Количество просмотров публикации Системные вызовы - 565
Системный вызов позволяет приложению обратиться к операционной системе с просьбой выполнить то или иное действие, оформленное как процедура (или набор процедур) кодового сегмента ОС. Для прикладного программиста операционная система выглядит как некая библиотека, предоставляющая некоторый набор полезных функций, с помощью которых можно упростить прикладную программу или выполнить действия, запрещенные в пользовательском режиме, к примеру обмен данными с устройством ввода-вывода.
Реализация системных вызовов должна удовлетворять следующим требованиям:
- обеспечивать переключение в привилегированный режим;
- обладать высокой скоростью вызова процедур ОС;
- обеспечивать по возможности единообразное обращение к системным вызовам для всех аппаратных платформ, на которых работает ОС;
- допускать легкое расширение набора системных вызовов;
- обеспечивать контроль со стороны ОС за корректным использованием системных вызовов.
Первое требование для большинства аппаратных платформ должна быть выполнено только с помощью механизма программных прерываний. По этой причине будем считать, что остальные требования нужно обеспечить именно для такой реализации системных вызовов. Как это обычно бывает, некоторые из этих требований взаимно противоречивы.
Для обеспечения высокой скорости было бы полезно использовать векторные свойства системы программных прерываний, имеющиеся во многих процессорах, то есть закрепить за каждым системным вызовом определенное значение вектора. Приложение при таком способе вызова непосредственно указывает в аргументе запроса значение вектора, после чего управление немедленно передается требуемой процедуре операционной системы (рис. 4.14, а). При этом данный децентрализованный способ передачи управления привязан к особенностям аппаратной платформы, а также не позволяет операционной системе легко модифицировать набор системных вызовов и контролировать их использование. К примеру, в процессоре Pentium количество системных вызовов определяется количеством векторов прерываний, выделенных для этой цели из общего пула в 256 элементов (часть которых используется под аппаратные прерывания и обработку исключений). Добавление нового системного вызова требует от системного программиста тщательного поиска свободного элемента в таблице прерываний, которого к тому же на каком-то этапе развития ОС может и не оказаться.
В большинстве ОС системные вызовы обслуживаются по централизованной схеме, основанной на существовании диспетчера системных вызовов (рис. 4.14, б). При любом системном вызове приложение выполняет программное прерывание с определенным и единственным номером вектора. К примеру, ОС Linux использует для системных вызовов команду INT 80h, а ОС Windows NT (при работе на платформе Pentium) — INT 2Eh. Перед выполнением программного прерывания приложение тем или иным способом передает операционной системе номер системного вызова, который является индексом в таблице адресов процедур ОС, реализующих системные вызовы (таблица sysent на рис. 4.14). Способ передачи зависит от реализации, к примеру номер можно поместить в определенный регистр общего назначения процессора или передать через стек (в данном случае после прерывания и перехода в привилегированный режим их нужно будет скопировать в системный стек из пользовательского, это действие в некоторых процессорах автоматизировано). Также некоторым способом передаются аргументы системного вызова, они могут как помещаться в регистры общего назначения, так и передаваться через стек или массив, находящийся в оперативной памяти. Массив удобен при большом объёме данных, передаваемых в качестве аргументов, при этом в регистре общего назначения указывается адрес этого массива.
Диспетчер системных вызовов обычно представляет собой простую программу, которая сохраняет содержимое регистров процессора в системном стеке (поскольку в результате программного прерывания процессор переходит в привилегированный режим), проверяет, попадает ли запрошенный номер вызова в поддерживавмый ОС диапазон (то есть не выходит ли номер за границы таблицы) и передает управление процедуре ОС, адрес которой задан в таблице адресов системных вызовов.
Рис. 4.14. Децентрализованная и централизованная схемы обработки системных вызовов
Процедура реализации системного вызова извлекает из системного стека аргументы и выполняет заданное действие. Это действие должна быть весьма простым, к примеру чтение значения системных часов, так что системный вызов оформляется в виде одной функции. Более сложные системные вызовы,, такие как чтение из файла или выделение процессу дополнительного сегмента памяти, требуют обращения .основной функции системного вызова к нескольким внутренним процедурам ядра ОС, принадлежащим к различным подсистемам, таким как подсистема ввода-вывода или управления памятью.
После завершения работы системного вызова управление возвращается диспетчеру, при этом он получает также код завершения этого вызова. Диспетчер восстанавливает регистры процессора, помещает в определенный регистр код возврата и выполняет инструкцию возврата из прерывания, которая восстанавливает непривилегированный режим работы процессора.
Для приложения системный вызов внешне ничем не отличается от вызова обычной библиотечной функции языка С, связанной (динамически или статически) с объектным кодом приложения и выполняющейся в пользовательском режиме. И такая ситуация действительно имеет место — для всех системных вызовов в библиотеках, предоставляемых компилятором С, имеются так называемые ʼʼзаглушкиʼʼ (в англоязычном варианте используется термин ʼʼstubʼʼ — остаток, огрызок). Каждая заглушка оформлена как С-функция, при этом она содержит несколько ассемблерных строк, нужных для выполнения инструкции программного прерывания. Τᴀᴋᴎᴍ ᴏϬᴩᴀᴈᴏᴍ, пользовательская программа вызывает заглушку, а та͵ в свою очередь, вызывает процедуру ОС.
Для ускорения выполнения некоторых достаточно простых системных вызовов, которым к тому же не требуется работа в привилегированном режиме, требуемая работа полностью выполняется библиотечной функцией, которую несправедливо называть в данном случае заглушкой. Более точно, такая функция не является системным вызовом, а представляет собой ʼʼчистуюʼʼ библиотечную функцию, выполняющую всю свою работу в пользовательском режиме в виртуальном адресном пространстве процесса, но прикладной программист может об этом и не знать — для него системные вызовы и библиотечные функции выглядят единообразно. Прикладной программист имеет дело с набором функций прикладного программного интерфейса — API (к примеру, Win32 или POSIX), — состоящего и из библиотечных функций, часть из которых пользуется для завершения работы системными вызовами, а часть — нет.
Описанный табличный способ организации системных вызовов принят практически во всех операционных системах., Он позволяет легко модифицировать состав системных вызовов, просто добавив в таблицу новый адрес и расширив диапазон допустимых номеров вызовов.
Операционная система может выполнять системные вызовы в синхронном или асинхронном режимах. Синхронный системный вызов означает, что процесс, сделавший такой вызов, приостанавливается (переводится планировщиком ОС в состояние ожидания) до тех пор, пока системный вызов не выполнит всю требующуюся от него работу (рис. 4.15, а). После этого планировщик переводит процесс в состояние готовности и при очередном выполнении процесс гарантированно может воспользоваться результатами завершившегося к этому времени системного вызова. Синхронные вызовы называются также блокирующими, так как вызвавший системное действие процесс блокируется до его завершения.
Асинхронный системный вызов не приводит к переводу процесса в режим ожидания после выполнения некоторых начальных системных действий, к примеру запуска операции вывода-вывода, управление возвращается прикладному процессу (рис. 4.15, 6).
Большинство системных вызовов в операционных системах являются синхронными, так как данный режим избавляет приложение от работы по выяснению момента появления результата вызова. Вместе с тем в новых версиях операционных систем количество асинхронных системных вызовов постепенно увеличивается, что дает больше свободы разработчикам сложных приложений. Особенно нужны асинхронные системные вызовы в операционных системах на базе микроядерного подхода, так как при этом в пользовательском режиме работает часть ОС, которым крайне важно иметь полную свободу в организации своей работы, а такую свободу дает только асинхронный режим обслуживания вызовов микроядром.
Рис. 4.15. Синхронные и асинхронные системные вызовы
referatwork.ru
Количество просмотров публикации Системные вызовы - 76
Моменты перепланировки
Лекция 5
Подведение итогов. Домашнее задание.
Для реализации алгоритма планирования ОС должна получать управление всякий раз, когда и системе происходит событие, требующее перераспределения процессорного времени. К таким событиям бывают отнесены следующие:
1. Прерывание от таймера, сигнализирующее, что время, отведенное активной задаче на выполнение, закончилось. Планировщик переводит задачу в состояние готовности и выполняет перепланирование.
2. Активная задача выполнила системный вызов, связанный с запросом на ввод-вывод или на доступ к ресурсу, который в настоящий момент занят (к примеру, файл данных). Планировщик переводит задачу в состояние ожидания и выполняет перепланирование.
3. Активная задача выполнила системный вызов, связанный с освобождением ресурса. Планировщик проверяет, не ожидает ли данный ресурс какая-либо задача. В случае если да, то эта задача переводится из состояния ожидания в состояние готовности. При этом, возможно, что задача, которая получила ресурс, имеет более высокий приоритет, чем текущая активная задача. После перепланирования более приоритетная задача получает доступ к процессору, вытесняя текущую задачу.
4. Внешнее (аппаратное) прерывание, ĸᴏᴛᴏᴩᴏᴇ сигнализирует о завершении периферийным устройством операции ввода-вывода, переводит соответствующую задачу в очередь готовых, и выполняется планирование.
5. Внутреннее прерывание сигнализирует об ошибке, которая произошла в результате выполнения активной задачи. Планировщик снимает задачу и выполняет перепланирование.
При возникновении каждого из этих событий планировщик выполняет просмотр очередей и решает вопрос о том, какая задача будет выполняться следующей. Помимо указанных существует и ряд других событий (часто связанных с системными вызовами), требующих перепланировки. К примеру, запросы приложений и пользователей на создание новой задачи или повышение приоритета уже существующей задачи создают новую ситуацию, которая требует пересмотра очередей и, возможно, переключения процессора.
В системах реального времени для отработки статического расписания планировщик активизируется по прерываниям от таймера. Кроме прерываний от таймера в системах реального времени перепланирование задач может происходить по прерываниям от внешних устройств — различного вида датчиков и исполнительных механизмов.
Системный вызов - приложение обращается к операционной системе для выполнения действия, оформленного как процедура (или набор процедур) кодового сегмента ОС. С помощью системного вызова можно упростить прикладную программу или выполнить действия, запрещенные в пользовательском режиме, к примеру обмен данными с устройством ввода-вывода.
Реализация системных вызовов должна удовлетворять следующим требованиям:
- обеспечивать переключение в привилегированный режим;
- обладать высокой скоростью вызова процедур ОС;
- обеспечивать по возможности единообразное обращение к системным вызовам для всех аппаратных платформ, на которых работает ОС;
- допускать легкое расширение набора системных вызовов;
- обеспечивать контроль со стороны ОС за корректным использованием системных вызовов.
Первое требование для большинства аппаратных платформ должна быть выполнено только с помощью механизма программных прерываний. Некоторые из этих требований взаимно противоречивы.
Для обеспечения высокой скорости было бы полезно использовать векторные свойства системы программных прерываний, имеющиеся во многих процессорах, то есть закрепить за каждым системным вызовом определенное значение вектора. Приложение при таком способе вызова непосредственно указывает в аргументе запроса значение вектора, после чего управление немедленно передается требуемой процедуре операционной системы (рисунок 5.1, а). При этом данный децентрализованный способ передачи управления привязан к особенностям аппаратной платформы, а также не позволяет операционной системе легко модифицировать набор системных вызовов и контролировать их использование. К примеру, в процессоре Pentium количество системных вызовов определяется количеством векторов прерываний, выделенных для этой цели из общего пула в 256 элементов (часть которых используется под аппаратные прерывания и обработку исключений). Добавление нового системного вызова требует от системного программиста поиска свободного элемента в таблице прерываний, которого к тому же на каком-то этапе развития ОС может и не оказаться.
В большинстве ОС системные вызовы обслуживаются по централизованной схеме, основанной на существовании диспетчера системных вызовов (рисунок 5.1, б). При любом системном вызове приложение выполняет программное прерывание с определенным и единственным номером вектора. К примеру, ОС Linux использует для системных вызовов команду INT 80h, а ОС Windows NT (при работе на платформе Pentium) — INT 2Eh. Перед выполнением программного прерывания приложение передает операционной системе номер системного вызова, который является индексом в таблице адресов процедур ОС, реализующих системные вызовы (таблица sysent на рисунке 5.1). Способ передачи номера системного вызова зависит от реализации, к примеру номер можно поместить в определенный регистр общего назначения процессора или передать через стек. Также некоторым способом передаются аргументы системного вызова, они могут, как помещаться в регистры общего назначения, так и передаваться через стек или массив, находящийся в оперативной памяти.
Диспетчер системных вызовов представляет собой простую программу, которая сохраняет содержимое регистров процессора в системном стеке (поскольку в результате программного прерывания процессор переходит в привилегированный режим), проверяет, попадает ли запрошенный номер вызова в поддерживаемый ОС диапазон и передает управление процедуре ОС, адрес которой задан в таблице адресов системных вызовов.
Рисунок 5.1 - Децентрализованная и централизованная схемы обработки системных вызовов
Процедура реализации системного вызова извлекает из системного стека аргументы и выполняет заданное действие.
После завершения работы системного вызова управление возвращается диспетчеру, при этом он получает также код завершения этого вызова. Диспетчер восстанавливает регистры процессора, помещает в определенный регистр код возврата и выполняет инструкцию возврата из прерывания, которая восстанавливает непривилегированный режим работы процессора.
Для всех системных вызовов в библиотеках, предоставляемых компилятором С, имеются так называемые ʼʼзаглушкиʼʼ - ʼʼstubʼʼ. Каждая заглушка оформлена как С-функция и содержит несколько ассемблерных строк, выполняющих инструкции программного прерывания. Пользовательская программа вызывает заглушку, которая вызывает процедуру ОС.
Операционная система может выполнять системные вызовы в синхронном или асинхронном режимах. Синхронный системный вызов – процесс приостанавливается (переводится планировщиком ОС в состояние ожидания) до тех пор, пока системный вызов не выполнит всю требующуюся от него работу (рисунок 5.2, а). После этого планировщик переводит процесс в состояние готовности и при очередном выполнении процесс гарантированно может воспользоваться результатами завершившегося к этому времени системного вызова. Синхронные вызовы - блокирующие, вызвавший системное действие процесс блокируется до его завершения.
Асинхронный системный вызов не переводит процесс в режим ожидания и после выполнения некоторых начальных системных действий управление возвращается прикладному процессу (рисунок 5.2, б).
Рисунок 5.2 - Синхронные и асинхронные системные вызовы
Большинство системных вызовов в операционных системах являются синхронными, что избавляет приложение от работы по выяснению момента появления результата вызова. Вместе с тем в новых версиях операционных систем количество асинхронных системных вызовов постепенно увеличивается, что позволяет разрабатывать сложные приложения. Асинхронные системные вызовы нужны в операционных системах на базе микроядерного подхода, где в пользовательском режиме работает часть ОС.
referatwork.ru
Рекомендуем использовать Visual Studio 2017
Эта документация перемещена в архив и не поддерживается.
Visual Studio 2015
Самая актуальная документация по Visual Studio 2017: Документация по Visual Studio 2017.
Эти процедуры получают доступ, изменяют и получают информацию о структуре каталогов.
| _chdir, _wchdir | Изменяет текущую рабочую папку | <caps:sentence sentenceid="6aacc5c9471c794e236850e17f3f1787">System::Environment::CurrentDirectory</caps:sentence> |
| _chdrive | Изменяет текущий диск | <caps:sentence sentenceid="6aacc5c9471c794e236850e17f3f1787">System::Environment::CurrentDirectory</caps:sentence> |
| _getcwd, _wgetcwd | Получает текущую рабочую папку для диска по умолчанию | <caps:sentence sentenceid="6aacc5c9471c794e236850e17f3f1787">System::Environment::CurrentDirectory</caps:sentence> |
| _getdcwd, _wgetdcwd | Получает текущую рабочую папку для указанного диска | <caps:sentence sentenceid="6aacc5c9471c794e236850e17f3f1787">System::Environment::CurrentDirectory</caps:sentence> |
| _getdiskfree | Заполняет структуру _diskfree_t сведениями о диске. | Неприменимо. Для вызова стандартной функции C используйте PInvoke. Дополнительные сведения см. в разделе Примеры вызовов неуправляемого кода. |
| _getdrive | Получает текущий диск (по умолчанию) | <caps:sentence sentenceid="6aacc5c9471c794e236850e17f3f1787">System::Environment::CurrentDirectory</caps:sentence> |
| _getdrives | Возвращает битовую маску, которая представляет доступные в данный момент диски. | Неприменимо. Для вызова стандартной функции C используйте PInvoke. Дополнительные сведения см. в разделе Примеры вызовов неуправляемого кода. |
| _mkdir, _wmkdir | Создает новый каталог | System::IO::Directory::CreateDirectory, System::IO::DirectoryInfo::CreateSubdirectory |
| _rmdir, _wrmdir | Удаляет каталог | <caps:sentence sentenceid="de5c5e84e86fdd3cd99296d3b2518f57">System::IO::Directory::Delete</caps:sentence> |
| _searchenv, _wsearchenv, _searchenv_s, _wsearchenv_s | Выполняет поиск указанного файла в указанных путях | Неприменимо. Для вызова стандартной функции C используйте PInvoke. Дополнительные сведения см. в разделе Примеры вызовов неуправляемого кода. |
Процедуры среды выполнения по категориямОбработка файловСистемные вызовы
msdn.microsoft.com
Аннотация: В лекции рассмотрены: обзор функциональности ОС: управление памятью, файлами, процессами, сетями, командными интерпретаторами, сервисы ОС, системные вызовы; организация ОС по принципу уровней абстракции; особенности архитектуры UNIX и MS-DOS.
Презентацию к данной лекции Вы можете скачать здесь.
В данной лекции мы продолжаем обзор основной функциональности операционной системы. Рассмотрены также архитектура MS-DOS и UNIX и подход к разработке операционных систем на основе уровней абстракции.
Основную (оперативную) память компьютерной системы можно рассматривать как большой массив слов или байтов, каждый из которых имеет свой адрес. Память - это хранилище данных с быстрым доступом, совместно используемое процессором и устройствами ввода-вывода.
Следует иметь в виду важную особенность основной памяти. В компьютерных архитектурах имеется два различных способа нумерации байтов в слове. По традиции будем представлять себе память как линейный массив, расположенный "слева направо", такой, что адреса слов, находящихся левее, меньше, чем адреса слов, находящихся правее. Каждое слово делится на байты, имеющие в слове свои номера – 0, 1 и т.д.. Например, в 64-разрядных системах в слове 8 байтов, с номерами от 0 до 7, в более старых 16-разрядных (x86) – два байта, с номерами 0 и 1. Если нумерация байтов в слове начинается слева, т.е. начиная со старших битов, то такую архитектуру принято называть big endian, если же справа, т.е. начиная с младших битов, то little endian.Например, при big endian – архитектуре 32-разрядного процессора байты двух соседних слов памяти нумеруются так: 0, 1, 2, 3, 0, 1, 2, 3.При little endian же архитектуре нумерация будет иной: 3, 2, 1, 0, 3, 2, 1, 0.Представим теперь, что мы хотим рассматривать эти же два слова как массив байтов длиной 8 и записать туда байт за байтом символы строки: "ЭТОТЕКСТ" (всего – 8 символов). Такая операция при обеих архитектурах будет выполнена одинаково, т.е. последовательные байты получат именно эти значения. Затем рассмотрим результат снова, но уже как последовательность их двух слов. Каково будет содержимое этих слов? При big endian – архитектуре сюрпризов не будет: первое слово – " ЭТОТ",второе "ЕКСТ".Однако при little endian – архитектуре результат будет совсем иным: первое слово – "ТОТЭ",второе – " ТСКЕ"!Не забудем, что при обработке целого слова в little endian – архитектуре байты как бы "переставляются" в обратном порядке. Разумеется, это неудобно. С подобной проблемой автор столкнулся при переносе написанного им компилятора с архитектуры SPARC (big endian) на архитектуру Intel x86 (little endian), используя типы byte и word на Турбо-Паскале. Подобная операция типична для системных программ, например, таблица идентификаторов в компиляторе должна содержать как символы идентификатора (последовательность байтов), так и другую информацию о нем (длину, ссылки в различные таблицы и т.д.). Поэтому при little endian – архитектуре приходится хранить и обрабатывать байтовые массивы и массивы слов отдельно, и нельзя изменять точку зрения на одну и ту же область памяти и рассматривать ее то как массив байтов, то как массив слов.
Пример little endian – архитектуры – x86. Пример big endian – архитектуры – SPARC. При программировании на языках высокого уровня разработчику, как правило, не приходится учитывать это различие. Однако если при реализации распределения памяти требуется одну и ту же область памяти рассматривать то как массив слов, то как массив байтов, то для little endian – архитектур могут быть "сюрпризы", связанные с тем, что при записи в память как в массив слов байты как бы переставляются.
Основная память – это неустойчивое ( volatile ) устройство памяти. Ее содержимое теряется при сбое системы или при выключении питания. Для организации устойчивой памяти используются другие, более медленные технологии.
ОС отвечает за следующие действия, связанные с управлением памятью:
Файл (file) – совокупность логически взаимосвязанной информации, расположенная во внешней памяти. Как правило, файлы представляют программы (в виде исходного текста или в двоичной форме) или данные.
Другой термин, использованный для обозначения файлов фирмой IBM в ее операционной системе – IBM 360/370, - набор данных (data set).
ОС отвечает за следующие действия, связанные с управлением файлами.
Создание и удаление файлов. Отображение файлов на внешнюю память.ОС выделяет внешнюю память при создании нового файла. Файл в большинстве файловых систем состоит из заголовка и памяти. В заголовке хранятся атрибуты файла, например, его длина, тип, ссылка на элементы файла во внешней памяти. Память файла может быть организована по-разному – как список смежных областей ( блоков или записей),одна смежная область, список индексных узлов, ссылающихся на блоки файла и т.д. В курсе подробно рассмотрены некоторые файловые системы. Кроме создания и удаления файла, основные операции над ним – открытие и закрытие. Открытие файла – это считывание в основную память его заголовка и, возможно, одного или нескольких соседних блоков. Оно должно быть выполнено перед выполнением операций чтения из файла или записи в файл. Закрытие файла – это обратная операция: сброс всех копий блоков на внешнюю память и освобождение областей основной памяти, занятых открытым файлом. ОС закрывает файлы процесса при его завершении, если процесс не сделал этого явно (последнее рекомендуется). При отображении файлов на внешнюю память возникают проблемы, аналогичные проблемам распределения основной памяти, - фрагментация, возможность исчерпания внешней памяти или ее раздела (partition) – смежной области внешней памяти, имеющей определенное символьное обозначение.
Создание и удаление директорий. Поддержка примитивов (пользовательских команд и библиотечных вызовов) для управления файлами и директориями. Директория (directory) – это каталог (справочник) ссылок на группу файлов или других директорий, каждый (каждая) из которых имеет в данной директории свое уникальное символьное имя. Иерархия директорий позволяет организовать поиск файла по его символьному пути (path), например, в Windows: c:\doc\plan.txt – текстовый документ, содержащий план моих текущих действий, ссылка на который находится на диске C: , в директории doc. ОС управляет созданием и удалением директорий и поиском в них файлов по их путям. Следует иметь в виду, что на файл возможно несколько ссылок из разных директорий (хотя это и не рекомендуется), так что удаление элемента директории не означает и удаления файла – сам файл сохраняется, пока на него есть хотя бы одна ссылка. Более того, в некоторых файловых системах (например, FAT в Windows) ошибочно удаленный файл можно восстановить, хотя и под другим именем. В других же файловых системах (например, в UNIX, где используются индексные блоки, хранящие адреса блоков файла) удаление файла – фатальная операция, от ошибок в которой может спасти только вовремя сделанная резервная копия файловой системы на диске или флэшке.
Сброс, или резервное копирование (backup) файлов на устойчивые носители (флэш-память, компакт-диск, ленточный стример и др.), с целью их последующего восстановления при сбое или при ошибке пользователя. Значение резервного копирования для пользователей ОС трудно переоценить. Все наиболее важные документы, директории, файловые системы должны регулярно копироваться на внешнюю память (желательно делать не одну, а несколько копий на разные носители). Это должно стать непреложным правилом для каждого пользователя. Трудно даже вспомнить, сколько раз автору приходилось выслушивать сетования и жалобы студентов, аспирантов, сотрудников на то, что у них в самый ответственный момент "полетел винчестер", из-за чего они не могут показать свою программу или отчет. Рецепт очень простой: необходимо регулярно копировать важную информацию на устойчивые носители.Если Вы работаете в локальной сети фирмы, исследовательской лаборатории и т.д., то в ней должен быть системный администратор, который должен заботиться о регулярном резервном копировании всех важных файловых систем. Возможности ОС позволяют выполнять такое копирование автоматически, в определенное время, - например, ночью, когда в офисе никого нет, но компьютеры локальной сети работают.
В некоторых ОС реализованы файловые системы с криптованием данных при записи в файл (например, система ZFS в Solaris). Такой подход позволяет решить проблему сохранения конфиденциальности информации (privacy).
www.intuit.ru
Системные вызовы и функции стандартных библиотек
Все версии UNIX предоставляют строго определенный ограниченный набор входов в ядро операционной системы, через которые прикладные задачи имеют возможность воспользоваться базовыми услугами, предоставляемыми UNIX. Эти точки входа получили название системных вызовов (system calls). Системный вызов, таким образом, определяет функцию, выполняемую ядром операционной системы от имени процесса, выполнившего вызов, и является интерфейсом самого низкого уровня взаимодействия прикладных процессов с ядром. Седьмая редакция UNIX включала около 50 системных вызовов, современные версии, например, SVR4, предлагают более 120.
Системные вызовы обычно документированы в разделе 2 электронного справочника. В среде программирования UNIX они определяются как функции С, независимо от фактической реализации вызова функции ядра операционной системы. В UNIX используется подход, при котором каждый системный вызов имеет соответствующую функцию (или функции) с тем же именем, хранящуюся в стандартной библиотеке языка С (в дальнейшем эти функции будем для простоты называть системными вызовами). Функции библиотеки выполняют необходимое преобразование аргументов и вызывают требуемую процедуру ядра, используя различные приемы. Заметим, что в этом случае библиотечный код выполняет только роль оболочки, в то время как фактические инструкции расположены в ядре операционной системы.
Помимо системных вызовов программисту предлагается большой набор функций общего назначения. Эти функции не являются точками входа в ядро операционной системы, хотя в процессе выполнения многие из них выполняют системные вызовы. Например, функция printf(3S) использует системный вызов write(2) для записи данных в файл, в то время как функции strcpy(3C) (копирование строки) или atoi(3C) (преобразование символа в его числовое значение) вообще не прибегают к услугам операционной системы. Функции, о которых идет речь, хранятся в стандартных библиотеках С и наряду с системными вызовами составляют основу среды программирования в UNIX. Подробное описание этих функций приведено в разделе 3 электронного справочника.
Таким образом, часть библиотечных функций является "надстройкой" над системными вызовами, обеспечивающей более удобный способ получения системных услуг. В качестве примера рассмотрим процесс получения текущей даты и времени. Соответствующий системный вызов time(2) возвращает время в секундах, прошедшее с момента Epoch: 1 января 1970 года. Дополнительная интерпретация этого значения, такая как преобразование в вид, удобный для восприятия (дата и время) с учетом временной зоны, осуществляется библиотечными функциями (ctime(3C), localtime(3C) и т.д.). К этим функциям можно отнести функции библиотеки ввода/вывода, функции распределения памяти, часть функций управления процессами и т.д.
На рис. 2.1 показана схема взаимодействия приложения с ядром операционной системы при использовании системных вызовов и библиотечных функций.
Рис. 2.1. Системные вызовы и библиотечные функции
Поделитесь на страничкеСледующая глава >
it.wikireading.ru
