Tabla de Contenido

PLANIFICACIN DE DISCOS1. Introduccin

Cuando la unidad de disco est operando, el disco gira a una velocidad constante. Para leer o escribir, la cabeza debe ponerse en la pista deseada, al comienzo del sector pertinente. Si el sistema es de cabezas mviles hay que mover la cabeza para elegir la pista. Si el sistema es de cabezas fijas, habr que seleccionar electrnicamente una de ellas.

En un sistema de cabezas mviles, el tiempo que se tarda en ubicar la cabeza en la pista de llama tiempo de bsqueda. En cualquier caso, una vez que se ha seleccionado la pista, el controlador del disco esperar hasta que el sector apropiado se alinee con la cabeza en su rotacin. El tiempo que tarda el comienzo del sector en llegar hasta la cabeza se conoce como retardo de giro o latencia de giro. La suma del tiempo de bsqueda y el retardo de giro es el tiempo de acceso, es decir, el tiempo que se tarda en llegar a la posicin de lectura o escritura. Una vez que la cabeza est ubicada, se puede llevar a cabo la operacin de lectura o escritura a medida que el sector se mueve bajo la cabeza; esta es la parte de transferencia real de datos de la operacin.

1.1 Trminos a utilizarTiempo de latencia: tiempo que se demora en ir de la posicin actual hasta una posicin adyacente requerida.Tiempo de bsqueda: tiempo en mover el brazo desde la posicin actual hasta el nuevo cilindro.Tiempo de transmisin: tiempo requerido para leer/escribir un registro en disco.Tiempo de posicionamiento: del movimiento del cabezal hacia la pista. Tiempo de transferencia: espera a que el bloque deseado pase bajo el cabezal. Vector de bits o mapa: representa en cada bit el estado de un bloque (0 libre, 1 ocupado), si el vector es de un tamao Lista encadenada: mantener un apuntador al primer bloque, el bloque contiene un apuntador al siguiente bloque libre. El recorrido de la lista implica leer cada uno de los bloques.

Primero en entrar, primero en salir (FIFO):

Las solicitudes se procesan en un orden secuencial.

Es una estrategia justa para todos los procesos.

Esta tcnica se parece mucho a la planificacin aleatoria si hay muchos procesos.

Prioridad:

No persigue la optimizacin del uso del disco, sino cumplir con otros objetivos.

Los trabajos por lotes que sean cortos tienen una prioridad ms alta.

Proporciona un buen tiempo de respuesta interactiva.

ltimo en entrar, primero en salir:

Buena poltica para los sistemas de proceso de transacciones:

El hecho de conceder el dispositivo al ltimo usuario acarrea pocos o nulos movimientos del brazo.

Existe la posibilidad de inanicin, ya que puede que el trabajo no vuelva a ganar la cabeza de la lnea.

2 Disco duro

Las siguientes son las principales ventajas con respecto del uso de la memoria principal como almacenamiento:

Mucha mayor capacidad de espacio de almacenamiento.

Menor precio por bit.

La informacin no se pierde al apagar la computadora.

Un uso inapropiado de los discos puede generar ineficiencia, en especial en sistemas con multiprogramacin.

2.1 Estructura de discos

Los discos constituyen el grueso del almacenamiento secundario en los sistemas de computacin moderno. Las unidades de disco modernas se direccional como grandes arreglos unidimensionales de bloques lgicos, que son las unidades de transferencia ms pequeas. El tamao de un bloque lgico suele ser de 512 bytes, aunque a algunos discos se les puede dar formato de bajo nivel escogiendo un tamao de bloque lgico distinto, como 1024 bytes.

El arreglo unidimensional de bloques lgicos se hace corresponder secuencialmente con los sectores del disco. El sector 0 es el primer sector de la primera pista del cilindro ms exterior. La correspondencia procede en orden por esa pista, luego por las dems pistas de ese cilindro y luego por el resto de los cilindros desde el ms exterior hasta el ms interior.Los discos modernos se organizan en zonas de cilindros. El nmero de sectores por pista es constante dentro de una zona, pero a medida que se avanza hacia las zonas internas a las externas el nmero de sectores por pista aumenta. Las pistas de la zona ms exterior por lo regular contienen 40% ms sectores que las de la zona ms interna.

2.2 Asignacin de espacio en disco

Consiste en asignar espacio en disco para almacenar bloques en forma eficiente respecto de la utilizacin del espacio y posterior acceso con rapidez.

Existen tres mtodos de uso comn:

Contiguo: los bloques estn fsicamente contiguos en cada pista, siendo necesario el desplazamiento de slo una pista cuando deba desplazarse el cabezal. Los tiempos de acceso son mnimos.

Enlazado: cada bloque fsico tiene un apuntador al siguiente bloque.

FAT(file allocation table): es una variante del mtodo de asignacin enlazada. La tabla contiene una entrada para cada bloque de disco, indexada por nmero de bloque.

Figura 1 -FAT-

Indexada: a travs de un bloque de ndices que rene a todos los apuntadores, con el objeto de ayudar el acceso director, anlogo a un esquema de paginacin.

Figura 2 -Indexada-

2.3 Optimizacin de las unidades de discoEl acceso a disco es una de las operaciones ms lentas que realiza un sistema operativo y, del tiempo que se emplee, depende en gran medida las prestaciones globales. Habitualmente los ordenadores utilizados en entornos domsticos y de oficina incorporan discos duros y unidades de CD-ROM con tecnologa IDE.

Existe gran variedad de fabricantes y tecnologas asociadas a los dispositivos IDE y, por este motivo, es complicado crear una configuracin de rendimiento ptimo que funcione en todas las mquinas. Por esta razn, habitualmente Linux viene configurado con una configuracin por defecto que funciona correctamente en todos los ordenadores pero que dista mucho de ser ptima. En este documento vamos a estudiar las opciones disponibles para aumentar el rendimiento de las unidades de disco.

2.3.1 Parmetros a tener en cuenta:

Capacidad: Aconsejable que sea a partir de 2,1 Gbytes en adelante.

Tiempo de acceso: Importante. Este parmetro nos indica la capacidad para acceder de manera aleatoria a cualquier sector del disco.

Velocidad de Transferencia: Directamente relacionada con el interface. En un dispositivo Ultra-2 SCSI es de 80 MBytes/seg. mientras que en el Ultra DMA/33 (IDE) es de 33,3 MBytes/seg. en el modo DMA-2. Esta velocidad es la mxima que admite el interface, y no quiere decir que el disco sea capaz de alcanzarla.

Velocidad de Rotacin: Tal vez el ms importante. Suele oscilar entre las 4.500 y las 7.200 rpm (revoluciones por minuto).

Cach de disco: La memoria cach implementada en el disco es importante, pero ms que la cantidad es importante la manera en que sta se organiza. Por ello este dato normalmente no nos da por si solo demasiadas pistas. Son normales valores entre 64 y 256 Kb.

2.4 Cach de disco

Muchos sistemas operativos mantienen lo que habitualmente se denomina memoria cache de disco. Esto consiste en un conjunto de buffers de memoria, cada uno del tamao de un bloque de disco. Cuando algn proceso de usuario quiere acceder a un bloque de disco, el sistema de ficheros ---parte del sistema operativo--- busca primero si existe una copia de tal bloque en la cache, en cuyo caso devuelve al proceso el nmero del buffer correspondiente. En caso contrario, el sistema de ficheros busca un buffer desocupado o, de no haber espacios libres, selecciona el buffer que lleva ms tiempo sin ser usado y lo sustituye por el bloque pedido, que habr sido ledo del disco. El buffer reemplazado ha de ser previamente grabado a disco si es necesario. La utilidad de este sistema a dos niveles es manifiesta: la memoria es mucho ms rpida que el disco y el esquema garantiza que los bloques a los que se accede con ms frecuencia van a ser ledos, salvo la primera vez, de memoria principal.

De acuerdo con esta tcnica de optimizacin, se pide desarrollar el mdulo DISCO con las siguientes reglas de diseo:

La unidad bloque de disco va a ser el sector y la informacin en cada buffer ser, por tanto, del tipo DISK.TipoDato.

La copia de sectores de disco en respuesta a una peticin deber ser concurrente con la recepcin de otras peticiones.

Inicialmente ---al arrancar el sistema--- la cache estar vaca.

El tamao de la cache ser de SP sectores (el nmero de sectores por pista). El funcionamiento de la cach de disco se basa en dos esquemas de operacin. La lectura adelantada ("Read-ahead") y la escritura retrasada ("Write-behind"). La primera consiste en anticipar lo que se necesitar de forma inmediata y traerlo a la cach. or su parte, la escritura retrasada consiste en mantener los datos en cach hasta que se producen momentos de desocupacin del sistema de disco. En este caso la cach acta como memoria tampn o "buffer" intermedio, y no se obliga al subsistema a realizar fsicamente ninguna escritura, con lo que las cabezas quedan libres para nuevas lecturas.

Puesto que los cachs de disco de escritura retrasada mantienen los datos en memoria voltil despus que "supuestamente" se han escrito en el dispositivo, una cada accidental del sistema, por fallo de energa o apagado intempestivo, puede producir prdidas de los datos alojados en la cach en ese momento (es esta una de las razones por las que los sistemas Windows y Linux exigen un proceso especial de apagado, que a veces tarda unos segundos, en los que observamos una intensa actividad del sistema de disco).

2.4.1 Cache de disco en MS DOS y WindowsLa cache de los sistemas MS DOS y de los primeros sistemas Windows se denominaba SmartDrive. Por su parte, los nuevos Sistemas de 32 bits disponen de un controlador virtual denominado VCACHE que utiliza un esquema de funcionamiento de lectura adelantada y escritura atrasada para proporcionar servicios de cache a las mquinas virtuales.VCACHE tiene la ventaja cachear ficheros en discos de red, y de permitir cambiar en tiempo de ejecucin la cantidad de memoria destinada a este menester. Cuando la actividad del disco es elevada pero la ocupacin de memoria es baja, VCACHE incrementa su tamao para realizar la mayor cantidad de operacin en RAM, evitando de este modo accesos a disco. Por ejemplo, si la aplicacin abre un fichero para lectura/escritura, es posible que VCACHE vuelque la totalidad del fichero a memoria; posteriormente, quizs cuando se cierre el fichero, la imagen de memoria sea volcada de nuevo al disco. Si por el contrario la actividad de disco es pequea y la ocupacin de memoria es alta, VCACHE disminuye su propio tamao con objeto de aumentar la RAM disponible para las aplicaciones.

2.4.2 rendimiento del cache

El funcionamiento de la cach de lectura se parece al de un adivino; debe anticipar lo que ocurrir en el futuro. Si el dispositivo que est siendo cacheado encuentra los datos en la cach, habr un xito ("hit"), en caso contrario, un fracaso ("miss"). Los sistemas de cach actuales son capaces de proporcionar una tasa de xitos superior al 90%.

Como puede figurarse el lector, construir un mecanismo de cach no es una tarea balad. Se requieren esquemas de funcionamiento que atiendan de forma simultnea y balanceada diversos factores:

Discriminar que informacin debe ser almacenada y cual descartada.

Decidir la organizacin interna de este almacenamiento.

Manejar las peticiones de lectura. Esto exige disponer de un mecanismo de intercepcin de las peticiones del dispositivo que est siendo cacheado.

Manejar las peticiones de escritura. Interceptar las peticiones de escritura del dispositivo a cachear.

2.4.3 Algoritmos usados para reemplazo en cache

2.4.3.1 Algoritmo de reemplazo de paginas segun el uso no tan reciente

Este algoritmo hace uso de los dos bits de estado que estn asociados a cada pgina. Estos bits son: R, el cual se activa cuando se hace referencia (lectura / escritura) a la pgina asociada; y M, que se activa cuando la pgina asociada es modificada (escritura). Estos bits deben de ser actualizado cada vez que se haga referencia a la memoria, por esto es de suma importancia que sean activados por el hardware. Una vez activado el bit, permanece en ese estado hasta que el sistema operativo, mediante software, modifica su estado.

Estos bits pueden ser utilizados para desarrollar un algoritmo de reemplazo que cuando inicie el proceso, el sistema operativo asigne un valor de 0 a ambos bits en todas las pginas. En cada interrupcin de reloj, limpie el bit R para distinguir cules pginas tuvieron referencia y cules no.

Cuando ocurre un fallo de pgina, el sistema operativo revisa ambos bits en todas las pginas y las clasifica de la siguiente manera:

Clase 0: La pgina no ha sido referenciada, ni modificada.

Clase 1: La pgina no ha sido referenciada, pero ha sido modificada.

Clase 2: La pgina ha sido referenciada, pero no ha sido modificada.

Clase 3: La pgina ha sido referenciada y tambin modificada.

Una vez obtenida la clasificacin, elimina una pgina de manera aleatoria de la primera clase no vaca con el nmero ms pequeo. Esto porque para el algoritmo es mejor eliminar una pgina modificada sin referencias en al menos un intervalo de reloj, que una pgina en blanco de uso frecuente.

A pesar de que este algoritmo no es el ptimo, es fcil de implementar y de comprender y con mucha frecuencia es el ms adecuado.

Algoritmos de reemplazo de pginas:

Algoritmo LRU (LeastRecentlyUsed):

Se sustituye la pgina menos recientemente usada. Se recuerda el instante en que cada pgina se us por ltima vez, y en caso de reemplazo se escoge la pgina que tiene ms tiempo sin usarse.

Se utiliza mucho y se considera de alto rendimiento respecto del ptimo.

Requiere un hardware adicional para su implementacin:

Contadores: Reemplazo de la pgina con un tiempo ms largo.

Pila: La base de la pila corresponde con la pgina LRU.

Esta implementacin resulta costosa, ya que contadores y pilas deben actualizarse en cada referencia a la memoria, acceso ms lento a la memoria.

Sistemas reales: implementan aproximaciones a LRU.

No presentan la Anomala de Belady.

Determina el bloque que hace ms tiempo que no se referencia, y determina que ste debe ser el que debe abandonar la cach. Como esta poltica es difcil de implementar en hardware normalmente se usan versiones un poco simplificadas.

Algoritmos de aproximacin al LRU:

1. Algoritmos con bits de referencia adicionales: Las tcnicas basadas en LRU utilizan un bit de referencia puesto por el hardware.

El hardware enciende el bit de referencia (lo pone a 1) de una pgina cada vez que se hace referencia a ella (lectura o escritura).

Examinando este bit no conocemos el orden de uso, pero s sabemos cules pginas se usaron y cules no.

Es posible obtener informacin de ordenamiento adicional si registramos los bits de referencia a intervalos adicionales.

Bytehistrico: Por ej.: 11000100 se us ms recientemente que 01110111.

LRU: pgina con el nmero ms bajo.

Si el n de bits histricos es cero, es decir, dejamos slo el bit de referencia Algoritmo de segunda oportunidad.

2. Algoritmo de segunda oportunidad o algoritmo del reloj. Sencillo y efectivo, examina la pgina ms antigua como posible vctima.

Comportamiento: FIFO teniendo en cuenta el bit de referencia:

Bit de referencia a cero: Reemplazo de pgina.

Bit de referencia a uno: Segunda oportunidad, ponemos el bit de referencia a cero y seleccionamos la siguiente pgina FIFO.

Se puede implementar como una cola circular, donde un puntero indicar cul es la pgina a reemplazar a continuacin.

Cuando se necesita un marco, el puntero avanza hasta encontrar una pgina cuyo bit de referencia est apagado. Con el avance del puntero los bits de referencia encendidos se van apagando.

Una vez hallada una pgina vctima, se reemplaza y la nueva pgina se inserta en la cola circular en esa posicin.

3. Algoritmo de segunda oportunidad mejorado.

Bit de referencia + bit de modificacin.

Usando estos dos bits tenemos cuatro situaciones posibles:

(0, 0): No se ha usado ni modificado recientemente.

(0, 1): No se ha usado recientemente, s se ha modificado.

(1, 0): Usada recientemente, no modificada.

(1, 1): Usada y modificada recientemente.

Se reemplaza la pgina que encontremos de clase ms baja.

Se da preferencia a las pginas que han sido modificadas a fin de reducir el n de operaciones de E/S requeridas.

Algoritmos de conteo:

Tienen un contador con el n de referencias que se hacen a cada pgina.

Algoritmo LFU (Least Frequently Used):

Reemplaza la pgina menos frecuentemente usada (cuenta ms baja).

Problema: pginas que se usaron mucho durante la fase inicial del proceso y luego no se vuelven a usar.

Solucin: desplazar las cuentas un bit a la derecha a intervalos regulares.

Problema serio: pginas tradas recientemente, alta probabilidad de salir (cuenta baja).

3. Planificacin de discoUna de las obligaciones del sistema operativo es usar el hardware de forma eficiente. En el caso de las unidades de disco, esto implica tener un tiempo de acceso breve y gran ancho de banda de disco. El tiempo de acceso tiene dos componentes principales. El tiempo de bsqueda (seek time) es el tiempo que tarda el brazo del disco en mover las cabezas al cilindro que contiene el sector deseado. La latencia rotacional es el tiempo adicional que el disco tarda en girar hasta que el sector deseado queda bajo la cabeza del disco. El ancho de banda del disco es el nmero total de bytes transferidos, dividido entre el tiempo total transcurrido entre la primera solicitud de servicio y la finalizacin de la ltima transferencia.Cada vez que un proceso necesita E/S de o al disco, emite una llamada al sistema operativo. La solicitud especifica varios elementos de informacin:

Si esta operacin es de entrada o de salida

La direccin en disco para la transferencia

La direccin en memoria para la transferencia

El nmero de bytes por transferir

Si la unidad de disco y controlador deseados estn disponibles, la solicitud puede atenderse de inmediato, si no, todas las solicitudes de servicios nuevas tendrn que colocarse en la cola de solicitudes pendientes para esa unidad. En un sistema multiprogramacin con muchos procesos, puede ser comn que la cola de disco tenga varias solicitudes pendientes. As, cuando se termina de atender una solicitud, el sistema operativo tiene oportunidad de escoger cul solicitud pendiente atender a continuacin.3.1 POLTICAS DE PLANIFICACIN DE DISCOS

Una forma simple de atender a las solicitudes en el disco es la primero en llegar-primero en ser atendido. Existen adems otros criterios para evaluar las polticas de planificacin:

Capacidad de ejecucin

Media del tiempo de respuesta

Varianza de los tiempos de respuestaEs claro que una poltica de planificacin debe intentar maximizar la capacidad de ejecucin, el nmero de peticiones servidas por unidad de tiempo. Debido a la planificacin se reduce el tiempo desperdiciado en las esperas de las bsquedas, con lo que se puede mejorar la media de los tiempos de respuesta. Si una poltica de planeacin no intenta ms que maximizar la capacidad de ejecucin sin minimizar al mismo tiempo la varianza, podra procesar peticiones. (Cuanto menor es la varianza, ms predecible es el sistema). El objetivo es reducir los tiempos de acceso en la lectura o escritura de los datos. Adems del tiempo de acceso y del tiempo de transferencia, existen algunos retrasos en las colas que normalmente tienen asociada una operacin de E/S a disco. Cuando un proceso emite una solicitud de E/S, primero debe esperar en una cola a que el dispositivo est disponible. En ese momento, el dispositivo queda asignado al proceso. Si el dispositivo comparte un nico canal de E/S o un conjunto de canales con otras unidades del disco, puede producirse una espera adicional hasta que el canal est disponible. En ese punto se realizar la bsqueda con que comienza el acceso al disco.NOMBREDESCRIPCIONCOMENTARIOS

Seleccin en funcin del demandante

RSSPlanificacin aleatoria.Para anlisis y simulacin.

FIFOPrimero en entrar, primero en salir.El ms justo de todos.

PRIPrioridad del proceso.El control se lleva fuera de la gestin de la cola del disco.

LIFOltimo en entrar ltimo en salir.Maximiza uso de recursos y cercanas.

Seleccin en funcin del elemento solicitado

SSTFPrimero el ms corto.Gran aprovechamiento y colas pequeas.

SCANRecorre el disco de un lado a otro.Mejor distribucin del servicio.

C-SCANRecorre el disco en un solo sentido.Menor variabilidad en el servicio.

SCAN de N-pasosScan de N registros a la vez.Garanta de servicio.

F-SCANScan de N pasos, con N = longitud de la cola al comienzo del ciclo del Scan.Sensible a la carga.

3.2 Optimizacin de la Bsqueda en Discos Las estrategias ms comunes de optimizacin de la bsqueda son las siguientes:3.2.1 Planificacin FCFSLa forma ms sencilla de planificacin de disco es, desde luego, el servicio por orden de llegada (FCFS, first come, first served). No proporciona el servicio ms rpido.La planificacin FCFS es justa en el sentido de que una vez que llega una peticin, se fija su lugar dentro de la cola de espera. Una peticin, se fija su lugar dentro de la cola de espera. Una peticin no puede ser desplazada por la llegada de otra con prioridad ms alta.La FCFS es aceptable cuando la carga en un disco es ligera. Pero a medida que crece la carga, la FCFS tiende a saturar el dispositivo y los tiempos de respuesta se incrementan. La FCFS ofrece una varianza pequea, pero tiene tiempos de espera muy grandes.3.2.2 Planificacin SSTFParece razonable atender todas las solicitudes cercanas a la posicin actual de la cabeza antes de mover la cabeza a una posicin lejana para atender otras solicitudes. Este supuesto es la base del algoritmo de tiempo de bsqueda ms corto primero (SSTF, shortest-seek-time-first), que selecciona la solicitud que tiene el menor tiempo de bsqueda a partir de la posicin actual de la cabeza.En esta poltica la peticin que da por resultado la distancia de bsqueda ms corta (y, con esto, el tiempo de bsqueda ms corto) es la siguiente en ser servida, aunque esa peticin no sea la primera en la cola.Los patrones de bsqueda SSTF tienden a estar muy relocalizados, dando como resultado que las pistas internas y externas reciban un servicio pobre, en comparacin con las pistas del centro. La SSTF es til en sistemas de procesamiento por lotes, en los cuales la capacidad de ejecucin es lo ms importante. Pero la alta varianza de los tiempos de respuesta (es decir, su falta de predecibilidad) lo hace inaceptable para los sistemas interactivos.Este algoritmo mejora sustancialmente el desempeo.La planificacin SSTF es en esencia una forma de planificacin de trabajo ms corto primero (SJF) y, al igual que la planificacin SFJ, puede cause inanicin de algunas solicitudes. Aunque el algoritmo SSTF representa una mejora sustancial respecto al algoritmo FCFS, no es ptimo.

3.3.3 Planificacin SCANEn el algoritmo SCAN, el brazo del disco parte de un extremo del disco y se mueve hacia el otro, atendiendo las solicitudes a medida que llega a cada cilindro, hasta llegar al otro extremo del disco. Ah, la direccin de movimiento de la cabeza se invierte, y contina la atencin. La cabeza barre continuamente el disco de un lado a otro. Esta poltica, desarrollada por Denning, opera como SSTF, excepto que selecciona la peticin que da como resultado la distancia de bsqueda ms corto en una direccin seleccionada. La SCAN no cambia de direccin hasta que ha alcanzado el cilindro exterior o hasta que ya NO haya peticiones pendientes en la direccin con preferencia.La SCAN se comporta de manera parecida al SSTF desde el punto de vista de la mejora en la capacidad de ejecucin y de la media de los tiempos de respuesta, pero elimina mucha de la discriminacin inherente a los esquemas SSTF y ofrece una varianza menor.El algoritmo SCAN tambin se conoce como algoritmo de elevador, ya que el brazo del disco se comporta igual que el elevador de un edificio, que atiende primero todas las solicitudes para subir y luego cambia de direccin para atender las solicitudes de abajo.3.3.4 Planificacin SCAN de n-pasosEn esta estrategia, el brazo del disco se mueve de un lado a otro como en SCAN, pero slo da servicio a aquellas peticiones que se encuentran en espera cuando comienza un recorrido particular. Las peticiones que llegan durante un recorrido son agrupadas y ordenadas para un servicio ptimo durante el recorrido de regreso.La SCAN de n-pasos ofrece un buen rendimiento de la capacidad de ejecucin y de la media de los tiempos de respuesta. Su caracterstica ms significativa es una menor varianza de los tiempos de respuesta que las planeaciones SSTF y SCAN convencionales. La SCAN de n-pasos evita la posibilidad de postergacin indefinida que tiene lugar si un gran nmero de peticiones que llegan al cilindro que est siendo servido y guarda estas peticiones para ser servidas durante el recorrido de regreso.

3.3.5 Planificacion C-SCANLa planificacin SCAN circular (C-SCAN) es una variante de SCAN diseada para dar un tiempo de espera ms uniforme. Al igual que SCAN, C-SCAN mueve la cabeza de un extremo del disco al otro, atendiendo las solicitudes en el camino, slo que ahora, cuando la cabeza llega al otro extremo, regresa de inmediato al principio del disco sin atender solicitudes. El algoritmo de planificacin C-SCAN bsicamente trata los cilindros como una lista circular que contina del ltimo cilindro al primero. En la estrategia C-SCAN, el brazo se mueve del cilindro exterior al interior, sirviendo a las peticiones con menor tiempo de bsqueda. Cuando el brazo ha completado su recorrido hacia adentro, salta a la peticin ms cercana al cilindro exterior y a continuacin reanuda su recorrido hacia adentro procesando peticiones. La C-SCAN puede implementarse de forma que las peticiones que llegan durante un recorrido sean servidos en el siguiente. De esta forma C-SCAN elimina completamente la discriminacin contra las peticiones para los cilindros exterior e interior. Tiene una varianza de los tiempos de respuesta muy pequea.

3.3.6 Planificacin LOOKEn la prctica, ningunos de estos dos algoritmos se implementan as. Por lo regular, el brazo slo llega hasta la ltima solicitud en cada direccin y luego cambia de direccin inmediatamente, sin primero ir hasta el extremo del disco. Estas versionas de SCAN y C-SCAN se llaman LOOK y C-LOOK, porque miran si hay una solicitud antes de continuar en una direccin dada.3.3.7 esquema EschenbachEn esta estrategia el movimiento del brazo del disco es circular como en C-SCAN, pero con varias excepciones importantes. Cada cilindro es servido exactamente por una pista completa de informacin, haya o no peticiones para este cilindro. Las peticiones se redondean a ser servidas dentro de un cilindro para tomar ventaja de la posicin rotacional, pero si dos peticiones traslapan posiciones de sectores dentro de un cilindro, solamente se sirve una en el movimiento actual del brazo del disco.Con carga baja, la poltica SCAN es la mejor, mientras que con cargas medias y pesadas, la C-SCAN produce los mejores resultados. La C-SCAN con optimizacin rotacional maneja de manera efectiva condiciones de carga muy pesadas y ha demostrado ser mejor que el esquema Eschenbach bajo todas las condiciones de carga.3.4 Optimizacin rotacional en discosEn condiciones de carga pesada, la probabilidad de que ocurran referencias al mismo cilindro aumenta y resulta til considerar la optimizacin rotacional de la misma forma que la optimizacin de bsqueda.Una forma paralela a la estrategia de optimizacin de la bsqueda SSTF es la estrategia SLTF (tiempo de latencia ms corto primero) de optimizacin rotacional. Una vez que el brazo del disco llega a un cilindro en particular, pueden existir muchas peticiones pendientes en las distintas pistas de ese cilindro. La estrategia SBIF examina todas estas peticiones y sirve primero a aquella que tiene el retraso rotacional ms corto. Esta estrategia ha demostrado estar muy cerca del ptimo terico y es relativamente fcil de implementar.

3.5 Seleccin de un algoritmo de planificacin de discoSSTF es comn y tiene un atractivo natural. SCAN y C-SAN funcionan mejor en sistemas en los que la carga sobre el disco es intensa, y no son propensos al problema de inanicin. Con cualquier algoritmo de planificacin, es desempeo depende en gran medida del nmero y los tipos de solicitudes.El mtodo de asignacin de archivos puede influir mucho sobre las solicitudes de servicio de disco. Un programa que lee un archivo que se asign contiguamente generar varias solicitudes cercanas entre s en el disco, y el movimiento de la cabeza ser limitado. Un archivo enlazado o indexado, en cambio, podra incluir bloques muy dispersos en el disco, y el movimiento de la cabeza sera mayor.La colocacin de los directorios y los bloques ndice en caches de la memoria principal puede ayudar tambin a reducir el movimiento del brazo del disco, sobre todo para las solicitudes de lectura.Es conveniente que el algoritmo de planificacin de disco se escriba como mdulo independiente del sistema operativo, a fin de poder sustituirlo por un algoritmo diferente si es necesario. SSTF y LOOK son opciones razonables para el algoritmo por omisin.Los algoritmos descritos slo consideran las distancias de bsqueda. En los discos modernos, la latencia rotacional puede ser casi tan grande como el tiempo de bsqueda promedio, pero es difcil para el sistema operativo reducir la latencia rotacional mediante planificacin, porque los discos modernos no revelan la ubicacin fsica de los bloques lgicos.4. Software RAIDCon el uso de mltiples discos, existen varias formas que se pueden organizar los datos. Dificultando el desarrollo de esquemas de bases de datos que se pueden utilizar en mltiples plataformas y S.O. La industria a acordado un sistema estndar para el diseo de base de datos sobre mltiples discos, llamado RAID (Vector Redundante de Discos Independientes), este esquema consta de siete niveles que distinguen distintas arquitecturas de diseo, compartiendo tres caractersticas comunes: RAID es un conjunto de unidades de disco fsicos vistas por el S.O. como una sola unidad lgica.

Los datos estn distribuidos a travs de las unidades fsicas del vector.

La capacidad del disco redundante se utiliza para almacenar informacin de paridad, que garantiza la recuperabilidad de datos en caso de fallo del disco.La estrategia RAID reemplaza unidades de disco de gran capacidad por mltiples discos de menor capacidad y distribuye los datos que luego son accedidos simultneamente a ellos por mltiples discos, esto mejora el rendimiento de las E/S y aumenta su capacidad. Para compensar la disminucin de la fiabilidad, RAID hace uso de la informacin de paridad almacenada, que permite la recuperacin de los datos perdidos como consecuencia de un fallo del disco.

4.1 NIVELES RAIDNIVEL 0: Los usuarios y los datos del sistema estn distribuidos a lo largo de todo el vector de discos, este esta dividido en bandas que pueden ser bloques fsicos, sectores o alguna otra unidad. Al conjunto de bandas consecutivas lgicamente, se lo denomina franja. Presenta la ventaja de que si una nica solicitud de E/S esta formada por mltiples bandas contiguas; estas podrn gestionarse en paralelo reduciendo la transferencia de E/S. NIVEL 1(Espejo): La redundancia de los datos se consigue duplicando los mismos, los datos son divididos de la misma forma que en RAID0; pero cada banda se corresponde con dos discos fsicos independientes.Aspectos positivos: Una solicitud de lectura puede utilizar cualquiera de los dos discos que contienen los datos solicitados y que suponga menor tiempo sumando el de bsqueda y la latencia de giro.

Una solicitud de escritura requiere la actualizacin de las bandas correspondientes a ambos discos, solo se puede hacer en paralelo. Cuando se actualiza una sola banda, el software de gestin del vector de disco primero debe calcular y actualizar los bits de paridad y luego la banda real.

Cuando una unidad falla, los datos todava estn disponibles desde la segunda unidad.Desventaja:Su COSTE requiere dos veces el espacio de disco del disco lgico que soporta. Puede conseguir altas tasas de solicitudes de E/S si las mismas son de lectura, cuyo rendimiento puede ser el doble que en RAID 0, pero si las solicitudes son de escritura su rendimiento talvez no ser el mismo.

NIVEL 2(Redundancia mediante cdigo hamming): Este utiliza una tcnica de acceso paralelo. Las bandas de este nivel son muy pequeas, considerndolo como un nico byte o palabra. Se utiliza un cdigo HAMMING para corregir errores de un solo bit y la deteccin de errores de dos bit.Cuando se requiere una solicitud de lectura todos los discos son accedidos simultneamente, ocurriendo lo mismo con una solicitud de escritura y n este caso tambin son accedidos todos los discos de paridad.RAID 2 solo ser eficiente cuando se produzcan muchos errores en el disco.

NIVEL 3(Paridad por intercalacin de bits): Este requiere solo un disco redundante, emplea acceso paralelo. Cuando ha ocurrido algn error, se calcula un solo bit de paridad para el conjunto de bits en la misma posicin de todos los discos de datos.En el caso de un fallo de disco, se accede a la unidad de paridad y se reconstruyen los datos desde los dispositivos restantes.Debido a que los datos estn divididos en pequeas bandas, RAID 3 puede conseguir una tasa de transferencia de datos muy alta. Cualquier solicitud de E/S involucrara una transferencia de datos en paralelo desde todos los discos de datos solo se puede ejecutar una solicitud de E/S. Disminuyendo el rendimiento en un entorn orientado a transacciones.

NIVEL 4(Paridad por intercalacin de bloques): Utiliza una tcnica de acceso independiente, por lo que se puede satisfacer las solicitudes de E/S individuales. Son mas apropiados para aplicaciones que requieren tasas altas de solicitudes de E/S, y son relativamente menos apropiados para aplicaciones que requieren tasas altas de transferencias de datosNIVEL 5(Paridad por intercalacin distribuida de bloques): Al igual que el RAID 4 se diferencia en la distribucin de las bandas de paridad a travs de todos los discos, por lo tanto evita el potencial cuello de botella en la E/S del sistema RAID 4 que tiene solo un disco de paridad.NIVEL 6(Redundancia dual): Se realizan dos clculos distintos de paridad, y se almacenan en bloques independientes de diferentes discos, la ventaja es la disponibilidad de datos son extremadamente alta. Por otro lado sufre una importante penalizacin de escritura, porque cada escritura afecta a dos bloques de paridad.

4.2 PRINCIPIOS DE SOFTWARE DE DISCOEl tiempo que se tarda desde que el Driver de disco programa al controlador para realizar la lectura de un sector, hasta que la informacin de esta en la memoria:

T. POSICIONAMIENTO + T. LATENCIA + T. TRANSFERENCIA (buffer-controlador) + T. CHECKSUM + T. TRANSFERENCIA (controlador-memoria)

Normalmente el tiempo de CHECKSUM es despreciable. En algunos casos puede existir tiempos aadidos si la informacin del disco esta cifrada y el algoritmo de cifrado/ descifrado lo incrementa el controlador, despus de realizar el CHECKSUM el controlador deber descifrar los datos.

Caractersticas genricas de los drivers de disco son:A: MEJORA EL TIEMPO DE ACCESO.B: TRATAMIENTO DE ERRORES.

A: MEJORA EL TIEMPO DE ACCESOT. ACCESO = T. POSICIONAMIENTO + T. LATENCIA + T. TRANFERENCIA

De estos tres tiempos el ms significativo es el de posicionamiento. Cuando el driver permite ir almacenando peticiones pendientes mientras se trata la actual, se intenta reducir el tiempo medio de posicionamiento aplicando un algoritmo que decida que peticin de las pendientes atender primero.B: TRATAMIENTO DE ERRORESLos discos estn sometidos a una gran variedad de errores. Cuando se producen el controlador deber avisar al driver para que tome la decisin pertinente. Los errores ms comunes son:

Errores de programacin: El driver le indica al controlador que una pista, cilindro, sector que no existe o una direccin de memoria invalida. El controlador al detectar el error lo trasmite al driver. Este avisa al SW E/S independiente.

Errores de posicionamiento: Este error se produce por errores mecnicos del brazo de lectura / escritura. El controlador de disco mantiene internamente cual es la posicin del brazo de lectura / escritura en cada momento.

Para mover el brazo a otro cilindro manda un pulso a un motor por cada cilindro que quiera atravesar. Cuando llega al cilindro destino, lee el valor del cilindro actual (se grabo al principio de la pista al formatear el disco). Si la posicin actual no coincide con la que se esperaba se produce un error de posicionamiento, este error suele corregirse recalibrando el brazo (lo manda al cilindro 0).Esta accin puede realizarla el controlador o, si este no puede, el driver de disco (comando RECALIBRABLE) Errores en el controlador de disco: puede darse la situacin que el controlador se niegue a aceptar comandos del driver, en este caso el driver debe recetar el controlador.

5. Manejo de E/S en Windows y Unix5.1 Manejo de E/S en UnixEl sistema de entrada/salida se divide en dos sistemas complementarios: el estructurado por bloques y el estructurado por caracteres. El primero se usa para manejar cintas y discos magnticos, y emplea bloques de tamao fijo (512 o 1024 bytes) para leer o escribir. El segundo se utiliza para atender a las terminales, lneas de comunicacin e impresoras, y funciona byte por byte. En general, el sistema Unix emplea programas especiales (escritos en C) conocidos como manejadores (drivers) para atender a cada familia de dispositivos de E/S. Los procesos se comunican con los dispositivos mediante llamadas a su manejador. Adems, desde el punto de vista de los procesos, los manejadores aparecen como si fueran archivos en los que se lee o escribe; con esto se logra gran homogeneidad y elegancia en el diseo. Cada dispositivo se estructura internamente mediante descriptores llamados nmero mayor, nmero menor y clase (de bloque o de caracteres). Para cada clase hay un conjunto de entradas, en una tabla, que aporta a los manejadores de los dispositivos. El nmero mayor se usa para asignar manejador, correspondiente a una familia de dispositivos; el menor pasa al manejador como un argumento, y ste lo emplea para tener acceso a uno de varios dispositivos fsicos semejantes. Las rutinas que el sistema emplea para ejecutar operaciones de E/S estn diseadas para eliminar las diferencias entre los dispositivos y los tipos de acceso. No existe distincin entre acceso aleatorio y secuencial, ni hay un tamao de registro lgico impuesto por el sistema. El tamao de un archivo ordinario est determinado por el nmero de bytes escritos en l; no es necesario predeterminar el tamao de un archivo. El sistema mantiene una lista de reas de almacenamiento temporal (buffers), asignadas a los dispositivos de bloques. El Kernel usa estos buffers con el objeto de reducir el trfico de E/S. Cuando un programa solicita una transferencia, se busca primero en los buffers internos para ver si el bloque que se requiere ya se encuentra en la memoria principal (como resultado de una operacin de lectura anterior). Si es as, entonces no ser necesario realizar la operacin fsica de entrada o salida. Existe todo un mecanismo de manipulacin interna de buffers (y otro de manejo de listas de bytes), necesario para controlar el flujo de datos entre los dispositivos de bloques (y de caracteres) y los programas que los requieren. Por ltimo, y debido a que los manejadores de los dispositivos son programas escritos en lenguaje C, es relativamente fcil reconfigurar el sistema para ampliar o eliminar dispositivos de E/S en la computadora, as como para incluir tipos nuevos.

5.1.1 Manejo de archivosLa estructura bsica del sistema de archivos es jerrquica, lo que significa que los archivos estn almacenados en varios niveles. Se puede tener acceso a cualquier archivo mediante su trayectoria, que especifica suposicin absoluta en la jerarqua, y los usuarios pueden cambiar su directorio actual a la posicin deseada. Existe tambin un mecanismo de proteccin para evitar accesos no autorizados. Los directorios contienen informacin para cada archivo, que consiste en su nombre y en un nmero que el Kernel utiliza para manejar la estructura interna del sistema de archivos, conocido como el nodo-i. Hay un nodo-i para cada archivo, que contiene informacin de su directorio en el disco, su longitud, los modos y las fechas de acceso, el autor, etc. Existe, adems, una tabla de descriptores de archivo, que es una estructura de datos residente en el disco magntico, a la que se tiene acceso mediante el sistema mencionado de E/S por bloques.El control del espacio libre en el disco se mantiene mediante una lista ligada de bloques disponibles. Cada bloque contiene la direccin en disco del siguiente bloque en la cadena. El espacio restante contiene las direcciones de grupos de bloques del disco que se encuentren libres. De esta forma, con una operacin de E/S, el sistema obtiene un conjunto de bloques libres y un puntador para conseguir ms.Las operaciones de E/S en archivos se llevan a cabo con la ayuda de la correspondiente entrada del nodo-i en la tabla de archivos del sistema. El usuario normalmente desconoce los nodos-i porque las referencias se hacen por el nombre simblico de la trayectoria. Los procesos emplean internamente funciones primitivas (llamadas al sistema) para tener acceso a los archivos; las ms comunes son open, creat, read, write, seek, close y unlink, aunque slo son empleadas por los programadores, no por los usuarios finales del sistema.Toda esta estructura fsica se maneja "desde afuera" mediante la filosofa jerrquica de archivos y directorios ya mencionada, y en forma totalmente transparente para el usuario. Adems, desde el punto de vista del sistema operativo, un archivo es muy parecido a un dispositivo.Las ventajas de tratar a los dispositivos de E/S en forma similar a los archivos normales son mltiples: un archivo y un dispositivo de E/S se tornan muy parecidos; los nombres de los archivos y de los dispositivos tienen la misma sintaxis y significado, as que a un programa que espera un nombre de archivo como parmetro puede drsele un nombre de dispositivo (con esto se logra interaccin rpida y fcil entre procesos de alto nivel).El sistema Unix ofrece varios niveles de proteccin para el sistema de archivos, que consisten en asignar a cada archivo el nmero nico de identificacin de su dueo, junto con nueve bits de proteccin, que especifican permisos de lectura, escritura y ejecucin para el propietario, para otros miembros de su grupo (definido por el administrador del sistema) y para el resto de los usuarios. Antes de cualquier acceso se verifica su validez consultando estos bits, que residen en el nodo-i de todo archivo. Adems, existen otros tres bits que se emplean para manejos especiales, relacionados con la clave del super usuario.Otra caracterstica de Unix es que no requiere que el conjunto de sistemas de archivos resida en un mismo dispositivo. Es posible definir uno o varios sistemas "desmontables", que residen fsicamente en diversas unidades de disco. Existe una orden (mkfs) que permite crear un sistema de archivos adicional, y una llamada al sistema (mount) con la que se aade (y otra con la que se desmonta) uno de ellos al sistema de archivos global.El control de las impresoras de una computadora que funciona con el sistema operativo Unix consiste en un subsistema (SPOOL) que se encarga de coordinar los pedidos de impresin de mltiples usuarios. Existe un proceso de Kernel que en forma peridica revise las colas de servicio de las impresoras para detectar la existencia de pedidos e iniciar entonces las tareas de impresin. Este tipo de procesos, que son activados en forma peridica por el ncleo del sistema operativo, reciben en Unix el nombre de daemons (duendes), tal vez porque se despiertan y aparecen sin previo aviso. Otros se encargan de activar procesos en tiempos previamente determinados por el usuario, o de escribir peridicamente los contenidos de los buffers de memoria en el disco magntico.

5.2 Manejador de entrada y salida de Windows:El Manejador de E/S es la parte de Windows NT ejecutivo que maneja todas las entradas y todas las salidas del S.O.. Gran parte del rol de este Manejador es manejar las comunicaciones entre drivers. El Manejador de E/S soporta todos los sistemas de archivos de drivers, manejadores de dispositivos de hardware y manejadores de redes y provee un ambiente heterogneo para ellos. Provee una interfase formal que todos los manejadores o drivers pueden invocar. Esta interfase uniforme le permite al Manejador de E/S comunicarse con todos los drivers de la misma manera sin tener conocimiento de cual de los dispositivos esta controlando actualmente. El Manejador de E/S tambin incluye rutinas especiales designadas para soporte de manejadores de sistemas de archivo, de dispositivos de hardware y de dispositivos de red.El modelo de Windows NT para E/S usa una arquitectura de niveles que permite manejadores separados para implementar cada capa lgica distinta de un procesamiento de E/S.Manejador de cache: la arquitectura de E/S incluye un nico Manejador de cache que maneja la totalidad de las E/S del sistema por este mtodo. El mtodo cache es usado por un archivo de sistema para mejorar el rendimiento.El Manejador de cache usa un archivo mapeado estrechamente integrado con el manejo de la memoria virtual de Windows NT. El Manejador de cache provee sus servicios a todos los archivos de sistema y componentes de red bajo el control del Manejador de E/S. El Manejador de cache puede hacer crecer dinmicamente y disminuir el tamao de la memoria cache a medida que varia la cantidad de memoria RAM disponible. Cuando un proceso abre un archivo que ya reside en la memoria cache, el Manejador de cache simplemente copia los datos de la cache al espacio de direcciones virtual del proceso y viceversa; la lectura y la grabacin mejoran.El Manejador de cache ofrece servicios como LAZY write y LAZY commit que pueden mejorar sobre el rendimiento de todos los archivos del sistema. LAZY WRITE es la habilidad de grabar los cambios en la estructura cache de los archivos que es ms rpido que grabarlos sobre el disco y mas tarde cuando hay una baja demanda de la unidad central del proceso, el Manejador cache los cambios al disco. LAZY COMMIT es similar al LAZY WRITE. En vez de marcar una transaccin completada exitosamente en forma inmediata, la informacin declarada se coloca la memoria cache y luego se graba al sistema de registros de archivos como un proceso back groundSistemas de manejo de archivos: en la arquitectura Windows NT de E/S, los manejadores de sistema de archivos son dirigidos por el Manejador de E/S. Windows NT soporta mltiples sistemas de archivos activos, incluyendo sistemas de archivos existentes como la F.A.T. Windows NT soporta sistemas de archivos F.A.T. y HPFS para resguardar la compatibilidad con los sistemas operativos MS-DOS, Windows 3.X y OS/2. La arquitectura de Windows NT de E/S no solamente soporta sistemas de archivos tradicionales sino que ha implementados su redirector de redes y servidor como un sistema de manejadores de archivos. Desde la perspectiva del Manejador de E/S no hay diferencia entre acceder archivos almacenados en una computadora remota va red y acceder a aquellos almacenados localmente en un disco rgido. Adems los redirectores y servidores pueden cargarse y descargarse dinmicamente como cualquier otro Manejador, y pueden coexistir mltiples redirectores y servidores a la misma computadora.Manejadores de dispositivos de hardware: los manejadores de dispositivos de hardware tambin son componentes de la arquitectura de la E/S. Todos ellos (como manejadores de impresin, de Mouse, de disco) estn escritos en el lenguaje de programacin C, son direccionables a 32 bits y presentan seguridad al Multiprocesamientos.Los manejadores de dispositivos acceden a los registros de hard de los dispositivos perifricos a travs de rutinas de soporte que provee el sistema operativo Windows NT. Hay un conjunto de estas rutinas para cada plataforma que soporta Windows NT. Como los nombres de las rutinas son iguales para todas las plataformas los manejadores de dispositivos para Windows NT son transportable entre cualquier tipo de procesadores.Manejadores de red: un tercer tipo de Manejador implementado como un componente de la arquitectura de E/S es el Manejador de red. Windows NT incluye capacidades de funcionamiento de red integradas y soporte para aplicaciones distribuidas.HAL (Nivel de abstraccin de hardware): virtualVirtualiza las interfaces de hardware, haciendo las transparentes al resto del S.O. Esto le permite portabilidad de una plataforma a otra.KERNEL: Est en el ncleo de esta arquitectura de niveles y maneja las operaciones mas bsicas de Windows NT. Es responsable del despacho de hilos (thread dispaching), organizacin del multiprocesamiento y manejo de excepciones de hard.EJECUTIVO: Coleccin de mdulos del Kernel que provee servicios bsicos del sistema operativo a los subsistemas del ambiente.SUBSISTEMAS DE ENTORNO: Son servidores protegidos a modo usuario que ejecutan y soportan aplicaciones nativas en diferentes ambientes del SO.DESPACHADOR DE OBJETOS (Dispatcher Object): Tiene una seal de estado (sealado no sealado) que controla el despacho y sincronizacin de las operaciones del sistema. Incluye: eventos mutantes, mutexes (acceso mutuamente excluido a un recurso), semforos, hilos y relojes.OBJETOS DE CONTROL (Control Objects): Se usan para controlar la operacin del Kernel pero no afectan el despacho. Incluyen llamadas asincrnicas a procedimientos, interrupciones, procesos y perfiles.HILO: Unidad mas pequea de cdigo ejecutable independiente.

SERVICIOS DEL SISTEMA: Interfase entre los subsistemas del ambiente modo usuario y el modo Kernel.