CAPITOLUL I - Universitatea Tehnică

- 1 -
CAPITOLUL I
DESCRIEREA SISTEMELOR DE OPERARE
1.1. Sisteme de calcul( SC) şi sisteme de operare( SO)
1.1.1. Introducere în SO; familii de SC
Ce este un SO? SO este un sistem de programe care acţionează ca o interfaţă
între utilizator şi echipamentul hard. Asigură accesul convenabil al utilizatorului la SC şi
utilizarea eficientă a sa.
Deoarece SO apare ca o interfaţă, SO are două roluri esenţiale:
a) SO extinde arhitectura hard a SC;
b) SO gestionează resursele solicitate de programele utilizator
Exemplu. a) SC este compus din procesoare, memorie internă, dispozitive de
intrare/ieşire( I/O), orologii, terminale, interfaţă de reţea etc. Arhitectura hard oferă
elemente cu care se poate acţiona asupra acestor componente: instrucţiuni maşină,
organizarea memoriei, sistemul I/O etc. Pentru programator e greu să ţină seama de
convenţiile impuse de acestea. Programatorul scrie READ (f,t). Dacă ar fi să ţină seama
de toate detaliile arhitecturale ar trebui să precizeze de pe ce fel de disc se citeşte (de
masă, dischetă, hard), să comande poziţionarea capului de citire, să-l activeze. Există însă
o rutină a SO care preia argumentele din READ şi rezolvă toate detaliile.
b) Pe acelaşi SC şi în acelaşi timp lucrează trei programe distincte
care solicită o aceeaşi imprimantă. SO gestionează utilizatorii şi le distribuie resursa
imprimantă într-un mod raţional: memorează în trei fişiere pe disc liniile generate la
ieşire de către fiecare program. Dacă un program s-a încheiat se listează fişierul
corespunzător la imprimantă fără a fi întrerupt. După terminarea unei listări imprimanta
va fi ocupată pentru listarea următoare.
Generaţii, clase şi familii de calculatoare
Specialiştii în calculatoare le-au împărţit în mai multe generaţii. Criteriile
(temporale, tehnologice, de dezvoltare soft) sunt relative. Se va prezenta clasificarea dată
de profesorul M.Drăgănescu în vol. "Calculatoarele electronice din generaţia a cincea",
Editura Academiei, Bucureşti 1985.
Gen Perioada Tehnologie
CPU
Tehnologie
memorie
Limbaje
utilizate
Performanţe de
memorie şi CPU
I 1946-
1956
Tuburi
electronice
Tambur
magnetic
Limbaj de
asamblare
mem: 2KO
viteza: 10 4 I/S

- 2 -
II 1957-
1963
Tranzistori Inele de ferită Limbaje de
nivel înalt
FORTRAN,
COBOL
mem: 32 KO
viteza: 2·10 5 I/S
III
1964-
1981
Circuite
integrate
Mem.-
semiconducto
ri, discuri
magnetice
Limbaje de
nivel foarte înalt
Pascal, LISP
mem: 2MO
viteza: 5·10 6 I/S
IV 1982-
1989
Circuite
integrate pe
scară largă şi
foarte largă
Mem.cu bule,
discuri optice
Limbaje
orientate
obiect
mem: 8MO
viteza: 3·10 7 I/S
supercalculatoare
V
după
1990
Circuite
integrate pe
scară extrem
de largă;
maşini LISP şi
PROLOG
Arhitecturi
paralele
Limbaje
concurente
Limbajul
NATURAL
Limbaje
funcţionale
(LISP)
limbaje logice
(PROLOG)
viteza: 10 9 -
10 12 I/S
memorare şi
prelucrare
cunoştinţe
(inteligenţa
artificială)
vedere artificială
tehnica vorbirii
Familiile de calculatoare existente azi în lume se pot împărţi în clase:
1) Microcalculatoare
Folosesc ca CPU( unitate centrală de prelucrare) un microprocesor; operaţiile se
fac asupra datelor reprezentate pe 8, 16, 32 şi 64 biţi; sunt sisteme interactive,
monoutilizator
a) Calculatoare personale familiale: la acestea ieşirea se face pe monitor
TV, iar ca unitate de memorie externă se foloseşte caseta audio. Exemple: aMIC, PRAE,
MC-85, TIM-S; SINCLAIR SPECTRUM (Anglia),C OMMODORE-64 (SUA)
b) Microcalculatoare profesionale: dispun de configuraţie proprie:
tastatură, monitor, suport magnetic. Exemple: M18, TPD, CUBZ, TDF, JUNIOR, ML16,
FELIX-PC, APPLE, IBM-PC
2) Minicalculatoare
Minicalculatoarele apar după 1970; drept CPU folosesc o UC( unitate centrală)
clasică pe 16 biţi (nu microprocesor); sunt sisteme interactive multiutilizator; sistemul
I/O e orientat spre o magistrală unică (se impune legarea în paralel a perifericelor la
magistrală). Exemple: fam. PDP11 (DEC-SUA), superminicalculator VAX-8600 (1985),
VAX-8650 (1986) în prezent pe 32 biţi, CORAL, INDEPENDENT( producţie
românească).
3) Calculatoare medii-mari (main-frame)
Apar după 1950; operează pe cuvinte de 32 biţi, au memorie mare, sunt sisteme
seriale şi sunt foarte scumpe. Exemple: fam. IBM-360, FELIX C-256, C-512, C-1024, C-
5000

- 3 -
4) Supercalculatoare
Au memorie internă de mare capacitate, eventual mecanisme de memorie virtuală,
operanzi pe cuvinte de 32-64 biţi şi sunt sisteme multiprocesor. Exemple: fam. IBM-370
cu seriile 145, 158, 168, CDC 6600, CDC CIBER, CRAY →CRAY II
Cel mai reprezentativ este SC IBM AS/400 (are posibilităţi de configurare foarte
variate) care se foloseşte pentru gestiunea activităţilor unei intreprinderi mari şi foarte
mari, supravegherea activităţii unor trusturi de importanţă internaţională (societăţi de căi
ferate, companii aeriene).
Evoluţia SO
Teoria SO s-a dezvoltat iniţial pentru sisteme mari. Mini şi microcalculatoarele au
preluat părţi din această teorie. La interval de 8-10 ani conceptele de SO sunt preluate de
către noile familii de calculatoare( de exemplu prelucrarea conceptelor SO MULTICS de
către UNIX pentru minicalculatoare şi migrarea către microcalculatoare).
De asemenea, procedeele de parametrizare şi configurare ale SO în momentul
lansării în execuţie au apărut încă de la sistemele seriale. Metoda a fost preluată şi
folosită la toate tipurile de calculatoare. Acestea au extins procedeul la produsele
program şi la mediile de programare de largă utilitate publică. Prin tehnica configurării
utilizatorul este liber să-şi ajusteze SO astfel încât acesta să fie folosit optim la
configuraţia hard şi soft existentă.
Au început să fie proiectate SO sub forma unor obiecte abstracte care colaborează
între ele după reguli foarte simple şi precise.
La prima Conferinţă ACM Symposium on Operating Systems, 1967 E.W.Dijkstra
a prezentat un raport privind organizarea soft a proiectului de SO THE (Technische
Hogeschool Eindhoven). Sistemul THE este împărţit în 7 nivele, fiecare nivel este
compus dintr-o colecţie de obiecte abstracte şi reguli care le guvernează (materializate
prin primitive). Structura internă a unui obiect la un nivel este invizibil la alt nivel, dar
poate fi exprimată în termenii obiectelor şi operaţiilor de la nivelele inferioare.
Această utilizare a obiectelor abstracte este folosită pe scară din ce în ce mai largă
şi azi. Semnificativă este utilizarea programării orientate obiect la descrierea elementelor
grafice de interfaţă om-calculator. În acest fel se "umanizează" interfaţa cu SO, aceasta
devenind relativ independent de SO( ex. suprafaţa de operare X Windows sub UNIX).
1.1.1. Evoluţia SC şi a principalelor tehnici din SO
a) Generaţia I
Primele calculatoare (1945-1955) dispun numai de echipament hard şi au la baza
construcţiei lor tuburi electronice. La acest SC utilizatorul introduce programul (codificat
binar sau hexa) în memorie de la o consolă sau panou. Apoi îl lansează în execuţie, îi
vizualizează rezultatele şi eventual îl depanează.
b) Generaţia II
Apare odată cu apariţia tranzistorului. În acelaşi timp apar cititorul de cartele,
banda magnetică, imprimanta. Pentru utilizarea noilor elemente de I/O apar primele
rutine de interfaţă (drivere) care asigură legătura dintre dispozitivul I/O, memorie şi CPU.
Aceste rutine sunt considerate istoric primele programe care participă la un SO.

- 4 -
Apar primele produse soft prin care se revoluţionează programarea: asambloare,
linkeditoare, compilatoare etc. Cum sunt manipulate aceste produse necesare execuţiei
unui program? Ele sunt depozitate pe cartele perforate sau pe benzi magnetice.
Operatorul lansează în execuţie citirea cartelelor, încarcă de pe bandă compilatorul, îl
lansează în execuţie. Deci caracteristic acestor sisteme este faptul că fiecare fază a unei
lucrări presupune intervenţia umană.
Sisteme seriale cu monoprogramare
Se numeşte fază de elaborare a unui program una din următoarele activităţi:
- editarea textului sursă cu calculatorul;
- compilarea unui program;
- editarea legăturilor programului;
- lansarea în execuţie a programului
- depanarea.
Se numeşte job o succesiune de faze relativ la un program.
Intervenţia umană între faze presupune o utilizare ineficientă a SC. Pentru
evitarea acestui lucru apare conceptul de încărcare automată a joburilor şi fazelor. Se
creează în acest scop un mic program numit monitor rezident care are ca sarcină
principală asigurarea înlănţuirii joburilor şi fazelor.
a) Programatorul inserează printre cartelele programului nişte cartele speciale
numite cartele de comandă (au în prima coloană simboluri speciale). Se defineşte astfel
un limbaj de control al joburilor.
b) Monitorul rezident este un program permanent activ, operaţiile de I/O se fac de
către monitor; zona de memorie a monitorului nu poate fi modificată de către utilizator,
iar acesta nu poate comanda oprirea sistemului. Toate cererile de I/O ale utilizatorului
sunt solicitate de către acesta monitorului prin apeluri sistem ( de exemplu o instrucţiune
read generează un apel sistem). Apar deci modurile de lucru
- monitor (master, privilegiat, supervizor)
- utilizator (slave, neprivilegiat)
c) O alt sarcină a monitorului este controlul depăşirii timpului de folosire a CPU.
Utilizatorului i se acordă un timp maxim de folosire, după trecerea căruia se întrerupe
automat execuţia programului sau se solicită acordul operatorului uman pentru
continuarea lui.
Deci, principalele sarcini ale monitorului sunt:
a) înlănţuirea fazelor şi a joburilor pe baza instrucţiunilor date de către utilizator
prin intermediul limbajului de control;
b) coordonarea alternării între modurile de lucru supervizor şi utilizator;
c) evitarea ciclurilor infinite prin limitarea timpului de folosire a CPU.
Tipul de SO descris se numeşte serial, joburile executându-se unul după celălalt.
Se mai folosete şi termenul de prelucrare pe loturi (batch processing) sugerând că se
prezintă spre execuţie mai multe joburi, unul după celălalt. CPU nu se ocupă de alt job
până nu îl termină pe cel curent, deci se lucrează în regim de monoprogramare.

- 5 -
Sisteme seriale cu multiprogramare
În sistemele seriale simple CPU aşteaptă mult din cauza diferenţelor mari de
viteză dintre echipamentele electronice ale CPU şi echipamentele mecanice ale
dispozitivului I/O ( de exemplu un cititor rapid de cartele citeşte 300 cart/min, iar un
compilator traduce un program de 300 instrucţiuni în 60 sec.).
Dezvoltarea arhitecturii a dus la apariţia canalului de intrare-ieşire. Acesta este
un procesor specializat pe operaţii de I/O care poate funcţiona în paralel cu CPU. Pentru a
fi lansat acesta primeşte de la CPU o comandă de efectuare a unei operaţii I/O, iar după
lansare cele două procesoare îşi continuă activitatea în paralel. La sfârşitul operaţiei de
I/O canalul anunţă CPU prin intermediul unei întreruperi.
Fiecare periferic conţine o zonă tampon proprie capabilă să păstreze o
înregistrare. CPU pune la scriere informaţia din memorie în zona tampon. Perifericul ia la
scriere informaţia din zona tampon şi o pune pe suport, iar la citire acţionează invers.
Viteza de lucru a CPU este mult mai mare decât a perifericului.
Între CPU şi periferic există 3 moduri fundamentale de interacţiune:
a) aşteptare reciprocă: în fiecare moment acţionează doar un procesor sau CPU
sau canalul I/O;
b) polling efectuat de către CPU: CPU foloseşte o instrucţiune maşină test pe
care o execută periodic asupra perifericului. Dacă perifericul este liber, CPU lansează o
operaţie I/O şi apoi cele două procesoare lucrează în paralel. Tehnica sondării
perifericului se numeşte polling; o caracteristică importantă este frecvenţa cu care se face
testarea. Tehnica polling se foloseşte pentru SC interactive multiutilizator pentru legarea
cu terminale de teletransmisie.
c) întrerupere lansată de către periferic. O întrerupere este un semnal hard care
perturbă execuţia firească a instrucţiunilor dintr-un program în curs. La apariţia unei
întreruperi se suspendă temporar programul în curs şi se lansează în execuţie o rutină
aflată la o adresă fixă în memorie. Pentru fiecare tip de semnal de întrerupere se asociază
o adresă fixă în memorie, în această locaţie se află adresa rutinei de întrerupere (rutină
numit handler). Pe timpul tratării unei întreruperi în memorie se află atât programul
suspendat cât şi rutina de întrerupere. Acţiunile desfăşurate la apariţia unei întreruperi
sunt:
- se reţine adresa instrucţiunii ce urmează a se executa în program;
- se execută instrucţiunile rutinei de întrerupere;
- se reia activitatea programului suspendat la adresa reţinută.
Tehnica întreruperilor este utilizată la sistemele actuale. In acest mod se realizează
comunicarea între SC şi periferice.
În prezent SC folosesc 2 tipuri de canale:
- selector: pentru schimburi dintre memorie şi periferic rapide;
- multiplicator: lucrează simultan cu mai multe periferice (ex. USM - la SC
FELIX, 470 KO/sec).
Apariţia canalelor I/O a permis abordarea unor tehnici de exploatare eficientă a
CPU.
a) Utilizarea zonelor tampon multiple
Se presupune că un program are de efectuat citiri, iar rezultatul fiecărei citiri este
folosit în calcule. După ce s-a făcut o citire într-o zonă tampon, CPU cere imediat
canalului să efectueze în avans încă o citire. În momentul în care canalul I/O a încheiat a

- 6 -
doua citire, iar CPU solicită noi date, acestea sunt deja disponibile în a doua zonă
tampon. Se lansează apoi în avans o nouă citire ş.a.m.d. Extinderea procedeului la mai
multe zone tampon este imediată. Această tehnică funcţionează în ipoteza că dacă pentru
schimbul cu un periferic a fost ocupată o anumită zonă de memorie, atunci ea este
afectată exclusiv perifericului, pe toată durata schimbului. În prezent rutinele de I/O din
SO moderne au facilităţi de lucru cu zonele tampon.
b) Conceptul de multiprogramare: exprimă modul de exploatare a unui SC cu
un singur procesor central care presupune existenţa simultan în memoria internă a mai
multor programe care se execută concomitent. Primele SC ce lucrează în regim de
multiprogramare apar înainte de 1965, odată cu apariţia plăcilor cu circuite integrate. Se
poate vorbi deja de GENERAŢIA a III-a de calculatoare.
Lucrul în multiprogramare se desfăşoară astfel: în fiecare moment CPU execută o
instrucţiune a unui program - acest program este în starea RUN; alte programe aşteaptă
apariţia unui eveniment extern (terminare I/O, scurgerea unui interval de timp) şi sunt în
starea WAIT sau sunt pregătite de execuţie, adică în starea READY. Trecerea din starea
RUN în starea WAIT este comandată de programul însuşi, trecerea din starea RUN în
starea READY şi invers este comandată de SO pe baza unui algoritm de planificare.
Pentru a lucra în multiprogramare este necesar ca:
- SC să dispună de sistem de întreruperi pentru semnalarea evenimentelor externe;
- SO să gestioneze, aloce şi protejeze resursele între utilizatori (memorie,
periferice, fişiere, timp fizic).
c) Conversii off-line: sisteme SPOOLING:
Tehnica constă în: conţinutul cartelelor ce vor fi prelucrate este copiat într-un
fişier pe bandă sau disc magnetic; suportul magnetic este transmis SC ca intrare standard.
Analog rezultatele, sub forma unor linii pe imprimantă, sunt depuse întâi într-un fişier pe
bandă sau disc, iar la terminarea lucrului conţinutul fişierului este listat la imprimantă.
Tehnica este folosită la sistemele seriale (IBM-360, FELIX-C256).
Conceptul SPOOLING (Simultaneous Peripheral Operation Off-line) s-a obţinut
prin îmbinarea utilizării zonelor tampon cu conversiile off-line şi cu multiprogramarea.
Sistemul funcţionează astfel: se citesc de la un cititor cartelele ce compun un job; când
jobul a fost citit complet imaginile cartelelor lui sunt depuse într-un buffer pe disc - jobul
se afl în starea HOLD; când CPU este liber alege unul din joburile din starea HOLD şi îl
lansează în execuţie, liniile "tipărite" de către jobul în execuţie se depun într-un buffer pe
disc, iar atunci când jobul a fost executat complet bufferul lui de ieşire devine disponibil
pentru listare - jobul se află în starea FINISH. Operaţiile de conversie se fac în paralel cu
execuţia, în regim de multiprogramare; dacă pentru execuţie sunt disponibile mai multe
partiţii atunci toate au acces la cozile HOLD şi FINISH, executându-se în paralel mai
multe job-uri. Simultaneitatea apare deci între joburile în curs de citire( de la cititorul de
cartele), joburile în curs de execuţie( care sunt cel mult atâtea câte partiţii există) şi
joburile în curs de listare.

- 7 -
Cititor
cartele
CPU
Imprimanta
Execuţie on- line fără
conversii
Conversie
intrare
Conversie
ieşire
Conversii off-line
CPU
Execuţie
Conversii
intrare
Disc
magnetic
Conversi
i ieşire
Conversii în sistem
spooling
Cititor cartele
Imprimanta
Sisteme interactive
Permit comunicarea on-line dintre utilizator şi sistem. Utilizatorul dă comanda,
aşteaptă răspunsul şi în funcţie de rezultatul furnizat de comanda precedentă decide
asupra noii comenzi. Aceste sisteme pot fi monoutilizator sau multiutilizator
Tehnica de servire time-sharing
Este modul normal de servire în SO interactive multiutilizator. Fiecare utilizator
are un program într-o zonă de memorie; SO comută rapid de la un program la altul
înregistrând comenzile utilizatorilor (tehnica polling). CPU are viteză mare de lucru, deci
într-un interval scurt fiecare utilizator este servit cel puţin o dată. Primele sisteme tip
time-sharing au fost CTSS şi MULTICS. În prezent cel mai reprezentativ este sistemul
UNIX.
Redirectare şi legare în pipe
Aplicarea acestor tehnici presupune că fiecare program are un fişier de intrare
standard şi un fişier de ieşire standard.
Redirectarea intrării şi/sau ieşirii standard permite înlocuirea intrării standard cu
un fişier ce conţine liniile de intrare pe care le aşteaptă programul, iar liniile rezultate vor
fie scoase într-un fişier oarecare sau adăugate la un unul existent.

- 8 -
Informaţiile de redirectare sunt valabile din momentul lansării programului pentru
care se cere aceasta şi până la terminarea lui; după terminare se revine la fişierele
standard implicite.
Sintactic, specificarea noilor fişiere standard de I/O se face la fel la toate SO; în
linia de comandă prin care se lansează programul respectiv se vor trece numele noilor
fişiere standard precedate de semnul ">" sau "

- 9 -
F P1 Buffere
P2
Lansare P1/P2
- specificarea se face astfel: P1 PRN.
Avantajul acestor metode este acela că programele utilizate sunt independente de
faptul că rulează sau nu în condiţii de redirectare sau pipe.
Sisteme în timp real
Sunt sisteme folosite pentru a dirija permanent acţiuni cum ar fi conducerea unui
proces tehnologic, coordonarea unor ghişee de rezervare a locurilor etc.
Un sistem în timp real poate fi definit ca un SC la care datele de intrare sunt
introduse de la locul de generare a lor direct în SC, iar informaţiile de ieşire sunt
transmise direct la locul de utilizare.
Caracteristicile unui asemenea sistem sunt acelea că:
- informaţiile din exterior sunt luate în evidenţă în momentul comunicării lor;
- răspunsul SO este limitat în timp cu precizie;
- timpul de execuţie al fiecărui program din sistem trebuie cunoscut dinainte.
Tipuri de sisteme în timp real:
- in-line: primeşte datele de intrare de la traductoare prin care se măsoară valorile
unor parametri ce caracterizează procesele tehnologice; SC prelucrează datele în
momentul primirii lor; rezultatele sunt transmise pe un terminal şi operatorul uman ia o
decizie sau SC comandă pornirea unor dispozitive pentru corectarea parametrilor
procesului;
- tranzacţional: sistem interactiv; numărul şi tipul mesajelor şi comenzilor utilizate
este limitat, iar formatul de citire şi afiare este fix. Aceste mesaje se numesc tranzacţii(
exemplu: sistemele bancare, de rezervare a locurilor etc.).
GENERAŢIA a IV-a
Apare odată cu apariţia circuitelor LSI (Large Scale Integration) care permit ca un
chip de siliciu de 1 cm 2 să conţină echivalentul a mii de tranzistoare.
- 1969 apare primul μp( microprocesor) Intel 4004
- 1975 Steve Jobs şi Stephan Wozniak construiesc primul calculator personal
ALTAIR 3000
- 1976 Bill Gates, Paul Allen fondează firma Microsoft, construiesc primul
interpretor BASIC
- 1981 IBM lansează primul calculator personal cu CPU μp Intel şi SO Microsoft
Sisteme multiprocesor şi reţele de calculatoare
În sistemele multiprocesor sunt conectate mai multe procesoare pentru realizarea
aceleiaşi sarcini şi au acces partajat la memoria internă şi la dispozitivele periferice. De
cele mai multe ori există un procesor master care controlează sistemul, lansează sau pune
în aşteptare procesoarele din subordine.
Există 4 tipuri de sisteme multiprocesor:
1) Sisteme legate în reţea: colecţie de SC relativ autonome fiecare cu CPU,
memorie şi canal I/O propriu ( şi care pot lucra sub SO diferite);

- 10 -
2) Sisteme cu procesoare specializate încorporate: pe lângă CPU au încorporate
procesoare specializate pe clase de operaţii (cele de I/O, calcul în virgulă flotantă ...) care
sunt controlate de CPU şi folosesc aceeaşi memorie internă.
Exemple- utilizarea de procesoare suplimentare (coprocesoare) pentru efectuarea
anumitor tipuri de operaţii (de exemplu instrucţiuni în virgulă flotantă)
- procesoare RJE (Remote Job Entry): calculatoare mici care realizează
transferul joburilor către şi de la un sistem serial mare care lucrează în regim spooling.
Sistemele time-sharing dispun de un calculator mic legat front-end (la aceeaşi memorie
ca SC principal) pentru operaţiile I/O cu terminalele de teletransmisie legate la SC.
3) Sisteme cu procesoare similare care lucrează independent: acestea
partajează aceeaşi memorie internă, dar efectuează sarcinile de calcul independent; sunt
subordonate aceluiaşi SO; cele mai răspândite sunt sistemele vectoriale (procesoare
identice care execută aceleaşi operaţii matematice asupra elementelor unor matrici).
4) Sisteme ce folosesc procesoare paralele: acestea cooperează între ele
efectuând sarcini de calcul ale aceluiaşi job. Algoritmul de rezolvare a unei probleme este
descompus în secvenţe ce pot fi tratate în paralel (timpii de execuţie nu coincid ca la cele
vectoriale); lansarea unei secvenţe aşteaptă până când s-au terminat toate secvenţele ce
trebuiau să îi succeadă.
Altă clasificare a sistemelor multiprocesor des utilizată este următoarea:
1) Sisteme SISD( Single Instruction-Single Data) - arhitectură clasică, von Neumann
2) Sisteme SIMD( Single Instruction Multiple Data) - procesoare vectoriale
3) Sisteme MISD(Multiple Instructions Single Data) -rar folosite, datele trebuie protejate;
4) Sisteme MIMD( Multiple Instructions Multiple Data) – sunt procesoarele paralele.
1.1.3. Structura şi componentele unui SC
Structura şi funcţiile hard. Există 4 clase de componente hard, indiferent de
tipul SC: - unitatea de memorie care execută operaţii de memorare şi regăsire a
informaţiilor;
- componenta de prelucrare;
- periferice de intrare-ieşire;
- componenta de control.
Memoria. Este o succesiune de dispozitive logice elementare, fiecare fiind
capabil să reţină una dintre valorile 0 sau 1 numite biţi. Biţii sunt organizaţi într-un şir şi
grupaţi în unităţi de memorare numite octeţi. Se fac trei ipoteze asupra memoriei:
1) Fiecare octet are acelaşi număr de biţi;
2) Fiecare octet se referă în mod unic printr-un număr numit adresa octetului;
3) Memoria este volatilă: după terminarea unui program se pierde conţinutul
octeţilor asupra cărora s-a acţionat.
Funcţional există două tipuri de memorii: memorie ROM( Read Only Memory)
din care se pot doar citi date şi memorie RAM( Random Access Memory) în care se pot
şi scrie date.
Componenta de prelucrare: are posibilităţi de a manipula un număr finit de
date( bit, octet, întreg, real...) cu ajutorul unor operaţii primare care sunt instrucţiuni
maşină. Realizarea instrucţiunilor se face pe baza unor circuite electronice din

- 11 -
microprocesor (instrucţiuni hard) la care se adaugă rutine programate de către firma
constructoare ( şi depuse în ROM).
Principiul fundamental al SC actuale este acela că se execută un program ale cărui
instrucţiuni se află împreună cu datele în memoria internă a SC.
Periferice: din punct de vedere funcţional se împart în periferice de schimb cu
mediul extern: cititor cartele, imprimantă, terminale de teletransmisie, plottere, ...
respectiv purtătoare de informaţii permanente pe medii magnetice: benzi magnetice,
tamburi magnetici, suporturi în acces direct de tip disc.
Dintr-o altă perspectivă perifericele sunt de tip bloc sau de tip caracter.
Periferice bloc: memorează informaţia în blocuri de lungime fixă, fiecare bloc
având propria adresă (conţine în general 128, 512 sau 1024 octeţi); un bloc poate fi scris
sau citit indiferent de celelalte; mediile de tip disc sunt cele mai importante dintre
perifericele de tip bloc. Blocul de informaţii este unitatea de schimb între perifericele
bazate pe suporturi magnetice şi memoria internă. Un bloc de informaţii conţine pe lângă
succesiunea propriu-zisă de octeţi un număr suplimentar de octeţi şi biţi destinaţi
verificării corectitudinii informaţiei memoriei în blocul respectiv.
Perifericele de tip caracter: furnizează sau acceptă un flux de octeţi fără
structură de bloc; octeţii din grup nu sunt adresabili şi fiecare octet este disponibil ca şi
caracter curent doar până la apariţia următoare. Exemple de astfel de periferice sunt
cititorul cartele, banda de hârtie perforată, imprimanta, terminale cu tastatur şi ecran,
mouse.
Componenta de control împreună cu cea de prelucrare şi cu sistemul de
întreruperi formează unitatea centrală de prelucrare CPU.
1.1.4. Arhitectura unor SC interactive
Arhitectura minicalculatoarelor compatibile PDP
Apar în 1970, construite de firma DEC (Digital Equipament Corporation). Cele
mai răspândite sunt cele din familia PDP-11 (mai ales seriile 11/34A, 11/44, 11/70 după
1979). In România, din 1977 se utilizează familiile Independent şi CORAL.
Arhitectura hard a unui minicalculator compatibil PDP este următoarea:
CPU
PAR0
PAR1
PAR2
PAR3
PAR4
PAR5
PAR6
PAR7
PVF
ALU
R0
R1
R2
R3
R4
R5
R6( SP)
R7( PC)
BUS
Control
Bus
Memorie
TT: DP: DK: MM: DX: CR: LP:
TT1:…TTn:

- 12 -
CPU execută toate operaţiile logice şi aritmetice şi conţine:
ALU: operaţii aritmetice în virgulă fixă pe 16 biţi
PVF: procesor pentru calcule în virgulă flotantă
DMM: dispozitiv de management al memoriei
registre generale: capacitate 16 biţi,dublu exemplar (unul pentru monitorsuperior,
altul pentru utilizator), R6 conţine Stack Pointer, R7 - Program Counter, pot fi
folosiţi ca acumulatori, indicatori de adrese, regiştri de indecşi.
Mecanismul de adresare
Memoria are o capacitate de 4Mo; consecinţă a lungimii cuvântului maşină un
program poate adresa 64Ko; Dispozitivul de Management al Memoriei (DMM) permite
creşterea spaţiului de adresare la 4Mo. În momentul în care el este activat, adresa de 16
biţi nu mai este folosită ca adresă fizică ci ca adresă virtuală care conţine informaţia
necesară constituirii adresei fizice de 22 biţi. Mecanismul de constituire a adresei fizice
este următorul:
P
AV:
21 6
AFP
15 13 12 6 5 0
P NB
DB
+
PAR 0-7
AF:
21 6 5 0
AFP+ NB
DB
AV se reprezintă pe 16 biţi şi este formată din:
- număr pagină P,
- număr bloc în pagină NB,
- deplasament în cadrul blocului DB
- programele executabile se împart în pagini cu lungimea maximă de 2 13 octeţi,
adresa de încărcare a fiecărei pagini este multiplu de 2 6 , rezultă că pentru adresa de
încărcare a fiecărei pagini se folosesc 13 biţi dintre care primii 6 (cei mai puţin
semnificativi) sunt 0. Fiecare program executabil poate opera cu maximum 8 pagini
rezultă 3 biţi pentru numărul paginii, biţii 13-15 ai adresei virtuale;
- fiecare pagină se împarte în maxim 2 7 blocuri de lngimea 2 6 , fiecare bloc începe
la o adresă multiplu de 2 6 rezultă că numărul blocului în cadrul paginii se poate scrie pe 7
biţi 6-12
- adresa unui octet în cadrul blocului se scrie pe 6 biţi, biţii 0-5.
În DMM există 8 regiştri de adrese ale unor pagini din memoria operativă (pagini
fizice, reale), PAR0 - PAR7. O pagină se află la multiplu de 2 6 rezultă că cei 6 biţi
nesemnificativi din adresa reală a începutului de pagină sunt 0. De aceea regiştrii au 16
biţi fiecare pentru a materializa biţii 6-12 din adresa de început a paginii fizice.
La încărcarea programului în memorie, paginile virtuale ale lui sunt plasate în
zonele de memorie liberă, la adrese multipli de 2 6 , iar aceste adrese sunt plasate în
registru PAR corespunzător. Când DMM primeşte o adresă virtuală pe 16 biţi o

- 13 -
transformă în adresă reală adunând conţinutul registrului PAR indicat de P cu câmpul NB
al adresei virtuale, după care rezultatului i se concatenează câmpul DB din adresa
virtuală. DMM asigură şi protecţia paginii fizice între utilizatori: pe lângă fiecare registru
PAR există un registru PDR (registru descriere pagină) ce conţine lungimea paginii, dacă
în ea s-a scris sau nu, în ce direcţie se poate extinde pagina şi ce drepturi de acces sunt
permise asupra ei. Unele SC dispun şi de componenta PVF ce realizează operaţii în
virgulă mobilă.
Sistemul de intrare/ieşire
Toate comunicaţiile între modulele SC se realizează prin intermediul unei
magistrale unice de informaţii BUS ce permite un trafic de 10Mo/SC; comunicarea pe
BUS între 2 module se face în regim master-slave: la un moment dat un modul
controlează BUS-ul (master) şi un alt modul (slave) este controlat de BUS; în timp ce un
modul execută un ciclu de operare pe BUS altul poate obţine pentru tactul următor
dreptul de a opera pe BUS; sarcina arbitrajului revine (în caz de conflicte) componentei
controlor de BUS.
Arhitectura microcalculatoarelor pe 8 biţi
Au la bază microprocesorul, care apare în 1970 şi se dezvoltă masiv după 1980.
Există microprocesoare pe 8 biţi, 16 biţi, 32 biţi ...
Structura unui microcalculator pe 8 biţi este următoarea:
CPU( I8080 sau Z80)
DB
Date
Memorie
ROM
A
ALU
B
D
H
IX
IY
SB
PC
AB
C
E
L
Adrese
RAM
PUN: RDR: LST: A: B: C: D: CON:
În domeniul realizării microprocesoarelor pe 8 biţi pe primul loc se află firma
ZILOG cu Z80 urmată de Intel cu I8080, aceste două microprocesoare fiind compatibile.
Exemple de microcalculatoare cu microprocesor pe 8 biţi: FELIX-M18, M18B,
M118, M118B din 1979, CUB (cu I8080) şi CUBZ (cu Z80), aMIC, TIM-S
Nucleul CPU este format din microprocesor I8080 sau Z80, capabil să execute
127 instrucţiuni maşină: operaţii aritmetice, logice, deplasări, cereri I/O etc. Are

- 14 -
următoarele unităţi funcţionale:
- zona registrului de date şi adrese conţine: numărător de adrese al progr., PC, de 16 biţi,
pointer stiva SP, registru de date de 8 biţi DB, registru adrese de memorie de 16 biţi AB;
- 6 regiştri generali de câte 8 biţi B,C,D,E,F,H,L ce pot fi folosiţi individual sau perechi;
- 2 regiştri de indecşi IX, IY
- unitatea aritmetico-logică ce are un registru acumulator pe 8 biţi, A;
- o magistrală de date BUS pe 8 biţi.
Organizarea memoriei:
1) zona ROM: conţine monitorul calculatorului,
2) zona RAM: între 32KO şi 64KO la dispoziţia utilizatorului
- mecanismul de adresare: adresele din program coicid cu cele fizice şi se
reprezintă pe 16 biţi.
Subsistemul de I/O este formar din: consola; imprimanta LST; unitatea de bandă
sau casetă magnetică (ca intrare standard RDR:); unitatea de bandă sau casetă ca ieşire
standard( PUN:); cel mult 4 unităţi de disc flexibil( A: B: C: D:). În acest caz nu se poate
realiza în mod direct paralelismul între acţiunea CPU şi operaţiile I/O.
Arhitectura microcalculatoarelor pe 16 biţi
Aceste calculatoare folosesc drept CPU un microprocesor pe 16 biţi. Piaţa
microcalculatoarelor pe 16 biţi este dominată de IBM.
- 1979 - primul microprocesor pe 16 biţi, 8086
- 1981 – apare 8088 cu frecvenţă de 4 MHz – pe baza lui s-au construit primele
IBM-PC şi IBM-PC XT dotat cu facilităţi hard suplimentare
- 1982 - 80186 (mică extensie a lui 8086) şi 80286 care extinde mult 8086:
frecvenţa lui este de 6MHz, are instrucţiuni maşină în plus şi extinde modul de adresare.
Stă la baza celor mai multe tipuri de IBM-PC
- 1985 - 80386, microprocesor pe 32 biţi la 20 MHz
- 1989 - 80486, 33 MHz, are instrucţiuni de calcul în virgulă flotantă; creşte
randamentul de 2,5 ori.
Structura unui microprocesor pe 16 biţi este următoarea:
CPU( I8086, 80286, 80386) COPM Memorie
AH
BH
CH
DH
SP
BP
DI
SI
AL
BL
CL
DL
CS
DS
SS
ES
IP
ADR
8087
80287
80387
Adrese
ROM
EXTRAM
RAM
Date
EU
ALU
1 2 3 4 5 6
BIU
PRN: A:, B: C:, D: CON:

- 15 -
Organizarea microprocesorului:
Componenta EU (Executive Unit):
- unitate aritmetico-logică ALU ce operează pe 16 biţi
- 4 registre generale de 16 biţi AX, BX, CX, DX fiecare împărţite în 2 registre de
8 biţi; AH, BH, CH, DH conţin biţii cei mai semnificativi; AX este acumulatorul general,
BX registrul de bază, CX registrul numărător, iar DX registrul de date;
- registrul SP - indicator la sfârşitul stivei, CP registrul de bază al stivei, SI, DI
regiştri de index pentru operaţiile sursă respectiv destinaţie dintr-o instrucţiune maşină.
Componenta BIU (BUS Interface Unit): se ocupă de calculele de adresă şi de
prima etapă din execuţia unei instrucţiuni (citirea codului instrucţiunii, decodificarea
instrucţiunii, citirea operaţiilor din memorie, restul face EU).
O instrucţiune se reprezint pe 1-6 octeţi; componentele EU şi BIU cooperează
printr-un mecanism pipe: în BIU există o zonă tampon de 6 octeţi în care se află
instrucţiunile ce urmează a se executa (în timp ce instrucţiunea curentă este executată de
către EU).
Mecanismul de adresare
Calculele de adrese se fac de către BIU prin intermediul unităţii de calcul
specifice ADR şi a regiştrilor CS, DS, SS, ES de câte 16 biţi.
Memoria SC de acest tip este de 1MO: primele 16 blocuri a câte 64 KO formează
memoria RAM; urmează 5 blocuri a câte 64 KO pentru memoria ecran şi pentru a reţine
conţinutul memoriei ROM în timpul funcţionării sistemului.
O adresă se reprezintă pe 20 biţi (2 20 = 1 MO), aceasta este capacitatea magistralei
de adrese; magistrala de date are capacitatea de 16 biţi.
Cum se obţine o adresă de 20 biţi folosind cuvinte de 16 biţi?
Orice program utilizabil este compus din 4 tipuri de segmente:
- segment de cod ce conţine instrucţiuni maşină;
- segment de date ce conţine date asupra cărora se acţionează;
- segment de stivă pentru legătura între programe-apelatoare şi subrutine apelate
- segmente suplimentare (extrasegmente)
corespunzător sunt ataşaţi unul din registrele de segment CS, DS, SS, ES.
Prin convenţie, adresa de început a fiecărui segment este multiplu de 2 4 (rezultă că
primii 4 biţi, cei mai nesemnificativi ai adresei de început de segment vor fi 0, deci
regiştrii de segment au numai 16 biţi ce conţin biţii 4-19 ai adresei de început a
segmentului). Un segment poate avea cel mult 2 16 octeţi rezultă că pentru a specifica
deplasamentul în cadrul segmentului (OFS), BIU calculează adresa fizică astfel:
AF= CRS 2 4 + OFS ( înmulţire cu 2 4 înseamnă deplasare cu 4 biţi spre stânga)
De exemplu, dacă CRS= 7BC1, OFS= 54A3 atunci
AF= 7BC1* 2 4 + 54A3= 7BC10+ 54A3= 810B3.
Acest mecanism de adresare este tipic pentru 8086 şi se numeşte mod real (Real
Virtual Address Mode)
Începând cu 80386 mai apar 2 moduri de adresare: paginată şi virtuală (pentru a
permite adresarea a mai mult de 1MO).
Sistemul de intrare/ieşire
Conţinutul memoriei ROM este înscris în momentul fabricării SC şi nu poate fi
modificat. Cea mai mare parte a memoriei ROM o formează componenta ROM-BIOS
care oferă rutine de I/O comode. Prin distribuirea surselor de specificare pentru BIOS,

- 16 -
IBM a impus un standard hard/soft ce constă în apeluri BIOS, locaţii de memorie, adrese
de periferice rămase aceleaşi şi azi. Rutinele BIOS nu sunt întreruptibile (pentru sisteme
multiutilizator, în special UNIX, se rescriu unele rutine din BIOS).
Principalele tipuri de dispozitive periferice legate la SC de tip IBM-PC sunt:
- consola: terminal legat la memorie ecran printr-un adaptor video
- imprimanta
- cel puţin o unitate de disc flexibil
- una sau două unităţi de disc dur( Winchester).
1.1.5. Istoricul unor SO interactive
SO RSX
Are ca reprezentant principal sistemul RSX -11M conceput de firma DEC pentru
minicalculatoare din seria PDP-11. Este orientat pentru lucrul în timp real, dar permite
dezvoltarea de programe pentru multe limbaje de programare. În România, în 1978 apar
două SO compatibile RSX elaborate de ITCI Bucureşti: SO AMS şi SO MINOS; până la
un anumit nivel erau compatibile între ele şi compatibile cu RSX, dar comenzi cu
aceleaşi funcţii aveau nume diferite şi au aprut confuzii. In 1983-1984 se reunesc
funcţiile celor două SO şi apare SO MIX care funcionează şi azi în paralel cu RSX.
SO UNIX
In 1968 Ken Thompson de la Bell Labs, în timp ce lucra la implementarea SO
MULTICS, îşi pune problema elaborării unui sistem simplu de manipulare a fişierelor la
SC PDP-7. Împreună cu Dennis M.Ritchie creează sistemul UNIX. In 1969 apare prima
versiune a SO UNIX scris în limbaj de asamblare, iar în 1970 versiunea a doua. In 1972
Dennis M. Ritchie proiectează limbajul de programare "C" şi în urma acestui fapt, în
1973 apare versiunea a treia UNIX scris aproape exclusiv în "C"; textul sursă al SO
conţine 10-15000 linii sursă în "C", deci limbajul de programare este de nivel înalt cu
portabilitate ridicată şi cel mul 1000 linii necesare a fi scrise în limbajul de asamblare al
maşinii pe care se implementează SO UNIX. Prima implementare industrială se face pe
PDP-11/45, iar firma Bell (AT& T Bell Laboratories) obţine drept de licenţă asupra lui
UNIX şi îl livrează gratuit universităţilor asigurându-I astfel popularitatea. In 1978 apare
versiunea a şaptea, îmbunătăţită prin contribuţia universităţii Berkeley – California. In
1984 AT & Bell creează UNIX SYSTEM V; firma Microsoft cumpără licenţa sistemului
de la AT & T, fără drept de utilizare a numelui UNIX. Microsoft numeşte aceast
implementare XENIX. În ultimii ani au apărut mai multe implementări de reţele de
calculatoare care funcţionează sub UNIX, utilizând protocoale care devin standard (ex.
TCP/IP, TELNET). UNIX este acum sistem de referinţă în sistemele de operare.
SO CP/M (Control Program for Microcomputers)
Este un SO rezident pe disc flexibil pentru dezvoltarea de programe în monoacces
conversaţional, operaţional pe microcalculatoare ce folosesc microprocesoare pe 8 biţi
(Z80, I8080) şi care au în configuraţie unităţi de disc flexibil. A fost proiectat de
G.Kildall care îl propune spre omologare firmei Intel în 1973; aceasta refuză. Sistemul
este omologat de Digital Research Co., în 1981 are loc o răspândire masivă a sistemului;
IBM Xerox, HP îl preiau i-l implementează pe calculatoarele lor de 8 biţi.
In România, primul microcalculator pe 8 biţi a fost FELIX-M18; a funcţionat întâi
sub SO SFDX-18, apoi sub CP/M care a fost implementat apoi pe toate calculatoarele de

- 17 -
8 biţi (M18, TDP, JUNIOR, M216, CUBZ). Există o variantă a sistemului şi pe 16 biţi,
CP/M-86 Şi dezvoltări pentru CP/M multiutilizator şi CP/M în reţea.
SO MS-DOS
A fost comandat în 1979 de către IBM firmei Microsoft; IBM îl modifică şi-l
numeşte PC-DOS. MS-DOS a fost lansat în 1981 odată cu primul IBM-PC. Este un
sistem monoutilizator, monotasking cu interfaţă simplă între utilizator şi hard.
Istoric:
- 1981 versiunea 1: are la bază CP/M; se pot adresa 640 KO memorie; gestionează
dischete de 5,25" cu capacitate de 320 KO;
- 1983 vers. a doua: permite gestionarea dischetelor de 5,25" cu 360 KO şi a discurilor
dure cu maximum 32 MO; sunt introduse direct cu structura de arbore din UNIX;
- 1985 versiunea a treia poate lucra cu dischete de 3,5", permite gestiunea releelor locale
cu partajarea resurselor între utilizatori;
- în versiunea a patra apar incompatibilităţi cu versiunile anterioare;
- 1990 vers. a cincea: funcţionează pe orice tip de PC. În prezent există versiunea 6.22.
Firma Digital Research creează DR-DOS, până la versiunea a şasea, mai bune ca
DOS în unele aspecte.
Sub DOS apare o suprafaţă utilizator, extensie a SO-DOS numită WINDOWS
utilizabilă la PC cu microprocesor 80386, cel puţin 384 KO memorie şi disc dur.
1.2. Structura şi funcţiile sistemelor de operare
1.2.1. Tipuri de SO; clasificări
Se vor prezenta clasificări ale SO în funcţie de următoarele criterii:
a) după configuraţiile hard pe care le deservesc
b) după gradul de portajabilitate a resurselor;
c) după tipurile de interacţiuni permise
d) după organizarea internă a programelor ce compun SO
a) Clasificarea după configuraţiile hard pe care le deservesc
1) SO pentru microcalculatoare: deservesc microcalculatoare pe 8, 16 şi 32 biţi;
sunt sisteme simple; sarcinile pe care le îndeplinesc sunt: punerea în lucru la pornirea SC,
schimburi între memoria internă şi periferice, gestiunea unui sistem de fişiere capabil să
manipuleze un număr mare de fişiere de dimensiuni mici; sunt de tip monoutilizator, dar
se pot lega în reţele sau se pot conecta la sisteme mari fiind privite ca posturi de lucru.
2) SO pentru minicalculatoare: ţinand cont de faptul că cele mai multe
minicalculatoare azi sunt SC interactive multiutilizator SO au în vedere partajarea
resurselor, planificarea CPU pentru servirea utilizatorilor etc. (se lucrează de obicei în
time-sharing şi multiprogramare).
3) SO pentru calculatoare medii-mari (main-frame computers): aceste tipuri
de SC suportă atât modul de lucru serial cât şi interactiv, sunt puternice, au dimensiuni
mari ale cuvintelor de memorie(până la 64 biţi) şi au conectate un nr. mare de periferice.
b) După gradul de partajabilitate a resurselor

- 18 -
1) SO monoutilizator: la aceste SO la un moment dat se execută un singur
program şi acesta rămâne activ din momentul lansării în execuţie până la terminarea lui;
la sisteme mari se aplică tehnica swapping, evacuarea temporară a unui program din
memoria internă pe disc magnetic, în acest timp în memoria internă este încărcat alt
program care este executat parţial... (cât timp un program este în memorie el are acces la
toate resursele sistemului).
2) SO multiutilizator: trebuie să aibă în vedere partajarea memoriei, a timpului, a
perifericelor etc. între utilizatorii activi (la un moment dat există mai multe procese active
care se execută concurent).
c) După tipurile de interacţiuni permise
1) Sisteme seriale: lucrările se execută pe loturi gata pregătite; utilizatorul nu
poate interveni.
2) Sisteme interactive: în funcţie de rezultatele intermediare utilizatorul poate
decide modul de continuare a activităţii proprii; SO trebuie să gestioneze şi terminalele
de teletransmisie la care se află utilizatori.
3) Sisteme în timp real: SO trebuie să deservească în timp prestabilit fiecare
serviciu ce i se cere.
Acest criteriu de clasificare este relativ: există sisteme seriale ce permit
interacţiunea cu programele; sisteme interactive cu facilităţi de lucru serial etc.; există SC
care pot lucra în timp real şi să deservească în acelasi timp( cu prioritate mai mică) alte
programe de tip serial sau interactiv în regim de multiprogramare clasică.
d) După organizarea internă a programelor SO
1) Sisteme monolitice: SO este o colecţie de proceduri cu proprietatea că
execuţia unei proceduri nu poate fi întreruptă; programul utilizatorului se comportă ca o
procedură apelată de SO; programatorii pot apela în maniera apelurilor sistem rutine ale
SO. Esenţială este legătura de tip apel-revenire fără posibilitatea de întrerupere a fluxului
normal de execuţie.
2) Sisteme cu nucleu de interfaţă hardware: concentrează sarcinile de nivelul
cel mai apropiat de hard într-o colecţie de rutine ce formează nucleul SO, componentele
nucleului se pot executa concomitent. Toate acţiunile utilizatorului asupra echipamentului
hard trec prin nucleu. Exemple de nucleu: BIOS sub CP/M şi MS-DOS.
3) Sisteme cu structură stratificată: sunt generalizări ale celor cu nucleu. SO
este construit nivel după nivel, componentele fiecărui nivel foloseşte serviciile oferite de
nivelul inferior. Sunt cele mai răspândite SO, "părinţii" acestor sisteme sunt SO THE şi
SO MULTICS.
4) Sisteme organizate ca maşini virtuale: echipamentul hard serveşte în regim
de multiprogramare( sau time-sharing) mai multe procese. Fiecare proces dispune în mod
exclusiv de resurse (în principal memorie). Fiecare dintre procesele deservite este un SO
ce are la dispoziţie toate resursele alocate procesului respectiv de către echipamentul
hard. În acest mod, pe acelaşi echipament hard se poate lucra sub mai multe SO simultan.
Tipic este SO VM/370 (Virtual Machines for IBM-370) care coordonează mai multe SO
conversaţionale monoutilizator de tip CMS (Conversational Monitor System); fiecare
utilizator lucrează sub propriul CMS. Conceptul de programare orientată obiect
contribuie la dezvoltarea de SO sau componente de SO organizate ca maşini virtuale
(similitudine între obiect şi maşină virtuală).

- 19 -
1.2.2. Structura şi funcţiile generale ale SO
Funcţiile SO
Principala menire a unui SO este pe de o parte de a facilita accesul utilizatorului
la sistem, iar pe de altă parte exploatarea eficientă a echipamentelor de calcul.
O noţiune ce va fi des utilizată în continuare este noţiunea de proces . Un proces
(task) este un calcul ce poate fi efectuat concurent cu alte calcule( noţiunea se va utiliza si
în loc de program)
Obiectivele fundamentale ale SO sunt
a) optimizarea utilizării resurselor;
b) minimizarea efortului uman de programare şi utilizare;
c) automatizarea operaţiilor manuale în etapele de pregătire şi exploatare a SC;
d) creşterea eficienţei utilizării SC prin scăderea costului de prelucrare a datelor;
Pentru a evidenţia funcţiile SO se vor analiza stările în care se poate afla un
proces gestionat de SO şi acţionarea acestuia pentru tranziţia între diversele stări ale
procesului.
Prezentare
Conversie de intrare,
eventual prin
SPOOLING
Rezolvare
întrerupere,
terminare I/O
Eliberare
procesor
HOLD
READY
Alocare
procesor la
proces
Alocare memorie
Creare proces
Alocare periferice( fişiere)
Alocare memorie
Reîncărcare
Eliberare spaţiu disc
WAIT
Lansare operaţie
Eliberare procesor
RUN
Eliberare procesor,
periferice, memorie
Ştergere proces
SWAP
Ocupare spaţiu disc
Evacuări
Eliberare memorie şi
procesor
Convenţi de ieşire,
eventual prin SPOOLING
FINISH
Eliberare

- 20 -
Structura generală a unui SO
Se va prezenta un SO ipotetic. La SO reale unele dintre componente vor fi
"atrofiate", altele pot fi mai dezvoltate. Iată câteva definiţii utile:
SO - set de proceduri manuale şi automate ce oferă unui grup de utilizatori
posibilitatea să folosească în acelaşi timp şi eficient sistemul de calcul.
Operator uman - persoana care colaborează cu SO pentru desfăşurarea activităţii
SC.
Utilizator - persoană ce foloseşte SC; în sistemele seriale SO nu-l consultă la
executarea programului, în cele interactive poate interveni.
Job - colecţie de activităţi necesare execuţiei unei lucrări.
Faza- este o subunitate a jobului. Este acceptată ca tip de fază una dintre
următoarele activităţi:
- editarea unui text;
- compilarea unui program;
- editarea de legături;
- execuţia unui program;
- depanarea asistată de calculator a unui program.
Structura generală a unui SO este următoarea:
P S
A E
R R
T V
E I
C
I
I
P
A
R
T
E
C
O
N
T
R
O
L
Medii de
programare
Utilitare
Interpretoare
Biblioteci de
programe
Macroprocesoare
Gestiune
tehnică
SO
Baze de date
Editoare de
texte
Alte aplicaţii
Rutine de
depanare
Compilatoare Asambloare Link-editoare Loadere
Gestiune
tehnică
SO
UTILIZATOR
Suprafeţe de operare
Planificare lucrări şi alocare resurse
Întreruperi
Gestiune fişiere
I/O la nivel fizic
Gestiune memorie
Gestiune
procese
HARD
Dispecer
procesoare
Bibliotecar
Gestiune
economică
SO

- 21 -
PARTEA DE CONTROL A UNUI SO: este partea aflată în legătură directă cu
operatorul uman şi indirectă cu utilizatorul. Componentele ei sunt executate în mod
master, iar principalul ei rol este de a realiza legătura cu echipamentul hard.
Întreruperi: ansamblu de rutine, fiecare fiind activată la apariţia unui semnal
fizic de întrerupere; corespunzător SO efectuează acţiunile aferente întreruperii
respective.
Mecanismul de funcţionare a unei întreruperi este următorul( presupunem că
execuţia unei instrucţiuni maşină nu poate fi întreruptă):
- starea unui program la un moment dat( PSW) este perechea formată din:
a) adresa următoarei instrucţiuni de executat;
b) conţinutul tuturor regiştrilor maşină la terminarea ultimei instrucţiuni
- fiecare sursă posibilă a unei întreruperi are asociată o locaţie fixă de
memorie în care se află o adresă care indică locul în memorie în care se află
secvenţa de instrucţiuni (numită handler) ce deserveşte întreruperea;
- la apariţia semnalului de întrerupere se execută în ordine următoarele activităţi:
- se salvează în memorie( în stivă sau într-o zonă specială) PSW al
programului în curs de desfăşurare;
- se restaurează PSW al handlerului asociat întreruperii;
- handlerul execută acţiunea pentru revenirea întreruperii;
- se salvează PSW al handlerului;
- se salvează PSW al programului întrerupt;
Gestiune procese: creează procese, se ocupă de cooperarea şi concurenţa între
ele, şterge procesele din sistem la terminarea lor.
Dispecer procesoare: la sistemele multiprocesor repartizează sarcinile de calcul
solicitate de procese procesoarelor libere.
Gestiunea memoriei: alocă memorie internă proceselor şi asigură protecţia
memoriei interprocese.
I/O la nivel fizic: asigură desfăşurarea operaţiilor de I/O elementare cu toate
perifericele din sistem realizând, dacă se poate, paralelismul cu activitatea procesorului
central; este o componentă dependentă hard, compatibilitatea cu sistemul este realizată de
drivere.
Gestiunea fişierelor: colecţie de module pentru deschidere, închidere şi acces la
fişierele de pe diferite suporturi, este componenta cel mai des folosită de utilizator.
Planificarea lucrărilor şi alocarea resurselor: resursele sistemului sunt resurse
fizice ( procesoare, memorie internă, periferice) şi resurse logice ( proceduri comune,
tabele sistem, ...); acest compartiment asigură planificarea proceselor astfel încât ele să
poată obţine resursele necesare individual sau partajat cu alte procese.
Gestiunea tehnică a SO: ţine evidenţa erorilor hard i furnizează informaţii
statistice asupra gradului de utilizare a componentei SC.
Gestiunea economică: ţine evidenţa utilizatorilor, lucrările executate de către
aceştia, resursele consumate, ...
PARTEA DE SERVICII
Compilatoarele: programe ce traduc texte sursă din limbaje de nivel înalt în
limbaj maşină; rezultatul compilării este un modul obiect.

- 22 -
Asamblorul: program ce traduce texte scrise în limbaj de asamblare în limbaj
maşină.
Link-editorul: grupează unul sau mai multe module obiect împreună cu
subprograme de serviciu din biblioteci, în programe executabile; oferă posibilitatea
segmentării.
Loader: este un program care are ca sarcini:
- citirea unui program executabil pe un suport;
- încărcarea programului în memorie;
- lansarea programului în execuţie;
- dacă programul este segmentat se încarcă doar segmentul rădăcină.
Interpretor: program ce execută pas cu pas instrucţiunile descrise într-un anumit
limbaj. Există două tipuri de interpretoare:
- interpretoare pentru limbaje ca BASIC, PROLOG, LISP
- interpretoare de comenzi.
Macroprocesor: program ce transformă o machetă de program pe baza unor
parametri, într-un program sursă compilabil.
Exemplu: dacă se scrie următoarea machetă:
MACRO ADUNA &1, &2, &3
LOAD &1
ADD &2
STORT &3
ENDMACRO
atunci la apelare prin ADUNA A,B,C se execută calculul C:=A+B.
Aceeaşi metodă se aplică şi la scrierea parametrizată a unei succesiuni de comenzi ale
SO.
Editor de texte: program interactiv pentru introducerea şi corectarea de texte.
Rutine de depanare: asistă execuţia programului utilizatorului şi-l ajută să
depisteze cauzele erorilor apărute în timpul execuţiei. La apariţia în execuţie a unui
eveniment deosebit( depăşiri indici, adresă inexistentă, cod operaţie necunoscut)
controlul se dă depanatorului. Acesta mai poate primi controlul în locuri marcate de către
utilizator( breakpoint). La primirea controlului depanatorul poate afişa valorile de
variabile sau locaţii de memorie, poate afişa parţial sau total istoria de calcul.
- tipuri de depanatoare:
- maşină: operează cu adrese fizice, locaţii de memorie, configuraţie de
biţi; fiecare SO dispune de asemenea depanator;
- simbolic: operează cu elemente ale textelor sursă ale programului ( linie
sursă, variabilă, procedură, stivă de apel ale procedurilor). Acest tip de
depanatoare se construiesc la implementarea limbajului de nivel înalt(ex. Pascal).
Cel mai cunoscut exemplu de depanator simbolic este TURBO DEBUGGER ( Borland)
pentru toate limbajele medii turbo (Pascal, C, Basic, Prolog, MSM).
Bibliotecarul: program cu ajutorul căruia utilizatorul poate comanda păstrarea
programelor proprii în fişierele de tip bibliotecă, poate copia, şterge insera, modifica
programul în biblioteci. Exemple: LBR sub MS-DOS, "ar" sub UNIX, LIB80 sub CP/M
Medii de programare: componente complexe destinate dezvoltării de programe.
Înglobează următoarele componente:
- editor texte;

- 23 -
- compilator interactiv şi compilator serial( clasic);
- editor de legături sau mecanism echivalent;
- interpretor pentru execuţia rezultatului compilării;
- depanator, de regulă simbolic;
- o componentă de legătură cu exteriorul( cu SO).
Suprafeţe de operare: au rolul de a "îmbrăca" SO pentru a face mai uşoară
operarea (pentru IBM-PC şi componente; sub SO DOS şi UNIX). Înlocuiesc limbajul de
control al SO.
Exemple: XTREE, NC, PCSHELL, PROGRAM MANAGER, ...
Din această prezentare se observă că SO au un caracter modular şi o structură
ierarhică. Modularizarea constă în partiţionarea unui program mare în module cu sarcini
precise, iar caracterul ierarhic în faptul că orice componentă acţionează sub controlul
componentelor interioare ei, apelând primitivele oferite de acestea. Datorită acestor
proprietăţi rezultă o implementare şi întreţinere mai uşoară si portabilitatea SO.
1.2.3. Structurile unor SO particulare
SO RSX
Este un SO operaţional pe minicalculatoare compatibile PDP; echivalentul lui
românesc este MIX, operaţional pe CORAL şi INDEPENDENT. Este un sistem
interactiv cu multiprogramare care asigură controlul şi distribuţia resurselor SC între
utilizatorii activi. Structura RSX este următoarea:
F77 EDI PIP
PAS EDT BRU
XCC TKB DMP
CBL LBR BAD
BASIC ODT
… … …
Dezvoltare
programe
Tratare
fişiere
Programare
Compilatoare
Alte
MCR
.AT
Monitor
SGF
Drivere
Exploatare
Monitorul: controlează activitatea sistemului, gestionează resursele sale şi
execută directivele apelate de programele utilizator.

- 24 -
Driverele: sunt programe (module) specializate care asigură interfaţa şi
controlează operaţiile de I/O cu diferite tipuri de periferice ale sistemului.
SGF: este un ansamblu de module pentru acces la fişiere şi controlul acestora;
asigură crearea, prelucrarea, protecţia fişierelor.
Procesorul de comenzi MCR (Monitor Consol Routine) este un task permanent
activ ce lucrează sub controlul monitorului; preia de la terminale comenzile date de
utilizator, le decodifică şi le trimite monitorului pentru executare.
Procesorul fişierelor de comenzi indirecte “AT.” permite executarea fără
intervenţia utilizatorului a unui şir de comenzi pregătite de utilizator într-un fişier.
Conceptul de prompter. Un prompter este un grup de caractere care marchează
momentele în care sistemul este pregătit să preia comenzi de la utilizator. RSX admite
trei tipuri de prompter:
- prompter implicit: > apare când lipsesc ceilalţi prompteri, terminalul nu este
ocupat de sistem şi utilizatorul apasă ;
- prompterul procesorului de comenzi: MCR > sau MCL > indică faptul că
utilizatorul poate transmite sistemului comenzi ale MCR; apare şi la tastarea ;
- prompteri de task: lll>; cele trei caractere reprezintă numele task-ului sub care se
lucrează; se solicită comenzi proprii task-ului respectiv.
UIC (User Identification Code): orice utilizator este recunoscut de către RSX
prin intermediul unei perechi de numere octale [g,m] cu 0 g 377 şi 0 m 377; g
este codul unui grup de utilizatori, iar m este numărul unui utilizator din grup.
Funcţii ale UIC:
- precizarea statutului utilizatorului faţă de resursele sistemului; g≤10
înseamnă utilizator privilegiat (sau sistem), are la dispoziţie toate facilităţile oferite de
către sistem; utilizatorii neprivilegiaţi nu pot modifica priorităţile unor utilizatori,
definirea partiţiilor, nu au acces la fişiere speciale, nu au acces la unele periferice, ...
- regăsirea fişierelor rezidente pe disc magnetic; fişierele unui utilizator
sunt repertorizate într-un fişier numit UFD (User File Directory) legat de UIC
(UFD=UIC director).
Se mai utilizează noţiunile de
UIC implicit (atribuit de RSX utilizatorului în sesiunea de lucru)
UIC proprietar (de protecţie) cel sub care se deschide sesiunea de lucru; în
general UIC-ul director coincide cu UIC-ul implicit şi cu cel de protecţie; UIC-ul de
protecţie rămâne neschimbat, celelalte pot fi schimbate.
UIC-uri speciale ce desemnează directoare speciale din RSX, de exemplu:[1,54]
conţin task-urile SO;[5,54] conţin compilatoarele;[1,1] conţin bibliotecile sistem
SO UNIX
Este un SO interactiv, multiutilizator, de uz general, disponibil pe
minicalculatoare, calculatoare medii-mari. UNIX a devenit SO universal, element de
referinţă pentru toate SO desi este un sistem relativ mic.
Structura SO UNIX este următoarea:

- 25 -
- Manipulare fişiere generale: ls, cd, cat, mv, rm,…
- Manipulare fişiere text: lp, split, sort, pr, paste,…
- Editoare de texte: vi, ed, ex.
- Preparare de documente: troff, nroff, tbl, equ, pic,…
- Comunicaţii între utilizatori: write, who, mail, mesq,…
- Dezvoltare de programe: C, cb, ar, Pascal, F77, shell,…
- Administrare sistem: paswd, mkfs, cpio, tar,…
Shell
File System
Kernel
Cdevsw
Bdevsw
HARD
Cdevsw şi Bdevsw sunt componente de legătură directă cu echipamentul hard şi
nucleul sistemului. Sunt ansamble de rutine dependente de maşină prin care se realizează
legătura cu perifericele sistemului de tip caracter respectiv bloc şi sistem; sunt scrise în
limbaj de ansamblare( singurele componente scrise în acest limbaj) în aproximativ 1000
linii sursă limbaj de asamblare.
Kernel este nucleul SO, este scris în limbajul "C", are 10000-12000 linii sursă.
Este independent de maşina pe care operează si este partea ascunsă utilizatorului, asupra
căreia lucrează administratorul sistemului. Prin această componentă se realizează legături
cu toate resursele sistemului (periferice, linii de comunicaţie, memorie, timp,...). Sarcinile
principale ale nucleului sunt gestiunea proceselor şi gestiunea periferice. Nucleul conţine
componenta de planificare.
File System este componenta ce organizează şi gestionează datele ce se
vehiculează în sistem si este cea mai importantă componentă a SO UNIX.
Shell este interpretorul de comenzi UNIX. Sarcinile lui sunt:
- supraveghează fiecare terminal, preia, decodifică şi transmite nucleului
comenzile utilizator;
- oferă utilizatorului posibilitatea să controleze succesiuni de comenzi adresate
nucleului( shell este de fapt un limbaj de programare, instrucţiunile lui fiind comenzi
UNIX);
- ca legătură directă între utilizator şi nucleu Shell oferă posibilitatea redirectării
I/O şi a legării pipe a programelor;
Din punct de vedere al utilizatorului UNIX are 3 calităţi:
- este un sistem interactiv: toate comenzile se primesc de la terminal în
regim conversaţional;
- este sistem multi-user: lucrează în acelaşi timp cu mai mulţi utilizatori;
disciplina de servire este time-sharing;

- 26 -
- este sistem multi-tasking: fiecare utilizator poate avea mai multe
programe în
execuţie: linia de terminal cu care se lansează o comandă după care va urma alta se
termină cu &; nu pot fi lansate comenzi ce folosesc resurse în comun.
Exemple:
$ cp A B & - copiere fişiere
$ lp C & - tipărirea fişierului C la imprimantă
$ pascal D - compilarea Pascal a programului D.
Manipularea de fişiere generale: afişarea rezumatelor unor directoare, copiere,
concatenare, ştergere, schimbare poziţie fişiere în structura arborescentă.
Manipularea fişierelor text: operaţii cu fişiere text: caută în fişiere anumite linii,
detectează fişiere cu anumit conţinut, ordonează alfabetic liniile unui fişier text,
determină numărul de linii, cuvinte în fişierul text,...
Editoare de texte: UNIX a fost primul SO dotat cu editor de texte video, vi.
Preparatoare de documente: utilitare ce permite punerea în pagină pentru
manuale şi cărţi, permit utilizarea tabelelor, formulelor, ... ( într-o manieră mai greoaie ca
WORD, VENTURA, dar s-au folosit acum 20 de ani).
Comunicaţii între utilizatori: UNIX este SO cel mai răspândit ce practică poşta
electronică în care conceptul fundamental este cel de căsuţă poştală, adică zonă în
memoria internă sau pe disc proprie fiecărui utilizator unde se depun mesaje şi se preiau;
expedierea şi prelucrarea se face periodic sau la cerere.
Dezvoltare de programe: compilatoare pentru cele mai modene limbaje.
Administratorul sistemului: are ca sarcini întreţinerea fişierelor de parole,
evidenţa utilizatorilor, întreţinerea sistemului de fişiere de pe discuri şi benzi, efectuarea
de salvări şi restaurări periodice.
SO CP/M
Este compus dintr-un nucleu rezident şi o serie de programe de sistem la care
utilizatorul poate adăuga programe noi. Are ca şi caracteristici principale
transportabilitatea programelor şi fişierelor şi modul simplu de operare. Structura( pentru
microprocesoare pe 8 biţi) este următoarea:
- Editoare de texte: ED, WS
- Compilatoare: F80, CII, PASCAL, TURBO
- Linkeditoare: L80, REL, LN, LINKMT
- Bibliotecare: LIB80, LIBUTIL, LIBMT
- Baze de date: DBASE2
- Tratare fişiere: PIP, DIP, ERA, POWER, REN, TYPE
CCP
BDOS
BIOS

- 27 -
BIOS( Basic Input/Output System): preia şi uniformizează diferenţele
constructive ale perifericelor ataşate fiecărui tip de microcalculator; conţine 17 rutine,
punctele de intrare în ele apar la începutul BIOS într-o tabelă cu 17 instrucţiuni de salt.
Această tabelă constituie interfaţa dintre BIOS şi BDOS (se poate utiliza şi ca interfaţă cu
programele de aplicaţii).
BDOS( Basic Disk Operating System): set de rutine, invariant în raport cu
echipamentul, ce apelează funcţiile BIOS şi execută operaţiile I/O cu periferice standard.
CCP (Console Command Processor): asigură interfaţa sistem operator; sunt
rutine independente de echipament, se citesc şi se interpretează comenzile date de un
terminal.
Sub CP/M nu se pot dezvolta programe mai mari de 64 KO (practic 55 KO).
SO MS-DOS
Nucleele MS-DOS şi PC-DOS seamănă cu nucleul CP/M, dar sunt construite
pentru microprocesoare pe 16 biţi. Structura sa este următoarea:
Suprafeţe de operare XTPRO, NC, PCSHELL, WINDOWS
- Compilatoare: F77, C, GWBASIC, …
- Bibliotecar: LBR
- Editoare de legături: LINK, TLINK
- Preparatoare de documente: WS WORD, VENTURA,…
- Editoare de texte: EDIT, WS, WORD,…
- Medii de programare TURBO: PASCAL, C, PROLOG,…
- Programe utilitare
COMMAND
BDOS
DISK BIOS
ROM BIOS
ROM-BIOS: este o componentă livrată de firma producătoare a calculatoarelor în
memoria ROM a SC şi egalizează toate diferenţele constructive ale SC faţă de convenţiile
DOS. Oferă rutine de întrerupere prin care se realizează legătura cu perifericele.
DISK-BIOS: componentă independent de hard ce extinde funcţia ROM-BIOS.
Este conţinută în fişiere pe disc (IBMBIO.COM sau BIO.COM sau IO.SYS)
Funcţiile BIOS:
- încărcarea SO;
- determinarea şi testarea componentelor periferice;
- testarea memoriei RAM;

- 28 -
- funcţia privind lucrul cu ecranul video;
- funcţia pentru citirea tastaturii;
- funcţia de lucru cu discuri (fixe şi flexibile);
- funcţia pentru lucrul cu linii de comunicaţii asincronă (imprimante,
plottere, ...)
BDOS: extinde funcţia BIOS, mai ales cele referitoare la lucrul cu discuri. Este o
componentă conţinută în fişiere pe disc (IBMDOS.COM sau DOS.COM sau
MSDOS.SYS).
Sarcini: - gestiunea memoriei (alocare, eliberare spaţii)
- gestiunea proceselor (încărcare, lansare în execuţie, terminare);
- execuţia operaţiilor de I/O cu periferice de tip caracter
- tratare fişiere disc: creare, acces, deschidere, închidere, ştergere,
redenumire, ...
- protejarea fişierelor între mai multe procese active;
- gestiunea structurilor arborescente şi manipularea directoarelor;
- gestiunea reţelelor, orologiilor, calendarului.
COMMAND: preia comenzile utilizatorului de la tastatură şi le lansează în
execuţie. Este o componentă conţinută în fişierul command.com, numit interpretor de
comenzi, pe discul de pe care se încarcă sistemul. Are multe facilităţi, dintre care
redirectare, legare pipe, ...
1.2.4. Cum devine operaţional un SO?
Generare şi configurare
De cele mai multe ori un SO este destinat numai unui tip de calculator, de
exemplu SO SIRIS este propriu SC FELIX-C256, SO RSX propriu SC compatibile PDP.
Au apărut în ultiml timp şi SO ce pot fi implementate pe mai multe tipuri de sisteme de
calcul, sunt SO cu caracter portabil( efortul necesar trecerii de pe o maşină pe alta este
foarte mic în comparaţie cu cel pentru rescrierea întregului SO).
Exemplu - pentru CP/M trebuie rescrisă doar componenta BIOS;
- pentru UNIX trebuie rescrise cele 1000 linii sursă în limbaj de asamblare
şi maşina trebuie să aibă compilator "C".
Orice SO trebuie adaptat la configuraţia hard a SC pe care va lucra. Pentru ca
adaptarea să se facă uşor funcţiile SO trebuie să fie factorizate şi parametrizate. Este
bine ca la proiectarea SO să fie avută în vedere posibilitatea de automatizare a procesului
de adaptare.
Procesul de adaptare a SO la configuraţii şi cerinţe date se numeşte generare,
instalare sau configurare a SO. Prin generare se obţine imaginea unui disc sistem în care
sunt memorate programele şi rutinele SO necesare şi suficiente realizării cerinţelor şi
configuraţiei hard existente.
Generarea constă în următoarele etape
- alegerea unui disc sistem: 1) se verifică să nu aibă sectoare defecte,
dacă este defect sectorul zero discul nu poate fi disc sistem
2) se formatează discul;
- un disc sistem trebuie sub orice SO să fie bootabil: după
montarea discului, punerea sub tensiune a SC şi perifericelor, apăsarea butonului de

- 29 -
BOOT şi eventual indicarea unităţii pe care este montat discul, SO se încarcă şi devine
operaţional;
- finalul generării presupune de obicei operaţii de copiere:
administratorul de sistem completează discul cu programe pe care le consideră necesare;
- generarea se face fără utilizatori în sistem.
SO RSX
Este configurat prin intermediul task-ului privilegiat VMR (Virtual Monitor
Console Rontine) care poate lucra sau automat( cu fişier de comenzi) fie manual (
comenzi de la inginerul de sistem). UIC-ul sub care se face generarea trebuie să fie
privilegiat. In ultima fază a generării se crează fişiere de UIC-uri şi parole şi fişierul
STARTUP.COM în care se trec comenzile RSX ce se execută la lansarea în execuţie a
RSX.
SO UNIX
Detaliile generării SO UNIX sunt stabilite pentru fiecare tip de SC în parte de
către echipa ce a implementat SO pe acel tip de maşină.
Fiecare pachet UNIX de referinţă pentru un anumit tip de calculator dispune de
fişiere de comenzi Shell pentru generare. Generarea UNIX înseamnă recompilarea tuturor
componentelor ce vor intra în SO care se generează. Se livrează către beneficiar pe suport
magnetic toate textele sursă "C" şi asamblare ce compun pachetul referinţă şi a
documentaţiilor aferente. Folosind fişiere UNIX de tip MAKEFILE este posibilă
compilarea produselor ce compun sistemul. Acest tip de fişiere este destinat compilării şi
editării de legături ale unor produse program mari, obţinute din zeci, sute de fişiere sursă.
Pregătirea generării înseamnă stabilirea valorilor concrete ale unor constante ce apar în
aceste texte sursă (ex. # define, # sf.). Generarea este făcută de un specialist în
implementarea UNIX pe maşina respectivă şi trebuie să asiste şi administratorul
sistemului. În ultima fază a generării administratorul stabileşte parolele, conturile
utilizatorului, drepturile lor etc.
SO CP/M
Generarea se face manual:
- se formatează şi se verifică o dischetă( cu programele de formatare şi verificare
existente).
- se lansează în execuţie comanda SYSGEN (APPGEN) care citeşte nucleul
CP/M de pe o dischetă sistem şi-l pune pe cea pregătită (nucleul conţine BIOS, BDOS,
CCP şi programul BOOTSTRAP)
- se copiază fişierele pe care utilizatorul doreşte să le aibă pe discheta respectivă;
Observaţie: o dischetă poate conţine sistemele de operare pentru diferite tipuri de
calculatoare.
SO MS-DOS
Generarea se face pe dischetă sau pe disc Winchester prin intermediul unor
comenzi standard. La generarea unui disc DOS se şterg toate informaţiile vechi de pe
discul respectiv.

- 30 -
Etape:
0) Partajarea discului Winchester( în 1-4 zone care se văd ca 1-4 discuri
mai mici); se face cu comanda FDISK;
1) Formatarea discului şi verificarea sectoarelor lui: cu comanda
FORMAT cu opţiunea /S. Efecte:
- în sectorul 0 se pune programul bootstrap de încărcare a SO pe disc
- se depun pe disc fişierele IBMBIO.COM, IBMDOS.COM,
COMMAND.COM
- dacă s-a făcut partajarea trebuie formatate toate partiţiile (cu opţiunea /S
se face pentru o singură partiţie care a fost declarată activă cu FDISK)
2) Crearea fişierului de configurare: prin operaţia de configurare se fixează
valorile unor parametri sistem:
- numărul fişierelor deschise simultan;
- numărul de zone tampon pentru I/O;
- numărul şi dimensiunea stivelor;
- condiţia de sesizare a tastării ;
- convenţiile de ţară, timp, monedă;
- precizarea unor drivere de I/O;
- existenţa unui alt întrerupător de comenzi.
Aceşti parametri sunt precizaţi în fişierul CONFIG.SYS (dacă lipseşte DOS le
atribuie valori implicite ce depind de tipul de calculator).
3) Crearea fişierului de comenzi iniţiale. După fixarea parametrilor de
configuraţie şi încărcarea interpretorului de comenzi, DOS caută pe disc fişierul
AUTOEXEC.BAT., fişier text ce conţine comenzile ce se vor executa la lansarea DOS.
Comenzile se referă la:
- fixarea datei şi orei exacte de pornire;
- fixarea modului de afişare a prompterului;
- fixarea directoarelor pe disc unde se caută comenzi externe ...
4) Copierea fişierelor dorite a fi pe discul sistem(comanda XCOPY).
Etapele 2-4( lansare, comanda FORMAT, creare fişiere CONFIG.SYS şi
AUTOEXEC.BAT şi lansare XCOPY pentru fişiere ce conţin comenzi externe) se pot
realiza automat cu comanda externă SELECT.
Salvare, întreţinere, refacere
Există agenţi care perturbă (distrug) informaţiile de pe disc. Aceşti agenţi pot fi:
- accidentali (căderi de tensiune, distrugere fizică a discului, erori hard, ...)
- rău intenţionaţi (intruşi ce caută acces la informaţii sau viruşi) - pentru
contracarare se folosesc conturi, parole, drepturi de acces.
În urma generării, utilizatorul trebuie să-şi pregătească copii ale discului generat;
numărul de copii trebuie să fie direct proporţional cu efortul de generare şi importanţa
sistemului.
În timpul exploatării se crează fişiere ce pot fi importante. Utilizatorul trebuie să
facă copii de siguranţă, iar administratorul sistemului trebuie să facă periodic copii pentru
fişierele din întregul sistem.

- 31 -
SO RSX
Copierea de fişiere se face cu utilitarul PIP; pentru salvări masive se foloseşte
utilitarul BRU (Backup and Restore Utility). BRU se poate folosi doar de către utilizatorii
privilegiaţi şi oferă 2 servicii:
- copierea fişierelor pe bandă, fişierele se depun pe bandă într-un format special
pentru ca pe bandă să se poată face mai multe salvări succesive.
-refacerea unor fişiere de pe disc prin copierea lor de pe banda pe care au fost
salvate; restaurarea se poate face integral sau selectiv.
SO UNIX
cpio (Copy Input Output) - salvare şi restaurare SO şi salvare/refacere fişiere de
pe disc pe bandă;
tar (Tope Archive) - salvare/restaurare pe bandă a unui număr foarte mare de
fişiere într-un format special astfel încât selecţia pentru restaurare să se poată face la nivel
de fişier şi să se poată face salvări succesive;
SO CP/M
- permite salvarea de pe o dischetă pe alta
- se folosesc utilizatoarele PIP, DIP şi POWER (pentru salvări masive)
-
SO MS-DOS
- salvarea se face pe dischete;
- cel mai comod se foloseşte comanda externă XCOPY;
- se folosesc programe de comprimare (arhivare) pentru a minimiza dimensiunile
fişierelor.
Lansarea în execuţie
Una din principalele sarcini ale SO este de a se autoîncărca pe disc şi a se
autolansa în execuţie. Pentru lansare se foloseşte mecanismul Bootstrap (hard şi soft).
Acesta constă (pe scurt) din următoarele: în momentul apăsării butonului de pornire,
acest mecanism încarcă în memorie o anumită informaţie, de regulă un program ce
execută o acţiune după care acesta se autoelimină din sistem; acest bootstrop este format
de obicei dintr-un modul de program simplu care se poate încărca manual sau poate fi o
funcţie cablată a SC lansabilă prin apăsarea unui buton. Informaţia încărcată în sistem de
către bootstrap nu este monitorul rezident ci un program mai complex care ştie să încarce
monitorul rezident şi să-l lanseze în execuţie (la SO mari între lansarea bootstrap şi
lansarea monitorului apar mai multe programe care se execută şi apoi se autoelimină din
memorie). În prezent, suportul magnetic de încărcare este sectorul zero al unui disc
magnetic. La unele SO se indică de pe ce disc se încarcă programele SO (Loaderabsolut
şi IncărcătorSO), la altele încărcarea se face în mod "stand-alone". La terminarea
încărcării se lansează în execuţie un fişier de comenzi iniţiale, fişier care are un nume
prestabilit; în absenţa acestui fişier sistemul atribuie valori iniţiale prestabilite pentru
parametrii sistemului.
Etapele încărcării şi lansării în execuţie a SO
1) Se apasă şi în acest moment programul APASASTART citeşte în
primele n locaţii de memorie( notate M[0], M[1], …) codul maşină al programului
LOADERABSOLUT; n reprezintă lungimea unui sector de pe discul de încărcare.

- 32 -
APASASTART:
for i:=1 to n do read (M[i]);
transferla (M[0]);
{se citesc primele n rânduri de la intrarea standard, se depun în primele n locaţii
de memorie şi se trece la executarea instrucţiunii al cărei cod se află în prima locaţie}
2) După transferla (M[0]) intră în lucru programul LOADERABSOLUT
LOADERABSOLUT:
repeat
for i:=1 to n do read(M[r+i]);
A:= M[r]; k:=M[r+i];
if k=0 then go to LANSARE
for i:=0 to k-1 do M[A+i]:=M[r+2+i]
until false;
LANSARE:
transferla (A);
r: adresa de la care există n locaţii libere în memorie
3) Programul LOADERABSOLUT citeşte un program care poate fi oricât de
sofisticat, ÎNCARCATORSO
4) După executarea ultimei instrucţiuni transferla(A) din LODERABSOLUT întră
în lucru ÎNCARCATORSO care încarcă de pe disc programele şi rutinele (nucleul) SO.
5) La terminarea încărcării ÎNCARCATORSO execută:
- ştergerea din memorie a programului APASASTART
- ştergerea din memorie a programului LOADERABSOLUT
- eliberarea spaţiului de memorie ocupat de el cu excepţia unei porţiuni
- executarea instrucţiunii transferla (ASSO), unde ASSO este adresa de
start a SO
- după acestea, încărcătorul îşi închide activitatea
Codul programului APASASTART se plasează cu ajutorul unor instrucţiuni
maşină cablate sau existente în ROM de unde se lansează prin hard.
Încărcarea unor SO particulare
RSX.
La apăsarea cheii BOOT se citeşte în memorie primul bloc din fişierul
[0,0]INDEXF.SYS;1 care coincide cu primul bloc fizic al discului şi care conţine
programul bootstrop al SO. Pe ecran apare prompter-ul şi se citeşte numele RSX al
discului de pe care are loc încărcarea. După încărcare, se caută pe disc fişierul de
comenzi iniţiale [1,2]STARTUP.COM
UNIX. Are loc un dialog între administrator şi sistem: boot device? div (0,0) unix
dw: specifică perifericul discului de pe care se face încărcarea sistemului
0: numărul de ordine al discului din familia dw
0: numărul blocului (sectorului) pe disc unde se află directorul rădăcină
(root) al
discului
- la pornire, după terminarea încărcării UNIX caută fişierul de comenzi iniţiale
/etc/rc
CP/M. Încărcarea se face întotdeauna de pe prima unitate de dischetă (în unitatea
"A:" trebuie să fie dischetă sistem). Pe primul sector se află programul bootstrap, pe

- 33 -
următoarele sectoare ale pistelor 0 şi 1 se află nucleul CP/M (componentele BIOS,
BDOS, CCP); acestea se încarcă în memorie RAM şi se lansează în execuţie CCP.
Dacă în "A:" se află dischetă sistem atunci intră în lucru monitorul sistemului ale
cărui rutine se află în memorie ROM; se afişează prompter-ul şi se aşteaptă comenzi;
pentru a se intra în CP/M se introduce în "A:" o dischetă sistem şi se dă comanda
>GF800 (la adresa F800 în ROM se află rutina de început a încărcării).
MS-DOS. Încărcarea se face la punerea sub tensiune a SC. Procesul începe cu
lansarea unei rutine din ROM-BIOS care tratează componentele hard ale SC; urmează
încărcarea de pe prima unitate de disc sau de pe hard; se încarcă întâi fişierele
IBMBIO.COM şi IBMDOS.COM; urmează configurarea sistemului: se caută în
directorul rădăcină al discului de încărcare fişierul CONFIG.SYS (fişier text). În ultima
etapă se lansează în execuţie fişierul COMMAND.COM, acesta caută în directorul
rădăcină fişierul AUTOEXEC.BAT şi execută comenzile din el.
Comenzi de configurare:
BREAk = ON sau BREAK = OFF - se stabilesc condiţiile în care sistemul
cercetează tastarea CTRL/C sau CTRL/Break, la fiecare apel sistem respectiv doar la
operaţii I/O cu consolă, imprimantă sau adaptoare asincrone de comunicaţii.
BUFFER = n - n{ 1, 2, …, 99} reprezintă numărul zonelor tampon alocate de
sistem pentru schimburile cu discul;
FILES = m - m{ 8, 9, …, 255} numărul maxim de fişiere ce pot fi deschise
simultan pentru toate programele active din sistem; pentru un program m 20 (fişiere
nedefinite: I, O, erori, auxiliar pentru imprimantă, ...)
DEVICE = [d:][cale] fişier - se specifică numele unui fişier ce conţine drivere
I/O altul decât cel standard;
drivere accesibile: ANSI.SYS (extinderea funcţiei de control ale ecranului şi
tastaturii)
DRIVER.SYS (crearea unor echipamente logice de tip disc
asociate unor echipamente fizice)
RAMDRIVER.SYS ( oferă posibilitatea folosirii unui disc
ce are
ca suport fizic o porţiune din RAM, viteza de acces este mai mare)
SMARTDRV.SYS ( se creează mecanismul de memorie
cache; este posibil doar pentru microprocesoare cel puţin 386 şi sistemul de operare DOS
cel puţin versiunea 5.0)

- 34 -
CAPITOLUL II
COMPONENTE ŞI CONCEPTE FUNDAMENTALE
2.1. Procese
2.1.1. Conceptul de proces
La proiectarea unui sistem complex este necesară descompunerea lui în
subsisteme, adică modularizarea. Pentru proiectarea unui SO trebuie ţinut cont de faptul
că în funcţionare apare un grad de nedeterminism: funcţii sau servicii ale SO pot fi
solicitate de către evenimente ce apar la momentul de timp şi cu frecvenţe imprevizibile:
- cereri de schimb între memoria internă şi suportul extern de memorie;
- cereri de ocupare pentru perioade nedeterminate a unor periferice fizice, blocuri
de memorie sau componente soft;
- solicitarea sistemului de către utilizatori;
- apariţia unor erori soft sau hard.
Pentru a putea satisface aceste cereri se introduce conceptul de proces sau task:
calcul ce poate fi executat concurent (în paralel) cu alte calcule. Este o abstractizare a
activităţii procesorului, fiind considerat ca un program în execuţie.
Existenţa unui proces depinde de existenţa a trei factori:
a) o procedură (set de instrucţiuni) ce trebuie executată;
b) un procesor ce poate executa instrucţiunile;
c) un mediu (memorie, periferice) asupra căruia să acţioneze procesorul.
Paralelismul proceselor trebuie înţeles astfel: dacă P i şi P j sunt două procese, iar
I i , I j respectiv H i , H j sunt momentele de început respectiv sfârşit ale lor, atunci P i şi P j se
execută concurent dacă min (I i ,I j ) min (H i ,H j )
(de exemplu P i începe şi se termină
numai după ce a început P j ).
Dacă există 2 procesoare este posibil un paralelism efectiv, P i şi P j pot fi simultan
în starea RUN; în caz contrar procesorul execută alternativ instrucţiuni din cele 2 procese,
SO le comută între stările RUN şi READY.
Definiţia 2.1.1. Două instrucţiuni succesive S1 şi S2 pot fi executate în paralel
dacă efectul lor asupra mediului este acelaşi, indiferent dacă se execută întâi complet S1
şi apoi S2, invers sau execuţia uneia începe înainte de a se termina execuţia celeilalte.
Exemplu 2.1.1: S1: read (a);
S2: read (b); S1 şi S2 sunt executabile în paralel
S3: c:= a+b;
S4: write (c);
Definiţia 2.1.2. Un graf aciclic (X,U) este graf de precedenţă asociat unui
program dacă X este mulţimea instrucţiunilor programului, iar U={ ( S i , S j )| S j urmează
imediat după S i şi se poate executa numai după terminarea lui S j } este mulţimea arcelor.

- 35 -
Pentru exemplul 2.1.1 prezentat graful de precedenţă este următorul:
S1
S2
S3
Figura 2.1.1
S4
Un alt exemplu de graf de precedenţă:
S1
S2
S3
Figura 2.1.2
S4
S5
S6
S7
Condiţii de paralelism. Când două instrucţiuni se pot executa în paralel?
Fie R(S i )= { a 1 ,…, a m } mulţimea variabilelor referite de S i şi ale căror valori
nu sunt modificate de către instrucţiunea S I şi
W(S i )= { b 1 ,…, b n } mulţimea variabilelor referite de S i şi ale căror valori
sunt modificate de S i .
În exemplul 2.1.1 R(S1)= , W(S1)= { a}
R(S2)= , W(S2)= { b}
R(S3)= { a, b}, W(S3)= { c}
R(S4)= { c}, W(S4)= .
Teorema 2.1.1 (Bernstein). Două instrucţiuni vecine S 1 şi S 2 pot fi executate în
paralel dacă şi numai dacă
1) R(S 1 ) W(S 2 )=
2) R(S 2 ) W(S 1 )=
3) W(S 1 ) W(S 2 )=

- 36 -
2.1.2. Mecanisme de specificare a concurenţei
Grafurile de precedenţă sunt un model matematic comod, dar nu pot fi folosite în
mod direct pentru specificarea concurenţei în limbaje de programare. Pentru aceasta se
vor folosi următoarele construcţii:
a) Mecanismul FORK-JOIN-QUIT
A fost introdus de către Conway(1963) şi îmbunătăţit de către Denning şi Von
Horn (1966)
Sintaxa:
FORK etichetă;
Se creează două procese care se vor executa concurent. Instrucţiunile primei
secvenţe încep la etichetă, iar instrucţiunile celei de-a doua la instrucţiunea ce urmează
după FORK;
JOIN număr, etichetă;
Se aşteaptă terminarea a numărului de procese care o execută; dacă a fost
executată de mai puţin de număr ori atunci se trece la instrucţiunea ce urmează, după ce
s-a executat a număr oară se trece la instrucţiunea cu etichetă. Este o secvenţă
indivizibilă şi are efectul:
număr:= număr –1;
If număr=0 then goto etichetă;
QUIT; - are ca efect terminarea procesului care o execută; urmează după JOIN
Pentru cele două grafuri de precedenţă prezentate, scrierea cu ajutorul
mecanismului FORK-JOIN-QUIT este următoarea
m:=2; S1;
FORK L1
m:=3;
read (a); FORK L1;
goto L2; S2;
L1: read (b); S4;
L2: JOIN m, L3; FORK L2;
QUIT S5;
L3: c:=a+b; goto L3;
write (c); L2: S6;
goto L3;
L1: S3;
L3: JOIN m, L4;
QUIT;
L4: S7.
b) Mecanismul PARBEGIN-PAREND
Mecanismul a fost introdus de Dijkstra în 1965 (PARalel BEGIN-PARalel END)
Sintaxa: S 0 ; PARBEGIN S 1 | S 2 | ... | S n PAREND; S n+1 ;
şi corespunde grafului de precedenţă:

- 37 -
S 0
S 1 S 2
. . .
S n
S n+1
Figura 2.1.3
şi are semnificaţia: instrucţiunile secvenţiale S 1 , ...,S n sunt lansate în execuţie simultan şi
sunt executate concurent; terminarea grupului are loc după terminarea instrucţiunii ce
durează cel mai mult.
Pentru grafurile de precedenţă prezentate, scrierea cu mecanismul PARBEGIN-
PAREND este următoarea:
PARBEGIN S 1 ;
read (a);
PARBEGIN
read (b);
begin
PAREND; S 2 ; S 4 ;
c:=a+b;
PARBEGIN
write (c); S 5 ;
S 6 ;
PAREND
end
S 3 ;
PAREND;
S 7 .
- avantajele mecanismului: completarea limbajelor de programare cu structură de
bloc (Pascal, "C", Ada) cu aceste construcţii este o extensie naturală; programul îşi
păstrează claritatea
- dezavantajele mecanismului: există grafuri ce pot fi descrise cu FORK-JOIN-
QUIT, dar nu cu PARBEGIN-PAREND, ca exemplu:
S1
S2
S3
S4
Figura 2.1.4
S5
S6
S7

- 38 -
c) Conceptul de semafor
A fost introdus de Dijkstra pentru a evita cazurile în care grafuri de precedenţă nu
pot fi descrise cu mecanismul PARBEGIN- PAREND.
Semaforul s este perechea (v(s), c(s)) unde v(s) este valoarea semaforului, iar c(s)
o coadă de aşteptare.
v(s) este un întreg ce primeşte o valoare iniţială v 0 ( s);
c(s) conţine (pointeri la) procesele ce aşteaptă la semaforul s.
Operaţii pentru gestiunea semafoarelor
P(s) – are semnificaţia:"a trece de" sau WAIT şi este o operaţie indivizibilă.
P(s) apelat de procesul A înseamnă
v(s):=v(s)-1;
if v(s)

- 39 -
Fie
np(s)= primitive P(s) efectuate până la un moment dat;
nv(s)= primitive V(s) efectuate până la un moment dat;
v 0 (s)= valoarea iniţială a semaforului
nt(s)= numărul de procese ce au trecut de semaforul s
Teorema 2.2. Au loc proprietătile:
1) v(s)=v 0 (s)-nv(s);
2) dacă v(s)< 0 atunci în c(s) există -v(s) procese;
3) dacă v(s) 0 atunci v(s) procese pot trece succesiv semaforul s fără a fi blocate;
4) nt(s)= min {v 0(s)+nv(s),np(s)}
Demonstraţia se face prin inducţie după numărul operaţiilor P şi V efectuate
asupra semaforului.
Aspect critic: două procese nu pot executa în acelaşi timp aceeaşi operaţie P sau
V asupra aceluiaşi semafor s.
Combinând semafoarele cu mecanismul PARBEGIN-PAREND se obţin
construcţii la fel de puternice ca FORK-JOIN-QUIT. De exemplu, pentru figura 2.1.4:
Fie MS= { a, b, c, d, e, f, g} o mulţime de semafoare cu valoarea iniţială
v 0(s) s
MS . Secvenţa de instrucţiuni din fig.4 se poate descrie astfel:
PARBEGIN
begin S1; V(a); V(b) end;
begin P(a); S2; S4; V(c); V(d) end;
begin P(b); S3; V(e) end;
begin P(c); S5; V(f) end;
begin P(d); P(e); S6; V(g) end;
begin P(f); P(g); S7 end
PAREND;
2.1.3. Elemente de programare paralelă şi concurentă
La începutul capitolului s-a făcut precizarea că până la un punct termenii de
programare paralelă şi programare concurentă se vor considera sinonimi. Iată însă prin ce
se deosebesc aceste două tipuri de programare:
Caracteristic programării paralele este faptul că procesele ce se desfăşoară în
paralel nu colaborează între ele, nu colaborează şi execuţia unuia nu este în nici un
moment independentă de rezultatele parţiale ale execuţiei celuilalt. Referitor la
programarea paralelă apar câteva probleme: înţelegerea unui program ce descrie activităţi
ce se desfăşoară în paralel( încercaţi sa citiţi în acelaşi timp două cărţi, câte un rând din
fiecare!); depanarea unui program paralel este foarte dificilă, este de multe ori imposibil
de detectat secvenţa ce a produs o eroare; este dificilă demonstrarea corectitudinii
programelor; este o problemă găsirea activităţilor care pot să se desfăşoare în paralel.
Avem de a face cu programare concurentă atunci când procesele paralele se
intercondiţionează reciproc. În ceea ce urmează se vor da câteva exemple de
intercondiţionare a proceselor şi de probleme ridicate de programarea concurentă.
Secţiune critică; resursă critică; excludere mutuală

- 40 -
Să presupunem că două procese P 1 şi P 2 au dreptul să modifice valoarea unei
variabile v sub forma: P 1 : v:= v+1 şi P 2 : v:= v+1; cele două procese execută această
incrementare concurent şi de un număr neprecizat de ori( ex.: două agenţii CFR care dau
locuri simultan la acelaşi tren, v poate fi numărul curent al locului vândut). Reprezentarea
lor poate fi următoarea:
PARBEGIN
P 1 : ... v:= v+1;...¦
P 2 : ... v:= v+1;...
PAREND;
Pentru reprezentarea instrucţiunii v:= v+1 sunt necesare trei instrucţiuni maşină( care nu
pot fi întrerupte): r:= v; r:= r+1; v:= r; unde r este un registru al maşinii. Dacă cele două
procese folosesc două registre r 1 şi r 2 , se pot da două secvenţe ce pot fi executate de către
cele două procese:
P 1 : r 1 := x; P 2 : . . .
r 1 := r 1 +1; . . .
x:= r 1 ; . . .
. . . r 2 :=x;
. . . r 2 := r 2 +1;
. . . x:= r 2 ;
secvenţa 1( dublă incrementare)
P 1 : r 1 := x; P 2 : . . .
r 1 := r 1 +1;
r 2 :=x;
x:= r 1 ; r 2 := r 2 +1;
. . . x:= r 2 ;
secvenţa 2( dublă incrementare)
Dacă la începutul fiecărei secvenţe variabila v are valoarea 5, atunci în urma
executării secvenţei 1 variabila v va avea valoarea 7( primeşte valoarea 6 de la P 1 şi apoi
7 de la P 2 ), iar în urma executării secvenţei 2 v va avea valoarea 6!
Porţiunea de program v:= v+1 este secţiune critică, deoarece ea nu poate fi
executată simultan de către două procese. Variabila v se numeşte resursă critică, ea nu
poate fi accesată simultan de către două procese. Despre procesele P 1 şi P 2 se spune că se
exclud reciproc, deoarece au acces exclusiv la secţiunea şi la resursa critică.
Problema secţiunii critice a suscitat un interes deosebit în istoria SO. Iată care
sunt cerinţele acestei probleme:
- la un moment dat un singur proces se poate afla în secţiunea critică; orice alt
proces care solicită acces la secţiunea critică îl va primi numai după ce procesul care o
execută a terminat instrucţiunile secţiunii critice;
- vitezele relative ale proceselor sunt necunoscute;
- oprirea oricărui proces are loc numai în afara secţiunii critice;
- nici un proces nu va aştepta la infinit accesul în secţiunea critică.

- 41 -
Au existat multe încercări de rezolvare a problemei secţiunii critice. S-au încercat
soluţii care să folosească numai elemente secvenţiale şi construcţii PARBEGIN-
PAREND. Nici una dintre aceste soluţii nu respectă însă toate condiţiile enumerate
anterior. În 1965 matematicianul Dekker a dat o soluţie rezonabilă, dar foarte încâlcită. În
1981 Peterson a dat o soluţie ceva mai simplă:
var c1, c2: boolean;
schimb: integer;
c1:= true; c2:= true;
PARBEGIN
P1: repeat
c1:= false; schimb:=1;
while (( not c2) and (schimb=1)) do ; { aşteaptă}
secţiune critică;
c1:= true;
rest program1
until false
¦
P2: repeat
c2:= false; schimb:=2;
while (( not c1) and (schimb=2)) do ; { aşteaptă}
secţiune critică;
c2:= true;
rest program2
until false
PAREND
Soluţia dată însă nu rezolvă cazul în care secţiunea critică trebuie accesată de mai
mult de două procese, iar generalizarea nu este uşoară. În plus, se practică o aşteptare
activă: în faza de aşteptare toate procesoarele execută o aceeaşi instrucţiune; ar fi de dorit
ca pe timpul aşteptării procesorul sa devină disponibil pentru alte procese.
O rezolvare elegantă este folosirea semafoarelor. Iată descrierea acestei soluţii
care foloseşte un singur semafor, s:
var s: semaphore;
v0(s ):=1;
PARBEGIN
P1: repeat
P(s);
secţiune critică;
V(s);
rest program1
until false
¦
P2: repeat
P(s);

- 42 -
PAREND
secţiune critică;
V(s);
rest program2
until false
Soluţia prezentată este corectă indiferent de numărul de procese care cer acces în
secţiunea critică. Dacă v 0 (s)=1 şi toate procesele ce folosesc secţiunea critică sunt de
forma: P i : . . . P(s); secţiune critică; V(s); . . . atunci se poate demonstra că v(s) 1
oricare ar fi numărul proceselor care operează asupra lui s cu operaţii P sau V. În baza
teoremei 2.2 rezultă că un singur proces poate trece de semaforul s, deci sunt îndeplinite
condiţiile ce definesc o secţiune critică. Un semafor de acest tip se numeşte semafor de
excludere mutuală.
Sincronizarea proceselor
Enunţul operaţiei de sincronizare a proceselor este următorul: un proces P 1 nu
poate trece de un anumit punct A decât după ce un alt proces P 2 ajunge într-un punct B
(se stabileşte o relaţie de precedenţă între procese). Folosind semafoarele operaţia se
descrie astfel:
var s: semaphore;
v 0 (s):=0;
PARBEGIN
P1: repeat . . . A; P(s); . . . until false
¦
P2: repeat . . . B; V(s); . . . until false
PAREND
Procesul P 1 va aştepta în punctul A prin operaţia P(s) până când procesul B va
executa în punctul B operaţia V(s).
Sincronizarea proceselor este o operaţie fundamentală în programarea concurentă.
În secţiunile ce urmează se vor prezenta mai multe aplicaţii ale ei.
Problema producătorului şi a consumatorului
Există sisteme în care procesele sunt împărţite în două clase dependente una de
cealaltă prin intermediul unei variabile numite buffer cu n intrări pentru n articole: există
unul sau mai multe procese numite producătoare care depun produse în buffer de fiecare
dată când sunt apelate şi unul sau mai multe procese numite consumatoare care consumă
un produs din buffer de fiecare dată când sunt apelate( de exemplu conceptele de pipe şi
spool-ing sunt de această natură). Fiecare producător depune un articol în buffer, iar
fiecare consumator scoate câte un articol din buffer. Problema constă în a dirija cele două
tipuri de procese astfel încât:
a) să existe acces exclusiv la buffer;
b) consumatorii să aştepte când buffer-ul este gol;

- 43 -
c) producătorii să aştepte când buffer-ul este plin.
Rezolvarea acestei probleme se poate face utilizând trei semafoare: gol care
contorizează locurile libere din buffer, plin care contorizează produsele ce ocupă bufferul
şi exclus care este un semafor de excludere mutuală, după cum urmează:
var plin, gol, exclus: semaphores;
v0( plin):=0;
v0(gol):=n;
v0(exclus):=1;
PARBEGIN
Producător: repeat
produce articol;
P(gol);
P(exclus);
depune articol în buffer;
V(exclus);
V(plin);
until false
¦
Consumator: repeat
P(plin);
P(exclus);
extrage articol din buffer;
V(exclus);
V(gol);
consumă articol
until false
PAREND
Regiuni critice condiţionate
Prin intermediul operaţiilor de excludere şi sincronizare pot fi rezolvate o serie de
probleme de concurenţă. Însă manipularea operaţiilor P şi V cere o foarte mare
îndemănare. Din acest motiv au fost introduse construţii structurate de concurenţă prin
intermediul cărora se poate exercita un control riguros al încălcării regulilor de
concurenţă. O astfel de construcţie este regiunea critică condiţionată care înglobează
noţiunile de regiune gritică şi resursă critică şi posibilitatea de a executa regiunea numai
dacă este îndeplinită o anumită condiţie. Fiecărei regiuni critice i se asociază o resursă ce
constă din toate variabilele ce trebuie protejate în regiune. Declararea ei se face astfel:
resource r :: v 1 , v 2 , ..., v n
unde r este numele resursei, iar v 1 , v 2 , ..., v n sunt numele variabilelor de protejat.
O regiune critică condiţionată se defineşte astfel:
region r [ when B ] do S

- 44 -
unde r este numele unei resurse declarate ca înainte, B este o expresie booleană, iar S este
secvenţa de instrucţiuni corespunzătoare regiunii critice. Dacă este prezentă opţiunea
when, atunci S este executată numai dacă expresia B are valoarea adevărat. Variabilele
din resursa r pot fi folosite numai de către instrucţiunile din secvenţa S. Descrierea prin
semafoare a unei regiuni critice condiţionate se face folosind două semafoare: şir care
reţine în coada lui toate procesele care cer acces la regiunea critică şi exclus care asigură
acces exclusiv la anumite secţiuni şi un întreg nr ce reţine câte procese au cerut acces la
regiune la un moment dat.
Valorile de pornire sunt:
var şir, exclus: semaphore;
nr: integer;
v0(şir):=0;
v0(exclus):=1;
nr:=0;
Codul corespunzător regiunii:
P(exclus);
nr:=nr+1;
while not B do
begin
V(exclus);
P(şir);
P(exclus)
end;
nr:=nr-1;
S;
for i:=1 to nr do V(şir);
V(exclus);
O aplicaţie a regiunilor critice condiţionate este:
Problema citirilor şi scrierilor
Problema a fost formulată de către Courtois, Heymans şi Parnas în 1971. Se
presupune că există două tipuri de procese: cititor şi scriitor care partajează o resursă, de
exemplu un fişier. Un proces scriitor modifică conţinutul fişierului, iar un proces cititor
consultă informaţiile din el. Orice proces scriitor are acces exclusiv la resursă, dar
procesele cititor pot avea mai multe acces simultan la ea( spre deosebire de problema
producătorului şi consumatorului unde toate procesele aveau acces exclusiv la resursă).
Între cerinţele problemei trebuie să se aibă în vedere ca nici un proces să nu aibă de
aşteptat o perioadă nedefinită de timp şi în cazul accesului simultan să se precizeze care
sunt procesele prioritare
O rezolvare ce foloseşte regiunile critice este cea dată de P.B.Hansen în 1973.
Această soluţie dă prioritate proceselor scriitor faţă de cele cititor. Un proces scriitor intră
în lucru imediat ce procesele cititor active şi-au încheiat citirile curente. Resursa f este un
fişier la care doresc accesul cele două tipuri de procese. Operaţiile de bază asupra

- 45 -
fişierului sunt read şi write. Resursa c conţine două contoare nr şi nw care indică numărul
de procese de citire respectiv de scriere au cerut acces la fişierul f.
resource f:: ... ;
resource c:: nr, nw: integer;
nr:=0;
nw:=0;
procedure cititor;
begin
region c when nw=0 do nr:=nr+1;
read ...;
region c do nr:=nr-1
end;

- 46 -
procedure scriitor;
begin
region c do nw:=nw-1;
region c when nr=0 do ; { aşteaptă terminarea cititorilor activi}
region f do write ... ;
region c do nw:=nw+1
end;
Limbaje de programare concurentă
Există multe limbaje de programare care au încorporate mecanisme de
comunicare şi sincronizare între procese. Iată câteva dintre acestea:
PASCAL CONCURENT( P.B. Hansen 1975) dispune de trei tipuri de module:
procese( entităţi de calcul secvenţiale care nu-şi partajează nici o variabilă), clase( tipuri
de date abstracte utilizabile individual de către procese sau monitoare) şi monitoare(
module apelabile de către procese în mod exclusiv, conţin toate datele ce trebuie să fie
partajate între procese).
ADA( 1980) are ca şi concept central modulul task, ce poate fi executat în paralel
cu alte task-uri. Task-urile pot comunica între ele folosind conceptul de rendez-vous: fie
A şi B două task-uri ce lucrează simultan. La un moment dat execuţia lui A depinde de
informaţii furnizate de către B. Sunt posibile trei situaţii:
a) task-ul B este gata să transmită informaţiile, dar task-ul A nu le-a cerut încă;
b) task-ul B este gata să transmită informaţiile, iar task-ul A cere aceste date. În
acest caz se realizează un rendez-vous, cele două procese lucrează sincron până se
termină schimbul de informaţii după care fiecare îşi continuă activitatea independent;
c) task-ul A lansează cererea, dar B nu este pregătit să furnizeze informaţiile. În
cazurile a) şi c) task-ul B respectiv A aşteaptă întâlnirea cu celălat task.
MODULA2 este un descendent din Pascal şi are facilităţi puternice pentru
specificarea paralelismului şi concurenţei. Se găseşte deja implementat pe diferite tipuri
de calculatoare, inclusiv IBM_PC.
CHILL este proiectat în special pentru telecomunicaţii.
“C” nu este un limbaj concurent, dar dispune de funcţii ce-i permit implementarea
concurenţei( ex. concurenţa “C” sub UNIX).
2.1.4. Problema impasului
Conceptul de impas. Fie succesiunea proceselor A şi B din următoarea secvenţă:
var x, y: semaphores;
v0(x):=1; v0(y):= 1;
PARBEGIN
A: . . . P(x); . . . P(y); . . .
¦
B: . . . P(y); . . . P(x); . . .
PAREND

- 47 -
Dacă procesul A trece de P(x), dar înainte ca el să treacă de P(y) procesul B trece
de P(y), atunci cele două procese se aşteaptă reciproc şi nu mai avansează nici unul.
Acest lucru se întâmplă din cauză că procesele îşi ocupă resursele doar atunci când au
nevoie de ele şi pot să apară situaţii de aşteptare circulară. Acest fenomen este cunoscut
sb mai multe denumiri: impas, interblocare, deadlock, deadly embrace... Un astfel de
fenomen poate să ducă la un blocaj al sistemului sau la distrugerea unor procese.
În 1971, Coffman, Elphic şi Shoshani au indicat patru condiţii necesare pentru
apariţia impasului:
- procesele solicită controlul exclusiv asupra resurselor pe care le cer( condiţia de
excludere mutuală)
- procesele păstrează resursele deja ocupate atunci când aşteaptă alocarea altor
resurse( condiţia de wait for)
- resursele nu pot fi şterse de către procesele care le ţin ocupate până când ele nu
sunt utilizate complet( condiţia de nepreempţie)
- există un lanţ de procese în care fiecare dintre ele aşteaptă o resursă ocupată de
un alt proces din lanţ( condiţia de aşteptare circulară).
Modelarea matematică a impasului. Fie n procese şi m tipuri de resurse.
Procesele se vor nota cu i, i=1,n, iar resursele cu j, j=1,m. Se mai folosesc următoarele
notaţii:
x[j] cantitatea din resursa j existentă în sistem
c[i,j](t) cantitatea din resursa j cerută de procesul i la momentul t
a[i,j](t) cantitatea din resursa j alocată procesului i la momentul t
r(j)(t) cantitatea din resursa j liberă la momentul t
Definiţia 2.1.4.1. Se numeşte stare realizabilă a alocării resurselor la momentul t
dacă au loc condiţiile:
a) fiecare proces cere cel mult câte resurse sunt în sistem, adică
c[i,j](t) x[j], i, j;
b) fiecare proces are alocate cel mult atâtea resurse câte a cerut, adică
a[i,j](t) c[i,j](t), i, j;
c) nu se poate depăşi volumul total de resurse, adică
a[1,j](t)+ a[2,j](t)+...+ a[n,j](t) x[j], j.
Definiţia 2.1.4.2. O succesiune S[1], S[2],..., S[n] a celor n procese se numeşte
sănătoasă la momentul t dacă cererea unui proces S[i] la momentul t nu este împiedicată
de cererile proceselor precedente, de propriile resurse alocate şi de resursele disponibile,
adică pentru i şi j
c[S[i], j](t) a[S[1],j](t)+a[S[2],j](t)+...+a[S[i-1],j](t)+ a[S[i],j](t)+r[j](t).
Definiţia 2.1.4.3. O succesiune S[1], S[2],..., S[n] a celor n procese se numeşte
succesiune fiabilă dacă pentru i şi j
max{c[S[i], j](t)| t0} a[S[1],j](t)+a[S[2],j](t)+...+a[S[i-1],j](t)+
a[S[i],j](t)+r[j](t).
Teorema 2.1.4.1. Dacă la un moment dat t există o succesiune sănătoasă, iar după
acest moment procesele nu mai cer resurse, atunci există o succesiune de stări realizabile
astfel încât toate cererile de resurse ale proceselor să fie satisfăcute. În caz contrar, este
posibilă apariţia impasului.

- 48 -
Teorema 2.1.4.2. Dacă există o succesiune fiabilă( adică cererea maximă a
fiecărui proces este cunoscută în prealabil), atunci există o succesiune de stări realizabile
astfel încât cererile de resurse ale proceselor să fie satisfăcute. În caz contrar este posibilă
apariţia impasului.
În cazul sistemelor de operare, trebuie să se dea rezolvări cel puţin la una din
următoarele trei probleme: ieşirea din impas, detectarea unui impas, prevenirea apariţiei
impasului. Cele două teoreme dau condiţii prin care este indicată eventuala apariţie a unui
impas, dar nu dau metode pentru rezolvarea lui.
Problemele impasului şi rezolvarea lor
a) Ieşirea din impas se rezolvă prin una din următoarele trei strategii:
- reîncărcarea sistemului de operare
- alegerea unui proces victimă, care este fie cele care a provocat impasul fie altul
de importanţă mai mică; se distruge acest proces şi toţi descendenţii lui
- crearea unui punct de reluare, care este o fotografie a memoriei pentru
procesul victimă şi pentru cele cu care acesta colaborează; se distruge apoi procesul
victimă şi descendenţii lui; procesul victimă se reia ulterior.
b) Detectarea unui impas se face atunci când SO nu are un mecanism de
prevenire a impasului. Pentru a reuşi detectarea impasului SO trebuie să aibă o evidenţă
pentru fiecare proces a resurselor ocupate respectiv cerute şi neprimite. Pentru aceasta se
foloseşte graful alocării resurselor. Se face ipoteza că fiecare resursă din sistem se află
într-un singur exemplar; fie R 1 ,..., R m resursele şi P 1 ,...,P n procesele din sistem. Graful
alocării resurselor este G=(X, U), unde X={R 1 ,..., R m , P 1 ,..., P n }, (P i , R j ) U dacă
procesul P i aşteaptă să ocupe resursa R j , iar (R j , P i )U dacă procesul P i ocupă resursa R j .
Teorema 2.1.4.3. Dacă graful (X, U) definit mai sus este ciclic, atunci apare
impasul.
Demonstraţia teoremei se face prin inducţie. Detectarea ciclicităţii grafului se face
printr-un algoritm simplu:
while xX astfel încât x nu are ieşiri( nu (x,y)U) do
begin
şterge x din X; şterge arcele (y, x) U
end;
Dacă în urma ştergerilor se ajunge la graful vid, atunci graful iniţial este aciclic.
Dacă graful obţinut nu este vid atunci el conţine cel puţin un ciclu şi în graful rămas după
reduceri se află procesele şi resursele ce au provocat impasul şi se poate încerca ieşirea
din impas prin metodele prezentate anterior.
c) Prevenirea impasului se face prin trei metode.
Metoda 1, “totul sau nimic”. Procesul trebuie să ceară toate resursele în
momentul încărcării lui; SO întocmeşte graful alocării resurselor ţinând cont de ceea ce
cere procesul candidat la încărcare; dacă graful obţinut este ciclic procesul nu va fi
încărcat. Metoda nu este avantajoasă deoarece procesul trebuie să aştepte până are toate
resursele disponibile şi apoi ocupă resursele permanent deşi s-ar putea să nu aibă nevoie
de ea pe toată durata existenţei lui.

- 49 -
Metoda 2, cererea de resurse într-o anumită ordine. În acest caz resursele
sistemului sunt numerotate; procesele nu trebuie să-şi declare pretenţiile la încărcare, dar
cererile de resurse trebuie să fie făcute în ordinea numerotării lor.
Metoda 3, alocare şi suspendare controlată. Procesul este lansat în execuţie chiar
dacă nu are toate resursele disponibile; el declară la început toate resursele care îI sunt
necesare, iar alocarea lor se face controlat pentru a evita impasul( înainte de a se aloca o
resursă se verifică iminenţa apariţiei impasului; dacă resursa este unicat se verifică
ciclicitatea grafului de alocare a resurselor). Cel mai cunoscut algoritm pentru alocarea
resurselor este algoritmul bancherului, algoritm datorat lui Dijkstra:
var B: boolean;
for i:=1 to n se marchează P i ca neactiv;
for k:=1 to n do
begin
repeat
if nu există procese neactive then
begin
execută S[1],..., S[k-1] până se eliberează resurse;
se trece un proces din aşteptare în activ
end
else
se alege un proces Pi neactiv;
B:= S[1], ..., S[k-1], Pi este o succesiune fiabilă;
if not B then
se pune în aşteptare Pi
else
begin
marchează P i ca activ ; S[k]:= P i
end
until B;
end;
2.1.5. Procese sub UNIX
Crearea proceselor sub UNIX; comunicarea între procese.
Specificarea concurenţei sub UNIX se face cu ajutorul funcţiilor “C” fork, exit,
exec şi wait, apelul acestor funcţii reprezentând apeluri sistem.
Funcţia fork() are ca efect copierea într-o zonă de memorie liberă a
imaginiiprocesului curent şi apoi crearea şi lansarea în execuţie a unui nou proces;
procesul care execută fork() se numeşte tată, iar cel care se creează se numeşte fiu; are
loc o dublă execuţie a instrucţiunilor ce urmează după fork(). Toate fişierele deschise de
către procesul tată sunt accesibile şi în procesele fii în acest fel realizându-se
comunicarea între procese. Funcţia fork() întoarce valoarea 0 în procesul fiu şi o valoare
întreagă nenulă numită pid( Process IDentity= nr. dat de sistem procesului) în procesul
tată. În secvenţa ce urmează se lansează două procese concurente:
if( fork()==0)

- 50 -
{. . . instrucţiuni ale procesului fiu. . .}
else
{ . . . instrucţiuni ale procesului tată . . .}
Funcţia exit(stare) provoacă terminarea unui proces; sunt închise toate fişierele
deschise de către acest proces şi se transmite controlul la procesul părinte. În stare, care
este un întreg se transmite părintelui modul de terminare al procesului.
Funcţia wait( stare) are rol de a aştepta terminarea procesului indicat de stare.
Execuţia secvenţei din graful de precedenţă, fig.2, paragraful 2.1.1. se poate scrie
în “C” astfel:
S1;
n=fork();
if(n==0)
{ S2; S4; m=fork();
if(m==0)
{ S5; exit(p);}
else
{ S6; exit(q);}
}
else
{ S3;
wait(p);
wait(q);
S7;
}
În plus, UNIX oferă funcţiile de forma exec*(nume, . . .) care provoacă în diverse
variante încărcare programului nume peste procesul curent şi lansarea lui în execuţie.
Prin aceste funcţii se pot lansa în execuţie programe care să folosească fişierele oferite de
către procesul părinte. Funcţiile exec* sunt execl, execv, execle, execlv.
În afară de modul de comunicare oferit de funcţia exit la terminarea unui proces,
mai există şi posibilitatea unor apeluri sistem prin intermediul funcţiei signal. Prin acest
apel se provoacă o întrerupere software şi el se face doar în situaţii de excepţie; apelul
signal contează ca o terminare anormală a procesului.
Tot un mod de comunicare între procese este mecanismul pipe şi începând cu
UNIX System V este implementat şi mecanismul semafor.
Gestiunea proceselor UNIX. Conceptul de proces sub UNIX este mai general
decât sub alte SO. În momentul în care un utilizator dă o comandă componenta shell
crează prin fork un nou proces, iar prin exec lansează comanda cerută.
Pentru ca nucleul să gestioneze un proces el trebuie să deţină informaţii despre
procesul respectiv; aceste informaţii sunt reţinute în două zone: tabela de procese şi
structura utilizator.
Tabela de procese conţine următoarele informaţii:
- identificatorul procesului( un număr)
- identificatorul utilizatorului
- lungimea procesului

- 51 -
- locul unde este procesul rezident la momentul curent( în memorie sau pe disc)
Structura utilizator se crează în interiorul nucleului odată cu crearea procesului,
nu poate fi accesată de către utilizator şi conţine:
- zona de salvare a regiştrilor generali
- informaţiile prin care se permite accesul la toate fişierele folosite
- informaţii despre directorul curent.
La evacuarea temporară pe disc a procesului se salvează zona de date şi
instrucţiuni a procesului, conţinutul stivei, structura utilizator după ce s-a memorat în ea
conţinutul regiştrilor generali.

- 52 -
2.2. GESTIUNEA MEMORIEI
2.2.1. Structură; calcul de adrese; protecţie
Pentru a fi executat un program are nevoie de o anumită cantitate de memorie; în
multiprogramare este necesar ca în memorie să fie prezente simultan mai multe
programe. Fiecare program foloseşte zonele de memorie alocate lui independent de alte
eventuale programe active. În general, pe durata execuţiei unui program necesarul de
memorie variază.
Deoarece spaţiul de memorie este( încă) limitat SO şi SC trebuie să gestioneze în
mod eficient folosirea acestui spaţiu. Problemele legate de gestiunea memoriei sunt
rezolvate la nivelul inferior de către SC extins eventual cu o componentă de management
a memoriei. La nivel superior, rezolvarea se face de către SO în colaborare cu SC.
Principalele obiective ale gestiunii memoriei sunt:
- calculul de translatare a adresei( relocare)
- protecţia memoriei
- organizarea şi alocarea memoriei operative
- gestiunea memoriei secundare
- politici de schimb între proces, memoria operativă şi cea secundară.
Structura ierarhică de organizare a memoriei. În structura actuală, memoria
unui calculator apare ca în figură:
MEMORIE DE ARHIVARE
Memorie externă
MEMORIE SECUNDARĂ
MEMORIE OPERATIVĂ
MEMORIE “CACHE”
Memorie internă
CPU
Memoria “cache” conţine informaţiile care au fost utilizate cel mai recent de
către CPU. Are o capacitate mică, dar cu timp de acces foarte rapid. La fiecare acces,
CPU verifică dacă data se află în memoria cache( dacă da se face schimbul între CPU şi
această zonă) şi abia apoi solicită memoria operativă. Dacă data nu se află în memoria
cache, atunci ea este căutată la nivelele superioare şi ea este adusă împreună cu locaţii
vecine ei astfel încât memoria “cache” să fie plină. La unele sisteme de calcul memoria
“cache” lipseşte.

- 53 -
Memoria operativă conţine programele şi datele pentru toate procesele existente
în sistem. În momentul în care un proces este terminat şi distrus, spaţiul de memorie
operativă pe care l-a ocupat este eliberat şi poate fi ocupat de alt proces. Capacitatea
memoriei operative variază de la 64 Ko la câţiva Mo, iar viteza de acces este foarte mare.
Memoria secundară există la SO care deţin mecanisme de memorie virtuală; este
privită ca o extensie a memoriei operative; suportul ei este discul magnetic, deci accesul
la această memorie este mult mai lent. La calculatoarele IBM-PC din primele serii
memoria maximă disponibilă era de doar 640 Ko. Pentru a elimina această restricţie s-a
introdus conceptul de memorie expandată. Prin acest mecanism mai multe “chip-uri” de
memorie operativă pot să aibă alternativ aceeaşi adresă de memorie; avem de a face cu o
memorie secundară care are ca suport hard tot memoria internă. După apariţia lui 80286
şi a modului de lucru protejat, aceste calculatoare au fost dotate cu memorie extinsă care
permite o adresare naturală a spaţiului de peste 1Mo de memorie.
Memoria de arhivare este gestionată de utilizator şi constă din fişiere, baze de
date ş.a. rezidente pe suporturi magnetice.
Memoria “cache” şi memoria operativă formează memoria internă. Accesul CPU
la acestea se face în mod direct ; pentru ca CPU să aibă acces la datele din memoria
secundară şi de arhivare, acestea trebuie mutate în memoria internă.
În ceea ce priveşte performanţele, viteza de acces, preţul de cost pe unitatea de
alocare şi capacitatea de memorare, acestea scad de jos în sus, de la memoria “cache” la
memoria de arhivare.
Mecanisme de translatare a adresei. Adresarea memoriei constă în realizarea
legăturii între un obiect al programului şi adresa corespunzătoare din memoria operativă a
SC. Fazele prin care trece un program de la textele sursă până la execuţie sunt
următoarele:
Compilare Editare de legături Încărcare Execuţie
S1
MO1
S2
...
...
MO2
...
...
FE
PR
Sn
MOn
OP AM AR AF
TEXTE MODULE FIŞIER PROGRAM
SURSĂ OBIECT EXECUTABIL ÎN MEMORIE
Programatorul se referă la memorie prin intermediul mulţimii obiectelor din
program( OP): nume de variabile, de constante, de etichete, de proceduri ... Prin AF se
notează mulţimea adreselor fizice din memoria operativă la care se află memorate în
timpul execuţiei obiectele program ale utilizatorului. Calculul de adresă este
modalitatea prin care se ajunge de la un OP la AF a lui în execuţie. Acest calcul necesită
trei faze corespunzător celor trei faze ale programului.

- 54 -
Faza de compilare transformă un text sursă Si într-un modul obiect Moi;
corespunzător, numele obiectelor program sunt transformate în numere reprezentând
adresele lor în cadrul modului, AM. Deci prima funcţie de calcul de adresă, c: OP AM
este executată de către compilator sau asamblor.
Faza de editare grupează mai multe module obiect formând un fişier executabil.
Editorul de legături realizează a doua fază a evaluării adresei: se transformă adresele din
cadrul modulelor în adrese relocabile( AR). Funcţia de legare este l: AM AR , iar
particularităţile de evaluare ale acestei funcţii sunt proprii editorului de legături.
Trecerea de la adresa relocabilă la adresa fizică este realizată de către CPU prin
funcţia de translatare( relocare) a adresei, t: AR AF .
Pentru a ilustra principiul de lucru al funcţiei de translatare se va presupune că
fişierul executabil conţine înregistrări formate din câte o instrucţiune de forma:
Ari co a1 a2 . . . an
unde
- Ari este adresa relocabilă a instrucţiunii
- co este codul operaţiei
- a1, a2, ..., an sunt argumentele instrucţiunii şi pot fi nume de regiştri, constante
sau adrese relocabile din memorie.
Se presupune că fiecare instrucţiune încape într-o adresă de memorie, între
argumentele a1,..., an există o singură adresă relocabilă, maşina dispune de un singur
registru general A, iar instrucţiunule sunt plasate în locaţii de memorie succesive. În
realitate structura unui fişier executabil este mai complexă, dar considerăm această
structură pentru a ilustra funcţionarea CPU şi a funcţiei de translatare.
Încărcarea unui astfel de fişier în memorie se poate face folosind un încărcător
asemănător lui Loaderabslout prezentat la încărcarea SO.
Se vor folosi următoarele notaţii:
- M[0..m] conţine locaţiile memoriei operative
-pc(Program Counter) indică adresa fizică a instrucţiunii ce urmează a fi executată
- w este conţinutul instrucţiunii curente
- Opcode(w) furnizează codul operaţiei din instrucţiunea curentă( de exemplu 1
pentru adunare, 2 pentru memorare din registrul A într-o anumită locaţie de memorie, 3
pentru salt necondiţionat...)
- Address(w) este o funcţie ce furnizează valoarea adresei relocabile aflată între
argumentele instrucţiunii curente.
Modul de funcţionare a CPU şi de acţiune a funcţiei de translatare este următorul:
pc:= t( adresa_ de _start_a_programului);
repeat
w:= M[pc]; co:= Opcode(w);
adr:= Address(w); pc:=pc+1;
case co of
1: A:= A+ M[t(adr)]; { adunare}
2: M[t(adr)]:= A; { memorare}
3: pc:= t(adr); { salt necondiţionat}
. . .
end { case}
until false;

- 55 -
Există o mare varietate de moduri de adresare; acestea sunt legate de CPU concret
al SC. Se disting însă câteva moduri de adresare uzuale:
- adresare absolută atunci când AR= AF , adică t( x) x,
x AR
- adresare bazată atunci când pentru a obţine o adresă fizică toate adresele
relocabile sunt mărite cu conţinutul registrului de bază Rb( valoarea acestuia este fixată
de către loader sau de către utilizator dacă lucrează în limbaj de asamblare), adică
t( x) ( Rb) x,
x AR .
- adresare indexată atunci când în cadrul instrucţiunii maşină se specifică un
registru de index Ri. Se obţine, printr-o metodă oarecare o adresă provizorie AF1 şi apoi
se obţine adresa definitivă AF2 astfel: AF2: AF1 ( Ri)
. Acest mod de adresare se
foloseşte în special la localizarea elementelor unui tablou.
- adresarea relativă se foloseşte pentru realizarea de salturi într-un program
precizându-se sensul şi numărul de locaţii l( constantă întreagă cu semn) peste care se
sare pentru a se ajunge la noua adresă: AF2: AF1 l.
- adresare indirectă: după ce procesorul obţine o adresă AF1, el interpretează
conţinutul de la AF1 nu ca valoare a unui operand ci ca noua adresă AF2: ( AF1).
Acest
mod de adresare se poate aplica în lanţ şi se aplică în general la invocarea parametrilor
actuali din cadrul unui subprogram.
SC moderne au implementate combinaţii ale acestor metode. Pentru SC care
dispun de memorie virtuală există şi mecanisme mai sofisticate de adresare.
Protecţia memoriei. Fiecare SC respectiv SO trebuie să dispună de mecanisme
care să asigure utilizarea corectă a spaţiului de memorie de către toate procesele
rezidente. Fiecare entitate de memorie alocată(partiţie,pagină,...) conţine o cheie de
protecţie, fiecare entitate de program încărcabilă la un moment dat(segment, pagină,...)
dispune de o cheie de acces. Fiecărei chei de protecţie se asociază un şir de biţi prin care
se specifică posibilităţile zonei respective. Principalele trei posibilităţi sunt R,W şi E:
- R( read-only): din zonă se poate doar citi; se permite executarea instrucţiunilor
maşină care duc date din zonă în regiştri, dar este interzisă memorarea în zona respectivă
a datelor din regiştri. În aceste zone se introduc constantele proceselor.
- W: în zonă se poate scrie; este permisă memorarea în această zonă a datelor din
regiştri. Există două cazuri speciale de scriere: extindere- scriere la sfârşitul zonei şi
ştergere- pregătirea zonei astfel încât următoarea extindere să se facă de la începutul
zonei. Interzicerea posibilităţii W este echivalentă cu posibilitatea R.
- E: conţinutul zonei poate fi executat, deci zona respectivă conţine instrucţiuni
maşină care pot fi executate. Conţinutul zonei rămâne neschimbat(este cod reentrant)
fiind interzis proceselor să modifice zona respectivă.
Procesele( sau segmentele de proces) primesc la încărcare un şir de biţi ce
reprezintă drepturi de acces şi sunt în corespondenţă cu biţii reprezentând posibilităţile
zonelor de memorie.
Protecţia memoriei se face executând doi paşi:
- la fiecare invocare a unei locaţii de memorie se compară cheia de protecţie cu
cea de acces; în caz de neconcordanţă accesul este interzis şi procesul se încheie cu mesaj
de eroare.
- dacă cheile coincid se compară posibilităţile zonei solicitate cu drepturile de
acces ale procesului şi cu acţiunea cerută de proces; accesul este permis dacă comparaţia
se termină cu succes.

- 56 -
Modul concret de implementare a protecţiei memoriei depinde de SC şi SO şi nu
poate fi preluat de la un SC şi SO la altul.
2.2.2. Scheme de alocare a memoriei
Clasificarea tehnicilor de alocare. Problema alocării memoriei se pune în
special la sistemele multiutilizator. Tehnicile de alocare utilizate la diferite SO se împart
în două mari categorii, fiecare înpărţindu-se la rândul ei în subcategorii:
- alocare reală: - la SO monoutilizator
- la SO multiutilizator
- cu partiţii fixe( statică) - absolută
- relocabilă
- cu partiţii variabile( dinamică)
- alocare virtuală - paginată
- segmentată
- segmentată şi paginată.
Alocarea la sistemele monoutilizator. La aceste sisteme este disponibil aproape
tot spaţiul de memorie, iar gestiunea acestui spaţiu cade exclusiv în sarcina utilizatorului
care are la dispoziţie tehnici de suprapunere( overlay) pentru a-şi rula programele mari.
Alocarea memoriei în acest caz este prezentată în figura următoare:
0
a
b
Nucleu SO
Parte
rezidentă
Zona de
suprapunere
Program utilizator
Init
Părţi de suprapus
b b b
Prelucrări
curente
Terminare
c
m
Nefolosit
Porţiunea dintre adresele 0 şi a-1 este rezervată nucleului SO, care rămâne
rezident de la încărcare şi până la oprirea sistemului. Între adresele c şi m-1 ( dacă
memoria are o capacitate de m locaţii) este spaţiul nefolosit de către programul utilizator
curent( adresa c variază de la un program utilizator la altul).
Alocarea cu partiţii fixe. Acest mod de alocare se mai numeşte alocare statică
sau alocare MFT (Memory Fix Tasks). El presupune decuparea memoriei în zone de
lungime fixă numite partiţii. O partiţie este alocată unui proces pe toată durata execuţiei
lui chiar dacă nu o ocupă complet. Un exemplu al acestui mod de alocare este prezentat
în figura următoare( zonele haşurate sunt zonele din partiţii nefolosite de procese):

- 57 -
0
40
86
130
168
190
250
255
Nucleu SO
PR1
PR2
PR3
Partiţia 1
Partiţia 2
Partiţia 3
Alocarea absolută se face pentru programe care sunt pregătite de către editorul de
legături pentru a fi rulate într-o zonă de memorie prestabilită.
La alocarea relocabilă adresarea în partiţie se face cu bază şi deplasament; la
încărcarea unui program în memorie se pune în registrul său de bază adresa de început a
partiţiei. Partiţiile au de obicei lungimi diferite, iar fixarea dimensiunilor partiţiilor este o
problemă dificilă pentru că nu se pot prevedea ce cantităţi de memorie vor solicita
procesele încărcate în aceste partiţii; alegerea unei dimensiuni mai mari scade
probabilitatea ca un proces să fie eliminat din sistem fără a fi executat, dar scade numărul
proceselor active din sistem. Acest mod de alocare se foloseşte de obicei la sistemele
seriale. La fiecare partiţie există un şir de procese care aşteaptă să fie executate. Modul de
organizare al acestui sistem de aşteptare poate influenţa performanţele de ansamblu ale
sistemului şi poate atenua efectul unei eventuale dimensionări defectuoase a partiţiilor.
Există două moduri de legare a proceselor la partiţii:
- fiecare partiţie are o coadă proprie; operatorul stabileşte de la început care sunt
procesele care se vor executa în fiecare partiţie
- există o singură coadă pentru toate partiţiile; SO alege partiţia pentru procesul ce
urmează să intre în execuţie.
Alocarea cu partiţii variabile. Acest mod de alocare se mai numeşte alocare
dinamică sau alocare MVT( Memory Variable Task). În funcţie de solicitările la sistem şi
de capacitatea de memorie încă disponibilă la un moment dat, se modifică automat
numărul şi dimensiunea partiţiilor. În figura următoare se prezintă mai multe stări
succesive ale memoriei în acest tip de alocare:
PR2 FINISH PR4 READY PR1 FINISH PR5 READY
0
40
100
SO
PR1
0
40
100
SO
PR1
0
40
100
SO
PR1
0
40
100
SO
0
40
85
100
PR5
200
200
180
200
180
200
180
200
230
230
230
230
230

- 58 -
PR2
PR4
PR4
PR4
PR3
PR3
PR3
PR3
PR3
a) b) c) d) e)
Atunci când procesul intră în sistem el este plasat în memorie într-un spaţiu în
care încape cea mai lungă ramură a sa; acest spaţiu este format din două partiţii: una în
care se află procesul, iar cealaltă într-un spaţiu liber. În timp numărul spaţiilor libere
creşte, iar dimensiunea lor scade. Fenomenul poartă numele de fragmentarea internă a
memoriei.
În momentul în care pentru un proces nu există spaţiu în care să se încarce, SO va
lua una dintre următoarele decizii:
a) procesul aşteaptă până când i se eliberează o cantitate suficientă de memorie;
b) SO încearcă alipirea unor spaţii libere vecine pentru a se obţine un spaţiu de
memorie suficient de mare; operaţia poartă numele de colaţionare. În figura de mai sus
d), după terminarea procesului PR4 apar trei zone libere adiacente de 15Ko, 80Ko
respectiv 20Ko. SO poate( nu face întotdeauna automat) să formeze un singur spaţiu liber
de 115Ko.
c) SO decide efectuarea unei operaţii de compactare a memoriei( relocare) adică
de deplasare a partiţiilor active către partiţia monitor pentru a absorbi fragmentele de
memorie neutilizate. De regulă compactarea este o operatţie costisitoare şi se aleg soluţii
de compromis:
- lansarea periodică a compactării indiferent de starea sistemului; procesele ce nu
au loc în memorie aşteaptă compactarea sau terminarea unui alt proces.
- realizarea unei compactări parţiale pentru a asigura loc numai procesului care
aşteaptă.
- mutarea unor procese cu colaţionarea spaţiilor libere.
Între alocările de tip MFT şi MVT nu există diferenţe hard. Alocarea MVT este
realizată prin intermediul unor rutine specializate. Alocarea MVT a fost utilizată mai întâi
la sistemele IBM-360 sub SO OS-300 MVT şi apoi la PDP 11/45.
2.2.3. Mecanisme de memorie virtuală
Termenul de memorie virtuală este asociat cu capacitatea de a adresa un spaţiu de
memorie mai mare decât este cel disponibil la memoria operativă a SC. Conceptul a
apărut în 1960 la Universitatea din Manchester odată cu SO Atlas.
Există două metode de virtualizare: alocare paginată şi alocare segmentată.

- 59 -
Alocarea paginată. A apărut la diverse SO pentru a elimina fragmentarea
excesivă ce apare la MVT. Acest tip de alocare presupune cinci lucruri:
a) Instrucţiunile şi datele unui program sunt împărţite în zone de lungime fixă
numite pagini virtuale. Fiecare AR aparţine unei pagini virtuale; paginile virtuale se
păstrează în memoria secundară.
b) Memoria operativă este împărţită in pagini de lungime fixă numite pagini fizice
a căror lungime este fixată prin hard. Paginile virtuale şi cele reale au aceeaşi lungime
care este o putere a lui 2 şi care este o constantă a sistemului( 1Ko, 2Ko,...).
c) Fiecare AR este de forma
p
d
unde p este numărul paginii virtuale, iar d este adresa în cadrul paginii.
d) Fiecare AF este de forma
f
d
unde f este numărul paginii fizice, iar d este adresa în cadrul paginii.
e) Calculul funcţiei de translatare t: AR AF se face prin hard conform
următoarei scheme:
Procesor Adresa Tabele de Adresa Memorie
central virtuală pagini fizică operativă
CPU p d f d
p
f
f
d
Dacă se notează prin M[0..m] notăm memoria operativă, prin k puterea lui 2 care
dă lungimea unei pagini, prin TP adresa de start a tabelei de pagini, atunci algoritmul de
calcul al funcţiei t este:
function t(p,d): integer;
begin

- 60 -
if pagina absentă din memoria operativă then EROARE
else
t: M[ TP]
2
k d
end;
Fiecare proces are propria tabelă de pagini în care este trecută adresa fizică a
paginii virtuale dacă ea este prevăzută în memoria operativă. La încărcarea unei noi
pagini virtuale aceasta se depune într-o pagină fizică liberă, deci în memoria operativă
paginile fizice sunt distribuite în general necontiguu între mai multe procese. Se spune că
are loc o proiectare a spaţiului virtual peste cel real.
Acest mecanism are ca avantaj faptul că foloseşte mai eficient memoria operativă,
fiecare program ocupând doar memoria strict necesară la un moment dat. Un alt avantaj
este acela că mai multe programe pot folosi în comun instrucţiunile unei proceduri( o
astfel de procedură se numeşte reentrantă).
Acest tip de alocare este utilizat la SC IBM-PC dotate cu memorie expandată.
Alocare segmentată. În acest caz textul unui program poate fi plasat în zone de
memorie distincte, fiecare conţinând o bucată de program numită segment( spre deosebire
de alocarea reală unde fiecare proces trebuie să ocupe un spaţiu contiguu). Deosebirea
dintre alocarea paginată şi cea segmentată este că segmentele sunt de lungimi diferite. Ca
şi la alocarea paginată, o adresă virtuală este o pereche ( s, d) unde s este numărul
segmentului, iar d este adresa în cadrul segmentului. Fiecare proces activ are o tabelă de
segmentare şi fiecare intrare în tabelă conţine adresa de început a segmentului. Calculul
de adresă se face ca şi la alocarea paginată; dacă la adresa TS se află începutul tabelei de
segmente atunci funcţia t de translatare a adresei este t( s, d) M[ TS s]
d . Avantajele
alocării segmentate sunt( pe lângă altele):
a) se pot crea segmente reentrante care să fie utilizate în comun de către mai
multe procese( dacă aceste procese au în tabelele lor aceeaşi adresă pentru segmentul
pur).
b) se realizează o bună protecţie a memoriei, fiecare segment putând primi alte
drepturi de acces care sunt trecute în tabela de segmente.
Alocare segmentată şi paginată. La alocarea segmentată este posibil să apară
fenomunul de fragmentare ce apare la alocarea cu partiţii variabile. Ideea alocării
segmentate şi paginate este aceea ca alocarea spaţiului pentru fiecare segment să se facă
în pagini. Pentru aceasta fiecare proces activ are propria tabelă de segmente şi fiecare
segment dintre cele încărcate în memorie are propria tabelă de pagini. Fiecare intrare în
tabela de segmente are un câmp rezervat adresei de început a tabelei de pagini proprii
segmentului respectiv. O tabelă pentru segmentare şi paginare are forma:
Tabela de segmente
( una la proces)
Tabela de pagini
( una la segment)
Memoria reală
Tabela de
procese

- 61 -
O adresă virtuală are forma
s p d
unde s este numărul segmentului, p este numărul paginii virtuale în cadrul segmentului,
iar d este deplasamentul în cadrul paginii.
O adresă fizică are forma
f
d
unde f este numărul paginii fizice, iar d este deplasamentul în cadrul paginii.
Dacă k este constanta ce dă dimensiunea unei pagini( 2 k ), TS adresa de început a
tabelei de segmente a unui proces, iar primul câmp al fiecărei intrări din tabela de
segmente este pointerul spre tabela lui de pagini, atunci funcţia t de translatare se
calculează astfel: t( s, p, d) M[ M[ TS s] p]
2 k d .
Acest sistem de alocare este utilizat de către SO MULTICS, SO VAX/VMS.
Calculatoarele IBM-PC cu microprocesor cel puţin 80386 dispun de un mecanism hard
de gestiune paginată şi segmentată a memoriei extinse.
2.2.4. Gestiunea memoriei sub diverse SO
UNIX
Pentru gestiunea memoriei sub SO UNIX trebuie ţinut cont de faptul că un proces
poate să genereze uşor un alt proces şi că există o mare diversitate de SC pe care este
implementat SO UNIX.
Folosind apelurile sistem fork şi exec se pot crea oricâte procese. Dacă la un
moment dat în memorie există două procese A şi B, iar B execută un apel fork, apoi un
exec(C) atunci harta memoriei apare astfel:

- 62 -
KERNEL KERNEL KERNEL
A
A
A
B
B
Fiul lui B
B
C
a) b) c)
În figură, a) este harta memoriei la început, b) după lansarea lui fork, iar c) după
lansarea lui exec.
Aceste modificări ale memoriei nu se fac sub controlul direct al nucleului, rolul
gestiunii aparţine sistemului de operare care are sarcini suplimentare privind gestiunea
memoriei.
Gama mecanismelor de gestiune a memoriei acoperă tot ce se cunoaşte în
domeniu.
Pentru sistemele mici, monoutilizator implementările UNIX sunt foarte simple: nu
se face nici paginare, nici swapping; există o listă prin care sunt înlănţuite spaţiile libere,
iar alocarea se face ca la alocarea cu partiţii variabile.
Pe maşinile PDP mai slabe decât seria PDP11 s-a adoptat tehnica swapping(
evacuare temporară): procesele inactive sunt evacuate şi încărcate pe/de pe disc.
Implementările VAX/UNIX oferă un spaţiu mare de memorie virtuală. Cele mai
multe implementări UNIX actuale adoptă mecanisme de memorie virtuală cu paginare.
Dacă memoria reală este mică se practică evacuare temporară pe disc.
Fiecare adresă virtuală conţine un număr de pagină şi un deplasament în cadrul
paginii. Componenta MMU( Memory Management Unit) a nucleului transformă această
adresă virtuală în adresă reală. Tabela de gestiune a paginilor este plasată în memorii mai
rapide, dacă există. Fiecare intrare în tabela de pagini conţine:
- corespondenţa între pagina virtuală şi cea reală
- un bit de modificare care are valoarea 1 dacă conţinutul paginii a fost modificat
- un bit de accesabilitate prin care sistemul află dacă într-un interval de timp fixat
de sistem pagina a fost sau nu în memorie
- biţii de protecţie etc.
MS-DOS
Calculatoarele compatibile IBM-PC dispun de obicei de 640 Ko memorie RAM
disponibilă utilizatorului; la acest tip de SC este permisă adresarea a maximum 1 Mo
memorie. SO DOS poate adresa direct 384 Ko. Memoria RAM este împărţită în două
părţi:
- memoria convenţională aflată între adresele 00000 şi 9FFFF( cei 640 Ko
disponibile utilizatorului)

- 63 -
- memoria rezervată( ascunsă, shadow) aflată între adresele A0000 şi FFFFF.
Gestionarea memoriei convenţionale. Porţiunea RAM gestionată de DOS se
împarte în două zone:
- zona sistem: începe de la adresa 0 şi conţine:
- vectorul de întreruperi
- driverele interne
- driverele declarate în CONFIG.SYS
- bufferele disc
- partea rezidentă din COMMAND
- zona TPA ce conţine restul programelor lansate în sistem.
Programele DOS acceptă trei tipuri de segmente: de cod, de date şi de stivă. Un
segment poate avea cel mult 64 Ko. Programele executabile sub DOS sunt de două tipuri:
EXE şi COM. Un program de tip COM are cel mult 64 Ko şi este format dintr-un singur
segment care este în acelaşi timp segment de cod, date şi stivă. Un program de tip EXE
poate fi oricât de mare, poate conţine oricâte segmente care pot ocupa orice locuri în zona
TPA. Deci se poate considera că se foloseşte alocarea segmentată, dar nepaginată.
Unitatea de alocare a memoriei DOS este paragraful care este o porţiune de 16
octeţi şi începe la o adresă multiplu de 16. Controlul spaţiilor de memorie TPA se face
folosind aşa-numitele MCB-uri( Memory Control Block). Un MCB are 16 octeţi şi
conţine:
- un octet de control; toate MCB-urile cu excepţia ultimului au în acest octet codul
ASCII al caracterului M, ultimul are codul lui Z şI marchează sfârşitul listei înlănţuite de
MCB-uri( Mark Zbirkovski)
- pointer( adresă de segment pe 2 octeţi) spre începutul programului părinte al
zonei de memorie ce urmează
- dimensiunea în paragrafe a zonei ce urmează şi care aparţine programului.
O zonă controlată de un MCB conţine un segment al unui program; imediat ce se
termină o zonă controlată de un MCB urmează un alt MCB care controlează o zonă
ocupată de de acelaşi program, de un alt program sau o zonă liberă.
Sub DOS există programe care după terminarea lor rămân instalate în meorie şI
pot fi reactivate în orice moment( TSR-uri Terminate and Stay Resident).
Pentru a se vizualiza organizarea şi ocuparea memoriei DOS se poate folosi
pogramul MEM. Sintaxa de apel este MEM [/p ¦ /d ¦ /c]. Apelat simplu afişează
dimensiunea memoriei convenţionale şi a spaţiului liber. Cu opţiunile p sau d se afişează
adresele şi lungimile zonelor ocupate de diverse programe, numele şi tipul lor. Opţiunea c
dă doar numele şi lungimile programelor din memoria convenţională.
Gestiunea memoriei rezervate. În această zonă DOS îşi rezervă spaţiul necesar
memoriei ecran şi extensiilor acesteia, sunt memorate o serie de componente BIOS şi aici
se află o fereastră de 64 Ko folosită pentru exploatarea memoriei expandate.
Începând cu 1985, sub tutela firmelor Lotus, Intel şi Microsoft s-au elaborat
standarde de folosire sub DOS a unei memorii RAM mai mari de 1 Mo:
- standardul de memorie expandată( EMS) este aplicabil în primul rând maşinilor
cu microprocesor 8086 şI 8088. Principiul lui de bază se numeşte “comutare bank” şi
constă în următoarele: în memorie există mai multe “chip”- uri totalizând până la 8 Mo

- 64 -
care pot ocupa pe rând o aceeaşi adresă aflată în spaţiul de adrese de până la 1 Mo.
Mecanismul de comutare( EMM) foloseşte în acest scop o fereastră de 64 Ko liberă în
memorie rezervată.
- standardul de memorie extinsă( XMS) este aplicabil începând cu maşinile 80286
şi prevede existenţa mai multor chip-uri totalizând până la 16 Mo; fiecare chip are adresă
fixă în spaţiul celor 16 Mo. Pentru programele obişnuite de aplicaţii care “nu văd” un
spaţiu de peste 1 Mo există managerul soft XMM care permite copierea de blocuri de
memorie din spaţiile de peste 1Mo în fereastra de 64 Ko din memoria rezervată şi invers.
În acest mod orice program poate să adreseze un spaţiu de memorie oricât de mare.

- 65 -
2.3. Fişiere şi gestiunea fişierelor
Gestiunea fişierelor este serviciul cel mai vizibil oferit utilizatorului de către SO. SC
poate memora informaţiile, le poate imprima pe hârtie sau afişa pe ecran. Se va prezenta în
continuare situaţia în care memorarea se face pe suport magnetic.
2.3.1. Gestiunea fişierelor din punctul de vedere al utilizatorului
Se numeşte volum o rolă de bandă, un ansamblu formând un disc de masă, un harddisc,
un disc flexibil. În cadrul unui volum informaţiile sunt grupate da către SO la indicaţia
utilizatorului în fişiere. Prin programele sale utilizatorul are acces la un moment dat numai la o
entitate din cadrul unui fişier, entitate numită articol sau înregistrare.
Exemplu: presupunem că informaţiile ce compun un fişier se referă la datele personale
ale studenţilor dintr-o facultate; un articol este format din datele referitoare la un student; există
atâtea articole câţi studenţi sunt în facultate.
Informaţiile dintr-un articol sunt grupate în subdiviziuni numite câmpuri sau atribute.
Fiecare câmp al unui articol are în fişier o valoare. Perechea (câmp, valoare) se numeşte cheie.
Un index de articol este un atribut cu proprietatea că pentru orice două articole valorile atributului
sunt diferite. Un fişier poate avea unul sau mai mulţi indecşi.
Exemplu: un articol dintr-un fişier de tipul din exemplul anterior ar putea avea câmpurile:
- nume
- prenume
- nr_matricol
- data_naşterii
- loc_naştere
- adresa
- buletin
- secţia
- note
Perechea ( nume, “Popescu”) este o cheie; perechea ( nr_matricol, 4221) este un index, la fel
perechea ( buletin, BT312412).
Lungimea de reprezentare a unui articol poate fi aceeaşi pentru toate articolele din fişier
sau poate varia; corespunzător avem articole cu format fix şi articole cu format variabil.
Lungimea maximă de reprezentare a unui articol nu poate fi oricât de mare, deoarece într-un bloc
de informaţie trebuie să intre mai multe articole.
Un sistem de gestiune a fişierelor( SGF) este un ansamblu de rutie de legătură între
utilizator şi componenta de I/O la nivel fizic pentru operarea cu fişiere. Utilizatorul are la
dispoziţie o serie de primitive pe care le poate solicita SGF-ului pentru servicii referitoare la
fişiere. Acţiunile SGF se pot grupa pe 4 niveluri:
- nivel de câmp şi index
- nivel de articol
- nivel de fişier
- nivel de volum.
Conceptul de fişier. Există mai multe definiţii pentru noţiunea de fişier, dar înţelegerea
corectă a acestei noţiuni este intuitivă. S-ar putea defini fişierul ca:
- ansamblu de informaţii definite de către creatorul său
- colecţie de date ce poartă un nume

- 66 -
- ansamblu de elemente( numite articole) grupate şi având ca scop controlul accesului,
regăsirea şi modificarea elementelor.
S-ar putea da o definiţie abstractă a fişierului: un fişier f este o funcţie f:NT unde N
este mulţimea numerelor naturale, iar T mulţimea valorilor posibile pentru un tip de date deja
definit; iN indică numărul de ordine al unui articol din fişier.
Operaţii asupra unui fişier. Fie f un fişier cu n articole. Operaţiile asupra fişierului f se
pot descrie astfel:
Citirea( Read) articolului k din fişier înseamnă obţinerea valorii f(k).
Scrierea( Write) înseamnă adăugarea unui nou articol la fişier; în acest caz fişierul f se
transformă într-un fişier f’ definit astfel:
n:=n+1; f’(i):=f(i), i=1,n; f’(n+1):=x,unde x este valoarea articolului ce se introduce.
Inserarea( Insert) unui nou articol cu valoarea x după articolul cu numărul de ordine k
înseamnă obţinerea unui nou fişier f’ cu n+1 articole definit astfel:
f’(i):=f(i), i=1,k; f’(k+1):=x; f’(i+1):=f’(i), i=k+1,n.
Stergerea( Delete) articolului cu numărul de ordine k înseamnă obţinerea unui nou fişier
f’ cu n-1 articole definit astfel:
f’(i):=f(i), i=1,k-1; f’(i):=f(i+1), i=k,n-1;
Modificarea( Modify) articolului cu numărul de ordine k înseamnă obţinerea unui nou
fişier f’ cu n articole definit astfel:
f’(i):=f(i), i=1,k-1; f’(k):=x; f’(i):=f’(i), i=k+1,n.
Practic, prin aceste operaţii nu se crează întotdeauna un nou fişier. SO acţionează asupra
informaţiilor de pe suport şi lasă nemişcate articolele neimplicate.
Tipuri de acces la articolele unui fişier la o operaţie de citire.
- acces secvenţial la un articol f(i): presupune efectuarea a i-1 accese, în ordine la
articolele cu numerele 1, 2,..., i-1.
- acces direct( random acces) la un articol: presupune existenţa unui mecanism de acces
fără parcurgerea articolelor ce îl preced. Există două moduri de acces direct:
- acces prin număr de poziţie( adresă): se dă sistemului valoarea i şi acesta
întoarce valoarea f(i)
- acces prin conţinut: se dă sistemului o cheie (a,v) şi acesta întoarce articolul i
pentru care f(i).a=v
Tipuri de fişiere. Clasificarea fişierelor se poate face după mai multe criterii:
1) După lungimea unui articol
- fişiere cu articole de format fix
- fişiere cu articole de format variabil: fiecare articol are propria lungime de
reprezentare, sfârşitul articolului se marchează prin octeţi cu conţinut special. Articolele pot avea
şi o parte fixă.
2) După posibilitatea de afişare sau tipărire a conţinutului:
- fişiere text: conţinutul lor poate fi tipărit. Un astfel de fişier este o succesiune de
octeţi fiecare reprezentând codul unui caracter tipăribil. O linie este un şir de caractere ce se
termină printr-un separator de linii( CR/LF). Sfârşitul fişierului se marchează prin caracterul
funcţional EOF.
- fişiere binare: sunt formate din şiruri de octeţi consecutivi fără nici o
semnificaţie pentru afişare; semnificaţia fiecărui octet fiind internă. De exemplu, fişierele obiect
rezultate din compilare sunt fişiere binare, la fel şi cele executabile rezultate în urma editării de
legături.
3) După suportul pe care este rezident fişierul:
- fişiere pe disc magnetic
- fişiere pe bandă sau casetă
- fişiere pe imprimantă
- fişiere tastatură

- 67 -
- fişiere pe ecran
- fişiere pe bandă de hârtie
- fişiere pe plotter, digitizor ş.a.m.d.
Nu toate aceste fişiere acceptă orice tip de operaţie şi nici orice tip de acces. Acces direct acceptă
doar fişierele pe disc, celelalte acceptă doar acces secvenţial. Fişierele tastatură acceptă numai
citire, cele pe imprimantă, plotter sau ecran, numai scriere.
4) După modurile de acces permise de către fişier se disting două tipuri: fişiere
secvenţiale şi fişiere în acces direct. Fişierele secvenţiale permit numai accesul secvenţial; toate
fişierele care au alt tip de suport decât discul magnetic sunt fişiere secvenţiale. Fişierele în acces
direct permit accesul direct cel puţin în citire. Limbajele de programare Pascal, „C‟... dispun de
mecanisme prin care se pot realiza fişiere în acces direct prin număr de poziţie. Unele limbaje sau
SO au mecanisme ce permit accesul direct prin conţinut( organizări evoluate ale fişierelor). Dintre
acestea cele mai importante sunt fişierele organizate: secvenţial indexat, selectiv, multilistă,
inverse, folosind B-arbori.
Referirea la un fişier se face în funcţie de regulile sintactice impuse de către SO. În
general referirea se face printr-un şir de caractere( fără spaţii) ce conţine cinci zone:
Periferic : Cale Nume . Tip ; Versiune
Sintaxa concretă cerută de fiecare SO particular foloseşte numai unele dintre aceste zone:
SO Periferic Cale Nume Tip Versiune
RSX da da 9 caractere 3 caractere da
UNIX - da 14 caractere - -
CP/M da - 8 caractere 3 caractere -
MS_DOS da da 8 caractere 3 caractere -
Periferic indică numele perifericului suport al fişierului, nume impuse de către SO.
Cale desemnează subdirectorul din cadrul discului unde se află fişierul. Pentru RSX calea
se specifică prin UIC sub forma [g,m]. În absenţa căii SO ia în considerare o cale implicită, UICul
implicit pentru RSX sau directorul implicit pentru UNIX şi MS_DOS.
Nume este un şir de litere şi cifre date de creatorul fişierului.
Tip sau Extensie a numelui este dat tot de către utilizator şi reflectă conţinutul fişierului.
Fiecare SO cere de obicei o extensie standard la anumite tipuri de fişiere. Iată câteva tipuri de
fişiere şi modul în care sunt ele specificate în cele trei SO:
RSX CP/M MS_DOS Tip de fişier
BAS BAS BAS Text sursă BASIC
FTN FOR FOR Text sursă FORTRAN
PAS PAS PAS Text sursă PASCAL
C C C Text sursă „C‟
CBL
Text sursă COBOL
MAC ASM ASM Fişier sursă în limbaj de asamblare
OBJ REL OBJ Fişier obiect rezultat al unei compilări
TSK COM EXE COM Fişier executabil, rezultat al unei editări de legături
CMD SUB BAT Fişier de comenzi
LST PRN LST Fişier listing
DAT DAT DAT Fişier de date
DOC DOC DOC Fişier text conţinând documentaţii
TXT TXT TXT Fişier text oarecare
MAP MAP Fişier de alocare la editarea de legături

- 68 -
DIR
Fişier director
ODL
Text conţinând descrierea reacoperirii
OLB REL LIB Fişier bibliotecă de module obiect
TMP $$$ TMP Fişier temporar
BAK BAK Fişierul vechi după editarea unui text
Versiune este o noţiune proprie RSX şi diferenţiază mai multe versiuni ale aceluiaşi fişier.
2.3.2. Acţiunile SGF la nivel de articol
După cum s-a specificat în paragraful anterior, în practică, la operaţiile de scriere,
inserare, modificare, nu se creează un nou fişier, ci SGF acţionează numai asupra articolelor în
cauză.
În funcţie de suportul fişierului, operaţiile permise fizic sunt:
- citire, pentru suporturile disc, bandă magnetică, bandă de hârtie, cartele, tastatură,
digitizor
- scriere, pentru suporturile disc, bandă magnetică, bandă de hârtie, ecran, imprimantă,
plotter
- inserare, ştergere, modificare, pentru suporturile de tip disc.
Scrierea şi actualizarea fişierelor disc. Suportul disc permite scriere şi citire în acelaşi
timp. Operaţiile de scriere, inserare, ştergere şi modificare se derulează diferit în funcţie de
formatul articolelor şi de faptul că fişierul este secvenţial sau nu.
Pentru fişiere secvenţiale se procedează în felul următor:
- scrierea se desfăşoară în mod firesc
- modificarea se face prin rescrierea articolului nou peste cel vechi; celelalte articole
trebuie să rămână nemişcate de la locul lor. Acest lucru este posibil numai dacă articolele sunt de
lungime fixă.
- ştergerea se face prin invalidare, fără ca articolul să elibereze zona fizică pe care o
ocupă. SGF adaugă la fiecare articol un octet numit indicator de ştergere care are valoarea 1 dacă
articolul există pentru SGF şi 0 dacă este ignorat( se consideră şters); pentru a evita ocuparea unui
spaţiu fizic considerabil se recomandă ca din când în când fişierul să fie recreat pentru a elibera
spaţiul fizic ocupat de articolele şterse.
- inserarea unui articol trebuie făcută în aşa fel încât celelalte articole să rămână
nemişcate; acest fapt este posibil numai dacă articolele sunt legate printr-o listă înlănţuită care
permite ca două articole să fie vecine logic chiar dacă ocupă spaţii fizice îndepărtate.
Pentru fişierele în acces direct operaţiile se desfăşoară în mod similar. De regulă sunt
permise a se efectua în acces direct toate cele patru operaţii. Există însă unele organizări de fişiere
în acces direct care permit operaţia de citire numai în acces secvenţial.
Blocarea şi deblocarea articolelor. Pentru a prezenta aceste concepte să revenim la
împărţirea unui fişier în blocuri( pagini, înregistrări fizice). Un bloc este unitatea de schimb între
suportul fişierului şi memoria internă.; lungimea lui este delimitată da capacitatea memoriei
disponibile. Un bloc conţine unul sau mai multe articole. SO RSX, UNIX, CP/M, MS_DOS au
dimensiunea unui bloc disc fixată la generarea sistemului. SGF sub RSX, CP/M, MS_DOS
utilizează conceptul de articol în timp ce UNIX defineşte un fişier ca un şir de octeţi, fiecare octet
este adresabil în cadrul fişierului, deci un articol este format dintr-un octet; fişierul este în blocuri
de câte 512 octeţi.
La nivel fizic, fiecare SO vede fişierul ca o succesiune de blocuri. Prin intermediul SGF
se realizează gruparea mai multor articole într-un bloc la operaţia de scriere- blocarea articolelorşi
operaţia inversă la citire- deblocarea articolelor. Prin aceste operaţii se efectuează câte o citire
sau scriere fizică la fiecare bloc de articole, nu la fiecare articol.

- 69 -
Se presupune în continuare pentru simplificare că se lucrează numai cu fişiere secvenţiale
şi numai cu operaţii de citire şi scriere. Algoritmii de blocare şi deblocare se vor descrie în
continuare prin procedurile Get şi Put. În practică un bloc de informaţie începe cu un antet de
bloc ce conţine câţiva octeţi cu informaţii ce caracterizează blocul( de exemplu lungimea
informaţiilor utile din bloc). După antet urmează articolele unul după altul. Dacă antetul lipseşte
atunci constanta LAT va avea valoarea zero. Analog, un articol poate să înceapă cu un antet de
articol format din octeţi ce caracterizează articolul( octetul indicator de ştergere, lungimea
articolului,...). Dacă antetul lipseşte constanta LAA va avea valoarea zero. Parametrul la conţine
lungimea efectivă a articlului, fără antet, iar parametrul za conţine articolul efectiv, fără antet.
Utilizatorul comunică cu SGF numai prin intermediul acestor doi parametri. Se mai folosesc
pentru descrierea blocării şi deblocării două proceduri şi două funcţii cu semnificaţiile:
Procedure Puneantett( var Z: tampon; l: integer); prin care se depune la începutul zonei
Z un antet de bloc ce cuprinde l octeţi de informaţie, inclusiv antetul de bloc.
Procedure Puneanteta(Z: tampon;i,l:integer); prin care se depune în zona Z începând cu
poziţia i un antet de articol; articolul are o lungime totală, inclusiv antetul,de l octeţi.
Function Scoateantett( Z: tampon): integer; întoarce, plecând de la antetul blocului aflat
în zona Z, lungimea totală a blocului, inclusiv antetul de bloc.
Function Scoateanteta( Z: tampon; i: integer): integer; întoarce lungimea totală a
articolului, inclusiv antetul, aflat în blocul Z, începând de pe poziţia i.
const
LAA=...;{ lungimea antetului de articol}
LAT=...;{ lungimea antetului de bloc}
LMAXA=...;{ lungimea maximă a unui articol}
LMAXT=...;{ lungimea zonei tampon care coincide cu lungimea unui bloc}
type
articol: array[1..LMAXA] of byte;
tampon: array[1..LMAXT] of byte;
var
fisier: file of tampon;
Zt: tampon;{ rezervarea spaţiului pentru zona tampon}
it, odt: integer;{ indicatorul articolului curent în tampon respectiv numărul de octeţi
disponibil în tampon}
procedure Put( Za: articol; la integer);
var i:integer;
begin
if odt

- 70 -
if eof(f) then goto 9999; { sfârşit de fişier}
read( fisier, Zt); it:=LAT; odt:= Scoateantett( Zt)- LAT
end;
la:= Scoateanteta( Zt, it)- LAA;
for i:=1 to la do Za[i]:=Zt[it+LAA+i];{ mută din tampon în articol}
it:= it+LAA+la; odt:=odt-LAA-la;
goto 9998; { se întoarce un articol efectiv}
9999:
la:=-1; { se întoarce”sfârşit de fişier”}
9998:
end; { Get}
Dacă în urma apelului procedurii Get utilizatorul primeşte ca lungime de articol citit
valoarea -1 înseamnă că s-a ajuns la sfârşitul fişierului.
Se impun trei observaţii privind închiderea şi deschiderea unui fişier:
- dacă fişierul e deschis pentru citire( se va folosi numai procedura Get) atunci SGF
atribuie în momentul deschiderii odt:=0 astfel că la primul apel al procedurii Get se va face
citirea fizică a primului bloc din fişier.
- dacă fişierul e deschis pentru scriere( se va folosi numai procedura Put) atunci SGF
atribuie în momentul deschiderii it:= LAT; odt:=LMAXT-LAT; realizându-se începutul
introducerii de articole de la un tampon vid. În plus, cele două atribuiri fac tamponul disponibil,
ocolind scrierea tamponului deja existent, acţiune fără sens la prima scriere în fişier
- utilizatorul trebuie să ceară SGF închiderea fişierului la terminarea lucrului cu acesta(
obligatoriu dacă fişierul a fost deschis pentru scriere). La închiderea unui fişier deschis pentru
scriere, SGF execută Puneantett( Zt, LAT+it-1); write( fisier, Zt). Dacă se omite comanda de
închidere a fişierului, conţinutul ultimului buffer nu va mai fi scris în fişier.
În ceea ce priveşte accesul direct şi alte operaţii( în afară de citiri şi scrieri), tehnica
blocării şi deblocării este aplicabilă. Pentru a putea realiza operaţiile de midificare, ştergere,
adăugare, SGF gestionează zona tampon astfel:
- câtă vreme s-a acţionat numai asupra articolelor aflate în acelaşi tampon, acesta e
păstrat ca tampon curent
- când se impune schimbarea tamponului curent, SGF ştie dacă acesta a fost modificat
sau nu şi îl depune pe suport înainte de a fi înlociut, dacă este cazul.
2.3.3. Acţiunile SGF la nivel de fişier
În această secţiune ne vom ocupa de acţiunile SGF ce privesc fişierul ca o entitate şi ne
vom ocupa de fişiere memorate pe disc.
Operaţiile care se vor studia sunt cele de deschidere şi închidere a unui fişier, de creare,
de ştergere, de copiere, de schimbare a numelui sau de listare( dacă este text) a unui fişier. Înainte
de a detalia aceste operaţii se vor prezenta structurile de date pe care trebuie să le întreţină SGF
pentru a putea realiza operaţiile.
Descriptorul de fişier. Informaţiile de descriere a unui fişier sunt conţinute într-un
articol special numit descriptor de fişier. Locul de memorare a articolului descriptor este într-un
loc special numit directorul de fişier( despre care se va vorbi în secţiunea următoare). Într-un
descriptor de fişier apar patru grupe de informaţii: identificarea fişierului, informaţii privind
adresele fizice disc pe care le ocupă, informaţii de control al accesului la fişier, informaţii de
organizare şi calendaristice.
Identificarea fişierului. Această informaţie este compusă dintr-o pereche (N, I). Valoarea
N conţine numele simbolic al fişierului şi este un şir de caractere cu structura prezentată anterior;
prin această valoare SGF realizează lagătura cu utilizatorul. Valoarea I este un număr prin care
descriptorul este reperat pe disc în mod direct; prin această valoare SGF realizează legătura cu

- 71 -
celelalte componente ale SO. Diverse SO folosesc pentru I diferite denumiri: i-node( UNIX),
handle( MS_DOS), pointer în INDEXF.SYS( RSX) etc. Identificatorul de fişier este folosit de
către diferite programe utilitare pentru refacerea unei structuri de fişiere compromise.
Adresele fizice ocupate de fişier. De regulă un fişier ocupă pe disc mai multe zone; în
funcţie de tehnica de alocare folosită, în aceste adrese se vor memora informaţiile necesare
regăsirii articolelor fişierului.
Controlul accesului la fişier. Conţine informaţii despre cine are drepturi de acces la fişier
şi ce fel de drepturi are şi informaţii privind reglementarea multiaccesului simultan la fişier(
pentru SO multiutilizator).
Informaţii de organizare şi calendaristice. Aici se trec mai multe tipuri de informaţii
printre care:
- modul de organizare a fişierului: secvenţial, secvenţial-indexat, înlănţuit,...
- formatul articolelor: fix, variabil, fişier text şi standardul de codificare( ASCII,
EBCIDIC);
- data şi ora creării( ultimei actualizări, ultimea citiri);
- numărul total de consultări ale fişierului;
- dispoziţii de păstrare a fişierului: permanent, temporar, un număr de zile etc.
Funcţiile de deschidere şi închidere( open şi close). Acţiunile SGF desfăşurate înaintea
primului acces la un fişier sunt grupate în operaţia de deschidere( Open) a fişierului. Acţiunile
SGF desfăşurate după ultimul acces la un fişier sunt grupate în operaţia de închidere ( Close) a
fişierului respectiv.
Rutina de deschidere Open. Operaţia Open informează SO că un anumit fişier va deveni
activ. Prima sarcină a deschiderii este de a face legătura între informaţiile de identificare a
fişierului şi variabila din program care prin care utilizatorul se referă la fişier. Prin deschidere
sunt efectuate controale asupra drepturilor de acces ale utilizatorului la fişier, se fac iniţializari
necesare acceselor ulterioare etc. Concret, în funcţie de condiţiile de deschidere avem:
a) pentru un fişier care există deja pe disc:
- realizează legătura între variabila de program ce indică fişierul, suportul pe care se află
fişierul şi descriptorul de fişier aflat pe disc
- verifică pe baza drepturilor de acces dacă utilizatorul are sau nu acces la fişier.
b) pentru un fişier nou, ce urmează a fi creat:
- alocă spaţiu pe disc pentru memorarea viitoarelor articole ale fişierului
c) atât la fişier nou cât şi la cel existent:
- alocă memorie internă pentru zonele tampon necesare accesului la fişier;
- încarcă rutinele de acces la articolele fişierului şi execută instrucţiunile lor de
iniţializare;
- generează o formă cadru a instrucţiunilor de comandă a canalului I-O;
- memorează unele dintre datele obţinute la a), b), c) şi cele din descriptorul fişierului
într-o structură de date din memoria internă, cunoscută sub numele de bloc de control( File
Control Bloc, FCB); fiecare utilizator are pentru fiecare fişier propriul FCB, unele fişiere(
standard) au FCB în monitorul sistemului.
Rutina de închidere Close. Operaţia de închidere anunţă SO că fişierul încetează a mai fi
activ. Unele SO cer anunţarea explicită a închiderii, altele efectuează automat închiderea
fişierului la sfârşitul programului. Prin închidere se pun la zi informaţiile generale despre fişier(
lungime, adrese de început şi de sfârşit, data modificării etc).
În funcţie de condiţiile de închidere avem:
a) pentru fişiere temporare create în programul curent şi de care nu mai este nevoie:
- se şterge fişierul şi se eliberează spaţiul disc ocupat.
b) pentru fişiere nou create care trebuie reţinute:
- creează o nouă intrare în directorul discului.
c) pentru toate fişierele care trebuie reţinute:

- 72 -
- inserează dacă e cazul marcajul EOF după ultimul articol al fişierului;
- goleşte( pune pe suport) ultimele informaţii existente în zonele tampon;
- pune la zi cele patru grupe de informaţii din descriptorul de fişier cu valorile curente;
- dacă fişierul a fost modificat se marchează acest lucru şi se pune numele fişierului întro
listă a sistemului( în vederea salvării de către SO a tuturor fişierelor modificate).
d) pentru toate fişierele, permanente sau temporare:
- aduce capul de citire a discului în poziţia zero;
- eliberează spaţiul de memorie ocupat de către FCB;
- eliberează spaţiile ocupate de zonele tampon în memoria operativă.
Alte operaţii globale cu fişiere. Operaţiile ce urmează se execută de regulă prin
intermediul unor programe utilitare ale SO, în particular prin intermediul unor comenzi standard
ale SO.
Crearea unui fişier. Pentru un fişier cu organizare simplă această operaţie coincide cu
deschiderea fişierului pentru scriere. Pentru fişierele cu structură mai sofisticată crearea înseamnă
o formatare care pregăteşte spaţiul fizic în vederea încărcării lui cu informaţii.
Stergerea unui fişier. Această acţiune are ca efect eliberarea spaţiului fizic ocupat de
articolele fişierului şi se elimină din director intrarea ce conţine descriptorul fişierului respectiv.
Copierea unui fişier în alt fişier. Prin această operaţie se realizează o copiere fizică a
fişierului sursă într-un fişier numit destinaţie; în urma copierii fişierele vor avea acelaşi conţinut.
Schimbarea numelui de fişier. Această operaţie lasă neschimbat conţinutul fişierului, îi
schimbă doar numele. Dacă se schimbă numele sau tipul fişierului operaţia se numeşte
redenumire, dacă se schimbă calea de acces spre fişier operaţia poartă numele de mutare.
Listarea fişierului. Operaţia este un caz particular al copierii, atunci când fişierul sursă
este de tip text, iar fişierul destinaţie este imprimanta sau ecranul unui terminal.
Concatenarea mai multor fişiere. Această operaţie este o generalizare a copierii.
Concatenarea se poate face în două moduri: adăugarea unor fişiere sursă la un fişier existent,
obţinându-se un fişier nou sau crearea unui fişier nou ce conţine fişierele sursă alipite.
Diverse SO mai conţin şi alte programe utilitare ce operează cu fişierele ca entităţi. Iată
câteva dintre aceste operaţii:
Compararea a două fişiere. Compararea se face parcurgând secvenţial cele două fişiere,
octet cu octet; după depistarea unui număr fixat de nepotriviri compararea se opreşte cu rezultat
fals. Dacă cele două fişiere nu au aceeaşi lungime sau nu sunt de acelaşi tip, compararea nu se
lansează.
Fuzionarea a două sau mai multe fişiere. Pentru a se realiza această operaţie se
stabileşte un criteriu de stabilire a ordinii de fuzionare a articolelor din fişiere; de obicei articolele
au un atribut comun şi apar în fişiere ordonate după valorile atributului respectiv.
Sortarea articolelor unui fişier. Este o operaţie des utilizată în special în prelucrările cu
caracter economic. Unele limbaje de programare dispun chiar de instrucţiuni special în acest sens(
de exemplu Cobol).
Operaţii de filtrare a unui fişier. Prin filtru se înţelege un program care citeşte un fişier
şi creează din el altul pe baza unor criterii( sortare, eliminarea liniilor cu un anumit conţinut,
macroprocesarea etc).
Compactarea unuia sau mai multor fişiere în vederea arhivării lor. Se foloseşte pentru
păstrarea în arhive a unor fişiere al căror conţinut va fi util doar peste un anumit interval de timp
sau pentru a păstra copii de siguranţă a unor fişiere importante. Compactarea poate fi văzută ca o
codificare a datelor în care codurile caracterelor au lungimi variabile: caracterele întâlnite mai
frecvent sunt reprezentate printr-un număr mai mic de cifre binare; aceste tipuri de coduri fac
parte din clasa codurilor Huffman. Prin compactare se realizează o economie a spaţiului fizic.
Pentru fiecare program de compactare există şi program de compactare care reface structura
fişierului plecând de la arhivă.

- 73 -
Protecţia, securitatea şi controlul accesului. Motivele pentru care protecţia şi securitatea
datelor sunt un aspect captivant al ştiinţei calculatoarelor sunt următoarelor:
- importanţa protecţiei informaţiilor faţă de accesul neautorizat la ele;
- “secretul” în care fabricanţii de SC şi soft ţin detaliile legate de realizarea protecţiei;
- spectaculoasele furturi realizate cu ajutorul calculatorului;
- apatiţia viruşilor calculatoarelor.
Protectia informaţiei poat efi privită din două puncte de vedere:
- aspectul tehnic: problemele de protecţie şi securitate sunt rezolvate în primă instanţă de
echipamentul hard după care sunt realizate soft( SO deţine mecanisme prin care permite
utilizatorilor să-şi realizeze propriile mecanisme de protecţie.
- aspectul economic: decide cât de complex( şi scump) terbuie să fie un mecanism de
protecţie având în vedere pagubele ce se pot produce prin încălcarea protecţiei şi securităţii.
Utilizarea de parole, fişiere ascunse, activarea unor programe preliminare înainte de a
folosi efectiv un produs sunt numai câteva mijloace( simple) de protecţie.
Pentru a realiza protecţia, securitatea şi controlul accesului la fişiere din perspectiva SO
se poate folosi o matrice A de control al accesului în care A(i,j)=1 dacă utilizatorul i are drept de
acces la fişierul j şi 0 în caz contrar, numărul liniilor matricii este egal cu numărul utilizatorilor,
iar numărul coloanelor este egal cu numărul fişierelor de pe disc. Prin această tehnică se ocupă un
spaţiu de memorie mare( deşi matricea A este matrice rară) şi deci se foloseşte mai rar. O altă
tehnică ar fi cea a împărţirii utilizatorilor în clase cum ar fi:
- proprietar: de regulă cel care creează fişierul; stabileşte pentru toţi ceilalţi utilizatori
drepturile de acces
- utilizator specificat: este nominalizat de către proprietar şi are statut special în raport cu
fişierul
- grup sau proiect: grup de utilizatori ce lucrează împreună la acelaşi proiect şi utilizează
în comun un anumit fişier
- public: restul utilizatorilor.
Se va exemplifica în continuare cum se poate realiza protecţia sub diferite SO.
UNIX. În acest SO utilizatorii sunt împărţiţi în patru clase:
- u( User) defineşte proprietarul fişierului;
- g( Group) defineşte un grup de utilizatori;
- o( Other) reuneşte utilizatorii din sistem care nu au fost prinşi în primele două clase.
În momentul primului contact cu SO UNIX utilizatorul ia legătura cu administratorul
sistemului care dă utilizatorului o parolă şi îl integrează într-un grup, în funcţie de interesele
utilizatorului. Fiecare clasă de utilizatori are la dispoziţie trei atribute independente, fiecare
putând fi permis sau interzis:
- r permite sau interzice citirea din fişier
- w permite sau interzice scrierea, adăugarea, modificarea sau ştergerea de octeţi din fişier
- x indică dreptul de a executa fişierul respectiv( care conţine instrucţiuni maşină sau este
fişier de comenzi).
În mod implicit atributele sunt stabilite de componenta ce creează fişierul( un fişier
executabil va primi atributul x). Proprietarul şi administratorul sunt singurii care pot modifica
protecţia fişierului prin comanda chmod.
MS-DOS. Fişierele DOS au şase perechi de atribute, dintre care două se referă la
protecţie în mod direct, iar celelalte indirect. Cele şase perechi sunt:
- R+ fişier protejat la scriere;
- R- este permisă şi scrierea şi citirea fişierului
- HID+ fişier ascuns
- HID- fişier vizibil

- 74 -
- SYS+ fişier al sistemului
- SYS- fişier utilizator obişnuit
- V+ descriptorul nu se referă la un fişier obişnuit ci la eticheta volumului respectiv
- V- descriptor obişnuit, nu etichetă de volum
- S+ descriptorul respectiv indică un fişier director
- S- descriptorul unui fişier obişnuit
- A+ fişier destinat arhivării deoarece conţinutul său a fost modificat
- A- de la ultima restaurare a fişierului s-au făcut eventual numai citiri, deci nu mai trebuie
salvat.
Atributele pot fi modificate cu comanda ATTRIB sau folosind programul Norton
Utilities. Atributul V+ este fixat la formatarea discului, iar S+ la crearea unui nou director.
Informaţiile asupra atributelor de fişier sunt memorate în descriptorul de fişier. Primii şase biţi
indică în ordine atributele R, HID, SYS, V, S, A şi au valoarea 1 dacă atributul e cu semnul + şi 0
dacă e cu -.
2.3.4. Moduri de organizare a fişierelor
Organizarea unui fişier este modalitatea în care sunt aranjate articolele sau părţi din ele
astfel încât să permită modurile de acces dorite. Ne vom limita în continuare numai la fişierele
clasice şi pentru simplitate presupunem că toate articolele fişierului sunt de acelaşi tip şi sunt
împărţite în câmpuri( atribute).
Organizarea secvenţială. Se foloseşte mult datorită simplităţii ei.. Între articolele unui
astfel de fişier există o relaţie de ordine astfel: articolul X urmează în fişier unui articol Y dacă X
a fost introdus în fişier după introducerea lui Y. Acest mod de organizare este natural pentru
suportul bandă; el există şi pentru suportul disc, dar aici două articole vecine pentru utilizator nu
sunt neapărat vecine şi fizic. Formatul articolelor unui fişier secvenţial poate fi fix sau variabil.
Accesul la un articol al unui fişier secvenţial se face secvenţial.
Fişiere în acces direct prin poziţie. Un astfel de fişier are de regulă articole cu format
fix. Prin SGF există posibilitatea de a avea acces în mod direct la orice sector disc alocat fişierului
respectiv. Să presupunem( ca în figura următoare) că sectoarele ocupate de fişier sunt
numerotate 0, 1, 2,..., n. Capacitatea unui sector se va nota cu s, iar lungimea unui articol
presupunem că este l( nu se vor lua în considerare antetele de bloc şi de articol). Se presupune că
articolele sunt plasate pe suport succesiv chiar dacă un articol începe pe un sector şi se termină pe
altul.
Sector
0 1 2 3 . . . n-1
s
Fie Articol r numărul articolului
0 1
solicitat. 2 3
Cu
4
sr
5
se notează ... a-1 numărul sectoarului în care începe
articolul solicitat, iar cu or numărul
l
octetului în cadrul sectorului. Pentru a localiza în acces direct
acest articol, SGF face următoarele calcule: sr: ( rl) div s; or: ( r
l)mod s;
După aceste calcule, SGF face acces direct la sectorul sr şi începând cu octetul or extrage
sau depune articolul solicitat.
În cazul articolelor cu format variabil această schemă nu funcţionează. Există alte tehnici
pentru acces în acest caz, de regulă se reţine fie lista adreselor disc la care începe fiecare articol,
fie lista lungimilor acestor articole sau, în cazul în care lungimile articolelor nu diferă prea mult,
se reţine pentru fiecare articol cu cât este mai lung decât articolul de lungime minimă( aceste
valori se pot reţine pe un număr mai mic de biţi, de exemplu dacă diferenţele sunt mai mici de 15
octeţi, ele se pot reţine pe 4 biţi). Majoritatea limbajelor de programare de nivel înalt au

- 75 -
implementate mecanisme de acces direct prin poziţie pentru articole de format fix, de exemplu
funcţia fseek pentru limbajul „C‟ standard.
Fişiere inverse. Un astfel de fişier permite un mod natural de organizare pentru a se
realiza accesul direct prin conţinut. Această organizare presupune existenţa în acelaşi timp a
două fişiere unul de bază şi altul invers care sunt create şi actualizate simultan. Fişierul invers
conţine pentru fiecare cheie specificată de utilizator adresele disc la care se află articolele ce
conţin cheia respectivă.
Să considerăm de exemplu următoarele chei ( NUME, “Alb”), ( NUME, “Pop”),(
FUNCŢIA, “student”). Fişierele de bază şi invers pot să arate astfel:
Fisier
invers
( NUME, “Alb”) n 1 a 11 a 12 . . . a 1n1
( NUME, “Pop”) n 2 a 21 a 22 . . . a 2n2
. . . . . . . .
( FUNCŢIA, “student”) n p a p1 a p2 . . . a pnp
Fisier
de baza
“Alb”
“Alb”
“student”
“Pop”
“student”
Fişierul invers conţine p chei. Prin n 1 , n 2 ,..., n p se specifică câte articole din fişierul de
bază conţin respectiv cheile 1, 2, ..., p. Prin a ij s-a notat adresa celui de al j-lea articol al fişierului
de bază care conţine cea de-a i-a cheie indicată în fişierului invers. Este evident că are loc relaţia
j k a a , i
. Fiecare articol al fişierului invers are pe lângă cheie atâţia biţi câte
ij
ik
articole are fişierul de bază. Fiecare bit este 1 dacă articolul are cheia respectivă sau este 0 în caz
contrar. Tehnica inversării prin şiruri de biţi este avantajoasă şi pentru faptul că permite regăsirea
rapidă a tuturor articolelor care verifică o expresie logică de chei. Spre exemplu, dacă se cer toate
articolele ce conţin simultan cheile K i şi K j , atunci între articolele i şi j din fişierul invers se
execută o operaţie şI bit cu bit. Dacă se cer toate articolele care conţin cel puţin una dintre cheile
K i sau K j atunci se execută o operaţie SAU bit cu bit, iar dacă se cer toate articolele ce nu conţin
cheia K i atunci sunt inversaţi toţi biţii articolului i al fişierului invers.
Indiferent de modul de realizare al inversării, dacă în fişierul invers sunt toate cheile din
fişierul de bază, atunci în orice moment din fişierul invers se poate crea fişierul de bază şi
reciproc.
Fişiere multilistă. Tehnica inversării devine ineficientă în cazul fişierelor de bază foarte
mari pentru că articolele fişierului invers devin lungi şi greu de manipulat. Abordarea multilistă
înlătură acest inconvenient. Acest mod de organizare este conceput pentru acces direct prin
conţinut.
Utilizatorul defineşte o serie de atribute şi o serie de valori ale acestora care vor fi cheile
fişierului; presupunem pentru simplitate că au fost selecţionate toate cheile fişierului de bază.
SGF ataşează fiecărei chei dintr-un articol un pointer către articolul următor ce conţine aceeaşi
cheie; articolele fişierului de bază sunt legate prin atâtea liste câte chei sunt în fişier. Fiecare
articol participă la c liste, unde c este numărul de scrieri ale articolului. Se creează de asemenea o

- 76 -
zonă conţinând cheile fişierului şi adresele primelor articole ce conţin cheile respective( capetele
de listă), zonă numită fişier director. Iată în continuare un exemplu de fişier multilistă:
Fisier
de chei
(NUME “Alb”) a 11
(NUME “Pop”) a 21
(FUNCŢIA “student”)
a p1
Fisier
de baza
a 11 a 12 a 1n1
. . .
a p1 a p2 a pnp
. . .
Ca şi la fişierele inverse şi la cele multilistă are loc relaţia j k aij
aik
, i
şi în plus
relaţia i k a a poate să apară de foarte multe ori, eficienţa organizării multilistă creşte
ij
kj
proporţional cu apariţia acestei relaţii.
Fişiere secvenţial-indexate. Acest mod de organizare este cel mai des întâlnit pentru
acces direct prin conţinut. Se presupune că există pentru date un atribut cu valori unice pentru
fiecare articol( atribut index). Articolele sunt scrise pe suport în acces secvenţial şi sunt plasate în
ordinea crescătoare a valorilor indexului şi sunt grupate în blocuri de informaţie numite pagini.
Deci toate valorile indexului dintr-o pagină sunt mai mici sau mai mari decât valorile indexului
din altă pagină. În paralel cu crearea fişierului se creează o tabelă de indecşi in care se trece
pentru fiecare fişier adresa disc a paginii şi valoarea celui mai mare index din pagină( dacă
fişierul de indecşi este prea mare se poate organiza ca arbore).
De exemplu, să considerăm un fişier secvenţial-indexat ce are o tabelă de indecşi
organizată pe 1, 2 sau 3 nivele; criteriul de alegere a nivelelor este legat de structura fizică a
informaţiei pe discul magnetic. Conţinutul tabelei este următorul:
Nivelul 3- fişier, are atâtea intrări câte volume disc ocupă fişierul şi fiecare intrare are
forma:
Ultimul index din volum Numărul volumului
Tabela este plasată pe ultimul volum al fişierului.
Nivelul 2- volum, are atâtea intrări câţi cilindri sunt alocaţi fişierului în volumul respectiv
şi are forma:
Ultimul index din cilindru Numărul cilindrului
Tabela este plasată pe ultimul cilindru alocat fişierului în volumul respectiv.
Nivelul 1- cilindru, are atâtea intrări câte pagini din fişier există pe cilindrul respectiv şi
are forma:
Ultimul index din pagină Adresa paginii
Tabela este plasată pe ultimele sectoare ale cilindrului.
O porţiune dintr-un fişier secvenţial-indexat poate să arate astfel:
Fişier:
82
121
1
Tabele de indecşi
Volum:
12
31
82
2
Cilindru:
3
7
12
16
25

- 77 -
Prin căutare binară se ajunge în mod direct la pagina ce conţine articolul căutat. În cadrul paginii
căutarea se face secvenţial. Deci din cel mult trei accese la disc se obţine articolul căutat( în
figură sunt numerotate accesele la disc şi informaţiile invocate pentru a obţine articolul cu cheia
21). Dacă fişierul este monovolum, nivelul trei al tabelei nu mai este necesar, iar dacă fişierul
ocupă cel mult un cilindru, nu mai este necesar nici nivelul doi.
Apar în acest caz două dezavantaje. Primul se referă la necesitatea reorganizării
frecvente; pentru a se elimina acest neajuns au apărut fişierele ce utilizează structurile de B-
arbori. Al doilea dezavantaj este legat de necesitatea de a efectua mai multe accese la disc pentru
un articol; pentru a elimina acest dezavantaj au apărut fişierele selective.
Actualizarea unui fişier secvenţial-indexat se face în acces direct. Dacă de exemplu se
doreşte inserarea unui articol având valoarea indexului 20 se observă ca locul lui ar fi în pagina
cu indecşii 17,19,21 şi 25( această pagină se numeşte parte principală). Dar pentru aceasta ar
trebui reorganizată tabela de indecşi şi ar trebui ca toate articolele cu index mai mare ca 20 să fie
deplasate şi această soluţie nu convine. Soluţia este de a lega articolele între ele printr-o listă
simplu înlănţuită şi memorarea articolului de inserat într-o zonă numită parte de depăşire. În
exemplul prezentat, articolul cu indexul 19 are un pointer spre partea de depăşire spre articolul cu
index 20, iar acesta are pointer spre partea principală spre articolul cu indexul 21. Dacă se fac
multe inserări între chei din partea principală, atunci lista leagă multe articole în partea de
depăşire, iar randamentul accesului la disc scade. În cazul ştergerii, fie rămâne un loc nefolosit în
partea principală, fie trebuie reorganizată o listă în partea de depăşire, deci trebuie făcută frecvent
reorganizarea fişierului ceea ce scade randamentul global al fişierului.
Fişiere selective. Aceste fişiere sunt o replică a celor secvenţial-indexate în următorul
sens: În timp ce fişierele secvenţial-indexate au funcţia de regăsire materializată în tabele de
indecşi, cele selective materializează funcţia de regăsire printr-un calcul efectuat de către CPU,
eliminându-se astfel accesele la disc pentru căutare în tabele. Definirea funcţiei de regăsire este
însă puternic dependentă de datele din fişier. Organizarea selectivă este folosită tot pentru accesul
direct prin conţinut. În acest caz se presupune că datele ce se vor înregistra permit existenţa unui
index. Se poate defini o funcţie f :{ valori _ posibile _ index } { 01 , ,..., n 1 } numită funcţie
de randomizare sau funcţie hash şi care este definită de către utilizator. Numărul n reprezintă

- 78 -
numărul claselor în care se împart articolele fişierului, iar articolele pentru care se obţine aceeaşi
valoare a funcţiei de randomizare se spune că sunt articole sinonime( numărul de articole
sinonime este bine să fie apropiat de numărul de articole ce încap într-un bloc de informaţie).
Scrierea într-un fişier selectiv se face astfel: se aplică funcţia de randomizare valorii
indexului şi se obţine clasa din care face parte articolul. Partea principală a fişierului este formată
din câte o pagină pentru fiecare clasă. Dacă pagina nu este plină atunci se depune articolul în
pagina respectivă, iar dacă este plină se pune în partea de depăşire şi se leagă printr-o listă
înlănţuită cu ultimul articol sinonom cu el din partea principală. La citire, utilizatorul furnizează
indexul articolului, iar SGF determină clasa din care acesta face parte şi în cadrul clasei căutarea
se face secvenţial.
Dezavantajul acestui tip de organizare este că pot exista clase foarte aglomerate şi deci cu
zone de depăşire mari, acest lucru depinzând de datele din fişier.
Fişiere organizate folosind B-arbori. Această tehnică este foarte utilizată şi are multe
variante. Folosirea ei se datorează faptului că de obicei tabelele de indecşi sunt prea mari pentru a
încăpea în memoria internă, iar tehnica ce foloseşte B-arbori reduce numărul de accese la disc.
B-arbore regular. Organizarea unui astfel de B-arbore este următoarea: fiecare nod este
prevăzut cu m locuri în care pot fi memorate m chei( aceste chei sunt valorile ale unui index al
fişierului). În fiecare nod pot fi maximum m chei şi minimum m/2 chei care apar în ordine
crescătoare. Odată cu cheile se memorează şi adresele corespunzătoare din fişierul de bază.
Înaintea primei chei, după ultima cheie şi între două chei din nod se află pointeri spre noduri
subordonate, primul pointer indicând subarborele în care se află toate cheile mai mici decât prima
cheie, ultimul pointer indicând subaborele în care se află toate cheile mai mari decât ultima cheie
din nod, iar pointerul dintre două chei indicând subarborele ce conţine toate cheile cu valori
cuprinse între cele două chei din nod.
Un exemplu de arbore cu m=2 este următorul:
20
8
30 65
5
5
15 21 41
2 2 2 2 2 2
78
2
2 7 16 20 22 29 35 37 42 50 67 77 80 91
Căutarea într-un B-arbore este o căutare binară obişnuită: se depistează într-un nod al
arborelui fie cheia căutată fie subarborele în acre ar trebui să se afle.
Inserarea se face astfel încât arborele să rămână echilibrat( pe toate ramurile există
acelaşi număr de nivele). Dacă un nod este prea plin( ar trebui să conţină m+1 chei), B-arborele
se autoconfigurează: se încearcă o migrare de chei între două noduri vecine trecând prin părintele
lor pentru a încărca aproximativ doi vecini. În ultimă instanţă un nod prea plin se desparte în două
noduri cel puţin jumătate pline.
ştergerea păstrează calitatea de B-arbore: când un nod este prea gol( are numai m/2-1
chei) se încearcă o migrare de chei între două noduri vecine; din doi vecini, unul jumătate plin, iar

- 79 -
altul mai puţin de jumătate plin, se formează un singur nod. În figura următoare este reprezentat
arborele exemplificat, dacă s-a inserat cheia cu valoarea 36, după care s-a şters cheia cu valoarea
65:
20
8
30 65
6
4
15 21 36 41
78
2 2 2 1
1 2
1
2
2 7 16 20 22 29 35 37 42 50 77 80 91
36 65
Dezvoltarea unui B-arbore se face mai mult în lăţime decât în înălţime. Dacă un B-arbore
N 1
conţine N chei, atunci numărul maxim de nivele este 1
log
[ m/ 2]
( ). Această calitate
2
asigură un număr minim de accese la disc pentru găsirea unei chei. Un fişier organizat ca B-
arbore este superior unuia secvenţial-indexat din următoarele motive:
- cheile pot fi furnizate în orice ordine, nu neapărat crescătoare
- dispare zona de depăşire
- căutarea se face strict în acces direct, eliminându-se căutarea secvenţială în cadrul unei
pagini.
Un dezavantaj important al acestei organizări este că nu permite accesul secvenţial în
ordinea crescătoare a cheilor. Pentru a înlătura acest neajuns au apărut variante ce permit şi
accesul secvenţial, unul dintre acestea fiind B + -arborele.
Principala deosebire dintre B-arbore şi B + -arbore este aceea că ultimul conţine chei şi
pointeri la fişierul de bază numei în nodurile terminale ale arborelui, nodurile interioareorganizate
ca B-arbore - au doar rolul de a indică nodul terminal ce conţine cheia căutată;
nodurile terminale sunt legate între ele printr-o listă înlănţuită, permiţându-se accesul secvenţial.
2.3.5. Acţiunile SGF la nivel de suport disc
La acest nivel SGF are trei sarcini principale: implementarea unui sistem adecvat de
regăsire a fişierelor aflate pe volumul de disc respectiv, ţinerea evidenţei spaţiului neutilizat pe
disc şi punerea la dispoziţia componentelor de creare sau extindere fişiere a acestui spaţiu
disponibil.
Sisteme de cataloage( directori). Fiecare volum disc trebuie să conţină o tabelă cu
fişierele existenete pe disc şi cu informaţiile necesare accesului la aceste fişiere; o astfel de tabelă
se numeşte catalog sau director. Fiecare intrare a unui director conţine un descriptor de fişier.
Operaţii asupra directorilor. În esenţă, asupra directorilor se fac următoarele operaţii:

- 80 -
Căutare: o structură de directori conţine câte o intrare pentru fiecare fişier, în care se află
descriptorul de fişier sau pointer la el. Operaţia trebuie să permită identificarea unui fişier sau a
unui grup de fişiere.
Inserare: la crearea unui nou fişier în sistemul de directori se va introduce o nouă intrare
ce conţine descriptorul fişierului respectiv.
ştergere: la ştergerea unui fişier se şterg din directori informaţiile referitoare la fişierul
respectiv.
Listarea unui director: fiecare SO dispune de programe ce afişează conţinutul directorilor
şi valorile din directori pentru fiecare fişier în parte( comanda DIR sau ls sub UNIX).
Salvare- restaurare: operaţia de salvare, de obicei pe bandă a conţinutului unui disc se
face pentru a preveni accidentele sau pentru a permite altor fişiere să ocupe spaţiul; odată cu
salvarea fişierelor se salvează şi directorii, iar la restaurare sunt efectuate operaţiile inverse.
În ceea ce priveşte structura logică a unui sistem de directori, există patru tipuri de
structuri:
- directori cu un singur nivel
- directori cu două nivele
- directori cu structură de arbore
- directori cu structură de graf aciclic.
Directori cu un singur nivel. Aceasta este cea mai simplă structură de directori: toate
fişierele de pe disc sunt repertorizate în acelaşi director. În acest caz există o serie de restricţii
asupra numelor fişierelor şi a numărului lor. SO ce foloseşte acest tip de structură de directoare
este SO CP/M; el conţine pe pista 2 a fiecărei dischete tabela de fişiere.
Directori cu două nivele. O astfel de organizare elimină neajunsul unicităţii numelui de
fişier( care apare în cazul precedent). În acest caz există la nivelul superior directorul Master(
MFD- Master File Directory) şi acesta conţine câte o intrare pentru fiecare utilizator al sistemului,
intrare care punctează spre un director utilizator( UFD- User File Directory). Din fiecare UFD se
punctează spre fişierele utilizatorului respectiv. SO ce utilizează acest tip de structură este SO
RSX. O astfel de structură este prezentată în figura următoare:
MFD UFD 1 UFD 2 UFD 3 UFD 4
UFD
1:
A
TES
T
DAT
A
UFD 2:
B: UFD A: DATA: X:
4:
A:
B: A:
X:
DATA:
TEST
DATA:
:
Directori cu structură de arbore. SO cel mai cunoscut ce utilizează acest tip de
structură este UNIX. De asemenea, SO MS_DOS utilizează începând cu versiunea 2 astfel de
directori. Pentru o prezentare unitară, se va studia sistemul de fişiere UNIX. Sub UNIX există trei
tipuri de fişiere: obişnuite, speciale şi directori.
Fişierele obişnuite sunt privite ca şiruri de octeţi, accesul la un octet putându-se face fie
secvenţial, fie direct prin numărul de ordine al octetului.
Fişierele speciale. UNIX vede fiecare dispozitiv de I/O ca şi un fişier de tip special. Din
punctul de vedere al utilizatorului nu există nici o deosebire între lucrul cu un fişier disc normal şi
lucrul cu un fişier special. Avantajele pe care le are similitudinea dintre fişiere şi dispozitive sunt:
- simplitatea şi eleganţa comenzilor
- numele unui dispozitiv poate fi transmis ca argument în locul unuia de fişier

- 81 -
- fişierele speciale au acelaşi mecanism de protecţie ca şi celelalte fişiere.
Fişierele director se deosebesc de cele obişnuite prin informaţia conţinută în ele. Un
fişier director conţine lista de nume şi adrese pentru fişierele subordonate lui. Uzual fiecare
utilizator are un director propriu care punctează la fişierele lui obişnuite sau la alţi subdirectori
definiţi de el. O intrare într-un director are forma:
Numele fişierului subordonat Descriptorul fişierului( pointer spre el)
În plus, fiecare director mai are două intrări speciale:
- “.” care punctează spre directorul respectiv
- “..” care punctează spre directorul părinte.
Fiecare volum de disc conţine un director principal numit ROOT( director rădăcină). Un exemplu
de astfel de structură este următoarea( cercurile reprezintă fişiere, iar dreptunghiurile directori):
ROOT:
A B C . ..
A:
D . .. G
D E F . ..
C:
D
:
G . ..
E:
F:
Fiecare utilizator foloseşte un director curent, ataşat utilizatorului la intrarea în sistem. Cu
ajutorul unor programe utilitare, utilizatorul poate să-şi schimbe directorul curent(cd), unele
drepturi de acces( chmod), să-şi creeze un nou director( mkdir), să şteargă un director( rmdir), să
afişeze calea de acces la un director sau fişier etc. Specificarea de către utilizator a unei căi se
face astfel: [/] director 1 /director 2 /.../director n /nume. Dacă este prezent primul “/” atunci
specificarea căii începe din rădăcină, altfel din directorul curent.
La SO MS_DOS, sistemul de directori este aproape identic doar că în specificarea căii se
foloseşte “\” în loc de “/”.
Directori cu structură de graf aciclic. Acest tip de structură înlătură restricţia de la
structura de arbore ca un fişier sau director să poată fi accesibil dintr-un singur părinte. În
anumite situaţii este utilă partajarea unei structuri de fişiere între mai mulţi utilizatori. SO UNIX
permite o astfel de partajare, dar numai pentru fişierele obişnuite. De exemplu, în figura
anterioară, dacă se adaugă legătura punctată, atunci fişierul “G” poate fi partajat şi căile de
recunoaştere a lui sunt /A/G şi /B/D/G.
Evidenţa spaţiului liber disc. În cele mai multe cazuri se păstrează multe fişiere pe
acelaşi disc. Problema care se pune este de a aloca spaţiul pentru fişiere astfel încât spaţiul pe disc
să fie utilizat cât mai eficient, iar informaţiile din fişiere să poată fi introduse/obţinute rapid.
Pentru a exemplifica metodele de evidenţă a spaţiului liber şi pe cele de alocare, se va considera
un disc ce dispune de 32 blocuri( înţelegem prin bloc unitatea de alocare a spaţiului disc),
numerotate 1,2, ..., 31. În figura următoare este dată structura unui astfel de disc cu directorul
memorat în blocul 0 şi care conţine 5 fişiere.
G
:
DIRECTOR:
00
04
08
01 02
05 06
09 10
03
07
11
Fişier Început Lungime
A 02 02

- 82 -
Dintre metodele de evidenţă a spaţiului liber cele mai cunoscute sunt cele bazate pe
fişiere inverse şi cele bazate pe liste înlănţuite.
a) Evidenţa spaţiului prin fişier invers. În directorul volumului există o zonă rezervată
pentru ocuparea volumului, zona TOV. În TOV este alocat câte un bit pentru fiecare bloc de pe
disc. Dacă blocul este liber atunci bitul este zero, dacă este ocupat bitul este 1. Pentru discul din
figura anterioară TOV este 1011 0011 0000 0011 1001 1111 1000 1111
La alocarea unui fişier se caută şi se ocupă atâtea blocuri câte sunt necesare fişierului, după care
biţii corespunzători primesc valoarea 1. La ştergerea fişierului biţii corespunzători se pun pe zero.
b) Evidenţa prin listă înlănţuită. În directorul volumului există un pointer către primul
sector liber, acest sector conţine un pointer la următorul sector liber ş.a.m.d. Ultimul sector are
pointer de valoarea zero. Ordinea apariţiei blocurilor libere în listă este dată de cererea şi
eliberarea blocurilor până la momentul respectiv. Astfel, dacă se cere ocuparea a p blocuri, se vor
ocupa primele p poziţii din listă, după care blocul al p+1- lea din listă va fi primul bloc liber.
Această schemă nu este foarte eficientă pentru că pentru ocuparea unor sectoare este necesar un
consum mare de timp pentru operaţiile I/O care caută spaţiu liber.
c) Evidenţa înlănţuită şi indexată. Pentru a descrie această metodă să presupunem că întrun
bloc pot fi înregistrate n adrese de blocuri disc. În primul bloc liber, indicat din director, se
memorează adresele a n blocuri libere. Primele n-1 sunt adrese de sectoare efectiv libere, iar
ultima adresă punctează la un alt bloc liber care conţine şi el adresele a n blocuri libere ş.a.m.d. În
acest mod numărul operaţiilor I/O necesare pntru căutarea de spaţiu liber se micşorează în medie
cu n-1 ori. Procedurile de ocupare şi eliberare de blocuri vor fi mai complicate, dar acest neajuns
este compensat prin reducerea numărului de accese la disc. De aici până la evidenţa spaţiului liber
printr-o structură arborescentă nu este decât un pas.
Alocarea spaţiului pentru fişiere disc. Cele mai cunoscute metode de alocare a spaţiului
pentru fişiere sunt: alocarea contiguă, alocarea înlănţuită şi alocarea indexată.
a) Alocarea contiguă cere ca fiecare fişier să ocupe un set de adrese consecutive pe disc.
În descriptorul de fişier din director se depune adresa de început şi lungimea zonei alocate.
Exemplul prezentat ilustrează acest tip de alocare pentru cele 5 fişiere. Problema principală care
apare este fragmentarea; se efectuează compactarea în aceleaşi condiţii ca cele întâlnite la
gestiunea memoriei. Acest tip de alocare se foloseşte la SO SIRIS şi parţial la RSX.
b) Alocarea înlănţuită se foloseşte pentru a elimina fragmentarea. În acest caz, fiecare
fişier este înregistrat într-un şir de blocuri legate între ele printr-o listă înlănţuită. În figura

- 83 -
următoare ordinea blocurilor pentru fişierul F este 9, 16, 1, 10, 25. Alăturat adresei blocului este
încadrat pointerul la blocul următor.
DIRECT OR:
00
04
08
01 10 02
05 06
09 16 10
25
03
07
11
Fişier Început Sfârşit
F 9 25
12
13 14
15
16
20
01
17 18
21 22
19
23
24
25 -1 26
27
28
29 30
31
Principalul dezavantaj al metodei este că permite doar acces secvenţial la fişiere. Acest mod de
alocare se utilizează la fişierele secvenţial-înlănţuite sub SO SIRIS.
c) Alocarea indexată. Acest mod de alocare înlătură dezavantajul accesului secvenţial de
la alocarea înlănţuită. Pe lângă blocurile ataşate fişierului, la crearea fişierului se creează un bloc
special, bloc de index în care se trec în ordine adresele tuturor sectoarelor ocupate de fişierul
respectiv. În figura de mai jos este ilustrat acest mod de alocare pentru fişierul F.
DIRECT OR:
00
04
08
01 02
05 06
09 10
03
07
11
Fişier Index Nr.blocuri
F 19 5
12
16
20
24
13 14
17 18
21 22
25 26
15
19
23
27
19
09
16
01
10
25
-1
28
29 30
31
În descriptorul fişierului există un pointer către blocul de index. Dacă fişierul este mare şi
ocupă mai multe adrese decât încap într-un bloc, atunci se creează mai multe blocuri de index

- 84 -
legate într-o listă înlănţuită. Această metodă este aplicată la SO CP/M, RSX şi UNIX. UNIX
oferă o schemă de alocare indexată pe trei nivele, deosebit de eficientă.
2.3.6. Particularităţi SGF ale unor SO particulare
În cele ce urmează se vor studia sistemele de fişiere ale SO UNIX, MS_DOS. Se va trata
mai întâi relaţia cu utilizatorul( specificări de fişiere...) şi apoi se va prezenta structura internă de
reprezentare a fişierelor pe discuri.
Sistemul de fişiere UNIX. În legătură cu SGF sub UNIX se vor avea în vedere
următoarele:
A- convenţii privind specificarea unui nume de fişier
B- structura arborescentă de fişiere şi extensiile ei
C- structura internă a discului.
A. Specificarea unui fişier UNIX. Un fişier UNIX este specificat printr-un şir de 14
caractere ASCII cu anumite restricţii impuse de componenta shell. Printre caracterele interzise în
nume de fişier sunt şi caracterele “>“ “

- 85 -
În momentul intrării în sistem, fiecare utilizator indică directorul lui, care este fixat ca
director curent (home directory). În mod normal fiecare utilizator îşi dezvoltă propria structură
arborescentă în directorul propriu. Există cel puţin trei excepţii:
a) se doreşte utilizarea unei structuri arborescente de către mai mulţi utilizatori. În acest
caz utilizatorul dă o comandă de schimbare a directorului curent; este bine ca administratorul
sistemului să aibă cunoştinţă de acest fapt pentru fixarea corespunzătoare a parolelor şi a
drepturilor de acces.
b) se doreşte utilizarea în comun a unui fişier obişnuit ce are în structură mai mulţi
directori părinte. Partajarea este permisă pentru fişiere, dar nu şi pentru directori. Căile de
recunoaştere a fişierului se specifică după cum s-a prezentat în 2.3.5. La legarea multiplă apare
următoarea problemă: ce se întâmplă dacă un utilizator vrea să ştergă fişierul? Acest fişier trebuie
să rămână activ dacă e şters numai de către unul dintre utilizatori. Pentru aceasta în descriptorul
de fişier există un câmp numit contor de legare care are valoarea 1 la crearea fişierului şi a cărui
valoare creşte cu 1 la fiecare nouă legătură. La ştergere se radiază legătura cu părintele ce a cerut
ştergerea şi contorul scade cu 1. Dacă contorul a ajuns la zero, fişierul se şterge de pe disc.
c) se doreşte legarea la un anumit subdirector a unui sistem de directori aflat pe un alt
periferic. În specificarea fişierelor nu apare zona de periferic. Acest lucru se datorează faptului că
sub UNIX se folosesc operaţiile de montare şi demontare a unui sistem de fişiere. Operaţia de
montare constă în conectarea unui sistem de fişiere de pe un anumit disc la un director vid
existent pe sistemul de fişiere de pe discul implicit. Pentru montare se dă o comandă privilegiată
UNIX. De exemplu, prin comanda
#/etc/mount /dev/fd3 /b
se indică legarea discului al căriu fişier special( driver) poartă numele fd3( şi care se referă la
discul nr. 3) la directorul vid /b.
La încărcarea SO UNIX se face automat o operaţei de montare. Pe discul sistem directorul root
are subdirectorul usr vid. Conţinutul complet al directorului usr se racordează la root printr-o
operaţie de montare. Operaţia de montare se face şi la utilizarea SO UNIX în reţea.
C. Structura internă a discului UNIX. Un fişier UNIX este o colecţie de octeţi, fiecare
octet putând fi adresat individual. Un sistem de fişiere UNIX este o structură de date rezidentă pe
disc. Un disc este compus din patru categorii de blocuri.

- 86 -
Blocul 0 - bloc de boot
Blocul 1 - Superbloc
Blocul 2 - inod
Blocul n - inod
Blocul n+1 zona fişier
Blocul n+m zona fişier
Blocul 0 conţine programul de încărcare al SO, dependent de maşina pe care se lucrează.
Blocul 1 conţine o serie de informaţii prin care se defineşte sistemul de fişiere de pe disc,
printre care
- numărul n de inoduri
- numărul de zone definite pe disc
- pointeri spre harta de biţi a alocării inodurilor
- pointeri spre harta de biţi a spaţiului liber disc
- dimensiunile zonelor disc etc.
De asemenea, acest bloc conţine şi evidenţa spaţiului liber de pe disc prin metoda fişierului
invers.
Blocurile de la 2 la n, unde n este o constantă a formatării discului, conţin inoduri. Un
inod( sau i-nod) este numele UNIX a descriptorului unui fişier, conţine 64 octeţi, iar inodurile
sunt memorate pe disc sub forma unei liste( numită i-listă). Numărul de ordine al unui i-nod în
cadrul i-listei se reprezintă pe 2 octeţi, se numeşte i-număr şi constituie legătura dintre fişier şi
programele utilizator.
Partea cea mai mare a discului este rezervată zonei fişierelor. Alocarea spaţiului pentru
fişiere se face printr-o variantă de indexare. Informaţiile de plecare pentru alocare sunt fixate în i-
noduri.
Structura intrării într-un fişier director este următoarea:
Numele fisierului
Inumar
0 13 14 15
În director se găseşte de fapt inodul corespunzător. Un inod conţine( printre altele) informaţiile:
- identificarea proprietarului fişierului
- identificarea grupului de utilizatori
- biţii de protecţie
- lungimea fişierului
- data creării şi a ultimei actualizări
- numărul de legături la fişiere
- indicarea faptului că fişierul este un director
- pointerii spre blocurile ataşate fişierului.
Structura pointerilor spre blocurile ataşate fişierului este prezentată în figura următoare:
Inod:
Identificare
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 A B C
Indirectare
Regasire
directa

- 87 -
În inodul fişierului se află şi o listă cu 13 intrări care desemnează blocurile fizice
aparţinând fişierului. Primele 10 intrări conţin adresele primelor 10 blocuri de câte 512 octeţi ale
fişierului. Intrarea 11 conţine adresa unui bloc numit bloc de indirectare simplă care conţine
adresele următoarelor 128 blocuri a câte 512 octeţi ale fişierului. Intrarea 12 conţine adresa
blocului de indirectare dublă care conţine adresele a 128 blocuri de tip indirectare simplă, iar
intrarea 13 conţine adresele a 128 blocuri de indirectare dublă.
Numărul de accese necesare pentru a obţine direct un octet oarecare este cel mult 4.
Pentru fişiere mici acest număr este mai mic. În tabelul următor este dat numărul maxim de
accese la disc pentru a obţine un octet, în funcţie de lungimea fişierului:
Lungime maximă
în blocuri
Lungime maximă
octeţi
în
Accese indirecte
Accese la
bloc de
informaţie
10 5120 - 1 1
10+128= 138 70656 1 1 2
2
10 128 128
16522
8459264 2 1 3
2
10 128 128
3
128 2113674
1082201088 3 1 4
Total
accese
D. Mecanismul de acces la fişier. Înainte ca un fişier să fie accesat el trebuie să fie
deschis. Ca efect al deschiderii este actualizată structura de date următoare din figura următoare.
Astfel, inumărul fişierului deschis este trecut, dacă nu există deja, în tabela de inoduri active din

- 88 -
sistem. Sistemul întreţine în paralel o tabelă de fişiere a sistemului ce conţine descriptorii tuturor
fişierelor active din sistem.
Fiecare proces conţine câte un pointer spre această tabelă pentru fiecare fişier pe care îl
are deschis. Se ştie că un proces fiu moşteneşte toate fişierele deschise de părinte. Această
folosire comună se realizează prin pointerul comun spre tabela de fişiere a sistemului.
Proces a
Procese
Tabela de
fişiere a
sistemului
Tabela de
inoduri
Fişiere
Proces b
Fiecare proces
Proces c
Descriptori de
fişiere deschise
Fişiere MS_DOS. Dată fiind popularitatea acestui SO se va studia mai detaliat sistemul
său de fişiere. Se vor avea în vedere:
A. Organizarea şi specificare fişierelor MS_DOS.
B. Structura internă a unui disc DOS.
C. Partiţionarea unui hard disc în discuri logice.
D. Structura şi alocarea spaţiului la un disc logic.
E. Structura şi reprezentarea unui director.
F. Manipularea fişierelor şi articolelor.
A. Organizarea şi specificarea fişierelor MS_DOS. Începând cu versiunea 2.0, SO
MS_DOS adoptă un sistem de fişiere organizat arborescent( acest mod de organizare a fost
descris în paragraful 2.3.5). Specificarea numelui unui fişier se încadrează în specificarea din
paragraful 2.3.1. din care lipseşte zona de versiune.
În forma cea mai simplă, un fişier obişnuit, ca şI un fişier director, se specifică la fel ca şi
sub CP/M, adică: nume.tip
unde nume are maximum 8 caractere, iar tip are maximum 3 caractere; numele şI tipul pot conţine
orice caractere cu excepţia caracterelor “ / \ [ ] : ¦ < > + = ; ,
Fişierele speciale MS_DOS au nume predefinite, iar aceste nume nu pot fi folosite ca şi
nume de fişiere. Numele rezervate sunt:
- CON desemnează tastatura, dacă este folosit ca fişier de intrare, respectiv ecranul dacă
este folosit ca fişier de ieşire.
- PRN( cu sinonimul LPT1), LPT2, LPT3 desemnează între una şi trei imprimante
paralele.
- AUX( cu sinonimul COM1), COM2, COM3 şI COM4 desemnează între unul şi patru
adaptoare de comunicaţii asincrone.

- 89 -
- NUL este numele unui fişier( echipament) fictiv; folosit pe post de fişier de intrare
generează imediat pentru SGF marcajul de sfârşit de fişier, iar folosit pe post de fişier de ieşire,
informaţiile “scrise” în el nu sunt de fapt depuse nicăieri.
Aceste nume pot( dar nu este obligatoriu) să fie urmate de “:” .
În forma cea mai generală, un fişier pe suport disc( dischetă, hard sau ramdrive, adică
simularea unui disc în memoria RAM) se specifică prin cele patru zone, adică:
[periferic][cale]nume[.tip]
unde
periferic se va specifica printr-o literă urmată de “:”. DOS poate avea maximum 26 de
periferice de tip disc, notate cu literele alfabetului, începând cu A; în mod obligatoriu literele A:
şI B: desemnează dischete; primul hard disc va fi notat cu C:, apoi pot urma şI alte periferice de
tip disc. Dacă lipseşte specificarea de periferic se presupune că este vorba despre perifericul
implicit.
cale indică succesiunea de directori de la rădăcină până la fişier( dacă începe cu “\”) sau
de la directorul curect până la fişier. Separarea directorilor se face prin simbolul “\”. Dacă
specificarea de cale lipseşte se presupune că fişierul se găseşte în directorul curent. SO MS_DOS
reţine câte un director curent pentru fiecare periferic disc din sistem.
tip se foloseşte în general pentru a indica conţinutul fişierului şi poate lipsi.
Unele comenzi DOS acceptă specificarea generică de fişiere prin folosirea în zona de
nume, de tip sau în ambele a simbolurilor speciale ““ sau “?”( după cum s-a descris în capitolele
anterioare).
B. Structura internă a unui disc MS_DOS. În sistemul MS_DOS unitatea de alocare a
spaţiului pe disc este clusterul. Un cluster este o succesiune de 1 până la 8 sectoare vecine,
alocate împreună aceluiaşi fişier. Dimensiunea unui cluster este o constantă care depinde de tipul
discului şi de tipul SC, de exemplu:
- dischetă simplă faţă: 1 sector/ cluster
- dischetă dublă faţă: 2 sectoare/ cluster
- hard disc pe IBM PC/AT: 4 sectoare/ cluster
- hard disc pe IBM PC/XT: 8 sectoare/ cluster.
Pentru a descrie modul în care un fişier utilizează clusterii unui disc fizic, este necesară
parcurgerea mai multor etape( în maniera “top-down”):
1. partiţionarea unui disc în discuri logice
2. structura şi alocarea spaţiului la un disc logic
3. structura şi reprezentarea unui director
4. manipularea fişierelor şi articolelor.
C. Partiţionarea unui hard disc. Spaţiul unui hard disc poate fi împărţit în cel mult
patru zone contigue numite partiţii. O partiţie conţine un număr oarecare de cilindri consecutivi.
SO MS_DOS priveşte de la versiunea 3.30 fiecare partiţie ca pe un disc separat. Două partiţii ale
aceluiaşi disc pot conţine sisteme de operare diferite. Operaţia de partiţionare se realizează cu
ajutorul unui program specializat numit FDISK. Există şi alte programe ce realizează printre
altele partiţionarea unui hard disc, dintre acestea amintim mediul de întreţinere a discului numit
DM( Disk Manager). Prin operaţia de partiţionare se pierd toate informaţiile de pe discul
respectiv, deci înainte de partiţionare trebuie salvate informaţiile utile. Operaţia de partiţionare a
unui hard disc este bine să fie făcută numai de persoane ce au cunoştinţe serioase despre sisteme
de operare.
Se va prezenta în continuare modul de implementare a mecanismului de partiţionare.
Primul sector al hard discului( sectorul 1 de pe faţa 0 a cilindrului 0) se numeşte sectorul de
încărcare absolut sau sectorul MBR( Master Boot Record). El conţine un program de tip
bootstrap şi o tabelă de descriere a partiţionării.
Structura acestui sector este următoarea:
000:
1BE:
Programul bootstrap de partitionare
descriere partitia 1
descriere partitia 2

- 90 -
O intrare pentru descrierea unei partiţii are structura următoare:
B Hi S+Ci Sy Hf S+Cf Sectreli Sectrelf
00 01 02 04 05 06 08 0C 0F
unde
B este octetul de indicare a partiţiei active; valoarea 80 indică o partiţie activa, iar
valoarea 00 indică o partiţie inactivă. În orice moment pe disc trebuie să existe o singură partiţie
activă.
Hi şi S+Ci indică adresa fizică de început a partiţiei. Se indică numărul feţei pe primul
octet, iar pe următorii doi, numărul sectorului şi al cilindrului de început.
Hf şi S+Cf indică, analog cu cele de mai sus, adresa fizică de sfârşit a partiţiei.
Sectreli şI Sectrelf indică numărul sectorului de început, respectiv al sectorului de sfârşit
a partiţiei. Pe hard disc sectoarele fizice sunt numerotate începând cu 1. Formula de calcul pentru
numărul relativ al sectorului este:
Nrelsect= ( nrcilindru sectpecil cap)+ ( nrcap sectpecil)+ ( nrsector-1).
Sy indică tipul sistemului şi poate lua valorile:
1 partiţie DOS cu FAT pe 12 biţi
4 partiţie DOS cu FAT pe 16 biţi
5 partiţie DOS extinsă
0 tip de partiţie nedefinit( pentru DOS).
Încărcarea unui SO aflat într-o partiţie activă se face în felul următor: în momentul
iniţializării, BIOS încarcă în memorie sectorul MBR şi dă controlul programului bootstrap de
partiţionare. Acesta citeşte tabela de partiţii şi o caută pe cea activă; având adresa fizică de
început a acesteia, citeşte primul sector al ei. În acest sector se află programul bootstrap de
lansare a încărcării SO respectiv. De aici încărcarea se face cum s-a descris deja.
Fiecare SO aflat pe hard disc dispune de un program similar lui FDISK. Prin intermediul
lui se poate dezactiva o partiţie şi activa alta; deci la o nouă încărcare poate intra în lucru alt SO.
D. Structura şi alocarea spaţiului la un disc logic. Un disc logic este fie o dischetă, fie
o partiţie de hard disc, fie un ramdrive. Un disc logic este împărţit în patru zone: zona de boot,
tabela de alocare a fişierelor( FAT), directorul rădăcină şi zona celorlalte fişiere:

Informatii de identificare, tabela BPB, rutina Bootstrap
Zona rezervata
Tabela FAT
- 91 -
Eventuale copii ale FAT
Directorul ROOT
Zona de fisiere
Zona de boot conţine informaţii utilizate de fiecare dată când se încarcă sistemul de
operare şi dependente de sistem. Structura zonei este următoarea:
00
03
Instructiune de salt la rutina Boot
Nume SO si numarul de versiune
0B
0D
0E
10
11
13
15
16
18
1A
1C
1E
numar de octeti / sector
numar sectoare / cluster
lungimea zonei rezervate
numar de tabele FAT
numar de intrari în ROOT
total sectoare / volum
octet de descriere a discului
numar de sectoare / FAT
numar de sectoare / pista
numar de fete ale discului
numar de sectoare ascunse
Rutina de Boot
Tabela BPB
BIOS
Parameter
Bloc
În tabela BPB se află toate informaţiile necesare structurării discului. La adresa 0E se
trece dimensiunea zonei de după sectorul Boot şi până la începutul tabelei FAT; la adresa 1C,
numărul de sectoare ascunse reprezintă numărul sectoarelor de pe discul fizic înainte de sectorul
Boot. La dischetă numărul este 0, iar la hard disc este numărul sectoarelor din faţa partiţiei DOS
respective. La adresa 15 este un octet de descriere a discului( se precizează dacă este dischetă sau
hard disc, număr feţe,...).
Tabela de alocare a fişierelor( FAT File Alocation Table) conţine informaţii de alocare a
spaţiului pe disc pentru fiecare fişier. Sub DOS evidenţa spaţiului liber se face prin metoda
fişierului invers, iar alocarea este de tip indexat. Tabela FAT conţine atâtea intrări câţi clusteri
există pe disc, dacă există mai puţin de 4097 clusteri atunci fiecare intrare ocupă 12 biţi, în caz
contrar 6 biţi. Fiecare intrare în FAT poate avea una din următoarele valori( cifra din paranteză
apare numai dacă intrarea ocupă 16 biţi):
(0)000 dacă clusterul respectiv e liber
(F)FF0 la (F)FF6 dacă clusterul este rezervat de DOS
(F)FF7 dacă clusterul este defect
(F)FF8 la (F)FFF dacă este ultimul cluster al unui fişier
orice altă valoare indică faptul că clusterul este ocupat de un fişier, iar valoarea indică
numărul clusterului următor ocupat de acelaşi fişier( ocuparea se indică cu ajutorul unei liste
înlănţuite).
Directorul rădăcină are o lungime fixă precizată la formatare. În mod implicit, numărul
de intrări pentru directorul rădăcină este următorul:
64 pentru dischete simplă faţă
112 pentru dischete dublă faţă de 360- 720 Ko

- 92 -
224 pentru dischete high-density 1.2- 1.44 Mo
512 pentru hard disc.
În acest director trebuie să existe o intrare care să furnizeze eticheta de volum, iar dacă
discul este disc sistem, primele două intrări trebuie să conţină descriptorii fişierelor sistem
IBMBIO.COM şi IBMDOS.COM.
Zona fişierelor conţine celelalte fişiere. Lungimea oricărui fişier este limitată de
capacitatea discului.
E. Structura şi reprezentarea unui director. Un director conţine câte o intrare pentru
fiecare fişier subordonat lui( subordonaţii pot fi fişiere sau subdirectoare). Fiecare intrare într-un
director conţine descriptorul fişierului subordonat. Un descriptor de fişier sub DOS ocupă 32
octeţi şi are structura:
00
08
0B
0C
16
18
1A
1C
Numele fisierului
Tipul fisierului
Atributele fisierului
10 octeti rezervati
Ora crearii
Data crearii
Numarul clusterului de start
Lungimea fisierului( 4 octeti)
Numele şi tipul fişierului sunt reprezentate în cod ASCII. Primul octet din descriptor( care
coincide cu primul caracter al numelui) indică şi faptul că fişierul este şters sau nu. Semnificaţiile
posibile ale primului caracter sunt:
- codul 00 indică o intrare în director încă nefolosită
- codul E5 indică descriptorul unui fişier care a fost şters
- caracterul “.” indică descriptorul directorului curent sau al părintelui
- orice alt caracter indică descriptorul unui fişier subordonat.
La crearea de noi fişiere se utilizează întâi descriptorii de fişiere şterse( în disciplina FIFO) după
care se ocupă noi intrări.
Atributele fişierului au fost prezentate în paragraful 2.3.3.
Ora creării se reprezintă pe 16 biţi: biţii 0-4 reprezintă secundele numărate din doi în doi,
biţii 5-A conţin minutele, iar biţii B-F conţin ora.
Data creării se reprezintă pe 16 biţi: 0-4 numărul zilei în lună, 5-8 numărul lunii în an, 9-
F diferenţa dintre anul curent şi 1980.
Clusterul de start este capul listei înlănţuite din FAT ce indică în ordine clusterii ocupaţi
de fişier.
Lungimea fişierului este exprimată în număr de octeţi( şi se reprezintă pe 4 octeţi).
F. Manipularea fişierelor şi articolelor. SO DOS are multe elemente preluate de la
CP/M şi UNIX, SGF DOS adoptă în consecinţă două moduri de gestiune a fişierelor:
Setul de funcţii compatibile CP/M utilizează un FCB( File Control Bloc). Acesta se
creează în zona de memorie utilizator, are 37 octeţi cu o extindere specială de încă 7. Mecanismul
FCB permite numai lucrul cu fişiere din directorul curent pentru că nu recunoaşte structura
arborescentă.
Setul de funcţii compatibile UNIX utilizează conceptul de handle( identificator, număr
logic). La deschiderea fişierului se transmite SGF specificarea completă a fişierului( se precizează
perifericul, calea, numele şi tipul acestuia). Tabelul de legătură dintre fişier şi program este
memorat într-o zonă sistem. Utilizatorul primeşte după deschidere un cod pe 16 biţi numit handle.
Prin intermediul acestui cod se vor face în continuare toate referirile la fişier.

- 93 -
Ambele seturi de funcţii permit efectuarea operaţiilor de citire şi scriere la nivel de
articol( bloc) în acces secvenţial şi direct. Primitivele oferite de limbajele de nivel înalt pentru
lucrul cu fişiere fac transparentă pentru utilizator diferenţa dintre funcţiile FCB şi cele handle.

- 94 -
2.4. SUBSISTEMUL DE PLANIFICARE AL SO
2.4.1. Probleme generale privind planificarea
Conceptul de planificare. Planificarea are în vedere utilizarea eficientă a CPU şi
asigurarea unui timp de răspuns rezonabil pentru toţi utilizatorii. În sistemele cu
multiprogramare, planificarea( CPU Scheduling) este o componentă de bază a SO( prin
comutarea CPU între procese SC devine mai productiv). Există trei nivele de planificare
în SO: - planificare pe termen lung;
- planificare pe termen mediu;
- planificare pe termen scurt.
Fiecare nivel de planificare acţionează în funcţie de stările procesului astfel:
Planificarea pe termen lung are drept sarcină alegerea lucrării care urmează a fi
executată, alocarea resurselor necesare acesteia şi crearea proceselor corespunzătoare
pentru această lucrare. La terminarea lucrării, planificatorul de lucrări eliberează resursele
şi distruge procesele aferente. La acest nivel planificarea acţionează cu frecvenţa cea mai
mică( o schimbare intervine la câteva minute). Un astfel de planificator trebuie să separe
tipurile de joburi în funcţie de solicitări: joburi cu multe I/O, dar cu timp CPU redus(
programe de gestiune), joburi cu I/O limitate, dar cu multe calcule( programe tehnicoştiinţifice,
de simulare) etc. În acest caz planificatorul colaborează cu componenta
SPOOLING.
Planificarea pe termen mediu. În unele sisteme planificarea pe termen lung are rol
minim sau poate fi absentă. De exemplu în sistemele time-sharing nu are sens o astfel de
planificare. La aceste sisteme precum şi la cele cu memorie virtuală se aplică tehnica
swapping, prin care procesele sunt trecute din starea RUN în starea SWAP şi din SWAP
în READY. Prin aceste evacuări temporare scade gradul de multiprogramare, se
prelungeşte durata execuţiei, în schimb se permite accesul simultan al mai multor
utilizatori în sistem. Planificatorul este cel care decide momentele în care se fac
evacuările şi care procese se vor evacua sau readuce în memorie.
Planificarea pe termen scurt are în vedere trecerea alternativă a proceselor din
starea READY în starea RUN şi invers. La acest nivel se încadrează activitatea
dispecerului de procesoare şi acţiunile SO şi SC pentru planificarea accesului la discurile
magnetice.
Acţiunea unui planificator trebuie privită sub două aspecte: pe de o parte
regulile de acţiune după care se ghidează pentru a-şi realiza sarcinile, pe de altă parte
implementarea lui în contextul întregului SO.
Fixarea sarcinilor unui planificator se face precizând trei aspecte:
- modalitatea de intervenţie
- funcţia de prioritate
- regula de arbitraj.
Aceste reguli fiind stabilite planificatorul funcţionează astfel: la anumite momente de
timp, stabilite de baza modalităţii de intervenţie evaluează funcţia de prioritate pentru
fiecare proces din sistem. Drept urmare, fiecare proces primeşte o prioritate de utilizare a
CPU. În cazul în care două procese au aceeaşi prioritate, regula de arbitraj fixează care
dintre ele intră în starea RUN.

- 95 -
Modalitatea de intervenţie stabileşte momentele în care planificatorul intră în
acţiune. Există două modalităţi de intervenţie:
- la momentele impuse de proces: planificatorul intră în lucru atunci când un
proces îşi termină activitatea sau când aşteaptă terminarea unei operaţii de I/O. Acest tip
de planificare se foloseşte la lucrul în multiprogramare;
- la momentele impuse de către SO: în acest caz SO intervine indiferent de starea
proceselor pe care le planifică. SO UNIX adoptă un astfel de mecanism.
Funcţia de prioritate are ca argumente procesele şi parametrii sistemului.
Determinarea priorităţii se face în funcţie de următoarele criterii:
- cererea de memorie;
- atingerea unui timp de servire de către CPU;
- timpul real din sistem;
- timpul total de servire;
- valorile unor priorităţi externe;
- necesarul de timp rămas până la terminarea procesului etc.
Algoritmii de planificare trebuie să îndeplinească două calităţi:
- să realizeze scopurile de performanţă pentru care au fost elaboraţi;
- să aibă o durată foarte mică de execuţie, pentru a nu creşte în mod nejustificat
timpul de regie al SO.
Regula de arbitraj stabileşte o ordine în caz de priorităţi egale. De regulă, se alege
una dintre următoarele variante posibile:
- servirea în ordine cronologică(FIFO);
- servirea circulară;
- servirea aleatoare.
Implementarea planificatoarelor. Toate tipurile de planificatoare sunt
implementate prin intermediul semafoarelor şi fac uz de facilităţile oferite de gestiunea
memoriei. În funcţie de tipul SO, planificatoarele deţin module specializate de alocare şi
eliberare a resurselor, prevenire, detectare şi eventual ieşire din impas.
Referitor la relaţia dintre planificator şi procesele pe care le planifică, există două
posibilităţi:
- planificator partajat atunci când fiecare dintre procese îl apelează ca pe un
subprogram; în acest caz modalitatea de intervenţie este dictată de către procese;
p1 p2 pn
. . .
S S S
- planificator master atunci când acesta lansează şi suspendă procesele pe care le
planifică; evident atunci că modalitatea de intervenţie este fixată de către SO.
p1 p2 . . .
pn

- 96 -
S
2.4.2. Planificarea proceselor
Sarcinile planificatorului de procese. În funcţie de nivelul la care lucrează
planificatorul, SO trebuie să-i ofere toate informaţiile de care are nevoie. În acest scop,
fiecare proces este reprezentat în sistem printr-un bloc de control al procesului prescurtat
PCB( Process Control Bloc).
Pe termen lung, planificatorul trebuie să găsească în PCB următoarele informaţii:
- identificare job;
- starea curentă a jobului;
- prioritatea( prefixată la unele SO);
- timpul de lucru estimat pentru job;
- resursele necesare.
Pe baza acestor informaţii planificatorul decide trecerea unui job din starea HOLD în
starea READY. Planificarea se face astfel încât să fie atins unul din obiectivele:
- minimizarea timpului mediu de răspuns;
- maximizarea factorului de utilizare a resurselor;
- asigurarea unei rate medii de servire a joburilor.
Pe termen scurt se decide trecerea din starea READY în starea RUN şi invers.
Principalele sarcini de planificare sunt:
- ţine evidenţa tuturor proceselor din sistem;
- decide la care proces îi atribuie procesor şi pentru cât timp;
- alocă procesului un procesor;
- eliberează procesorul la ieşirea procesului din starea RUN.
Pentru aceasta, în PCB trebuie să apară, printre altele, informaţiile:
- starea procesului;
- pointer la următorul PCB în aceeaşi stare;
- numărul procesului( acordat de planificator);
- contorul de program( adresa instrucţiunii maşină ce urmează a fi executată);
- o zonă pentru copia regiştrilor generali ai maşinii;
- limitele zonei( zonelor) de memorie alocate procesului;
- lista fişierelor deschise etc.
Toate PCB sunt memorate într-o zonă de memorie proprie planificatorului de
procese,. Starea unui proces poate fi RUN, READY, WAIT sau SWAP. Procesele din
aceeaşi stare sunt înlănţuite între ele.Deoarece toate procesele folosesc registrele generale
ale procesorului, este necesar ca la ieşirea din starea RUN conţinutul acestora să fie
salvat. La o nouă intrare în RUN se reface conţinutul registrelor generale. Iată cum arată
un schimb READY-RUN între două procese A şi B:
Proces A
RUN
Planificator
Salvează regiştrii A
Actualizare PCB A
READY
Proces B
READY
Actualizare PCB B
Refacere regiştrii B
RUN

- 97 -
În sarcina planificatorului de procese
În sarcina planificatorului de procese stă şi organizarea cozilor la perifericele I/O.
În figura următoare este prezentat un ansamblu de cozi proprii planificatorului de
procese:

- 98 -
READY:
READY
PCB7
READY
PCB2
MM0:
WAIT
WAIT
WAIT
MM1:
PCB3
PCB1
PCB8
DK0:
WAIT
PCB5
TT0:
RUN:
RUN
PCB6
RUN
PCB4
(biprocesor)
Algoritmi de planificare. Optimizarea în ansamblu a criteriilor amintite este
practic imposibilă; optimizarea unui criteriu provoacă înrăutăţirea rezultatelor altuia.
Algoritmii încearcă realizarea unui compromis între criterii. Cei mai utilizaţi algoritmi de
planificare sunt prezentaţi în continuare.
FCFS( First Come First Served) sau FIFO( First In First Out) primul venitprimul
servit. Lucrările sunt servite în ordinea lor cronologică. Algoritmul este simplu,
dar nu prea eficient.
De exemplu, presupunem că există 3 joburi cu următorii timpi de execuţie:
- jobul 1 durează 24 minute;
- jobul 2 durează 3 minute;
- jobul 3 durează 3 minute.
Dacă joburile sosesc la sistem în ordinea 1, 2, 3 atunci timpul mediu de servire este:
24 27 30
27 min ute .
3
Dacă joburile sosesc în ordinea 2, 3, 1 timpul mediu de servire este:
3 6
30
13 minute
3
SJF( Shortest Job First). Se execută primul jobul care consumă cel mai puţin timp
CPU; acest algoritm are dezavantajul că presupune cunoaşterea exactă a timpului CPU
necesar execuţiei procesului.
Algoritmul bazat pe priorităţi este cel mai des folosit; ceilalţi algoritmi sunt cazuri
particulare ale acestuia. Fiecare job primeşte un număr de prioritate. Joburile se
ordonează după priorităţi şi apoi se execută în această ordine. Se disting două metode de
stabilire a priorităţilor:
a) jobul primeşte prioritatea la intrarea în sistem şi o păstrează până la sfârşit.
Această variantă se întâlneşte foarte des, dar are dezavantajul că dacă sunt multe joburi
cu prioritate mare atunci cele cu prioritate mică aşteaptă nedefinit.

- 99 -
b) SO calculează priorităţile după reguli proprii şi le ataşează dinamic proceselor
în execuţie; această variantă se foloseşte mai ales la planificarea pe termen mediu. Din
această categorie se disting doi algoritmi:
- jobul cel mai vechi din sistem se va executa primul;
- jobul cel mai vechi rezident în memorie se execută primul.
Al doilea algoritm este implementat la SO UNIX. La interval de o secundă se opreşte
activitatea sistemului şi se recalculează pentru fiecare proces p i prioritatea P i astfel:
timp CPU consumat de pi
Pi
timpdestationare inmemoriealui pi
Se garantează astfel un timp mediu de răspuns, rezonabil pentru fiecare proces din sistem.
În schimb, nu se asigură răspuns prompt la o execuţie preferenţială. Din acest motiv
UNIX nu este un SO în timp real.
Round-Robin( planificare circulară). Aceşti algoritmi sunt destinaţi SO care
lucrează în time-sharing. Pentru realizare se defineşte o cuantă de timp, între 10 şi 100
milisecunde. Coada READY a proceselor este tratată circular alocând procesorul fiecărui
proces pe durata unei cuante.
Algoritmul cu cozi pe mai multe nivele se aplică atunci când lucrările pot fi
clasificate uşor în grupe distincte. De exemplu, la un SO de tip mixt, interactiv şi serial
pot fi create 5 cozi distincte: taskuri sistem, lucrări interactive, lucrări în care se editează
texte, lucrări seriale obişnuite, lucrări seriale ale studenţilor.
2.4.3. Planificarea schimburilor cu memoria
Problemele care se pun în legătură cu gestiunea memoriei şi politicile de schimb
sunt următoarele:
1. Care este cantitatea de memorie alocată? La alocarea pe partiţii se alocă de la
început toată cantitatea cerută( paginare statică); la alocarea paginată fiecare program
consumă cantitatea de memorie de care are nevoie la un moment dat( paginare dinamică).
2. În care dintre locurile libere pe care le-ar putea ocupa programul este plasat
acesta în cazul alocării cu partiţii variabile? Rezolvările acestei probleme sunt cunoscute
sub numele de politici de plasare.
3. Când se face compactarea în cazul alocării cu partiţie variabilă respectiv când
este depusă o pagină virtuală într-una fizică la sistemele cu paginare?
4. Care sunt paginile care vor fi evacuate( swap) în cazul în care toate paginile
fizice sunt ocupate la sistemele cu paginare? Alegerea paginii care va fi înlocuită face
obiectul unor politici de înlocuire( replacement).
Politici de plasare. SO şi multe programe de aplicaţii solicită în timpul execuţiei
lor diverse cantităţi de memorie. Presupunem că întreaga cantitate de memorie solicitată
la un moment dat este formată dintr-un şir de octeţi consecutivi şi că există un rezervor de
memorie( heap în limbajele de programare) de unde se ia această cantitate. Rezolvarea
cererilor presupune existenţa a două rutine: prima are sarcina de a ocupa( aloca) o zonă
de memorie şi de a întoarce adresa ei de început( ex. procedura NEW în Pascal şi funcţia
malloc în „C‟), iar a doua are rolul de a elibera spaţiul ocupat anterior în vederea
refolosirii lui.
Se vor prezenta în continuare câteva metode de organizare a spaţiului de memorie
şi algoritmii de ocupare şi alocare corespunzători. Pe lângă cerinţele de funcţionare, este

- 100 -
bine ca plasarea succesivă a zonelor alocate să împiedice, pe cât posibil fragmentarea
excesivă. Cele mai răspândite metode de plasare sunt:
A. Metoda primei potriviri( First- fit).
B. Metoda celei mai bune potriviri( Best- fit).
C. Metoda celei mai rele potriviri( Worst- fit).
D. Metoda alocării prin camarazi( Budy- system).
Evident că cea mai bună metodă de organizare a spaţiului se face folosind liste
înlănţuite, iar aceste liste să fie păstrate chiar în spaţiul liber. Presupunem că un element
al listei are structura:
type
plista=^lista;
lista= record
lung: integer;
next: plista
end;
const
c= sizeof( lista);
var HEAD: plista;
unde câmpul lung dă lungimea zonei libere; câmpul next este pointer către următorul
element al listei.
Un element al listei se va numi cuvânt de control. Aceste cuvinte vor permite ca
lista zonelor libere să fie înregistrată chiar în aceste zone cu preţul câtorva octeţi la
fiecare zonă. Constanta c dă numărul de octeţi necesari pentru memorarea unui astfel de
cuvânt de control.
Pentru prezentarea unor algoritmi de plasare se fac următoarele convenţii:
- fiecare zonă liberă începe cu un cuvânt de control; câmpul lung al lui indică
numărul de octeţi liberi după cuvântul de control; pointerul next indică următoarea zonă
liberă, punctând la începutul cuvântului ei de control( cuvintele de control vor fi
subliniate cu linii îngroşate în figurile următoare, iar pointerii la zone sunt indicaţi cu
săgeţi)
- fiecare zonă ocupată începe cu un cuvânt de control; câmpul lung al lui indică
numărul de octeţi alocaţi după cuvântul de control( în mod normal acesta coincide cu
numărul de octeţi solicitaţi pentru alocare, în unele situaţii numărul de octeţi alocaţi
depăşeşte cu maximum c numărul de octeţi solicitaţi); zona ocupată este reperată după
cuvântul ei de control
- în algoritmi se va nota cu q pointerul la zona curentă, cu p pointerul la zona
precedentă lui q, cu r pointerul la zona următaore lui q şi( când este cazul) cu s pointerul
la zona următoare lui r.
În figura următoare a) este prezentată o zonă liberă al cărei cuvănt de control
începe la adresa q şi care are l octeţi liberi. Presupunem că se cere alocarea de n octeţi şi
că l>n. Ca rezultat al alocării va apărea una dintre situaţiile b) dacă l-n> c+1 sau c) când
şi ultimii l-n octeţi rămân nefolosiţi.
Înainte
q
a)
r L
L
p
q

- 101 -
După
e
b)
r n
n
r
g
g
p
q+c
n
L-n
r
c)
r L
p
q+c
e= q+ c+ n; g= L- n- c
Procedura de alocare este următoarea:
procedure alocare( var p, q: pointer; n: integer);
var l: integer;
r: pointer;
begin
l:=q^.lung; r:=q^.next;
if l-n>= c+1 then
begin
q^.lung:= n; q:=q+c+n; q^.next:= r;
if p= nil then HEAD:= q
else p^.next:= q;
q:= q- n;
end
else
begin
if p= nil then HEAD:= r
else p^.next:= r;
q:= q+ c
end
end;
Pentru a descrie problema comasării a două zone libere adiacente se va presupune
că lista zonelor libere este păstrată în ordinea crescătoare a adreselor. Situaţia în care este
posibilă comasarea este prezentată în figura următoare:
q L r k
P
L
k
r
t
t= L+ c+ k
t

- 102 -
Algoritmul de comasare a zonei de adresă p cu zona care urmează este:
procedure comasare( var p: pointer);
var
q: pointer;
begin
q:= p^.next; p^.next:= q^.next;
p^.lung:= p^.lung+ c+ q^.lung
end;
Procedura de eliberare a unei partiţii alocate prin procedura de alocare este
următoarea:
procedure eliberare( q: pointer);
var p, r: pointer;
begin
q:= q- c;
if q< HEAD then goto PRIMA;
p:= HEAD; r:= nil; { precedentul lui p}
repeat
if p= nil then goto DUPAULTIMA;
if p^.next> q then goto INTREDOUA;
r:=p; p:= p^.next
until false;
PRIMA: { Zona liberă devine prima din listă}
q^.next:= HEAD;
if q+ c+ q^.lung= HEAD then comasare( q);
HEAD:= q;
goto FINAL;
DUPAULTIMA: { Zona eliberată devine ultima din listă}
r^.next:= q; q^.next:= nil;
if r+ c+ r^.lung= q then comasare( r);
goto FINAL;
INTREDOUA: { Zona e încadrată între alte două zone}
q^.next:= p^.next; p^.next:= q;
if q+ c+ q^.lung= q^.next then comasare( p);
FINAL:
end;
La eliberare partiţia devenită liberă se repune în lista de spaţii libere. De asemenea se
verifică dacă nu cumva partiţia proaspăt eliberată se poate comasa cu una vecină din
dreapta sau stânga ei( în acest fel nu vor există două zone libere adiacente).
Descrierile procedurilor sunt făcute într-un “dialect Pascal”; se ştie că operaţiile
aritmetice asupra pointerilor sunt permise doar în „C‟, deci un progamator bun poate
adapta aceste proceduri astfel încât ele să fie implementate.
În momentul pornirii sistemului se alocă întreaga zonă de memorie sub forma
unei singure zone libere folosind instrucţiunile:
HEAD:= adresa de început a spaţiului de memorie destinat alocării de partiţii;
HEAD^.next:= nil;
HEAD^.lung:= lung max a spaţiului de memorie destinat alocărilor de partiţii;

- 103 -
În procedurile ce descriu primele trei metode se adoptă convenţia că pointerul q
va avea la ieşire adresa de început a celor n octeţi consecutivi solicitaţi pentru alocare.
Dacă nu mai există n octeţi liberi, atunci q va avea la ieşire valoarea nil.
A. Metoda primei potriviri( First- fit). Esenţa acestei metode constă în aceea că
partiţia solicitată este alocată în prima zonă liberă în care încape. Procedura este descrisă
în continuare:
procedure First-fit( n: integer; var q: pointer);
var p: pointer;
begin
p:= nil; q:= HEAD;
repeat
if q nil then
begin
if q^.lung>= n then
begin
alocare( p, q, n); goto IEşIRE
end;
p:= q; q:= q^.next
end
until q= nil;
IEşIRE:
end;
Avantajul acestei metode constă în simplitatea căutării spaţiului liber.
B. Metoda celei mai bune potriviri( Best- fit). Esenţa metodei constă în căutarea
acelei zone libere care lasă după alocare cel mai puţin spaţiu liber. Descrierea metodei
este următoarea:
procedure Best-fit( n: integer; var q: pointer);
var p,r,s: pointer; x: integer;
begin
r:= nil; s:= HEAD; x:= maxint;
while s nil do
begin
if ( s^.lung>= n) and ( x> s^.lung- n) then
begin
x:= s^.lung- n; p:= r; q:= s
end;
s:= s^.next
end;
if x< maxint then alocare( p, q, n)
end;
Avantajul acestei metode este că economiseşte zonele de memorie mai mari.
Există însă şi două dezavantaje: timpul suplimentar de căutare şi fragmentare internă
excesivă. Pentru înlăturarea neajunsurilor se pot păstra spaţiile libere în ordinea
crescătoare a lungimilor şi nu a adreselor.

- 104 -
C. Metoda celei mai rele potriviri( Worst- fit). În esentţa, această metodă eset
duala metodei celei mai bune potriviri şi constă în căutarea acelei zone care lasă cel mai
mult loc liber după alocare. Descrierea metodei este următoarea:
procedure Worst-fit( n: integer; var q: pointer);
var p,r,s: pointer; x: integer;
begin
r:= nil; s:= HEAD; x:= -1;
while s nil do
begin
if ( s^.lung>= n) and ( x< s^.lung- n) then
begin
x:= s^.lung- n; p:= r; q:= s
end;
s:= s^.next
end;
if x -1 then alocare( p, q, n)
end;
Faptul că după alocare rămâne un spaţiu liber mare este benefic deoarece în
spaţiul rămas poate fi plasată o altă partiţie.
D. Metoda alocării prin camarazi( Buddy- system). Această metodă
exploatează reprezentarea binară a adreselor şi faptul că dimensiunea memoriei interne
este multiplu de 2. Fie c2 n dimensiunea memorie interne. Se notează cu n cea mai mare
putere a lui 2 prin care se poate exprima dimensiunea memoriei interne. Se stabileşte ca
unitate de alocare a memoriei tot o putere a lui 2.
La sistemele Buddy dimensiunile spaţiilor ocupate şi a celor libere sunt de forma
2 k cu m
k n. Ideea este de a păstra liste separate de spaţii disponibile pentru fiecare
dimensiune 2 k din cele de mai sus. Vor exista astfel n-m+1 liste de spaţii disponibile.
Prin definiţie, fiecare spaţiu liber sau ocupat de dimensiune 2 k are adresa de început un
multiplu de 2 k . Două spaţii libere de ordinul k se numesc camarazi( Buddy) de ordin k
dacă adresele lor A 1 şi A 2 verifică:
k
k+1
A1 A2 , A2 A1 2 si A1
mod 2 = 0
k
k+1
sau A2 A1 , A1 A2 2 si A2
mod 2 = 0 .
Atunci când într-o listă de ordin k apar doi camarazi, sistemul îi concatenează într-un
spaţiu de dimensiune 2 k 1 .
Alocarea în sistem Buddy se desfăşoară astfel:
1. Se determină cel mai mic număr p, cu m p n pentru care numărul o de
p
octeţi solicitaţi verifică o 2 .
2. Se caută, în această ordine, în listele de ordin p, p+1, p+2, ..., n o zonă liberă
de dimensiune cel puţin o.
3. Dacă se găseşte o zonă de ordin p atunci aceasta este alocată şi se şterge din
lista de ordin p.
4. Dacă se găseşte o zonă de ordin k> p atunci se alocă primii 2 p octeţi, se şterge
p p zona din lista de ordin k şi se creează k- p zone libere cu dimensiunile 2 2 1 k
, ,..., 2
1 .

- 105 -
Eliberarea într-un sistem Buddy a unei zone de dimensiune 2 p este un proces
invers alocării şi se desfăşoară astfel:
1. Se introduce zona respectivă în lista de dimensiune p.
2. Se verifică dacă zona eliberată are un camarad de ordin p. Dacă da, atunci zona
este comasată cu acest camarad şi formează împreună o zonă liberă de dimensiune 2 p 1 .
Atât zona eliberată cât şi camaradul său se şterg din lista de ordin p, iar zona nou apărută
se adaugă la lista de ordin p+1.
3. Se execută pasul 2 în mod repetat mărind p cu o unitate până când nu se mai
pot face comasări.
Avantajul acestei metode este manipularea comodă a adreselor de zone( adresele
a doi camarazi de ordin k diferă doar prin bitul de pe poziţia k).
Politici de încărcare. La sistemele cu alocare paginată, în momentul lansării în
execuţie a programului acesta nu are nici o pagină în memorie. La prima solicitare a
programului SO îi aduce în memorie numai pagina solicitată. Programul funcţionează
normal un timp, după care va cere o nouă pagină care nu este în memorie. Problema care
apare este reducerea numărului de cereri de aducere a paginilor în memorie.
O soluţie simplă, dar ineficientă este aducerea de la început în memorie a tuturor
paginilor( dispare mecanismul de paginare).
O altă modalitate este aducerea de pagini la cerere( în mometul solicitării ei).
Această metodă este frecvent utilizată.
Există metode prin care se aduc în memorie pagini în avans. Astfel, odată cu o
pagină se aduc în memorie şi câteva pagini vecine, în ipoteza că acestea vor fi invocate în
viitorul apropiat. Legat de încărcarea în avans, P.J. Denning a emis principiul vecinătăţii:
adresele de memorie solicitate de un program nu se distribuie uniform pe întreaga
memorie folosită, ci se grupează în jurul unor centre. Apelurile în apropierea acestor
centre sunt mult mai frecvente decât apelurile de la un centru la altul. Acest principiu
sugerează o politică de încărcare în avans a unor pagini după cum urmează: se stabileşte
o memorie de lucru compusă din câteva pagini; în momentul solicitării unei pagini de pe
disc se aduc în memoria de lucru şi câteva pagini vecine. În conformitate cu principiul
vecinătăţii este probabil ca următoarele referiri să fie făcute în cadrul memorie de lucru.
Politici de înlocuire. Numărul total al paginilor active poate deveni mai mare
decât numărul paginilor fizice din memorie operativă. Se pune întrebarea care dintre
paginile paginile fizice să fie evacuată pentru a crea spaţiul necesar? Optim ar fi să fie
evacuată pagina care va fi solicitată cel mai târziu, acest lucru este însă imposibil de
realizat. Dintre metodele mai obişnuite se folosesc în special trei:
- înlocuirea unei pagini care nu a fost recent utilizată( NRU, Not Recently Used).
În acest caz se împart paginile fizice, cu ajutorul a doi biţi în patru clase: clasa 0- pagini
nereferite şi nemodificate, 1- pagini nereferite, dar modificate la încărcare, 2- pagini
referite , dar nemodificate, 3- pagini referite şi modificate. Când o pagină trebuie
înlocuită se începe alegerea ei cu clasa 0 ş.a.m.d.
- înlocuirea în ordinea încărcării paginilor( FIFO, First In First Out). Pentru a
realiza acest lucru se creează şi actualizează o listă a paginilor în ordinea încărcării lor.
- înlocuirea paginii nesolicitate cel mai mult timp( LRU Least Recently Used).
Acest mod de înlocuire se bazează pe observaţia că o pagină care a fost mai mult utilizată
de către ultimele instrucţiuni, va fi probabil solicitată mai des şi în continuare.