenga que ser modificado por varios procesadores, que se ejecute concurrentemente el código del mapa de direcciones virtuales.

Por consiguiente, Mach utiliza cerraduras de exclusión mutua para las estructuras de datos. Al aplicar cerraduras sobre objetos individuales, se permite que continúen los demás cálculos, incluyendo modificaciones a otros ejemplos de los datos. Esto permite mayor concurrencia en el sistema operativo y, por tanto, mayor eficiencia. Puesto que los objetos aplican automáticamente las cerraduras, el código del núcleo está libre de que las rutinas de cerradura lo saturen, lo que hace más sencillo el código y reduce la posibilidad de corrupción de datos debida a una sección de código que no se protege de manera adecuada.

Todo hilo que se ejecuta en modo del núcleo no es desplazable. Esto incluye a los hilos que se ejecutan permanentemente en modo de núcleo, o incluso los que lo hacen de manera temporal (por ejemplo, una aplicación de usuario que emite una llamada al sistema). A'primera vista, parecería que estos hilos del núcleo podrían interrumpirse, de la misma manera que los hilos de usuario, ya que todos los objetos cuentan con una cerradura durante la modificación. No obstante, recuerde que la emulación de 4.3BSD se lleva a cabo a través de la inclusión de la mayor parte de BSD COMO tarea a nivel del núcleo. Puesto que BSD es complicado, su mecanismo nativo de cerradura no se modificó para las secciones críticas, por lo que no usa el método de cerraduras para datos. Por esto, Mach no uede permitir que se interrumpan los hilos que pueden estar ejecutando código del núcleo BSD. Las cerraduras no son suficientes para asegurar que las estructuras de datos no serán corrompidas si se presenta una planificación de hilos normal de Mach.

En cambio, Mach permite que cada hilo del núcleo se ejecute hasta que declare que no se encuentra en una sección crítica y, por tanto, puede ser desplazado. Entonces, el planificador puede permitir que el hilo continúe su ejecución (y que, posiblemente, se declare como no desplazable) si no hay nada esperando al procesador, o puede colocar al hilo en la cola de esperas y ejecutar otro. Por supuesto, los hilos del núcleo cooperan, por lo que no hay posibilidad de que se presente un bloqueo indefinido. Un hilo permite su desplazamiento sólo cuando se encuentra en un estado seguro: uno donde no tiene acceso a objetos de incio del núcleo; así, no se requieren cerraduras. Como ya se mensionó, se está reescribíendo la emulación de 4.3BSD para permitir que una parte se ejecute corno biblioteca a nivel de usuario y otra como llamadas al sistema a nivel del núcleo. El servidor y la biblioteca utilizarán las cerraduras normales de Mach y serán rnultihilos.

Para muchos objetos de Mach se emplean puertos de nombre. Nunca reciben mensajes, pero se utilizan corno puntos de referencia de los hil"t' que poseen derechos de envío para ellos. Por ejemplo, puesto que podemos comparar puertos en una tarea, dos hilos que poseen derechos de envío para un puerto de nombre pueden comparar esos puertos para determinar si se refieren ertos de nombre generalmente se emplean refieren al mismo objeto. Los puertos cuando un objeto no desea otorgar un derecho a una tarea, pero sí quiere que un hilo de esa tarea tenga la capacidad para referirse a él (digamos, en una llamada al sistema).

Por ejemplo, el núcleo proporciona un puerto de nombre para un objeto de memoria, de manera que las tareas pueden ejecutar una llarnada vm-region para el objeto y así conocer la fuente de los datos en una región determinada.

F .- Resumen

El sistema operativo Mach está disefiado para incorporar muchas innovaciones recientes en el área de sistemas operativos para producir un sistema completamente funcional y técnicamente avanzado. Mach se diseñó tomando

en cuenta tres objetivos críticos:

1. Emular UNIX 4.3BSD de manera que los archivos ejecutables de un sistema UNIX puedan ejecutarse correctameryte en Mach.

2. Contar con un sistema operativo moderno que apoye varios modelos de memoria y los cálculos paralelos y distribuidos.

3. Disefiar un núcleo más sencillo y fácil de modificar que 4.3BSD.

Objetivos a lograr de Mach.

En la actualidad, Mach incluye 4.3BSD en su núcleo, lo que proporciona la emulación necesaria pero aumenta el tamaño del núcleo. Este código 4.3BSD se está reescribiendo para proporcionar la misma funcionalidad 4.3, pero utilizando las primitivas de Mach. Este cambio permitirá que la mayor parte del código de apoyo a 4.3BSD se ejecute en el espacio del usuario y sea multihilos.

Mach utiliza procesos de peso ligero que tienen la fortna de hilos múltiples de ejecución dentro de una tarea (o espacio de direcciones), para apoyar el rnultiprocesamiento y los cálculos en paralelo. Su extenso uso de mensajes como único método de comunicación asegura que los mecanismos de protección sean eficientes y completos. Al integrar los mensajes con el sistema de, memoria virtual, Mach también asegura que los mensajes puedan marúpularse de manera eficiente. Por último, al obligar que el sistema de memoria virtual utilice mensajes para comunicarse con los procesos domonio que administran el almacenamiento auxiliar, Mach ofrece gran flexibilidad para diseñar e implantar estas tareas de administración de objetos de memoria.

Al proporcionar llamadas al sistema de bajo nivel, o primitivas, a partir de las cuales pueden construirse funciones más complejas, Mach reduce el tamaño del núcleo a la vez que pernúte la emulación del sistema operativo al nivel de usuario, de manera muy similar a los sistemas de máquina virtual IBM.