ЎЗБЕКИСТОН РЕСПУБЛИКАСИ АХБОРОТ ТЕХНОЛОГИЯЛАРИ ВА КОММУНИКАЦИЯЛАРИНИ РИВОЖЛАНТИРИШ ВАЗИРЛИГИ

ТОШКЕНТ АХБОРОТ ТЕХНОЛОГИЯЛАРИ УНИВЕРСИТЕТИ

 

“Т А С Д И Қ Л А Й М А Н”

Ўқув ишлари бўйича биринчи проректор

_______________Ф.С. Агзамов

“______”_____________2016 й.

 

 

“Телекоммуникацияда бошқарув тизимларининг

 аппарат ва дастурий таъминоти” кафедраси

 

 

“ТЕЛЕКОММУНИКАЦИЯДА ОПЕРАЦИОН ТИЗИМЛАР”

 

ФАНИ БЎЙИЧА

 

Ў Қ У В –У С Л У Б И Й   М А Ж М У А

 

 

 

 

Тошкент - 2016

 

 

Парсиев С.С.

– “Телекоммуникацияда бошқарув тизимларининг аппарат ва дастурий таъминоти” кафедраси мудири

 

 

Тузувчилар:	ТАТУ “Телекоммуникацияда бошқарув тизимларининг аппарат ва дастурий таъминоти” кафедраси доценти                                  Р.П. Абдурахманов     ТАТУ “Телекоммуникацияда бошқарув тизимларининг аппарат ва дастурий таъминоти” кафедраси ассистенти                              Ҳ.У. Алиев   ТАТУ “Телекоммуникацияда бошқарув тизимларининг аппарат ва дастурий таъминоти” кафедраси ассистенти                              Ш.Ш. Махмудов   ТАТУ “Телекоммуникацияда бошқарув тизимларининг аппарат ва дастурий таъминоти” кафедраси ассистенти                              У.М. Абдуллаев
Тақризчи:	“Маълумот узатиш тизимлари ва тармоқлари” кафедраси т.ф.н., доцент                                           Ш.Ю.Джаббаров

 

 

“К Е Л И Ш И Л Д И”

 

МУНДАРИЖА

 

I. ИШЧИ ДАСТУР. 3

II. ФАННИ ЎҚИТИШДА ФОЙДАЛАНИЛАДИГАН ИНТЕРФАОЛ ТАЪЛИМ МЕТОДЛАРИ.. 21

III. НАЗАРИЙ МАТЕРИАЛЛАР. 30

IV. КЕЙСЛАР БАНКИ.. 291

V. МУСТАҚИЛ ТАЪЛИМ МАВЗУЛАРИ.. 308

VI. ГЛОССАРИЙ.. 310

VII. АДАБИЁТЛАР РЎЙХАТИ.. 312

I. ИШЧИ ДАСТУР

 

Кириш

 

Бугунги кунда Ўзбекистон Республикасида ахборот-коммуникация технологияларини ривожлантиришга алоҳида эътибор берилмоқда. Бу бевосита телекоммуникация соҳасида янги технологик ва дастурий ечимларни ишлаб чиқишни ва амалиётга тадбиқ этишни тақозо этади. Телекоммуникация соҳасида янги технологик ва дастурий ишланмаларни ишлаб чиқишда операцион тизимлар муҳим ўрин тутади. Хусусан, замонавий ахборот-коммуникация курилмалари, абонент терминаллари, телекоммуни-кация тармоғи курилмалари, хизмат кўрсатиш серверлари ва замонавий хизматлар дастурий таъминотлари операцион тизимлар базасида яратилади ва амалиётга тадбиқ этилади. Шу сабабли, телекоммуникацияда қўллани-лувчи операцион тизимларнинг тузилиши, ишлаш принциплари ва асосий вазифаларини ўрганиш бугунги кунда долзарб масалалардан бири ҳисоб-ланади. Телекоммуникацияда операцион тизимлар фани дастури телекомму-никация тизимлари ва тармоқларида қўлланиладиган операцион тизимлар, уларнинг синфланиши, тузилиши, асосий вазифалари ва имкониятлари, улар асосида дастурий таъминот яратиш ва тизимларни лойиҳалаш, тармоқ опера-цион тизимлари, уларни алоқа соҳасида қўлланилиши масалаларини ўз ичига олади.

 

Фаннинг мақсади ва вазифалари

 

Таълим мақсади давр билан, ижтимоий ҳаёт билан узвий боғлиқ. Ижтимоий ҳаётдаги туб бурилишлар, фаннинг интенсив ривожланиши, таълим модернизацияси, янги дидактик имкониятлар, инсонпарварлаш-тириш шубҳасиз таълим мақсадини ҳам тубдан ўзгартирди. Таълим мақ-садининг тубдан ўзгариши таълим мазмунида ўз ифодасини топади. Телекоммуникацияда операцион тизимлар фани мазмунига замонавий операцион тизимларнинг асосий вазифалари, операцион тизимларнинг ту-зилиши ва ишлаш тамойиллари, операцион тизимларда маълумот алма-шиш ва тармоқ функцияларининг ташкиллаштирилиши, тармоқ операцион тизимлари, телекоммуникацияда операцион тизимлар ва уларнинг қўллани-лиши ва истиқболлари, замонавий алоқа воситаларининг операцион тизим-лари, алоқа тизимлари ва маълумотларни қайта ишлаш тизимларини лойи-ҳалашда операцион тизимларнинг қўлланилиши бўлимлари киритилган.

Фанни ўқитишдан мақсад – талабаларга операцион тизим тушунчаси, уларнинг тузилиши ва ишлаш принциплари, операцион тизимларнинг синфланиши ва асосий қўлланилиш соҳалари, операцион тизимларнинг телекоммуникацияда тутган ўрни, қўлланилиши ва асосий вазифалари, операцион тизим асосида телекоммуникация тизимлари ва уларнинг дастурий таъминотини яратиш асослари, тармоқ операцион тизимлари, уларнинг қўлланилиши, вазифалари ва имкониятлари, таркибий ва ташкилий қисмлари ва уларнинг ишлаш тамойилларини ўргатиш ҳамда эгалланган билимлар бўйича кўникма ва малакаларни шакллантиришдир.

Фаннинг вазифаси – талабаларда операцион тизимлар, уларнинг телекоммуникацияда қўлланилиши, замонавий ахборот-коммуникация технологияларини ривожланишида тутган ўрни, операцион тизимларнинг асосий вазифалари ва имкониятлари, операцион тизимларни бошқариш, тармоқ операцион тизимлари ва уларнинг имкониятлари, тизимли дастурлаш асослари ва операцион тизимлар асосида тизимларни лойиҳалаш бўйича билим ва кўникмалар ҳосил қилишдир.

 

Фан бўйича талабаларнинг билими, кўникмаси, малакаси ва компетенцияларига қўйиладиган талаблар

 

Телекоммуникацияда операцион тизимлар фанини ўзлаштириш жараёнида бакалавр:

-   Операцион тизимлар, уларнинг синфланиши ва бажарадиган вазифаларини;

-   Телекоммуникация қурилмаларида қўлланилувчи операцион тизимлар ва уларнинг тузилиши, синфланиши, тизимларини лойиҳалаш ва қуришда улардан фойдаланишни;

-   Операцион тизимларнинг асосий таркибий қисмлари ва уларнинг ишини бошқариш тамойиллари: операцион тизимларда процессор ва жараёнларни бошқариш, хотирани бошқариш, ички ва ташқи қурилмаларни бошқариш, киритиш ва чиқаришни бошқариш, файлларни бошқариш, тизим хавфсизлигини бошқариш, тизим ва тизим самарадорлигини бошқариш вазифаларини;

-   Операцион тизимларда тармоқни ва маълумот алмашишни ташкиллаштириш тамойилларини;

-   Коммуникация учун операцион тизимлар ва уларнинг қўлланилиши ва имкониятларини;

-   Тармок операцион тизимлари, уларнинг асосий вазифалари, турлари ва имкониятлари. Операцион тизимлар ёрдамида тармоқни ташкил қилиш ва уларни бошқаришни;

-   UNIX, Linux, DOS, MS Windows, NetWare, ZyNOS, IOS ва бошқа операцион тизимларнинг тузилиши, ишлаш принциплари ва имкониятлари. Уларнинг телекоммуникацияда қўлланилиши ва асосий вазифаларини билиш ва уларда ишлай олишни билиши керак.

Булар билан бир қаторда бакалавр:

-   Замонавий мобил ва интернет алоқа воситаларининг операцион тизимлари, уларнинг тузилиши, ишлаш принциплари ва имкониятларини билиш. Android, iOS, Symbian, Windows Mobile ва бошқа операцион тизимлар ва уларнинг коммуникацияда қўлланилиши ва уларни ўрнатиш, созлаш ва бошқариш принципларини билиш ва бажара олиш.

-   Клиент ва сервер операцион тизимлари, уларнинг тузилиши, ишлаши ва имкониятларини билиш, уларни ўрнатиш, созлаш ва бошқариш.

-   Очиқ қодли операцион тизимлар, улар асосида тизимларни лойиҳалаш, дастурий таъминотларини яратиш, созлаш, бошқариш ва уларда ишлай олиш малакаларига эга бўлиши керак.

  

Фаннинг ўқув режадаги бошқа фанлар билан ўзаро боғлиқлиги ва

услубий жиҳатдан узвийлиги

 

Телекоммуникацияда операцион тизимлар фани умумихтисослик фанлар мажмуасига тааллуқли бўлиб, талабалар уни V семестрда ўрганишади.

Бу дастурни амалда бажариш учун талабалар олдинги семестрларда ўтилган умумкасбий ва умумихтисослик фанларидан етарлича маълумотга эга бўлишлари лозим.

Телекоммуникацияда операцион тизимлар фани “Дастурлаш асослари”, “Дастурий лойиҳалар”, “Тизимларни моделлаштириш ва лойиҳалаш асослари”, “Рақамли мантиқий қурилмаларни лойиҳалаштириш” ва “Телекоммуникацияда дастурлаш структураси” ва бошқа фанлардан олинган билим ва кўникмаларни мустаҳкамлашда асос бўлиб ҳизмат қилади.

Фаннинг ишлаб чиқаришдаги ўрни

 

Телекоммуникацияда операцион тизимлар курси ишлаб чиқариш жараёни билан бевосита боғланган. У алоқа, ахборотлаштириш ва телеком-муникация технологияларида ишлаб чиқаришни такомиллаштиришда операцион тизимларнинг қўлланилишини ўргатади.

Бунда замонавий алоқа воситаларининг операцион тизимлари, улар-нинг тузилиши, ишлаш принциплари ва имкониятлари, клиент ва сервер, тармоқ операцион тизимлари, уларнинг тузилиши, ишлаши ва имкониятлари, уларни ўрнатиш, созлаш ва бошқариш тамойиллари тавсифлаб берилади.

Фанни ўқитишда замонавий ахборот ва педагогик технологиялар

 

Талабаларни «Телекоммуникацияда операцион тизимлар» фанини ўзлаштиришлари учун ўқитишнинг илғор ва замонавий усулларидан фойдаланиш, янги информацион педагогик технологияларни татбиқ қилиш муҳим аҳамиятга эгадир. Фанни ўзлаштиришда дарслик, ўқув ва услубий қўлланмалар, маъруза матнлари, технологиялар мажмуаси, электрон материаллар, маълумотлар электрон базаси, виртуал лаборатория ишлари, макетлардан ўқув жараёнида фойдаланилади. Маъруза ва лаборатория ишларида мос равишдаги илғор педагогик технологиялардан фойдаланилади.

“Телекоммуникацияда операцион тизимлар” курсини лойиҳалаш-тиришда қуйидаги асосий концептуал ёндашувлардан фойдаланилади:

Шахсга йўналтирилгаи таълим. Бу таълим ўз моҳиятига кўра таълим жараёнининг барча иштирокчиларини тўлақонли ривожланишларини кўзда тутади. Бу эса таълимни лойиҳалаштирилаётганда, албатта, маълум бир таълим олувчининг шахсини эмас, аввало, келгусидаги мутахассислик фаолияти билан боғлиқ ўқиш мақсадларидан келиб чиққан ҳолда ёндашилишни назарда тутади.

Тизимли ёндашув. Таълим технологияси тизимнинг барча белгиларини ўзида мужассам этмоғи лозим: жараённинг мантиқийлиги, унинг барча бўғинларини ўзаро боғланганлиги, яхлитлиги.

Фаолиятга йўналтирилган ёндашув. Шахснинг жараёнли сифатларини шакллантиришга, таълим олувчининг фаолиятини активлаштириш ва интенсивлаштириш, ўқув жараёнида унинг барча қобилияти ва имкониятлари, ташаббускорлигини очишга йўналтирилган таълимни ифодалайди.

Диалогик ёндашув. Бу ёндашув ўқув муносабатларини яратиш заруриятини билдиради. Унинг натижасида шахснинг ўз-ўзини фаоллаштириши ва ўз-ўзини кўрсата олиши каби ижодий фаолияти кучаяди.

Ҳамкорликдаги таълимни ташкил этиш. Демократик, тенглик, таълим берувчи ва таълим олувчи фаолият мазмунини шакллантиришда ва эришилган натижаларни баҳолашда биргаликда ишлашни жорий этишга эътиборни қаратиш зарурлигини билдиради.

Муаммоли таълим. Таълим мазмунини муаммоли тарзда тақдим қилиш оркали таълим олувчи фаолиятини активлаштириш усулларидан бири. Бунда илмий билимни объектив қарама-қаршилиги ва уни ҳал этиш усулларини, диэлектик мушоҳадани шакллантириш ва ривожлантиришни, амалий фаолиятга уларни ижодий тарзда қўллашни мустақил ижодий фаолияти таъминланади.

Ахборотни тақдим қилишнинг замонавий воситалари ва усулларини қўллаш - янги компютер ва ахборот технологияларини ўқув жараёнига қўллаш.

Ўқитишнинг усуллари ва техникаси. Маъруза (кириш, мавзуга оид, визуаллаш), муаммоли таълим, кейс-стади, пинборд, парадокс ва лойиҳалаш усуллари, амалий ишлар.

Ўқитишни ташкил этиш шакллари: диалог, полилог, мулоқот ҳамкорлик ва ўзаро ўрганишга асосланган фронтал, коллектив ва гуруҳ.

Ўқитиш воситалари: ўқитишнинг анъанавий шакллари (дарслик, маъруза матни) билан бир қаторда - компютер ва ахборот технологиялари.

Коммуникация усуллари: тингловчилар билан оператив тескари алоқага асосланган бевосита ўзаро муносабатлар.

Тескари алоқа усуллари ва воситалари: кузатиш, блиц-сўров, оралиқ ва жорий ва якунловчи назорат натижаларини таҳлили асосида ўқитиш диагностикаси.

Бошқариш усуллари ва воситалари: ўқув машғулоти босқичларини белгилаб берувчи технологик карта кўринишидаги ўқув машғулотларини режалаштириш, қўйилган мақсадга эришишда ўқитувчи ва тингловчининг биргаликдаги ҳаракати, нафақат аудитория машғулотлари, балки аудиториядан ташқари мустақил ишларнинг назорати.

Мониторинг ва баҳолаш: ўқув машғулотида ҳам, бутун курс давомида ҳам ўқитишнинг натижаларини режали тарзда кузатиб бориш. Курс охирида тест топшириқлари ёки ёзма иш вариантлари ёрдамида тингловчиларнинг билимлари баҳоланади.

“Телекоммуникацияда операцион тизимлар” фанини ўқитиш жараёнида компютер технологиясидан фойдаланилади. Айрим мавзулар бўйича талабалар билимини баҳолаш тест асосида ва компьютер ёрдамида бажарилади. “Интернет” тармоғидаги расмий иқтисодий кўрсаткичларидан фойдаланилади, тарқатма материаллар тайёрланади, тест тизими ҳамда таянч сўз ва иборалар асосида оралиқ ва якуний назоратлар ўтказилади.

“Телекоммуникацияда операцион тизимлар” фанидан машғулот-ларнинг мавзулар ва соатлар бўйича тақсимланиши:

 

Умумий ўқув соати                                 142

Шу жумладан:

Маъруза                                         36

Амалиёт машғулотлари                 18

Лаборатория машғулотлари                  18

Мустақил таълим                                    70

Т/р	Мавзу, бўлим номи	Маъруза	Амалий машғулот	Лаборатория иши	Мустақил иш
1	Телекоммуникацияда операцион тизимлар фанига кириш. Фан-нинг мақсади ва вазифалари. Операцион тизим тушунчаси ва ОС ларнинг классификацияси	2	2	2	2
2	Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Процессор ишини бошқариш	2			2
3	Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Операцион тизим-ларда жараёнларни лойиҳалаш-тириш ва бошқариш	2			2
4	Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Операцион тизим-ларда асосий хотирани бошқа-риш	2			2
5	Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Операцион тизим-ларда қурилмаларни бошқариш масалалари	2			2
6	Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Операцион тизим-ларда файлларни бошқариш масалалари	2			4
7	Операцион тизимларда тармоқ функцияларини ташкиллашти-риш. Тармоқ операцион тизим-лари	2	2		4
8	Операцион тизимларда тармоқ функцияларини ташкиллашти-риш. Тармоқ операцион тизим-лари (давоми)	2			4
9	Операцион тизимларда тармоқ функцияларини лойиҳалашти-риш ва бошқариш	2			4
10	Операцион тизимлар хавфсиз-лиги. Операцион тизимларда хавфсизликни бошқариш масала-лари	2			4
11	Операцион тизимлар хавфсиз-лиги. Операцион тизимларда хавфсизликни бошқариш масала-лари (давоми)	2			4
12	Операцион тизимларнинг ама-лиётда ва телекоммуникацияда қўлланилиши	2			4
13	Телекоммуникацияда UNIX опе-рацион тизимларининг қўллани-лиши	2	2	2	4
14	Телекоммуникацияда Linux опе-рацион тизимларининг қўллани-лиши	2	2	2	8
15	Телекоммуникацияда Disk Ope-rating System (DOS) операцион тизимларининг қўлланилиши	2	2	4	4
16	Телекоммуникацияда Windows операцион тизимларининг қўлла-нилиши	2	2	2	8
17	Мобил қурилмаларнинг опера-цион тизимлари ва улардан фойдаланиш: Android, iOS, Symbian, Windows Mobile	2	2	2	4
18	Замонавий коммуникация тизим-ларининг операцион тизимлари. Операцион тизимларнинг ривож-ланиш истиқболлари. Кластер ва булутли ҳисоблаш тизимлари-нинг операцион тизимлари.	2	4	4	4
Жами		36	18	18	70

 

Асосий қисм

 

НАЗАРИЙ МАШҒУЛОТЛАР МАЗМУНИ

 

Телекоммуникацияда операцион тизимлар фанига кириш. Телекоммуникацияда операцион тизимлар фанининг мақсади ва вазифалари, асосий тушунча ва атамалар. Операцион тизим тушунчаси, операцион тизимларнинг турлари, тузилиши ва ишлаш тамойиллари. Операцион тизимларнинг замонавий телекоммуникация соҳасидаги ўрни, ривожланиш босқичлари ва истиқболлари.

 

Замонавий операцион тизимларнинг асосий вазифалари. Операцион тизимларнинг тузилиши ва ишлаш тамойиллари. Замонавий операцион тизимлар ва уларнинг асосий вазифалари. Операцион тизимларнинг тузилиши, асосий таркибий қисмлари ва уларнинг ишини бошқариш тамойиллари: операцион тизимларда процессор ва жараёнларни бошқариш, хотирани бошқариш, ички ва ташқи қурилмаларни бошқариш, киритиш ва чиқаришни бошқариш, файлларни бошқариш, тизим хавфсизлигини бошқариш, тизим ва тизим самарадорлигини бошқариш ва оптималлаштириш.

 

Операцион тизимларда маълумот алмашиш ва тармоқ функцияларини ташкиллаштириш. Тармоқ операцион тизимлари.

Операцион тизимларда тармоқни ва маълумот алмашишни ташкиллаштириш тамойиллари. Тармоқ операцион тизимлари, уларнинг асосий вазифалари, турлари ва имкониятлари. Операцион тизимлар ёрдамида тармоқларни ташкил қилиш ва уларни бошқариш тамойиллари.

 

Телекоммуникацияда операцион тизимлар ва уларнинг қўлланилиши. Замонавий алоқа соҳасида операцион тизимларнинг қўлланилиши. Телекоммуникацияда қўлланилувчи операцион тизимлар, уларнинг вазифалари ва имкониятлари. UNIX, Linux, DOS, MS Windows ва бошка операцион тизимларнинг тузилиши, ишлаш принциплари ва имкониятлари. Уларнинг телекоммуникацияда қўлланилиши ва истиқболлари.

 

Замонавий алоқа воситаларининг операцион тизимлари. Замонавий мобил ва интернет алоқа воситаларининг операцион тизимлари. Уларнинг тузилиши, ишлаш принциплари ва имкониятлари. Android, iOS, Symbian, Windows Mobile ва бошқа операцион тизимлар ва уларнинг коммуникацияда қўлланилиши.

 

Алоқа тизимлари ва маълумотларни қайта ишлаш тизимларини лойиҳалашда операцион тизимлар. Замонавий маълумотларни қайта ишлаш ва алоқа тизимларининг тузилиш принциплари. Алоқа тизимларини лойиҳалашда операцион тизимлар. Клиент/сервер ва кластер тизимларини лойиҳалашда операцион тизимларнинг қўлланилиши.

“Телекоммуникацияда операцион тизимлар” фани бўйича маъруза
машғулотининг календар тематик режаси

 

Т/р	Маъруза мавзулари	Соат
1-мавзу. Телекоммуникацияда операцион тизимлар фанига кириш.
1.1.	Телекоммуникацияда операцион тизимлар фанига кириш. Фаннинг мақсади ва вазифалари. Операцион тизим тушунчаси ва ОС ларнинг классификацияси	2
2-мавзу. Замонавий операцион тизимларнинг асосий вазифалари. Операцион тизимларнинг тузилиши ва ишлаш тамойиллари.
2.1.	Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Процессор ишини бошқариш	2
2.2.	Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Операцион тизимларда жараёнларни лойиҳалаштириш ва бошқариш	2
2.3.	Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Операцион тизимларда асосий хотирани бошқариш	2
2.4.	Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Операцион тизимларда қурилмаларни бошқариш масалалари	2
2.5.	Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Операцион тизимларда файлларни бошқариш масалалари	2
3-мавзу. Операцион тизимларда маълумот алмашиш ва тармоқ функцияларининг ташкиллаштириши. Тармоқ операцион тизимлари.
3.1.	Операцион тизимларда тармоқ функцияларини ташкиллаштириш. Тармоқ операцион тизимлари	2
3.2.	Операцион тизимларда тармоқ функцияларини ташкиллаштириш. Тармоқ операцион тизимлари (давоми)	2
3.3.	Операцион тизимларда тармоқ функцияларини лойиҳалаштириш ва бошқариш	2
3.4.	Операцион тизимлар хавфсизлиги. Операцион тизимларда хавфсизликни бошқариш масалалари	2
3.5.	Операцион тизимлар хавфсизлиги. Операцион тизимларда хавфсизликни бошқариш масалалари (давоми)	2
4-мавзу. Телекоммуникацияда операцион тизимлар ва уларнинг қўлланилиши.
4.1.	Операцион тизимларнинг амалиётда ва телекоммуникацияда кўлланилиши	2
4.2.	Телекоммуникацияда UNIX операцион тизимларининг қўлланилиши	2
4.3.	Телекоммуникацияда Linux операцион тизимларининг қўлланилиши	2
4.4.	Телекоммуникацияда Disk Operating System (DOS) операцион тизимларининг қўлланилиши	2
4.5.	Телекоммуникацияда Windows операцион тизимларининг қўлланилиши	2
5-мавзу. Замонавий алоқа воситаларининг операцион тизимлари.
5.1.	Мобил қурилмаларнииг операцион тизимлари ва улардан фойдаланиш: Android, iOS, Symbian, Windows Mobile	2
6-мавзу. Алоқа тизимлари ва маълумотларни қайта ишлаш тизимларини лойиҳалашда операцион тизимлар.
6.1.	Замонавий коммуникация тизимларининг операцион тизимлари. Операцион тизимларнинг ривожланиш истиқболлари. Кластер ва булутли ҳисоблаш тизимларининг операцион тизимлари	2
Жами		36

АМАЛИЙ МАШҒУЛОТЛАР МАЗМУНИ

 

1.     Замонавий коммуникация тизимларининг тузилиш тамойиллари. Коммуникация тизимларида операцион тизимлар ва уларнинг асосий вазифалари.

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашув, муаммоли таълим. Поғона, қадамба-қадам усули, Венн диаграммаси, T-схемаси, ўз-ўзини назорат.

 

2.     Windows операцион тизими ва унинг тузилиши ва ишлаш принципларини ўрганиш.

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашув, муаммоли таълим. Блиц-сўров, зиг-заг усули, мунозара, БББ, Инсерт, ўз-ўзини назорат.

 

3.     Unix операцион тизимлари (Solaris, FreeBSD) ва уларнинг тузилиши ва ишлаш принципларини ўрганиш

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашув, муаммоли таълим. Интегратив, мунозара, ўз-ўзини назорат.

 

4.     Linux операцион тизими ва унинг тузилиши ва ишлаш принципларини ўрганиш

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашув, муаммоли таълим. Поғона, қадамба-қадам методи, Венн диаграммаси, Т-схемаси, ўз-ўзини назорат.

 

5.     Android операцион тизими ва унинг тузилиши ва ишлаш принципларини ўрганиш

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашув, муаммоли таълим. Блиц-сўров, зиг-заг усули, мунозара, БББ, Инсерт, ўз-ўзини назорат.

 

6.     Cisco IOS операцион тизими ва унинг тузилиши ва ишлаш принципларини ўрганиш

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашув, муаммоли таълим. Интегратив, мунозара, ўз-ўзини назорат.

 

7.     Novell NetWare операцион тизими унинг тузилиши ва ишлаш принципларини ўрганиш

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашув, муаммоли таълим. Поғона, қадамба-қадам методи, Венн диаграммаси, Т-схемаси, ўз-ўзини назорат.

 

8.     ZyXEL ZyNOS операцион тизими ва унинг тузилиши ва ишлаш принципларини ўрганиш

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашув, муаммоли таълим. Блиц-сўров, зиг-заг усули, мунозара, БББ, Инсерт, ўз-ўзини назорат.

 

9.     Ўрнатилган тизимларнинг операцион тизимлари. Мини ва макро операцион тизимларнинг тузилиши. Embedded Linux операцион тизими

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашув, муаммоли таълим. Интегратив, мунозара, ўз-ўзини назорат.

 

Т/р	Амалий машғулотлар мавзулари	Соат
I-мавзу. Телекоммуникацияда операцион тизимлар фанига кириш.
1.1.	Замонавий коммуникация тизимларининг тузилиш тамойиллари. Коммуникация тизимларида операцион тизимлар ва уларнинг асосий вазифалари	2
II-мавзу. Замонавий операцион тизимларнинг асосий вазифалари. Операцион тизимларнинг тузилиши ва ишлаш тамойиллари.
III-мавзу. Операцион тизимларда маълумот алмашиш ва тармоқ функцияларини ташкиллаштириш. Тармоқ операцион тизимлари.
IV-мавзу. Телекоммуникацияда операцион тизимлар ва уларнинг қўлланилиши.
4.1.	Windows операцион тизими ва унинг тузилиши ва ишлаш принципларини ўрганиш.	2
4.2.	Unix операцион тизимлари (Solaris, FreeBSD) ва уларнинг тузилиши ва ишлаш принципларини ўрганиш	2
4.3.	Linux операцион тизими ва унинг тузилиши ва ишлаш принципларини ўрганиш	2
4.4.	Cisco IOS операцион тизими ва унинг тузилиши ва ишлаш принципларини ўрганиш	2
4.5.	Novell NetWare операцион тизими унинг тузилиши ва ишлаш принципларини ўрганиш	2
4.6.	ZyXEL ZyNOS операцион тизими ва унинг тузилиши ва ишлаш принципларини ўрганиш	2
V-мавзу. Замонавий алоқа воситаларининг операцион тизимлари.
5.1.	Android операцион тизими ва унинг тузилиши ва ишлаш принципларини ўрганиш	2
VI-мавзу. Алоқа тизимлари ва маълумотларни қайта ишлаш тизимларини лойиҳалашда операцион тизимлар.
6.1.	Ўрнатилган тизимларнинг операцион тизимлари. Мини ва макро операцион тизимларнинг тузилиши. Embedded Linux операцион тизими	2
Жами		18

ЛАБОРАТОРИЯ МАШҒУЛОТЛАРИ МАЗМУНИ

 

1.     Коммуникация тизимлари учун операцион тизимларни танлаш ва виртуал муҳитларга ўрнатишни ўрганиш.

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашуе, муаммоли таълим, Интегратив, мунозара, ўз-ўзини назорат.

 

2.     Windows операцион тизимида тармоқ созламаларини ўрнатишни ўрганиш.

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашув, муаммоли таълим. Блиц-сўров,зиг-заг усули, мунозара, БББ, Инсерт, ўз-ўзини назорат.

 

3.     Unix операцион тизимида тармоқ созламаларини ўрнатишни ўрганиш.

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндошуе, муаммоли таълим. Поғона, қадамба-қадам методи, Венн диаграммаси, Т-схемаси, ўз-ўзини назорат.

 

4.     Linux операцион тизимида тармоқ созламаларини ўрнатишни ўрганиш.

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашув, муаммоли таълим. Интегратив, мунозара, ўз-ўзини назорат.

 

5.     Android операцион тизимида тармоқ созламаларини ўрнатишни ўрганиш.

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашув, муаммоли таълим. Блиц-сўров, зиг-заг усули, мунозара, БББ, Инсерт, ўз-ўзини назорат.

 

6.     Cisco IOS операцион тизимида тармоқ созламаларини ўрнатишни ўрганиш (коммутатор учун).

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашув, муаммоли таълим. Поғона, қадамба-қадам усули, Венн диаграммаси, Т-схемаси, ўз-ўзини назорат.

 

7.     Cisco IOS операцион тизимида тармоқ созламаларини ўрнатишни ўрганиш (маршрутизатор учун).

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашув, муаммоли таълим. Интегратив, мунозара, ўз-ўзини назорат.

 

8.     Openwrt операцион тизимида тармоқ созламаларини ўрнатишни ўрганиш.

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашув, муаммоли таълим. Блиц-сўров, зиг-заг усули, мунозара, БББ, Инсерт, ўз-ўзини назорат.

 

9.     Embedded Linux операцион тизимида тармоқ созламаларини ўрнатишни ўрганиш.

Қўлланиладиган таълим технологиялари: диалогик ёндашув, муаммоли таълим. Поғона, қадамба-қадам усули, Венн диаграммаси, Т-схемаси, ўз-ўзини назорат.

 

№	Лаборатория машғулотлари мавзулари	Соат
I-мавзу. Телекоммуникацияда операцион тизимлар фанига кириш.
1.1.	Коммуникация тизимлари учун операцион тизимларни танлаш ва виртуал муҳитларга ўрнатишни ўрганиш.	2
II-мавзу. Замонавий операцион тизимларнинг асосий вазифалари. Операцион тизимларнинг тузилиши ва ишлаш тамойиллари.
III-мавзу. Операцион тизимларда маълумот алмашиш ва тармоқ функцияларини ташкиллаштириш. Тармоқ операцион тизимлари.
IV-мавзу. Телекоммуникацияда операцион тизимлар ва уларнинг қўлланилиши.
4.1.	Windows операцион тизимида тармоқ созламаларини ўрнатишни ўрганиш.	2
4.2.	Unix операцион тизимида тармоқ созламаларини ўрнатишни ўрганиш.	2
4.3.	Linux операцион тизимида тармоқ созламаларини ўрнатишни ўрганиш.	2
4.5.	Cisco IOS операцион тизимида тармоқ созламаларини ўрнатишни ўрганиш (коммутатор учун)	2
4.6.	Cisco IOS операцион тизимида тармоқ созламаларини ўрнатишни ўрганиш (маршрутизатор учун)	2
V-мавзу. Замонавий алоқа воситаларининг операцион тизимлари.
5.1.	Android операцион тизимида тармоқ созламаларини ўрнатишни ўрганиш.	2
VI-мавзу. Алоқа тизимлари ва маълумотларни қайта ишлаш тизимларини лойиҳалашда операцион тизимлар.
6.1.	Opеnwrt операцион тизимида тармоқ созламаларини ўрнатишни ўрганиш.	2
6.2.	Embedded Linux операцион тизимида тармоқ созламаларини ўрнатишни ўрганиш.	2
Жами		18

 

Курс ишини ташкил этиш бўйича услубий кўрсатмалар

 

Фан бўйича курс иши намунавий ўқув режасида режалаштирилмаган.

 

Мустақил ишни ташкил этишнинг шакли ва мазмуни

 

Талаба мустақил ишининг асосий мақсади – ўқитувчининг раҳбарлиги ва назоратида муайян ўқув ишларини мустақил равишда бажариш учун билим ва кўникмаларни шакллантириш ва ривожлантириш.

Талаба мустақил ишни тайёрлашда муайян фаннинг хусусиятларини ҳисобга олган ҳолда қуйидаги шакллардан фойдаланиш тавсия этилади:

-       дарслик ёки ўқув қўлланмалар бўйича фанлар боблари ва мавзуларини ўрганиш;

-       тарқатма материаллар бўйича маърузалар қисмини ўзлаштириш;

-       махсус ёки илмий адабиётлар (монографиялар, мақолалар) бўйича фанлар бўлимлари ёки мавзулари устида ишлаш;

-       талабанинг ўқув-илмий-тадқиқот ишларини бажариш билан боғлиқ бўлган фанлар бўлимлари ёки мавзуларни чуқур ўрганиш.

“Телекоммуникацияда операцион тизимлар” фанидан талабаларнинг мустақил ишларини реферат, семинар, маъруза тайёрлаш, бошқа шаклларда ташкил этилиши тавсия этилади. Мустақил иш мавзуларини белгилашда маъруза ва амалиёт машғулотлари мавзуларини тўлдиришга ҳаракат қилиниши лозим.

 

Тавсия этилаётган мустақил ишларнинг мавзулари

 

Т/р	Мустақил таълим мавзулари	Берилган топшириқлар	Бажарилиш муддати	Ҳажми
1.	Телекоммуникацияда операцион тизимлар фанига кириш. Фаннинг мақсади ва вазифалари. Операцион тизим тушунчаси ва ОТ ларнинг классификацияланиши	Адабиётлардан конспект қилиш. Индивидуал топшириқларни бажариш	1,2 - ҳафталар	5
2.	Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Процессор ишини бошқариш	Адабиётлардан конспект қилиш. Индивидуал топшириқларни бажариш	3,4 - ҳафталар	5
3.	Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Операцион тизимлар-да жараёнларни лойиҳалаштириш ва бошқариш	Адабиётлардан конспект қилиш. Масалалар ечиш. Мустақил топшириқларни бажариш	5,6 - ҳафталар	5
4.	Операцион тизимларнинг амалиётда ва телекоммуникацияда қўлланили-ши	Адабиётлардан конспект қилиш. Индивидуал топшириқларни бажариш	7,8 - ҳафталар	5
5.	Операцион тизимларда маълумот алмашиш ва тармоқ функциялари-нинг ташкиллаштирилиши. Тармоқ операцион тизимлари	Адабиётлардан конспект қилиш. Индивидуал топшириқларни бажариш	9 - ҳафталар	5
6.	Замонавий коммуникация тизим-ларининг тузилиши. Коммуникация тизимларида операцион тизимлар ва уларнинг асосий вазифалари	Адабиётлардан конспект қилиш. Индивидуал топшириқларни бажариш	10 - ҳафталар	5
7.	Windows операцион тизими ва унинг тузилиш ва ишлаш принциплари	Адабиётлардан конспект қилиш. Индивидуал топшириқларни бажариш	11 - ҳафталар	5
8.	Unix операцион тизимлари (Solaris, FreeBSD) ва унинг тузилиш ва ишлаш принциплари	Адабиётлардан конспект қилиш. Масалалар ечиш. Мустақил топшириқларни бажариш	12 - ҳафталар	5
9.	Linux операцион тизими ва унинг тузилиш ва ишлаш принциплари	Адабиётлардан конспект қилиш. Индивидуал топшириқларни бажариш	13 - ҳафталар	5
10.	Android операцион тизими ва унинг тузилиш ва ишлаш принциплари	Адабиётлардан конспект қилиш. Индивидуал топшириқларни бажариш	14 - ҳафталар	5
11.	Cisco IOS операцион тизими ва унинг тузилиш ва ишлаш принцип-лари	Адабиётлардан конспект қилиш. Индивидуал топшириқларни бажариш	15 - ҳафталар	5
12.	Novell NetWare операцион тизими ва унинг тузилиш ва ишлаш принцип-лари	Адабиётлардан конспект қилиш. Индивидуал топшириқларни бажариш	16 - ҳафталар	5
13.	ZyXEL ZyNOS операцион тизими ва унинг тузилиш ва ишлаш принцип-лари	Адабиётлардан конспект қилиш. Индивидуал топшириқларни бажариш	17 - ҳафталар	5
14.	Ўрнатилган тизимларнинг опера-цион тизимлари. Мини ва микро операцион тизимларнинг тузилиши. Embedded Linux операцион тизими	Адабиётлардан конспект қилиш. Индивидуал топшириқларни бажариш	18 - ҳафталар	5
Жами				70

 

Фаннинг информацион-методик таъминоти

 

Мазкур фанни ўқитиш жараёнида таълимнинг замонавий илғор интер-фаол усулларидан, педагогик ва ахборот-коммуникация технологияларининг презентация (тақдимот), мультимедиа ва электрон-дидактик технология-лардан фойдаланилади.

 

“Телекоммуникацияда операцион тизимлар” фанидан талабалар
билимини рейтинг тизими асосида баҳолаш мезони

 

“Телекоммуникацияда операцион тизимлар” фани бўйича рейтинг жад-валлари, назорат тури, шакли, сони ҳамда ҳар бир назоратга ажратилган максимал балл, шунингдек жорий ва оралиқ назоратларининг саралаш баллари ҳақидаги маълумотлар фан бўйича биринчи машғулотда талабаларга эълон қилинади.

Фан бўйича талабаларнинг билим савияси ва ўзлаштириш даражасининг Давлат таълим стандартларига мувофиқлигини таъминлаш учун қуйидаги назорат турлари ўтказилади:

Жорий назорат (ЖН) - талабанинг фан мавзулари бўйича билим ва амалий кўникма даражасини аниқлаш ва баҳолаш усули. Жорий назорат фаннинг хусусиятидан келиб чиққан ҳолда амалий машғулотларда оғзаки сўров, тест ўтказиш, суҳбат, назорат иши, коллеквиум, уй вазифаларини текшириш ва шу каби бошқа шаклларда ўтказилиши мумкин;

Оралиқ назорат (ОН) - семестр давомида ўқув дастурининг тегишли (фанларнинг бир неча мавзуларини ўз ичига олган) бўлими тугаллангандан кейин талабанинг назарий билим, амалий кўникма даражасини аниқлаш ва баҳолаш усули. Оралиқ назорат бир семестрда икки марта ўтказилади ва шакли (ёзма, оғзаки, тест ва ҳоказо) ўқув фанига ажратилган умумий соатлар ҳажмидан келиб чиққан ҳолда белгиланади;

Якуний назорат (ЯН) - семестр якунида муайян фан бўйича назарий билим ва амалий кўникмаларни талабалар томонидан ўзлаштириш даражасини баҳолаш усули. Якуний назорат асосан таянч тушунча ва ибораларга асосланган “Ёзма иш” шаклида ўтказилади.

ОН ўтказиш жараёни кафедра мудири томонидан тузилган комиссия иштирокида мунтазам равишда ўрганиб борилади ва уни ўтказиш тартиблари бузилган ҳолларда, ОН натижалари бекор қилиниши мумкин. Бундай ҳолларда ОН қайта ўтказилади.

Олий таълим муассасаси раҳбарининг буйруғи билан ички назорат ва мониторинг бўлими раҳбарлигида тузилган комиссия иштирокида ЯН ни ўтказиш жараёни мунтазам равишда ўрганиб борилади ва уни ўтказиш тартиблари бузилган ҳолларда, ЯН натижалари бекор қилиниши мумкин. Бундай ҳолларда ЯН қайта ўтказилади.

Талабанинг билим савияси, кўникма ва малакаларини назорат қилишнинг рейтинг тизими асосида талабанинг фан бўйича ўзлаштириш даражаси баллар орқали ифодаланади.

“Телекоммуникацияда операцион тизимлар” фани бўйича талабаларнинг семестр давомидаги ўзлаштириш кўрсаткичи 100 баллик тизимда баҳоланади.

Ушбу 100 балл баҳолаш турлари бўйича қуйидагича тақсимланади:

Я.Н. - 30 балл, қолган 70 балл эса Ж.Н. - 35 балл ва О.Н. - 35 балл қилиб тақсимланади.

 

Балл	Баҳо	Талабаларнинг билим даражаси
86-100	Аъло	Хулоса ва қарор қабул қилиш. Ижодий фикрлай олиш. Мустақил мушоҳада юрита олиш. Олган билимларини амалда қўллай олиш. Моҳиятини тушунтириш. Билиш, айтиб бериш. Тасаввурга эга бўлиш
71-85	Яхши	Мустақил мушоҳада қилиш. Олган билимларини амалда қўллай олиш. Моҳиятини тушунтириш. Билиш, айтиб бериш. Тасаввурга эга бўлиш.
55-70	Қониқарли	Моҳиятини тушунтириш. Билиш, айтиб бериш. Тасаввурга эга бўлиш.
0-54	Қониқарсиз	Аниқ тасаввурга эга бўлмаслик. Билмаслик.

 

 

 

 

Фан бўйича саралаш бали 55 баллни ташкил этади. Талабанинг саралаш балидан паст бўлган ўзлаштириши рейтинг дафтарчасида қайд этилмайди.

Талабаларнинг ўқув фани бўйича мустақил иши жорий, оралиқ ва якуний назоратлар жараёнида тегишли топшириқларни бажариши ва унга ажратилган баллардан келиб чиққан ҳолда баҳоланади.

Талабанинг фан бўйича рейтинги қуйидагича аниқланади:

 

R=B*Ў/100

 

бу ерда: В – семестрда фанга ажратилган умумий ўқув юкламаси (соатларда); Ў – фан бўйича ўзлаштириш даражаси (балларда).

Фан бўйича жорий ва оралиқ назоратларга ажратилган умумий баллнинг 55 фоизи саралаш бали ҳисобланиб, ушбу фоиздан кам балл тўплаган талаба якуний назоратга киритилмайди.

Жорий ЖН ва оралиқ ОН турлари бўйича 55 балл ва ундан юқори баллни тўплаган талаба фанни ўзлаштирган деб ҳисобланади ва ушбу фан бўйича якуний назоратга кирмаслигига йўл қўйилади.

Талабанинг семестр давомида фан бўйича тўплаган умумий бали ҳар бир назорат туридан белгиланган қоидаларга мувофиқ тўплаган баллари йиғиндисига тенг.

ОН ва ЯН турлари календар тематик режага мувофиқ деканат томонидан тузилган рейтинг назорат жадваллари асосида ўтказилади. ЯН семестрнинг охирги 2 ҳафтаси мобайнида ўтказилади.

ЖН ва ОН назоратларда саралаш балидан кам балл тўплаган ва узрли сабабларга кўра назоратларда қатнаша олмаган талабага қайта топшириш учун, навбатдаги шу назорат туригача, сўнгги жорий ва оралиқ назоратлар учун эса якуний назоратгача бўлган муддат берилади.

Талабанинг семестрда ЖН ва ОН турлари бўйича тўплаган баллари ушбу назорат турлари умумий балининг 55 фоизидан кам бўлса ёки семестр якуний жорий, оралиқ ва якуний назорат турлари бўйича тўплаган баллари йиғиндиси 55 баллдан кам бўлса, у академик қарздор деб ҳисобланади.

Талаба назорат натижаларидан норози бўлса, фан бўйича назорат тури натижалари эълон қилинган вақтдан бошлаб бир кун мобайнида факультет деканига ариза билан мурожаат этиши мумкин. Бундай ҳолда факультет деканининг тақдимномасига кўра ректор буйруғи билан 3 (уч) аъзодан кам бўлмаган таркибда апелляция комиссияси ташкил этилади.

Апелляция комиссияси талабаларнинг аризаларини кўриб чиқиб, шу куннинг ўзида хулосасини билдиради.

Баҳолашнинг ўрнатилган талаблар асосида белгиланган муддатларда ўтказилиши, ҳамда расмийлаштирилиши факультет декани, кафедра мудири, ўқув-услубий бошқарма, ҳамда ички назорат ва мониторинг бўлими томонидан назорат қилинади.

 

Талабалар ОН дан тўплайдиган балларнинг намунавий мезонлари

 

Т/р	Кўрсаткичлар	ОН баллари
		Макс.	1-ОН	2-ОН
1	Дарсларга қатнашганлик даражаси. Маъруза дарсларидаги фаоллиги, конспект дафтарлари-нинг юритилиши ва тўлиқлиги.	10	0-5	0-5
2	Талабаларнинг мустақил таълим топшириқлари-ни ўз вақтида ва сифатли бажариши ва ўзлаштириш.	15	0-7	0-8
3	Оғзаки савол-жавоблар, коллоквиум ва бошқа назорат турлари натижалари бўйича	15	0-7	0-8
Жами ОН баллари		40	0-19	0-21

 

Талабалар ЖН дан тўплайдиган балларнинг намунавий мезонлари

 

Т/р	Кўрсаткичлар	ЖН баллари ри
		Макс.	1-ЖН	2-ЖН
1	Дарсларга қатнашганлик даражаси. Маъруза дарсларидаги фаоллиги, конспект дафтарлари-нинг юритилиши ва тўлиқлиги.	10	0-5	0-5
2	Талабаларнинг мустақил таълим топшириқлари-ни ўз вақтида ва сифатли бажариши ва ўзлаш-тириш.	10	0-5	0-5
3	Оғзаки савол-жавоблар, коллоквиум ва бошқа назорат турлари натижалари бўйича	10	0-5	0-5
Жами ЖН баллари		30	0-15	0-15

 

 

Якуний назорат “Ёзма иш” шаклида белгиланган бўлса, у ҳолда якуний назорат 30 баллик “Ёзма иш” вариантлари асосида ўтказилади.

Агар якуний назорат марказлашган тест асосида ташкил этилган бўлиб фан бўйича якуний назорат “Ёзма иш” шаклида белгиланган бўлса, у ҳолда якуний назорат қуйидаги жадвал асосида амалга оширилади.

 

Т/р	Кўрсаткичлар	ЯН баллари
		Макс.	Ўзгариш оралиғи
1	Фан бўйича якуний ёзма иш назорати	30	0-30
Жами ЯН баллари		30	0-30

 

 

 

Якуний назоратда “Ёзма иш”ларини баҳолаш мезони

 

Якуний назорат “Ёзма иш” шаклида амалга оширилганда, синов кўп вариантли усулда ўтказилади. Ҳар бир вариант 3 та назарий саволдан иборат. Назарий саволлар фан бўйича таянч сўз ва иборалар асосида тузилган бўлиб, фаннинг барча мавзуларини ўз ичига қамраб олган.

Ҳар бир назарий саволга ёзилган жавоблар бўйича ўзлаштириш кўрсаткичи 0-10 балл оралиғида баҳоланади. Талаба максимал 30 балл тўплаши мумкин.

Ёзма синов бўйича умумий ўзлаштириш кўрсаткичини аниқлаш учун вариантда берилган саволларнинг ҳар бири учун ёзилган жавобларга қўйилган ўзлаштириш баллари қўшилади ва йиғинди талабанинг якуний назорат бўйича ўзлаштириш бали ҳисобланади.

II. ФАННИ ЎҚИТИШДА ФОЙДАЛАНИЛАДИГАН ИНТЕРФАОЛ ТАЪЛИМ МЕТОДЛАРИ

 

“SWOT-таҳлил” методи.

Методнинг мақсади: мавжуд назарий билимлар ва амалий тажрибаларни таҳлил қилиш, таққослаш орқали муаммони ҳал этиш йўлларни топишга, билимларни мустаҳкамлаш, такрорлаш, баҳолашга, мустақил, танқидий фикрлашни, ностандарт тафаккурни шакллантиришга хизмат қилади.

 

Намуна:  Телекоммуникацияда операцион тизимлар учун SWOT таҳлилини ушбу жадвалга туширинг.

 

 

“Ақлий ҳужум” методи

“Ақлий ҳужум” методининг моҳияти жамоа ҳамкорлиги асосида  муаммони ечиш жараёнларини вақт бўйича бир қанча босқичларга (ғояларни генерациялаш, уларни танқидий ва конструктив ҳолатда ишлаб чиқиш) ажратишдан иборат.

Дарс жараёнида ақлий ҳужумдан мақсадли фойдаланиш ижодий, ностандарт тафаккурлашни ривожлантириш гарови ҳисобланади. “Ақлий ҳужум” ни уюштириш бир мунча содда бўлиб, ундан таълим мазмунини ўзгартириш жараёнида фойдаланиш билан биргаликда ишлаб чиқариш муаммоларининг ечимини топишда ҳам жуда қўл келади. Дастлаб гуруҳ йиғилади ва улар олдига муаммо қўйилади. Бу муаммо ечими тўғрисида барча иштирокчилар ўз фикрларини билдирадилар. Бу босқичда ҳеч кимнинг ўзга киши ғояларига ҳужум қилиши ва баҳолашига ҳаққи йўқ. Демак, “ақлий ҳужум” йўли билан қисқа дақиқаларда ўнлаб ғояларни юзага чиқариш имкониятлари мавжуд бўлади. Аслини олганда ғоялар сонини қўлга киритиш асосий мақсад эмас, улар муаммо ечимини оқилона ишлаб чиқиш учунгина асос бўладилар. Бу метод шартларидан бири ҳеч қандай ташқи таъсирсиз қатнашувчиларнинг ҳар бири фаол иштирокчи бўлиши керак. Билдирилган ғояларнинг беш ёки олтитасигина асосий ҳисобланиб, муаммо ечимини топишга салоҳиятли имкониятлар яратади.

Шундай қилиб, “ақлий ҳужум” қоидаларини қуйидагича белгилаш мумкин:

*олға сурилган ғоялар баҳоланмайди ва танқид остига олинмайди;

*иш сифатига эмас, сонига қаратилади, ғоялар қанча кўп бўлса, шунча яхши;

*исталган ғояларни мумкин қадар кенгайтириш ва ривожлантиришга қаратилади;

*муаммо ечимидан узоқ ғоялар ҳам қўллаб қувватланади;

*барча ғоялар ёки уларнинг мағзи (фаразлари) қайд этиш йўли билан ёзиб олинади;

*”ҳужум”ни ўтказиш вақти аниқланади ва унга риоя қилиниши шарт;

*бериладиган саволларга қисқача (асосланмаган) жавоблар бериш кўзда тутилиши керак.

Вазифаси. “Ақлий ҳужум” қийин вазиятлардан қутулиш чораларини топишга, муаммони кўриш чегарасини кенгайтиришга, фикрлаш бир хиллилигини йўқотишга ва тенг доирада тафаккурлашга имкон беради. Энг асосийси, муаммони ечиш жараёнида курашиш муҳитидан ижодий ҳамкорлик кайфиятига ўтилади ва гуруҳ (аудитория) янада жипслашади.

Объекти. Қўллаш мақсадига кўра универсал ҳисобланиб, тадқиқотчиликда (янги муаммони ечишга имкон яратади), ўқитиш жараёнида (ўқув материалларини тезкор ўзлаштиришга қаратилади),  ривожлантирилади (ўз-ўзини бир мунча самарали бошқариш асосида фаол фикрлашни шакллантиради), асқотади.

  

Қўлланиш усули. “Ақлий ҳужум” иштирокчилари олдига қўйилган муаммо бўйича ҳар қандай мулоҳаза ва таклифларни билдиришлари мумкин. Айтилган фикрлар ёзиб борилади ва уларнинг муаллифлари ўз фикрларини қайтадан хотирасида тиклаш имкониятига эга бўлади. Метод самараси фикрлар хилма-хиллиги билан тавсифланади ва ҳужум давомида улар ташкил қилинмайди, қайтадан ифодаланмайди. Ақлий ҳужум тугагач, муҳимлик жиҳатига кўра энг яхши таклифлар генерацияланади ва муаммони ечиш учун зарурлари танланади.

"Хулосалаш" (Резюме, Веер) методи

Методнинг мақсади:  Бу  метод мураккаб, кўптармоқли, мумкин қадар, муаммоли характердаги мавзуларни ўрганишга қаратилган. Методнинг моҳияти шундан иборатки, бунда мавзунинг турли тармоқлари бўйича бир хил ахборот берилади ва айни пайтда, уларнинг ҳар бири алоҳида аспектларда муҳокама этилади. Масалан, муаммо ижобий ва салбий томонлари, афзаллик, фазилат ва камчиликлари, фойда ва зарарлари бўйича ўрганилади. Бу интерфаол метод танқидий, таҳлилий, аниқ мантиқий фикрлашни муваффақиятли ривожлантиришга ҳамда ўқувчиларнинг мустақил ғоялари, фикрларини ёзма ва оғзаки шаклда тизимли баён этиш, ҳимоя қилишга имконият яратади. “Хулосалаш” методидан маъруза машғулотларида индивидуал ва жуфтликлардаги иш шаклида, амалий ва  семинар машғулотларида кичик гуруҳлардаги иш шаклида мавзу юзасидан билимларни мустаҳкамлаш, таҳлил қилиш ва таққослаш мақсадида фойдаланиш мумкин.

 

Намуна:

Операцион тизимлар
Microsoft Windows		Linux		MacOS
афзаллиги	камчилиги	афзаллиги	камчилиги	афзаллиги	камчилиги
Хулоса:

 

«ФСМУ» методи

Технологиянинг мақсади: Мазкур технология иштирокчилардаги умумий фикрлардан хусусий хулосалар чиқариш, таққослаш, қиёслаш орқали ахборотни ўзлаштириш, хулосалаш, шунингдек, мустақил ижодий фикрлаш кўникмаларини шакллантиришга хизмат қилади. Мазкур технологиядан маъруза машғулотларида, мустаҳкамлашда, ўтилган мавзуни сўрашда, уйга вазифа беришда ҳамда амалий машғулот натижаларини таҳлил этишда фойдаланиш тавсия этилади.

Технологияни амалга ошириш тартиби:

1.  қатнашчиларга  мавзуга оид бўлган якуний хулоса ёки ғоя таклиф этилади;

2.  ҳар бир иштирокчига ФСМУ технологиясининг босқичлари ёзилган қоғозларни тарқатилади:

 

3.  иштирокчиларнинг муносабатлари индивидуал ёки гуруҳий тартибда тақдимот қилинади.

ФСМУ  таҳлили  қатнашчиларда касбий-назарий билимларни амалий машқлар ва мавжуд тажрибалар асосида тезроқ ва муваффақиятли ўзлаштирилишига асос бўлади.

Намуна.

Фикр: “Полиморфизм объектга йўналтирилган дастурлашнинг асосий тамойилларидан биридир”.

Топшириқ: Мазкур фикрга нисбатан муносабатингизни ФСМУ орқали таҳлил қилинг.

 

“Инсерт” методи

Методнинг мақсади: Мазкур метод ўқувчиларда янги ахборотлар тизимини қабул қилиш ва билимларни ўзлаштирилишини енгиллаштириш мақсадида қўлланилади, шунингдек, бу метод ўқувчилар учун хотира машқи вазифасини ҳам ўтайди.

Методни амалга ошириш тартиби:

1.   ўқитувчи машғулотга қадар мавзунинг асосий тушунчалари мазмуни ёритилган инпут-матнни тарқатма ёки тақдимот кўринишида тайёрлайди;

2.   янги мавзу моҳиятини ёритувчи матн таълим олувчиларга тарқатилади ёки тақдимот кўринишида намойиш этилади;

3.   таълим олувчилар индивидуал тарзда матн билан танишиб чиқиб, ўз шахсий қарашларини махсус белгилар орқали ифодалайдилар. Матн билан ишлашда талабалар ёки қатнашчиларга қуйидаги махсус белгилардан фойдаланиш тавсия этилади:

 

 

Белгиланган вақт якунлангач, таълим олувчилар учун нотаниш ва тушунарсиз бўлган маълумотлар ўқитувчи томонидан таҳлил қилиниб, изоҳланади, уларнинг моҳияти тўлиқ ёритилади. Саволларга жавоб берилади ва машғулот якунланади.

 

“Брифинг” методи

“Брифинг” - (инг. briefing-қисқа) бирор-бир масала ёки саволнинг муҳокамасига бағишланган қисқа пресс-конференция.

Ўтказиш босқичлари:

1. Тақдимот қисми.

2. Муҳокама жараёни (савол-жавоблар асосида).

Брифинглардан тренинг якунларини таҳлил қилишда фойдаланиш мумкин. Шунингдек, амалий ўйинларнинг бир шакли сифатида қатнашчилар билан бирга долзарб мавзу ёки муаммо муҳокамасига бағишланган брифинглар ташкил этиш мумкин бўлади. Талабалар ёки тингловчилар томонидан яратилган мобил иловаларнинг тақдимотини ўтказишда ҳам фойдаланиш мумкин.

 

“Портфолио”методи

“Портфолио” – ( итал. portfolio-портфель, ингл. ҳужжатлар учун папка) таълимий ва касбий фаолият натижаларини аутентик баҳолашга хизмат қилувчи замонавий таълим технологияларидан ҳисобланади. Портфолио мутахассиснинг сараланган ўқув-методик ишлари, касбий ютуқлари йиғиндиси сифатида акс этади. Жумладан, талаба ёки тингловчиларнинг  модул юзасидан ўзлаштириш натижасини электрон портфолиолар орқали текшириш мумкин бўлади. Олий таълим муассасаларида портфолионинг қуйидаги турлари мавжуд:

 

Фаолият тури	Иш шакли
	Индивидуал	Гуруҳий
Таълимий фаолият	Талабалар портфолиоси, битирувчи, докторант,  тингловчи портфолиоси ва бошқ.	Талабалар гуруҳи, тингловчилар гуруҳи портфолиоси ва бошқ.
Педагогик фаолият	Ўқитувчи портфолиоси, раҳбар ходим портфолиоси	Кафедра, факултет, марказ, ОТМ портфолиоси ва бошқ.

 

 

“Ажурли арра” методи

 

“Ажурли арра” методи тузилиш жиҳатдан ўзида қуйидаги босқичларни қамраб олади.

1. Топшириқни бўлиш. Топшириқ ва матнли материаллар бир нечта асосий қисмларга (ёки мавзуларга) киритилади.

2. Эксперт гуруҳлар. Қўлида бир мавзуга оид ўқув топшириқлари мавжуд бўлган талаблар мавзуни муҳокама қилиш, бошқаларга ўргатиш режасини эгаллаш учун эксперт гуруҳга бирлашадилар.

3. Бирламчи гуруҳлар. Тингловчилар ўзларининг бирламчи гуруҳларига қайтадилар ва эксперт гуруҳларда ўрганганларини ўқитишади.

“Ажурли арра” методи моҳиятига аниқлик киритиш учун баъзи бир тавсияларни ёритиш лозим.

1. Ўқитиш жараёнига бу тарзда ёндашилганда тингловчиларнинг ҳамкорликда ишлашига ва қисқа вақт ичида катта ҳажмдаги ахборотларни ўзлаштиришларига имкон яратилади.

2. У ёки бу фаолиятни дарсда амалга ошириш учун тингловчиларга бошланғич ахборотларни узатиш зарурияти туғилса, маъруза ўрнини боса оладиган самарали инструментарий ҳисобланади.

3. Ўқитувчи мураккаб мазмунли мавзулар бўйича тингловчиларни дарсга тайёрлаш учун олдиндан уларнинг ҳар бирига мўлжалланган алоҳида ахборотли пакет тайёрлайди. Унда дарсликдан, қўшимча тарзда газета, журнал, мақолалардан материаллар бўлиши керак.

4. Ҳар бир тингловчи 2 гуруҳ таркибида иштирок этади: дастлаб ”ўз уйи” (бирламчи) гуруҳига, кейин эса “эксперт гуруҳига бирлашиб, ўқув элементларини мустақил ўрганишади. Эксперт гуруҳини тезда ташкил этиш учун тингловчилар олган ахборотли пакетларда ҳар бир мавзуга оид материаллар бир хил рангдаги қоғозларга ёзилган ёки рангли қалам билан қоғознинг бирон-бир бурчаги бўялгани маъқул.

5. Ҳар бир гуруҳда 3 тадан 5 тагача ўқувчи (ўқувчиларнинг сонига қараб) бўлиши мумкин. Ҳар бир тингловчи “ўз уйи”дагиларни қайта учрашиш жойини аниқлаб олиши керак.

6. Ўқитувчи тингловчиларни “рангли” топшириқлар асосида гуруҳга бирлаштиришни таклиф этади ва улар алоҳида мавзулар бўйича экспертга айланади. Мисол учун, “қизил”ларни аудитория хонаси охирида, “кўк”ларни эса йўлакчада учрашиши белгиланади. Ҳар бир эксперт гуруҳда 3 тадан кам тингловчи бўлмаслиги керак.

7. Гуруҳларга ахборотли пакет тарқатилади. Ҳар қайси гуруҳ турли хил материаллар тўпламини олишлари  ва уларни ўқиши, муҳокама қилиши, айнан шу ахборотлар бўйича экспертга айланиши лозим, ўқув материаллари тўпламини олишлари ва уларни ўқиши, муҳокама қилиши, айнан шу ахборотлар бўйича  “эксперт” бўлиши учун ўқувчиларда вақт етарли бўлиши керак. Бу учун агар материаллар мураккаб ва катта бўлса, эҳтимол, бир дарс тўлиқ талаб қилинади.

8. Тингловчиларга қуйидаги топшириқлар берилади:

- пакетдаги материалларни қунт билан ўрганинг ва муҳокама қилинг;

- бир-бирингиздан сўранг ва ўқув материалларини ҳар бирингиз тушуниб олганингизга ишонч ҳосил қилинг;

- ўз “уйингиз“ гуруҳини ўқитиш зарурлигини ҳисобга олиб,  материалларнинг муҳим ўқув элементларига эътиборни қаратинг:

9. Тингловчиларнинг ўз “уйларига” қайтишларини илтимос қилинг. Ҳар ким ўз “уйи” – гуруҳига ахборот беради. Шаксиз, “уй” гуруҳида эксперт гуруҳларидан биттадан тингловчи бўлиши шарт, тингловчи ўрганиб келган материалларни ўз гуруҳи тингловчиларига ўргатиш жавобгарлигини бўйнига олиб, яна бир соат давом этиши мумкин.

10. Тингловчилар бир-бирларидан ахборотларни ўрганиб бўлишгач, ўқитувчи олдиндан режалаштирилган фаолият турини ўтказиши мумкин.

 

“Муаммо” технологияси

Технологиянинг мақсади:  тингловчиларга ўқув фанининг мавзусидан келиб чиққан турли муаммоли масала вазиятларининг ечимини тўғри топишларига ўргатиш, уларда муаммо моҳиятини аниқлаш бўйича малакаларни шакллантириш, муаммолар ечишнинг баъзи усуллари билан таништириш ва услубларни тўғри танлашга ўргатиш, муаммони келиб чиқиш сабабларини, муаммони ечишдаги ҳатти-ҳаракатларни тўғри аниқлашга ўргатади.  

Машғулотнинг ўтказиш тартиби:

Ўқитувчи тингловчиларни гуруҳларга ажратиб, уларни ўринларига жойлаштирилгандан сўнг, машғулотни ўтказиш тартиб-қоидалари ва талабларини тушунтиради, яъни у машғулотни босқичли бўлишини ва ҳар бир босқич тингловчилардан максимум диққат-эътибор талаб қилиниши, машғулот давомида улар якка, гуруҳ ва жамоа бўлиб ишлашларини айтади. Бундай кайфият тингловчиларга берилган топшириқларни бажаришга тайёр бўлишларига ёрдам беради ва бажаришга қизиқиш ўйғотади. Машғулотни ўтказиш тартиб-қоидалари ва талаблари тушунтирилгач, машғулот бошланади:

Тингловчилар томонидан машғулот учун тайёрланган кинолавҳани диққат билан томоша қилиб, унда ёритилган муаммони аниқлашга ҳаракат қилиш, хотирада сақлаб қолиш ёки дафтарга белгилаб қўйиш (агар кинофильм кўрсатишнинг имконияти бўлмаса, у ҳолда ўқитувчи ўқув предметининг мавзуси бўйича плакат, расм, афиша ёки бир муаммо баён қилинган матн, китобдаги ўқув материалидан фойдаланиш мумкин):

* ҳар бир гуруҳ аъзолари томонидан ушбу лавҳадан (расмдан, матндан, ҳаётий воқеадан) биргаликда аниқланган муаммоларни ватман ёки А3 форматдаги қоғозга фломастер билан ёзиб чиқилади;

* берилган аниқ вақт тугагач, тайёрлаган ишни гуруҳ вакиллари томонидан ўқиб эшиттирилади;

* ўқитувчи гуруҳлар томонидан танланган ва муаммолар ёзилган қоғозларни алмаштирган ҳолда гуруҳларга тарқатилади;

* тарқатилган қоғозларда гуруҳлар томонидан ёзилган муаммолардан ҳар бир гуруҳ аъзоси ўзини қизиқтирган муаммодан бирини танлаб олади;

* ўқитувчи томонидан тарқатилган қуйидаги чизмага ҳар бир гуруҳ аъзоси ўзини қизиқтирган муаммодан бирини танлаб олади;

* ўқитувчи томонидан тарқатилган қуйидаги чизмага ҳар бир гуруҳ аъзоси танлаб олган муаммосини ёзиб, мустақил равишда таҳлил этади.

“БЛИЦ ЎЙИН” методи - ҳаракатлар кетма-кетлигини тўғри ташкил этишга мантиқий фикрлашга, ўрганаётган предмети асосида кўп, хилма-хил фикрлардан, маълумотлардан кераклигини танлаб олишни ўргатишга қаратилган. Ушбу технология тингловчиларга тарқатилган қоғозларда кўрсатилган ҳаракатлар кетма-кетлигини аввал якка ҳолда мустақил равишда белгилаб, сўнгра ўз фикрини бошқаларга ўтказа олиш ёки ўз фикрида қолиш, бошқалар билан ҳамфикр бўла олишга ёрдам беради.

“БУМЕРАНГ” техникаси – тингловчиларни дарс жараёнида, дарсдан ташқарида турли адабиётлар, матнлар билан ишлаш, ўрганилган материалларни ёддан сақлаб қолиш, сўзлаб бера олиш, фикрни эркин ҳолда баён эта олиш ҳамда бир дарс давомида барча тингловчи талабаларни баҳолай олишга қаратилган. “Бумеранг” технологияси танқидий фикрлаш, мантиқни шакллантиришга имконият яратади; хотирани, ғояларни, фикрларни, даллилларни ёзма ва оғзаки шаклларда баён қилиш кўникмаларини ривожлантиради.

“СИНКВЕЙН” методи – таълим олувчиларни ахборотларни қисқа баён этишга ўргатади, ҳамда олинган маълумотлар устида чуқур изланишга чорлайди.

 “ҚОРА ҚУТИ” методи – тингловчилар бу метод асосида ечиладиган муаммолар аниқ вазиятни таҳлил қилиш орқали амалга оширилади, муаммолар сабаби йўл-йўлакай аниқланади.

“ЛОЙИҲА” методи – таълим олувчиларнинг индивидуал ёки гуруҳларда белгиланган вақт давомида, белгиланган мавзу бўйича ахборот йиғиш, тадқиқот ўтказиш ва амалга ошириш ишларини олиб боришидир. Бу методда таълим олувчилар режалаштириш, қарор қабул қилиш, амалга ошириш, текшириш ва хулоса чиқариш ва натижаларни баҳолаш жараёнларида иштирок этадилар.

 

 

 

III. НАЗАРИЙ МАТЕРИАЛЛАР

 

1-Маъруза: Телекоммуникацияда операцион тизимлар фанига кириш. Фаннинг мақсади ва вазифалари. Операцион тизим тушунчаси ва

ОТ ларнинг классификацияланиши

 

Режа:

1.1.Телекоммуникацияда операцион тизимлар фанига кириш. Фаннинг мақсади ва вазифалари.

1.2.Операцион  тизимда ишлашдан асосий мақсад.

1.3.Операцион тизимлар эволюцияси.

Таянч иборалар: MS-DOS, UNIX, Windows, Linux, iOS, IBM, ARPANET (operating system, hardware, application software, user)

 

1.1.         Телекоммуникацияда операцион тизимлар фанига кириш. Фаннинг мақсади ва вазифалари.

 

Ушбу курсда операцион тизим ва тармоқнинг асосий концепциялари ўрганилади. Бундан ташқари бугунги кундаги ОТ даги янгиликлар , ОТ ва тармоқда администрациялашнинг усуллари ва уни қўллаш кўриб чиқилади, ҳамда лаборатория ва амалиёт машғулотлари талабаларга  концепцияларни амалий томондан кўриб чиқишга ёрдам беради.

Курсда кўплаб операцион тизимлари кўриб чиқилади. Булар Windows ОТ (2000, XP, 2003, Vista, 2008, 7) оиласи, бундан ташқари ўрнатилган тизимлар учун Windows (Windows Embedded), мобил қурилмалар учун Windows  (Windows Mobil), ва булутли ҳисоблаш учун Windows  (Windows Azure).

Бундан ташқари кенг тарқалган Linux оиласи ОТ лари, Sun / Oracle ишлаб чиққан Solaris ОТ лари ва бошқа кўплаб ОТ ишлаб чиқарувчиларни махсулотлари кўриб чиқилади.

Шунингдек, мобил қурилмалар учун бугунги кунда кенг тарқалган Google Android ОТ лари ҳам кўриб чиқилади.

Операцион тизими  (ОТ, инглиз тилидаги шакли  - operating system ) аппаратуралар (hardware), амалий дастурлар  (application software) ва фойдаланувчи компютери (user) ўртасида воситачилик (интерфейсом) қиладиган ва компютер  ишини бошқарувчи дастурий таъминот. Фойдаланувчи нуқтаи назаридан қаралганда операцион тизим – бу аппаратураларнинг давоми бўлиб компютер ва компютер тармоқлари учун қулай, ишончли ва хавфсиз фойдаланишни таъминлаб аппаратурага ўрнатиладиган восита ҳисобланади.

 

1.2.         Операцион  тизимда ишлашдан асосий мақсад:

•            Фойдаланувчи дастурларини бажаришда қулайлик, самародорлик, ишончлилик, хавфсизликни таъминлаш. Фойдаланувчи биринчи навбатда – фойдаланувчи хохлагандагидек уни қаноатлантиридаган даражада ишлаши учун унга сўров натижаларини тўғри тақдим этиши, рад этишлар бўлмаслиги, ташқи хужумлардан ҳимояланган бўлиши керак. Буни бажариш учун ҳисоблаш воситалари дастурни ишлата олиши ва операцион тизим билан таъминланган бўлиши керак.

•            Компютердан фойдаланишда қулайлик, самародорлик, ишончлилик, хавфсизликни таъминлаш. Операцион  тизим компютер ва унинг ресурсларидан фойдаланишда максимал фойдалилик ва самародорликни таъминлаши, узилишларни қайта ишлаш, рад этилишлар ва бузғунчилар ҳужумидан компютерни ҳимоялаши керак. ОТ нинг бу иши фойдаланувчи учун кўринмаслиги мумкин, лекин у доимий равишда мавжуд бўлади.

•            Компютерга уланган тармоқ, диск ва бошқа ташқи қурилмалардан фойдаланишда қулайлик, самародорлик, ишончлилик, хавфсизликни таъминлаш.  Операцион  тизимнинг асосий функцияси – бу ташқи қурилмалар билан ишлаш. Масалан, ОТ қаттиқ дискга исталган мурожаатни қайта ишлаши, драйвер (диск билан ахборотларни алмашиш учун паст даражали дастур) ва контроллерларнинг (диск билан кириш чиқиш бажарувчи махсус процессор) биргаликда ишлашини таъминлаши керак. Компютер USB – портига уланган исталган  “флешка” операцион тизимда аниқланиши, ўзининг мантиқий номини олиши ва у чиқарилмагунга қадар бутун вақт давомида компютер тизими файл қисми бўлиб қолиши мумкин.

•            Бугунги кундаги ОТ ларни мухим бўлган хусусиятлари, яъни хавфсизлик, ишончлилик ва маълумотлар ҳимояланганликни таъминлаш. Тармоқ доирасида компютер ва операцион тизим билан ишлашда иштирок этувчилар унга ва унинг дастурларига бузғунчилар томонидан бўладиган хужумларга (реклама ёки вирус ва бошқа кўринишларда компютерларга кириб, фойдаланувчи махфий сақлайдиган логин, паролларни ўғирланиш, компютер иш фоалиятини бузиш ва шунга ўхшаш бошқа ходисалар ) доимий равишда учрайдилар. Ушбу курсда биз бугунги кундаги ОТда қабул қилинган ишончлилик, хавфсизлик ва маълумотларни ҳимоялашни таъминлаш усулларини ҳам кўриб чиқамиз.

 

1.3.         Операцион тизимлар эволюцияси

 

Исталган фан ва техника йўналишининг ривожланишига фақатгина қизиқувчанлик сабаб бўлмаган, балки мавжуд тенденцияларни ва шу ва бошқа йўналишларнинг истиқболини тўғри баҳолай олиш тармоқларнинг муваффақиятли ривожланишига сабаб бўлган. Операцион тизимлар (ОТ) ўзининг ярим асрлик тарихи давомида турли ходисаларга бой мураккаб йўлни босиб ўтди. Операцион тизимларининг катта мувафақиятга эришиши ҳисоблаш техникалари ва элемент базаларининг жорий қилишда мувафақиятга эришилганлиги билан кўрсатилади. Шу сабабли ОТ лар ривожланишининг кўп босқичлари миникомпютер ёки шахсий компютерлар каби янги турдаги аппарат платформаларининг пайдо бўлиши билан боғлиқ.

Шунингдек операцион тизимларнинг эволюцияси локал ва глобал тармоқларда компютерларнинг янги вазифалари билан ҳам боғлиқ. ОТ лар ривожланишининг мухим омилларидан бири Интернетнинг пайдо бўлиши ҳисобланади. Интернет тармоғи, ОТ фойдаланиш учун нисбатан содда ва қулайликка эга универсал воситалар, мултимедиали ахборотни қўллаб қувватлаш воситаларини ўз ичига олганлиги ва ишончли ҳимоя воситалари билан таъминланганлиги билан тавсифланади.

 

Биринчи операцион тизимлар

 

         Ўтган асрнинг тўқсонинчи йилларида инглиз математига Чарлз Бебидж компютер ғоясини таклиф қилган. Унинг механик “тахлил қилишга асосланган машина” си сабаби ўша вақтларда механикани керакли деталлари мавжуд бўлмаганлиги сабабли  ишлаш қобилятига эга бўлмаган. Албатта бу вақтда компютер операцион тизими  ҳақида ҳеч қандай фикр бўлмаган.

         Рақамли ҳисоблаш машиналарининг пайдо бўлиши иккинчи жаҳон уриши тугашига тўғри келади. Ўтган асрнинг 40 йиллар ўрталарида бир вақтнинг ўзида АҚШ ва Европада биринчи лампали ҳисоблаш машиналари яратилди. 1951 йилда СССР да биринчи электрон ҳисоблаш машинаси яратилди.

         Бир вақтнинг ўзида инсон ва уларнинг гуруҳи ҳисоблаш машиналарини лойиҳалаштиришда, эксплуатациясида ва дастурлашда иштирок этишган. Бу бошқа амалий соҳалардаги бирор бир амалий масалани ечиш воситаси сифатида компютердан фойдаланмайдиган ҳисоблаш техникаси соҳасида илмий тадқиқот ишларини ривожлантирди. Дастурлаш фақат машина тилларида амалга оширилган. Дастурчилар бирор бир математик функция ёки кириш – чиқиш қурилмаси стандарт бошқарув топшириқларини ҳисобловчи ҳар бир кодни ёзмаслик учун фойдаланиши мумкин бўлган дастур ёки математик кутубхонадан ташқари ҳеч қандай дастурий таъминотга эга бўлмаганлар. Ташкилотларда ҳисоблаш жараёнлари билан боғлиқ барча масалалар операцион тизимлар ҳали яратилмаган вақтда тугма, уловчи ва индикатордан иборат оддий кириш-чиқиш қурилмаларида тақдим этиладиган бошқарув пулти орқали ҳар бир дастурчи ўзи ечган.

         Янги техник асослар – яримўтказгичли элементларнинг пайдо бўлиши билан боғлиқ ҳисоблаш техникалари ривожланишининг кейинги даври ўтган асрнинг 50 йиллари тўғри келади. Ишлаш жараёни тезлиги ўсди, тезкор ва ташқи хотира ҳажми кўпайди. Компютер нисбатан ишончли бўлиб қолди, улар эндиликда амалий мухим масалаларни ечишни амалга ошириш учун узлуксиз узоқ вақт ишлай олиш қобилятига эга бўлди.

         Аппаратларнинг такомиллашиши ҳисоблаш ишларини ташкил қилиш ва  дастурлашни автомалаштириш  соҳасида кузатилди. Шу йилларда биринчи алгоритм ёзуви яратилди, ҳамда математик кутибхона ва дастур ости хизматларига янги турдаги дастурий таъминот тизими – трансляторлар қўшилди.

         Ҳар бир дастурни бажаришда қўп сонли ёрдамчи ишларни улаш керак бўлди: керакли трансляторни юклаш (Алгол, ФОРТРАН, КОБОЛ ва бошқалар), трансляторни ишга тушириш ва дастур ости кутибхонаси билан дастурларни боғловчи машина кодларида дастур натижаларини олиш, тезкор хотирага дастурларни юклаш, дастурларни ишга тушириш, периферия қурилмаларига натижаларни чиқариш. Кўплаб ҳисоблаш марказлари штатларида юкловчи ва кутибхонали дастур трансляторларидан биргаликда фойдаланишни самарали ташкил қилиш учун ушбу марказнинг барча фойдаланувчиларининг ҳисоблаш жараёнларини ташкил қилиш бўйича профессионал даражада ишларни бажара оладиган оператор лавозими бўлган.

         Бироқ операторлар  тез ва ишончли ишламаган, улар ҳеч қанақасига компютер қурилмалари билан ишлаш самародорлигини ошира олмаганлар. Жараённинг кўп вақти оператор навбатдаги вазифани киритмагунча кутишга сарфланган. Ҳамон процессор жуда қиммат ҳисобланар экан, у ҳолда паст самародорликда фойдаланиш компютердан фойдаланишнинг паст самародорликка эгалигини англатади. Бу муаммони ечиш учун ҳисоблаш жараёнини ташкил қилиш бўйича оператор ҳаракатлари барча кетма-кетлигини автоматлаштирган биринчи пакет қайта ишлаш тизимлари ишлаб чиқилди.

         Пакетларни қайта ишлаш тизимлари фақат маълумотларни қайта ишлаш учун эмас, балки ҳисоблаш жараёнларини бошқариш учун ҳам мўлжалланган биринчи дастурий тизим ҳисобланган.

         Пакетларни қайта ишлаш тизимини жорий қилишда оператор ҳисоблаш машинасида қандай вазифани ва қандай кетма-кетликда бажаришни ҳохлаяпганлигини тизимга маълум қилишга ёрдам берадиган вазифаларни бошқарувчи тил ишлаб чиқилди. Одатда йўриқнома тўпламлар тури алоҳида ишларни бошлаш, чақириқларни трансляциялаш, чақириқларни юклаш, дастлабки маълумотларни бошлаш ва тугаш белгиларини ўз ичига олган.

         Оператор бошқарувчи дастур – мониторда амалга оширилган ва  унинг иштирокисиз ишларни бажариш кетма - кетликларида пакетли топшириқларни ишлаб чиққан. Бундан ташқари монитор дастлабки маълумот йўқ бўлган ҳолат , ярим тўлдирилган регистрлар, ноллар узунлиги, хотиранинг мавжуд бўлмаган қисмига мурожаат ва шунга ўхшаш авария холатидаги  фойдаланувчи дастурларига тўқнаш келганда уни ўзи мустақил ҳолда ҳал қилган. Одатда пакет ўзида перфокарт тўпламини тақдим этган, лекин тезда ишлаш учун у нисбатан қулай бўлган тарқатувчида (дискда) олиб келинган. Масалан, магнитли лента ёки магнитли дисклар. Биринчи ишлатилишда монитор-дастурининг ўзи перфокарталар ёки перфоленталарда сақланган, кейинроқ эса – магнитли ленталар ва магнитли дискларда сақланган.

         Бу турдаги биринчи дастур IBM 7090 (1960 йил) компютерда вазифаларни бажарилишини бошқарувчи IBSYS мониторини ва ЭВМ БЭСМ-4 (1962 йил)  учун СССР ишлаб чиққан мониторни мисол қилиб келтиришимиз мумкин.

         Пакетларни қайта ишлаш тизимлари ҳисоблаш жараёнларини ташкил қилиш бўйича қўшимча ишларга сарфланадиган вақтни сезиларли даражада тежади, демак компютердан фойдаланиш самародорликни оширишда яна бир қадам ташланди. Бироқ фойдаланувчи-дастурчилар уларнинг иш унимдорлигини пасайтирган компютерга бевосита киришдан маҳрум бўлдилар – исталган ўзгартиришни киритиш учун пултли машиналарда интерактив ишлашга нисбатан сезиларли кўпроқ вақтни сарфлашга тўғри келди.

         Яна бир муҳим воқеалардан бири виртуал хотира механизмини ишлаб чиқилиши бўлди.  ОТ бошқарувида амалга ошириладиган дастурда ҳисоблаш жараёнларини ташкил қилиш усули, компютер ҳақиқий тезкор хотираси хажмида кўрсатиладиган жуда катта хажмли тезкор хотирада виртуал манзил тақдим этилди. Виртуал манзил компютерда мавжуд бўлган барча кўринишдаги хотирада операцион тизимни динамик тасвирлади, ва ўз ичига дискли хотирали тезкор хотира, магнит лентали хотира ва бошқаларни олди. Бу дастур ҳажмини сезиларли даражада камайтирди. Виртуал хотирали биринчи ОТ Burroughs компанияси томонидан В5000 компютери учун 1961 йилда ишлаб чиқилди. ОТ лар учун бу функция кейинчалик стандартга айланди.

 

Мейнфреймлар учун мултидастурли операцион тизимлар

 

         Операцион  тизимларнинг кейинги ривожланиш даври 1965 – 1975 йилларга тўғри келади. Бу даврда ҳисоблаш машиналари техник базасида транзистор туридаги алоҳида ярим ўтказгичли элементлардан  кейинги авлод компютерларини пайдо бўлишига сабаб бўлган интегралли микросхемаларга ўтиш содир бўлди. Интеграл схемалар катта функционал имконияти мураккаб архитектурали компютерларда жорий қилиш имкониятини берган. Масалан, IBM System/360.

         Бу даврда бугинги кундаги операцион тизимларнинг ўзига хос барча механизмлари жорий қилинганди: мултидастурлаш, мултижараёнлар, кўп терминалли кўп фойдаланувчили режимнинг қўллаб қувватланиши, виртуал хотира, файлли тизимлар, киришнинг чегараланганлиги ва тармоқларо ишлаш. Бу йилларда тизимли дастурлашнинг ривожланиш даври бошланди. Миллонлаб  инсонларнинг иш фоалиятига бевосита таъсир кўрсатиб, саноат тармоқларини тизимли дастурлашга ўтказган, кичик мутахасислар гуруҳи учун қизиқарли бўлган амалий математика йўналишида содир бўлди.

         Ушбу босқичда революция ҳодисаси мултидастурлашни саноатда жорий қилиниши бўлди. Фақат битта дастурда маълумотларни сақлаш ва қайта ишлаш бажариш бўйича компютер имкониятларининг тез ўсиш шароитида ҳар бир вақтда бунинг самародорсиз эканлигини кўрсатди. Мултидастурлашда масалани ечиш – битта процессорда навбатма –навбат бажарилувчи бир нечта дастурлар жойлашган компютер хотирасида ҳисоблаш жараёнларини ташкил қилиш йўли ҳисоблаш ташкил қилинган. Бу ҳисоблаш тизимлари самародорлигини оширди ва такомиллаштирди: Эндиликда  аввалгидек асосий вақтни компютерларга кутиш учун эмас, ундан доимий равишда фойдаланиш мумкин бўлиб қолди. Мултидастурлаш икки хил усулда амалга оширилган – пакетларни қайта ишлаш ва вақтни ажратиш тизимлари.

         Мултидастурланган пакетларни қайта ишлаш тизимлари компютер аппаратураларида максимал юкланишни таъминлай олган бирдастурлиларнинг ўтмишдоши ҳисобланади. Мултидастурли пакетли режимда процессор ҳали битта дастур кириш ва чиқиш операциясини бажармагунга қадар ишлашда давом этган (аввалги пакетларни қайта ишлаш қандай амалга оширилган бўлса ушбу тизимда ҳам дастурларни бажарилиш кетма кетлиги шундай содир бўлган), дастурни бажаришда бошқа тайёрига уланган. Натижада компюетр барча қурилмаларида юклама баланси тенглашган.

         Бироқ фойдаланувчи мултидастурли пакетли қайта ишлаш дасутрларида аввалги ўзининг дастурларида ўзаро биргаликда ишлаш интерактив имкониятидан маҳрум бўлдилар. Фойдаланувчилар компютерлар билан бевосита  ўзаро биргаликда ишлашини таъминлаш учун мултидастурланган тизимнинг бошқа бир варианти – вақтни ажратиш тизими ишлаб чиқилди. Бу вариантда ҳар бир фойдаланувчи ўзининг терминалида ишлайдиган кўп терминалли тизимлар назарда тутилган.

         Вақтни ажратиш биринчи операцион тизимлари 60 йиллар ўрталарида яратилган. Буларга TSS/360 (IBM компнаияси), CTSS ва MULTICS (General Electric компанияси  ва Bell Labs компаниялари билан биргаликда Массачуста технологиялари университети ишлаб чиққан). 60 йил охирларида СССР да биринчи вақтни ажратиш тизими АИСТ-0 яратилган. Бу ОТ М-220 ва Минск-22 ЭҲМ да ташкил қилинган кўп машинали тўпламда ишлаш учун мўлжалланган бўлган. АИСТ-0 операцион тизимлари ҳозирги кундаги ОТ қурилиш классик усули асосида ишлаб чиқилган. АИСТ лойиҳаси рахбари СССР етакчи дастурчиси дастурчи ва математик академик Андрей Петрович Ершов ҳисобланади.

         Кўп терминалли режим фақатгина вақтни ажратиш тизимларида эмас балки пакетларни қайта ишлаш тизимларида ҳам фойдаланилади. Шу боис операторлар ва фойдаланувчилар ўзларининг топшириқларини шакллантириш ҳамда ўзларининг терминалларида уларни бажарилишини бошқариш имкониятига эга бўлдилар. Бундай операцион тизимлар топшириқга олис масофадан кириш тизими деб аталди. Терминал тўпламни турли хил глобал боғланишлар (модемли боғланиш, телефон тармоғи ёки ажратилган канал) ёрдами билан боғланиб уни процессордан узоқ масофада жойлаштириш мумкин бўлиб қолди. Операцион тизимларда олис масофада жойлашган терминаллар билан ишлашни қўллаб қувватлаш учун турли хил алоқа протоколларида ишлайдиган махсус дастурли модуллар яратилди.

         Маълумотларни қайта ишлашнинг марказлашган характерига эга олис  масофада жойлашган терминалли ҳисоблаш тизимлари, бугунги кундаги тармоқнинг бир кўриниши эди, унга мос келадиган дастурий таъминот тизими эса тармоқ операцион тизими кўринишларидан бири бўлган. Бу вақтларда компютер аппарат ва дастурий воситалари ўртасида тақсимланган функцияларни ўзгартириш имконияти мавжуд бўлган. Операцион тизимлар аппаратурани давом этирувчи компютердан ажратиб бўлмайдиган элементи бўлиб қолди. Дастурчи биринчи навбатда ҳисоблаш машиналари лампали индикатор ва уловчи пултлардан фойдаланиб дастурий кодларни юклашни амалга оширишда аппарат билан тўғридан тўғри мулоқатга кирган, сўнг “ишга тушириш” тугмасини босиб дастурни ишга туширган. 60 йилларда компютерларда операцион тизимлар ҳисоблаш жараёнини ташкил қилиш бўйича катта қисмини бажарган. (кўплаб замонавий компютерларда операцион тизимлар иштирокисиз ҳисоблаш ишларини амалга ошириш назарий жиҳатдан кўриб чиқилмаган. Манба улангандан сўнг операцион тизим автоматик равишда изланади, юкланади ва ишга туширилади, агар узилиш бўлса компютер ишлашни тўхтатади).

         Мултидастурларни жорий қилиш ҳисоблаш жараёнларини ташкил қилиш бўйича янги усулларини қўллаб қувватлаш йўналишида компютер аппаратураларида жиддий ўзгаришларни амалга оширишни талаб қилди. Битта дастурни бошқа дастурлар билан тезда боғланишини таъминлаш зарурати туфайли дастурлар ўртасида компютер ресурслари ажратилди. Процессорда хотира соҳасини ҳимоя қилиш ва тизимни узлуксиз ишлашини амалга ошириш мақсадида бир дастурни бошқа дастурга боғланишни амалга оширувчи имтиёзли ва фойдалаунчи режимида ишлайдиган махсус регистрлар яратилди. Имтиёзли режимда операцион тизимлар дастури модуллари ишлаши учун мўлжалланган, бу ерда процессор компютер ресурсларини тақсимлаш ва ҳимоялашни амалга оширишга ёрдам берадиган буйруқларни бажарган. Фойдаланувчи режимида ишлайдиган дастурларга процессорда баъзи буйруқлар бажаришга рухсат берилмайди. ОТ лар бундай ҳолатда аппарат воситаларини бошқариш ва фойдаланувчи ёки имтиёзсиз режимда бажариладиган фойдаланувчи дастурлари учун монитор вазифасини бажарган. Тизимдаги узилиш кириш-чиқиш каналлари, дисклар, принтерлар ва бошқалар каби параллел ва асинхрон ишловчи турли хил компютер қурилмалари ишлашини бирхиллаштиришга ёрдам берди. Операцион тизимларини аппаратли қўллаб қувватлаш шахсий компютерларни ўз ичига олган исталган компюетр тизимлари хусусиятларидан ажратиб бўлмаган.

         Кўп терминалли режимнинг яна бир муҳим хусусиятларидан бири маълумотларни ҳимоялашидир. Бундай тизимли компютерлар бир вақтнинг ўзида ўзларидан олис масофада жойлашган бир нечта фойдаланувчи компютерлари билан боғлана олиш имкониятига эга бўлдилар ва бу компютерга фойдаланувчининг киришини назорат қилиш заруратини келтириб чиқарди (аниқроғи фойдаланувчи компютер ресурсларини тақдим этувчи ОТ ларга). Бу муаммони ечиш учун парол асосида фойдаланувчи ҳақиқийлигини текширадиган аутентификация тизими яратилди. Бундан ташқари аутентификациядан мувафақиятли ўтган ҳақиқий фойдаланувчи ҳам фақат ўзига ажратилган ресурслардан фойдаланиши мумкин бўлиб қолди. Кўп терминалли тизимларга киришни назорат қилиш авторизация тизими орқали таъминланди. Кейинроқ компютер маълумотлари қайта ишлаш ва сақлаш хавфсизлиги таъминланган локал ва глобал тармоқлар пайдо бўлди.

         Бу даврдаги яна бир мухим тенденциялардан бири операцион тизим ва машиналар билан биргаликда ишлайдиган дастур оилалари яратилди. Бунга мисол қилиб интеграл микросхемалардан тузилган IBM System/360 ва system/370 (бу машинанинг СССР анологи- ЕС серияли машиналар), PDP-11 (бу машинанинг СССР анологи- СМ-3, СМ-4, СМ-1420) серияли машиналарни келтириш мумкин.

         Биргаликда ишлайдиган дастур операцион тизимларни ҳам биргаликда ишлашини талаб қиларди. Бундай биргаликда ишлаш тижорий ва илмий тадқиқот соҳаларида турли миқдордаги, турли хил периферия қурилмалари билан катта ва кичик ҳисоблаш тизимларида ишлаш учун мўжалланганди. Юқорида қайд этилган талабларни қаноатлантирувчи операцион тизимлар жуда мураккаб операцион тизим бўлган. Улар минглаб хатолардан иборат бўлган минглаб дастурчилар томонидан ёзилган миллионлаб ассемблер кодларидан иборат бўлган.

         Кўплаб муаммолар ва катта хажмга қарамасдан OS/360 ва шунга ўхшаш кўплаб операцион тизимлар ўша даврдаги истеъмолчиларнинг кўплаб талабларини қаноатлантира олган. Бу ўн йилликда замонавий операцион тизимларни яратиш учун катта қадам ташланди ва асос яратилди.

 

Биринчи тармоқ операцион тизими

 

         70 йиллар бошларида фақат фойдаланувчиларни бўлиб-бўлиб жойлаштирмасдан, балки электр энергия билан боғланган кўплаб компютерлар ўртасида маълумотларни қайта ишлаш ва уларни тақсимлашни ташкилаштиришга ёрдам берадиган кўп терминалли операцион тизимлардан фарқли бўлган биринчи тармоқ операцион тизими яратилди. Исталган тармоқ операцион тизимлари бир томондан локал операцион тизими функцияларини бажарса бошқа томондан эса, бошқа компютер операцион тизими билан тармоқ орқали ўзаро биргаликда ишлашга ёрдам берувчи айрим қўшимча воситаларга эга бўлган. Тармоқ функцияни амалга оширувчи дастурий модул тармоқлараро қайта ишлаш масалаларининг пайдо бўлиши ва тармоқ техноголияларини ривожланиши асносида операцион тизимларда пайдо бўла бошлади.

         Тармоқларо ўзаро биргаликда ишлаш концепциясини яратиш бўйича назарий ишлар пакетли коммутация техникаси ва глобал боғланиш ёрдами билан мейнфрейм ва суперкомпютерлар синфидаги машиналарни ўзаро биргаликда ишлашини амалга оширилган. 60 йиллар охирида тармоқда компютерларни бирлаштириш бўйича натижа олинган ҳисоблаш машиналари яратилган вақтда пайдо бўлган. Бу қиммат турадиган компютер ҳисоблаш марказидан узоқ масофада турли шахарларда жойлашган кўп сонли фойдаланувчиларни дастурга киришини таъминлаган ва кўплаб ноёб маълумотларни сақлаган.

         1969 йилда АҚШ мудофа вазирлиги ташабуси билан мудофа вазирлигининг ва илмий тадқиқот марказлари суперкомпютерларини ягона тармоқга бирлаштириш ташабуси билан чиқди. Бу тармоқ ARPANET деб ном олди ва бутун жаҳон компютер тармоғи Интернетнинг яратилишига асос бўлди.

         ARPANET компютер тармоғи барча компютер тармоқлари учун умумий коммуникация протоколларида ишлайдиган қўшимча модулларга эга бўлган турли хил ОТ бошқарувида ишлаган.

         Тармоқ тугуни билан ўзаро биргаликда ишлашини таъминловчи қўшимча модуллар мажмуига эга ARPANET компютер тармоғига ўрнатилган операцион тизимлар биринчи тармоқ операцион тизимлари ҳисобланади.

         IBM компанияси 1974 йилда SNA (System Network Architecture) деб номланган ўзининг мейнфрейми учун тармоқ архитектурасини ишлаб чиқди. Бу кўп поғонали архитектура “терминал-терминал”, “терминал-компютер” ва “компютер-компютер” турида глобал тармоқ орқали боғланиб ўзаро биргаликда ишлашни таъминлаган OSI  модели стандартларига кўпроқ ўхшар эди. Архитектуранинг қуйи поғонасида маълумотларни қайта ишлаш процессори ҳисобланган нисбатан мухим ахамиятга эга махсус аппарат воситалари ишлатилган. SNA юқори поғонаси дастурий модул функциясини бажарган. Унинг асосида маълумотларни қайта ишлаш процессор дастурий таъминоти ётган. Бошқа модуллар мейнфрейм учун IBM стандарт операцион тизимлари таркибига кирган марказлашган процессорда ишлаган.

         Бу вақтда Европада Х.25 тармоғини яратиш ва стандартлаш бўйича фол ишлар олиб бориляпган эди. Коммутация пакетли бу тармоқ аниқ бирон бир операцион тизим билан боғланмаган эди. Х.25 протоколи 1974 йилда ҳалқаро стандарт мақомини олгандан сўнг,  уни кўплаб операцион тизимлар қўллаб қувватлай бошлади. IBM компанияси 1980 йили ўзининг операцион тизими ва SNA архитектурасида Х.25 протоколини қўллаб қувватлашни киритди.

 

Кичик компютерлар учун операцион тизимлар ва биринчи локал тармоқ

 

         Мейнфреймлар билан бир қаторда 70 йиллар ўрталарида PDP-11, Nova, HP каби миникомпютерлар кенг тарқала бошланди. Биринчи миникомпютерларда кўп функцияларни амалга оширишга имкон берадиган катта интеграл схемалар афзалликларидан фойдаланилганди.

         Миникомпютер архитектураси кўриниши ва операцион тизимларини мейнфреймлар билан солиштирилганда анча содда бўлган.  Мейнфреймдаги  мултидастурли кўп фойдаланувчили ОТ кўп функциялари миникомпютер ресурсларидан чекланган ҳолда фойдаланиш назарда тутилганди.  Миникомпютер операцион тизимлари кўпинча махсуслаштирилган бўлган, масалан фақат реал вақтда фойдаланиш (PDP-11 миникомпютерлари учун RT-11 ОТ) ёки вақтни ажратиш режимини қўллаб қувватлаш учун (худди шу компютерлар учун RSX-11M). Бу операцион тизимлар таннархи паст компютерлар кўп холларда ўзини оқлаганлиги учун ҳар доим ҳам кўп фойдаланувчилик бўлмаган. 

         Миникомпютер ва операцион тизимлари тарихида мухим давр Unix ОТ яратилиши ҳисобланади.  Бу ОТ дастлаб PDP-7 миникомпютерларда вақтни ажратиш режимини қўллаб қувватлаш учун мўлжалланган. 70 йиллар ўрталарида Unix ОТ дан оммавий равишда фойдаланиш бошланган.  Шу даврда Unix учун дастур код 90 % С тилида ёзилган. Unix учун қилинган С-компиляторининг кенг тарқалиши бу даврдаги ОТ лар учун ноёб ходиса ҳисобланган.  Ҳамон бу ОТ бошланғич кодлар билан бирга жойлашган экан, у ҳолда фойдаланувчи ташаббуси асосида мукаммалшитириш мумкин бўлган биринчи очиқ ОТ бўлган.

         Unix операцион тизимининг мослашувчанлик, қулайлиги, функционал имконияти катталиги ва фойдалиниш очиқлиги барча компютер синфларига мос тушишига сабаб бўлган.

         Миникомпютерларда киришни рухсат этилганлиги, уларнинг локал тармоқларни ташкил қилиш учун мухим омил бўлиб хизмат қилиши корхоналарда кенг тарқалишига сабаб бўлган. Корхоналарга бир бинодан ёки хатто бир хонада жойлашган бир нечта компютерларга эга бўлиш имконини берди. Табиий равишда улар ўртасида маълумотларни қайта ишлашга ва биргаликда периферия қурилмаларидан фойдаланишга эхтиёж пайдо бўлди.

         Биринчи локал тармоқ ностандарт коммуникация қурилмалари – компютер охирги портларига тўғридан тўғри боғланиш ёрдами билан қурилган. Шунингдек дастурий таъминот ҳам ностандарт бўлган ва фойдаланувчи иловаси кўринишида амалга оширилган. UNIX ОТ учун биринчи тармоқ иловаси – UUCP (Unix-to-Unix Copy Program) дастури 1976 йилда яратилди ва 1978 йили  AT&T Unix 7 версияси кенг тарқалди. Бу дастур турли хил аппарат интерфейслари  - RS-232 орқали локал тармоқ охирги нуқталари ўртасида файлларни кўчиришга ёрдам берган, бундан ташқари глобал тармоқ орқали масалан, модем орқали ишлай олган.

 

80 йилларда операцион тизимларнинг ривожланиши

 

         TCP/IP стекини яратилиши, Интернетнинг пайдо бўлиши, Unix ОТ янги версияларини ишлаб чиқилиши, локал тармоқ технологияларининг стандартлаштирилиши, шахсий компютерларнинг ва улар учун операцион тизимларнинг пайдо бўлиши 80 – йилларнинг мухим воқеалари ҳисобланади.

TCP/IP стекида ишлаш варианти 70 – йиллар охирларида яратилди. Бу стек бошқа эски тармоқлар билан тажрибавий ARPANET тармоғи боҳолаш учун мўлжалланган бўлган ва турли хил ҳисоблаш воситалари учун умумий протоколлар тўпламини тақдим этган. TCP/IP стек протоколи 1983 йилда харбий стандарт сифатида АҚШ мудофаа вазирлигида қабул қилинган. ARPANET компютер тармоғи TCP/IP стекига ўтиши уни Unix BSD операцион тизимларида жорий қилинишини тезлаштирди. Бу вақтда Unix ва TCP/IP биргаликда ишлай бошлади ва Unix кўплаб версиялари тармоқлараро ишлашга эга бўлди.

         ARPANET да  TCP/IP протоколининг жорий қилиниши замонавий Интернет тармоғидан фарқли бўлган хусусиятларга эга бўлган.  ARPANET  тармоғи 1983 йилда икки қисмга ажратилди: АҚШ харбийлари қўллаб қувватлаган MILNET ва янги АRPANET тармоғи. MILNET ва АRPANET тармоғи биргаликда Internet деб атала бошланди. Интернет  юзлаб ва минглаб фойдаланувчилар яратган юкламаларда ишлаш қобиляти, масштаблаш даражаси, реал вақт шартларида ўзаро биргаликда ишлаш имкониятларини текширишга ёрдам берадиган кўплаб тармоқ операцион тизимларини синовдан ўтказиш учун қулай воситага айланди. TCP/IP стеки ишлаб чиқарувчиларга боғланиб қолмасликни, мослашувчанлик ва самародорликни , Интернет билан ишлаш қулайлигини исботлади, ҳамда TCP/IP  протоколларида ишлаб чиқилган очиқ стандартлар Интернетнинг бош транспорт механизми бўлишдан ташқари кўплаб тармоқ операцион тизимлар учун  асосий стек бўлиб хизмат қилди.

         Бу ўн йилликда янги нисбатан такомиллаштирилган Unix ОТ версиялари яратилди. Уларнинг ўртасида корхоналар ишлаб чиққан Unix версиялари: SunOS, HP-UX, Irix, AIX, QNX ва ўзининг аппаратуралари учун тизим утилитлари ва ядро коди соддалаштирилган компютер ишлаб чиқарувчиларининг кўплаб бошқа ОТ лари ҳам бор. Турли хил версияли ОТ ларнинг пайдо бўлиши уларнинг биргаликда ишлаши бўйича муаммоларни келтириб чиқарди. Натижада иловалар учун ОТ интерфейсларини аниқловчи POSIX ва XPG стандартлари қабул қилинди, AT&T копманияси махсус қисмларга ажратилган ядро коди даражасида бирлаштирилган бир нечта Unix System III ва  Unix System V версияларини ишлаб чиқди.

         80 йиллар бошида операцион тизимлар тарихида яна бир мухим тарихий воқеа юз берди – шахсий компютерлар пайдо бўлди. Шахсий компютерлар архитектураси нуқтаи назаридан қаралганда PDP-11 туридаги мини компютерлар синфидан ҳеч қандай фарқи йўқ эди, лекин унинг нархи анча паст бўлган. Агар миникомпютерлар университет ёки корхона ҳисоблаш машинаси воситасида ишлатилган бўлса, шахсий компютерлар ҳудди шундай имкониятни инсонларга тақдим этди. Компютерлардан мутахассис бўлмаганлар кенг фойдаланиш имконига эга бўлдилар.

         Шахсий компютерлар шунингдек локал тармоқларнинг ўсишини тезлаштириб юборди, бунинг учун бир бинода ва бир корхонада жойлашган ўнлаб ва юзлаб компютерларни бирлаштириш учун алоҳида материаллар яратилди. Натижада шахсий компютер ОТ лари  тармоқ функцияларини мухим шартларини қўллаб қувватлади.

         Бироқ тармоқ функцияси ва дўстона интерфейслар шахсий компютерлар операцион тизимларида дарров пайдо бўлмади. Шахсий компютерларни дастлабки босқичидаги операцион тизимлар биринчи версияси - Microsoft  компанияси (1981 йил ) MS-DOS — ушбу муаммони ҳал қилди. Бу дискетларда ишга тушушириш мумкин бўлган буйруқлар иборат интерфейсли бирдастурли бир фойдаланувчили ОТ бўлган. Унинг асосий вазифаси Unix – иерархик файл тизимига ўхшаш қаттиқ ва юмшоқ дискларда жойлашган файлларни бошқариш , ҳамда навбатма навбат дастурларни ишга тушириш бўлган. Intel 8088 процессор имтиёзли режимни қўллаб қувватламаганлиги каби, MS-DOS фойдаланувчи дастурлари ҳимояланмаган бўлган. Биринчи шахсий компютерни ишлаб чиққан мутахассислар  компютерлардан индивидуал фойдаланиш ва аппаратура имкониятларининг чекланганлиги сабабли мултидастурлашнинг қўллаб қувватлашдан маъно йўқ деб ҳисоблаганлар, шу боис процессорда имтиёзли режим ва мултидастурли тизимларни қўллаб қувватловчи бошқа механизмлар кўриб чиқилмаган. Бунга қарамасдан ШК га тез орада унга янги функциялар қўшилди.

         Оммавий йўналтирилиш, авваллари ОТ хусусиятлари мухимлигига таълуқли бўлмаган фойдаланувчи интерфейсига професионал бўлмаган фойдаланувчилар қизиқиши кескин ошиб кетди.

         Бу йўналишдаги мухим воқеалардан бири 1984 йил бошларида Apple компанияси ўзининг Macintosh шахсий компютерлари  учун Mac OS янги операцион тизимини тақдим қилиши бўлди. Бу ОТ ўша даврда мавжуд бўлган барча ОТ лардан кескин фарқ қилган, у фойдаланувчиларни ўзаро биргаликда ишлаши учун ўша даврдаги буйруқ қаторли интерфейслар учун ноодатий усулдан ҳозирда бизга таъниш бўлган ойна (окно), меню, файл белгиси (ярлыки) ва дастурлардан фойдаланган (1.3-расм). Бу ўзгариш содда ва қулай қурилма – клавиатурадан буйруқни термасдан сичқонча ёрдами билан компютерни фойдаланувчи бошқара олиш имкониятини берган.

         Microsoft компанияси ўзининг Windows ОТ да худди шундай график интерфейсдан фойдаланди. Microsoft компаниясининг биринчи Windows операцион тизими версияси 1985 йилда пайдо бўлди ва у кенг тарқалмади, лекин бу оиланинг 3.0 версияси шахсий компютерлар саноатини кучли ривожланишига сабабчи бўлди. 2006 йил охирларида корпоратив фойдаланувчилар учун мўлжалланган нисбатан жиддий ўзгаришлар киритилган Microsoft Windows Vista версиясини кенг оммага тақдим этди, бу фойдаланувчи интерфейси соҳасида юз берди.

         ШК автоном фойдаланиш кўп вазифалик мухим масала бўлиб қолди эндиликда турли фойдаланувчилар ўртасида эмас, бир фойдаланувчининг бир нечта дастурлари ўртасида компютер ресурсларини тақсимлаш керак бўлди. Шахсий компютер  ОТ да бир нечта инсонлар навбатма навбат ШК дан фойдаланган ҳолатда кўпфойдаланувчилилик функциясини тақдим этди.

         Microsoft ва IBM ҳамкорлиги натижасида 1987 йилда ушбу стратегияга мувофиқ OS/2 – тўлиқ ҳимояланган режимда ишлаш имкониятига эга Intel 80286 процессорли шахсий компютерлар учун биринчи мултидастурли операцион тизими яратилди. Бу ОТ кўпфункциялик ва файл тизим функцияси, кўпфойдаланувчилик ҳимоя воситалари билан таъминланганлиги, шахсий компютерлардан иборат локал тармоқни қуриш учун қулай платформа эканлигини кўрсатди. Кўпфункциялик Windows ОТ оиласида ҳам почтанинг биринчи версияси яратилди. Икки хил кўп вазифаликни амалга ошириш нима сабабдан узоқ вақт талаб қилди. Биринчи вариант MS-DOS доирасида созланишлар тақдим этилган Windows версияси билан тавсифланади. (буларга 1.0, 2.0, 3.0, 3.1 версиялар, Windows 95/98/МЕ киради). Бу кўп вазифалилик ўрнини эгалай олмади, ОТ операцион тизим бошқарувига узатилмаганда ўзининг ташаббуси бўйича бу вазифани бажармаган. Бошқа вариантда Windows NT бошланиб Windows 2000, Windows ХР Professional, Windows Server 2003 ва Vista ларда давом еттирилган Windows автоном линияларида кўпфункциялилик муаммоси ҳал этилган (1.4-расм). Windows ОТ оиласи тўлиқ кўпфойдаланувчи режимли кўпфункциялиликка эга бўлди, ҳамда ҳар бир вазифани бир бирига боғлиқ бўлмаган вазифа остида параллел бажарилиши мумкин бўлган узлуксиз режимни қўллаб қувватлади.

 

     Кўпфойдаланувчилик ва кўпфункцияли режимларнинг қўллаб қувватланиши, ШК замонавий ОТ лари учун стандартга айланди. Бу хусусиятга яна иккита ШК ларда ишловчи ОТ лар Mac OS X ва Linux/Fedora эга бўлди.

ШК ОТларининг яна бир мухим омилларидан бири локал тармоқда кўпфункцияли ва кўпфойдаланувчи режимида ишлаши бўлди. Дарҳақиқат агар локал тармоқга компютер уланган бўлса, у ҳолда унинг ресурсига фақатгина шу компютерда ишлаяпган фойдаланувчи эмас, балки тармоқдаги қолган фойдаланувчилар ҳам мурожаат қилиши мумкин бўлди (агар ресурслар ажратилган бўлса). Биринчи ОТ шахсий компютерларда бу функцияни бажариб бўлмасди, масалан MS-DOSга тармоқ қобиғи деб аталувчи ташқи дастурлар қўшилган. Оддий ҳолатларда улар киришни қўшимча воситаларини блоклаш ҳисобига битта файл билан бир нечта фойдаланувчи ишлаш имконияти таъминланган. MS-DOS да бундай блоклаш 3.0 версиясидан бошланган.

Бир хил бўлган код асосида кенг тарқалган Microsoft компанияси LAN Manager ва IBM компанияси LAN Server тармоқ қобиғини ишлаб чиқдилар. Бу тармоқ қобиғи махсус NetWare операцион тизим самарадорлигидан пастроқ эди ва кўплаб аппарат ресурсларини талаб қилган, лекин мухим бўлган универсал ОТ хусусиятига эга эди – у биринчи навбатда OS/2, MS-DOS ва Windows учун ишлаб чиқилган исталган дастур серверида ишлай олар эди, иккинчидан компютер ишчи станция сифатида ишлатилар эди. OS/2 LAN Manager ва  LAN Server тизимларидан фойдаланмаслиги бозорда ўз ўрнини эгалай олмаслигига сабаб бўлди, лекин бу тармоқ воситаларида ишлайдиганлар ўзлари учун қулай бўлган операцион тизимларни 90 йилларда эга бўлдилар: тармоқ компонентлари ўрнатилган Microsoft Windows NT, уларнинг айримларига LAN Manager дан – LM га эга бўлган.

Novell компанияси бошқа йўлни танлади.  У дастлаб тармоқ функцияси ўрнатилган операцион тизимиларни ишлаб чиқди ва шу орқали мувафақиятга эришди. Унинг NetWare тармоқ операцион тизими локал тармоқ  учун юқори самародорлиги, ишончлилиги ва ҳимояланганлиги билан узоқ вақт давомида муҳим етакчи ОТ бўлиб келди. NetWare ОТ нинг биринчи версияси  (1983) маълумотлар ҳавфсизлиги оширилган ва файлга олис масофада жойлашган компютердан  кириш тезлиги учун максимал имкониятлар таъминлаган файл-сервер функциясини амалга оширишга мослаштириш ҳисобига  локал тармоқ  марказий сервери учун мўлжалланган операцион тизими бўлган.

80 йилларда локал тармоқлар учун қуйида асосий коммуникация технология стандартлари келтирилган: 1980 йилда – Ethernet, 1985 йилда — Token Ring, 80 йил охирларида FDDI технологияси. Бу паст поғонада тармоқ операцион тизимларининг биргаликда ишлашини таъминлашга, ҳамда тармоқ адаптери драйверлари билан ОТ интерфейсларини стандартлаштиришга ёрдам берган.

Бундан ташқари шахсий  компютерлар учун MS-DOS, NetWare ва  OS/2 га ўхшаш фақат улар учун махсус ишлаб чиқилган операцион тизимиларни ишлатишдан ташқари мавжуд ОТ лар соддалаштирилган. Мултидастурлашни қўллаб қувватловчи Intel 80286, айниқса процессорларини пайдо бўлиши Unix ОТни шахсий компютерлар платформасига ўтказишга имкон берди. 1980 йилларда бу турдаги энг машхур тизимлардан бири Santa Cruz Operation (SCO Unix) компаниясининг Unix версияси бўлган.

Юқори тезликли ва ишончли локал тармоқни пайдо бўлиши тақсимланган ҳисоблаш тизимларининг ривожланишига туртки бўлди. Сервер кўпроқ маълумотлар омбори функциясини бажарган, мижоз эса қулай график интерфейсини фойдаланувчига тақдим этган ва серверда излаб топилган ва тармоқ бўйлаб мижозга узатилган маълумотларни қайта ишлаш вазифасини  бажарган мижоз-сервер тизимлари кенг тарқалди.

 

90 йилларда операцион тизимларнинг ривожланиши

 

Барча операцион тизимлар 90 йилларда тармоқ бозорида ўз ўрнига эга бўлган. Бугунги кунда тармоқ функцияси ОТ нинг ажралмас қисми бўлган ядросида қурилаяпти. Операцион  тизимлар барча локал (Ethernet, Fast Ethernet, Gigabit Ethernet, Token Ring, FDDI, ATM) ва глобал тармоқ (X.25, frame relay, ISDN, ATM) технологияси асосида ишлаш воситаларига, ҳамда тармоқни ташкил қилиш (IP, IPX, AppleTalk, RIP, OSPF, NLSP) воситалари билан ишлай олиш қобилятига эга бўлди. Операцион тизимларда турли хил мижоз ва сервер билан бир вақтда тармоқда ишлашини қўллаб қувватлаши мумкин бўлган компютер ҳисобига бир нечта протокол стекида мултиплексорлаш воситаларидан фойдаланади. Коммуникация масалаларини ечиш учун мўлжалланган махсус операцион тизимлар яратилди. Масалан маршрутизаторда ишловчи, мултидастурли режимда дастурлар тўпламини бажаришни ташкилаштирувчи, уларнинг ҳар бирини алохида коммуникация протоколи сифатида амалга ошириладиган Cisco Systems компаниясининг IOS операцион тизимини келтириш мумкин.

Барча операцион тизим  ишлаб чиқарувчилар 90 йил иккинчи ярмида Интернет билан ишлаш воситаларини қўллаб қувватлашга катта эътиборни қаратдилар. Агар шу вақтгача TCP/IP протоколи асосида қурилган Интернетни асосан Unix оиласи қўллаб қувватланган бўлса, эндиликда эса бу стекни барча ОТ ларда ишлатила бошланди. Интернет пайдо бўлиши билан компютерлар ҳисоблаш имкониятларининг ривожланиши натижасида коммуникация воситали ҳисоблаш қурилмасига айланди. 1991 йилда World Wide Web (WWW) хизматининг пайдо бўлиши фойдаланувчига турли хил ОТ бошқаруви остида ишловчи кўплаб серверларда жойлашган матнли ва график ахборотларни излаш ва кўришнинг қулай, самарали ва ягона кўринишгина тақдим этилиши, Интернетнинг тез сураътларда ривожланишига сабабчи бўлди.

Шундан сўнг Интернет бепул кутибхона ва тизимлар маълумотномасига айланди. Интернет катта имкониятлар олиб келишдан ташқари компютерга бўладиган янги тахдидларни хам олиб келди. Интернетнинг юз миллионлаб фойдаланувчилари орасида турли хил инсонлар бор, ва уларнинг орасидан жамоавий ҳолда турли хил усуллар билан ОТ ҳимоясини бузадиган инсонлар ҳам йўқ эмас.

Интернет асрида хавфсизлик муаммосининг пайдо бўлиши сифатнинг янги даражасига олиб чиқди ва бу вақтда хавфсизлик воситалари ОТ фойдаланувчилари ва ишлаб чиқарувчилар учун мухим ахамиятга касб эта бошлади.

90 йилларда асосий эътибор корпоратив тармоқ операцион тизимларни яратишга қаратилди. Корпоратив операцион тизимлар ўнлаб шахарларда ва турли хил мамлакатларда бўлимларига эга катта корхоналар учун мўлжалланган катта тармоқларда ишончли ишлаши билан фарқланиб туради. Бундай тармоқлар юқори сифатли турли хил дастурий ва аппарат воситаларидан ташкил топган, шу сабабли корпоратив ОТ лар турли хил операцион тизимлар билан биргаликда ва турли хил аппарат платформаларида ишлашида муаммолар бўлмаслиги керак. Бу даврда корпоратив ОТ синфида етакчилик Novell NetWare 4х ва 5.0, Microsoft Windows NT 4.0, хамда турли хил ишлаб чиқарувчилар аппарат платформали Unix – тизимларига тегишли бўлган. Корпоратив ОТлар учун ўн минглаб фойдаланувчилар , компютерлар, коммуникация қурилмалари ва корпоратив тармоқда мавжуд бўлган дастурий таъминот моделлари тўғрисида ёзувлар рўйхати сақланадиган ягона маълумотлар омборидан фойдаланувчи марказлашган администрацияси ва бошқарув воситалари мавжуд бўлиши мухим ҳисобланади. Марказлашган бошқарув воситали бугунги кундаги операцион тизимлар одатда ягона хизмат маълумотномасига таянади. Биринчи жорий қилинган корпоратив миқёсдаги хизмат маълумотномалари Banyan компаниясининг StreetTalk тизими бўлган. Бу вақтда биринчи NetWare 4.0 корператив версияси учун 1993 йилда ишлаб чиқилган Novell компаниясининг NDS хизмат маълумотномаси кенг тарқалди. Марказлашган хизмат маълумотномасининг вазифаси корпоратив миқёсда ишлаш учун операцион тизимлар тайёрлилигини баҳоловчи хизмат маълумотномаси сифатида ишлатилган.

Орадан маълум вақт ўтгандан сўнг меэйнфрейм асосидаги корператив тизимлар яна биринчи даражага кўтарила бошланди.

80 йиллар охирларида мижоз-сервер схемаси асосидаги тақсимланган ҳисоблаш тизимлари ва локал тармоқларининг оммалашиши мэйнфреймларга қизиқишни камайтирди. Кўпчилик мэйнфреймларни нисбатан юқори самародорликка эга ва нисбатан арзон тизим ва ўнлаб ШК бирлаштириш имкониятининг пайдо бўлиши боши берк кўчага киритиб қўйди деб ҳисобладилар.

Бу фикр нотўғри эканлигини тез орада исботлади. Оддий ҳисоблашларни оддий компютерлар ҳар доим ҳам дастурлар орқали унинг имкониятларини кўрсатиб бера олмаган. Шунчаки бу турли хил фойдаланувчиларга хизмат кўрсатганлиги сабабли ўзаро мантиқий боғланмаган мижоз қисмидаги маълумотлар омборида ахборотларни излаш масаласи етарли даражада соддалаштириш учун ўзгартирилган бўлган. Бу вақтда алоҳида ҳисоблаш жараёнлари ўртасида мантиқий боғланишга эга бўлган мураккаб ҳисоблаш воситалари самародорликка эга эмаслигини кўрсатди, тақсимланган ҳисоблаш тизимларининг қуввати натижасида унинг алоҳида компютерларга кириш қуввати паст эканлигини кўрсатди. Тармоқда алоҳида компютерларни ўзаро мослаштириш учун қилинадиган харажатлар катта бўлишини ва буни ташкил қилиш самарасиз бўлиши мумкинлигини ёки хатто амалга ошириб бўлмаслигини хам кўрсатди. Мэйнфреймга  қизиқишни ошириш мақсадида 90 йилларда унинг нархи пасайтирилди.

Мэйнфрем ОТ ривожланиш тарихида тўхталишдан сўнг ривожланиш бошланди. Бу синфга таалуқли бўлган ОТ System/370 ва System/390 мэйнфреймлари учун IBM  компанияси томонидан  1995 йилда OS/390 ОТ тақдим этилди. Бу ОТ ўз тарихида мултидастурлаш тизими OS/360 (1964 йил) бошлаб берган ва 70 йиллар ўрталарида кенг тарқалган пакетларни қайта ишлаш тизими MVS ОТ нинг такомиллаштирилган кўриниши бўлган. Операцион  тизим таянч функцияни бажаришдан ташқари, OS/390  SNA ва TCP/IP протоколи асосидаги турли хил ҳисоблаш воситалари ва фойдаланувчиларни тармоқларо ўзаро биргаликда ишлайдиган воситаларини ҳам ўз ичига олганди. OS/390 мэйнфрейм дунёсида умумий тенденциялар таъсирида Unix тизими стандартларини қўллаб қувватлаган.

 

Шахсий компютер операцион тизимларининг ҳозирги кундаги ривожланиши

 

Функционал ва архитектура ечимли ОТ соҳаларида ўзгариш жараёнлари тўхтади ва бугунги кунда биз 60 ва 90 йилларда пайдо бўлган ОТ механизм ва функциялар эволюцияси содир бўляпганлигини кўришимиз мумкин. Бунга мисол қилиб Microsoft компанияси ишлаб чиқиш учун 5 йил вақтини сарфлаган Windows Vista ОТ оиласи версияларини келтиришимиз мумкин. Кўп вақт сарфланганига қарамай Vista ҳеч қандай янги архитектура ва функционал имкониятларни тақдим этмади.

Шахсий  компютер  ОТ дунёсида узоқ вақтдан бери ягона ривожланиш тенденцияси хукм суриб келяпти – бу компютер билан инсон ўртасида қулайлик яратиш. Ҳисоблаш тизимлари самародорлигини белгиловчи асосий омиллардан бири бу инсонларнинг иш самародорлигини ошириш ҳисобланади.

Ишончлилик

Компютер телевизор, телефонларга ўхшаб ишончли ишлаши керак. Телевизор ўзининг экранида “Жиддий хато юз берди.  Айрим маълумотлар йўқолган бўлиши мумкин.  Қайта юклаш талаб қилинади” деган хабарни кўрсатмайди. Шундан сўнг эса сиздан “Sony компаниясига хато тўғрисида хабар жўнатишни истайсизми?” деган ёзув чиқмайди.

ОТ ишончлиги турли хил йўллар билан таъминланилиши мумкин, улардан бири ядро кодини юқори даражага ўтказишдир. Ишончлиликни оширишнинг яна бир усули архитектура ечимлари ҳисобига амалга ошириш мумкин. Асосий мақсад имтиёзли режимда ишловчиларга код ҳажмини камайтириш ҳисобланади. Бу тизимни нобуд қилиши мумкин бўлган хатоликлар эхтимоллигини камайтиришга имкон беради. ОТ қолган барча функциялари (файлли тизимлар, драйверлар) илова кўринишида амалга оширилади. Агар биронта иловада хато пайдо бўладиган бўлса, у ҳолда фақат ушбу иловада бузилиш содир бўлади ва тизим ишлашда давом этади. Бироқ бу йўл унимдорликни пасайишига олиб келади, шу боис микроядроли ОТ ларнинг кўп қисми илмий тадқиқотлар учун қолдирилган. ОТ лар ишончлилигига талаблар ўсиши мумкинлиги, микроядро асосидаги архитектурага ўтиш тижорий ОТ лар ишлаб чиқарувчиларини банд қилади ва бу вазият тезкор хотира хажмини ўзгартиради ва процессорнинг ишлаш тезлигини доимий равишда оширишга сабаб бўлади.

 

Хизмат кўрсатишнинг соддалиги

Компютер фойдаланувчиси хизмат кўрсатиш учун харажат қилмай унинг хизматларини олишни хохлайди. Инсонлар аввалги ОТ ларда бўлгани каби ҳисоблаш жараёни параметрларини созлаш учун кўп вақтни сарфламаслиги керак. Масалан, ҳар бир фойдаланувчи мэйнфрейм  учун пакетларни қайта ишлаш тизимларида компютерда ҳисоблаш жараёнларини ташкил қилишга таълуқли бўлган бошқарув тиллари ёрдами орқали кўп сонли параметрли топшириқларни бера олиши керак. Бошқарув тили (Job Command Language, JCL) OS/360 да топшириқлар мухимлилиги, асосий хотирага талаблар, топшириқ бажариш вақти давомийлиги, кириш – чиқиш қурилмаларидан фойдаланиш сабаби ва уларнинг ишлаш режимлари каби фойдаланувчиларнинг 40 дан ортиқ параметрлари кўриб чиқилган.

Ҳозирги кундаги операцион тизим ўзининг операцион воситалари параметрларини танлаш орқали масалаларни ечади, бунинг учун турли хил соддалаштирилган алгоритмлардан фойдаланади. Масалан тармоқ ишлаш шартларига боғлиқликни белгиловчи коммуникация протоколларида тайм аутларни келтириш мумкин. Жараёнлар ўртасида хотирани тақсимлаш, ахборотлар ва ушбу жараёнга фаол боғлиқ бўлган виртуал хотира механизмлари ёрдами билан автоматик равишда амалга оширилади.

Кўплаб ОТ ларда жараёнларни ўрнатиш оптимал бўлмасликни кафолатлайдиган, лекин ҳар доим тизим ишлашини мувофиқлаштирадиган парметрларни танлаш режими таклиф этилади. Бундай ОТ ларга Windows, Linux ва Mac OS X лар киради. ОТ параметрларини созлашдан ташқари айрим профессионал фойдаланувчилар бу операцияларни шахсан ўзлари ўзгартиришлари мумкин.

Бундай ОТ лар нопрофесионал фойдаланувчилар ўрнатиш чоғида янги дастурларни ва бу жараёнда фойдаланувчи эътиборини тортмайдиган қурилмаларни созлаб кетиши керак. Афсуски Plug&Play стандарти мавжуд бўлишига қарамай бу холатлар мавжуд эмас ва дастурий таъминот интелектуал инсляторини ривожлантириш зарур. Биринчи кутилмаган холат пайдо бўлгунга қадар хаммаси оддатдагидек кетади, махсус билим талаб қиладиган махсус термин ёки католог тизимлари структураси пайдо бўлганда фойдаланувчи саросимага тушиб қолади.

Професионаллар учун бу вақтда ОТ ўзининг барча созлашлари бўйича имкониятларини тақдим этиши керак.

 

 

Фойдаланувчи интерфейси

Фойдаланувчи самарали ишлаши учун унга компютер билан биргаликда ишлашда ОТ қанчалик қулай воситалар тақдим этиши мухим. Сичқонча орқали бошқариладиган график интерфейсларнинг пайдо бўлиши фойдаланувчилар буйурқ матнлари, белгилари ётлаб олиш заруратидан ҳалос қилди. Айрим Unix ихлосмандлари график интерфейслардан эмас буйруқлар матнидан фойдаланишни мақул деб ҳисоблайдилар. Буни айрим холатларда тезда мулоқат қилиш имконияти билан тушунтирадилар. Шу боис замонавий ОТ лар иккала режимда ишлашни ҳам қўллаб қувватлаши зарур. Бу тенденция Microsoft Vista да мавжуд бўлиб бунинг учун Windows PowerShell ишга тушириши керак бўлади. Бу Unix оиласидан Windows  ни кўп йил орқада қолишига барҳам берди. Microsoft компанияси Windows Vistaни ишлаб чиққунга қадар PowerShell ишлаб чиқишга улгурмаган, лекин у алоҳида махсулот сифатида тақдим этилди ва Windows да бу муаммо ҳал қилинди.

Ойнали график интерфейсда нима ўзгариш бўлган. Фойдаланувчилар хохлагандек бу йўналишда ахамиятга арзугулик ўзгариш бўлмаган. Масалан,  Windows Vista яхшиланган нарсалар: ойна хатоларни кўрсатмасдан ва тезда экран бўйлаб ўзгартириш мумкин. Уни ишчи столда уч ўлчамда ҳам кўрсатиш мумкин. Демак бу йўналишда қилинадиган ишлар жуда кўп, сенсорли экрандан фойдаланиб овозни аниқлаш соҳасида ва компютер  билан фойдаланувчи мулоқатга кирганда қандайдир восита орқали уни ёқиш каби ишлар бўлиши мумкин.

 

Ўзини ташкиллаштирувчи ахборот воситалари

Ким ўзининг компютерида расм, хат ёки бирор нарсани йўқотмаган? Компютерда тозалаш ахбороти бўйича ишлаш унча катта вақтни олмаслиги мумкин. Очиқ ойдин маълумки интелектуал компютерлар ахборотларни тартиб билан сақлашда фойдаланувчига ёрдам бериши керак. Юз гигабайтлаб ахборотлар сақланадиган замонавий дисклар файлларни излаш ва уларни ташкиллаштириш анча муаммоли масала ҳисобланади. Маълумотлар омборини бошқариш тизими бунга қарамасдан кўп йиллардан бери мавжуд, улар хозирда шахсий компютерларда фойдаланувчи катологида турли хил форматли файлларда сақланувчи турли хил ахборотларни тартибга солиш учун фойдаланилмайди. Албатта агар сизнинг ШК ОТ “фан тўғрисида ахборот, икки хафта олдин бирон бир университетдан топган китобимиз қаерда? Яна мен ушбу сайтдан бир нечта расм кўчириб олгандим у қаерда?”  деб сўрасак ва бир неча сониялардан сўнг берган сўровимиз жавобини олсак анча қулайликлар яратилган бўлар эди.

 

Маълумотларни ҳимоялаш

Операцион  тизимларни бугунги кундаги ривожланиш босқичида хавфсизликни таъминлаш воситаларини лойиҳалаштириш олдинги ўринларда турибди. Бу ахборот қийматининг ортиши, компютерларда маълумотларни қайта ишлаш, ҳамда Интернет орқали маълумотлар узатишни амалга оширишда тахдидларнинг ўсиши билан боғлиқ.  Турли хил хужимлар, вируслар, троян отлари ва кутилмаганда смаплар сонининг ортиши Интернетга уланган компютерлар иш унимдорлигини пасайтириб юборади. Интернет тадқиқотчилар мулоқот қилиши учун очиқ восита сифатида ва фойдаланувчилар учун Web хизматларни очиқ тақдим этганлиги  сабабли кенг тарқалган. Лекин бугинги кунда бу очиқлик бир вақтнинг ўзида ишда кўплаб хатоликлар манбаи бўлмоқда ва хар бир хакер сизнинг компютерингизга хужим қилиб вирусни жойлаштириш ва сизга зарур бўлган маълумотларни йўқ қилиши мумкин. Натижада бугунги кунда ОТ ресурсларининг катта қисми бузғинчилардан компютерларни ҳимоя қилишга қаратилган. ОТ шубхали холатларни аниқлаш ва блоклаш воситаларига эга ва бир томон фойдаланувчини ҳимоя қилса, бошқа томондан унинг ишлашига халақит беради, яъни такрорланувчи ва эскирган операцияларни бажаришга халақит беради, масалан хатни сақлаш учун ОТ блоклашини енгиб ўтиши зарур бўлади, бу ҳолат айрим фойдаланувчилар учун осон кечмайди.

 

Виртуал тақсимланган ҳисоблаш тизимли суперкомпютерлар

 

Суперкомпютер ва сервер ОТ лари учун мухим масалалардан бири тармоқ орқали масалан Интернет орқали боғланувчи тугунлар виртуал тақсимланган ҳисоблаш тизимлари таркибида компютерлар ишлашини қўллаб қувватлаш керак. Бу бир нечта компютерлар ва кўплаб илмий тадқиқот маркази ходимлари киришига рухсат этилган ташкилотларнинг хисоблаш ресурсларини бирлаштириш учун ташкил қилинган Интернет пайдо бўлиш даврига бориб тақалади. Кейинчалик Интернет бошқа тармоқ хизматлари учун асос бўлиб қолди: дастлаб файлли архив ва электрон почта хизматлари, сўнг интернет браузери дастури ёрдами билан фойдаланувчилар кўриши учун қулай бўлган эркин форматдаги исталган кўринишдаги ахборотларни сақлайдиган, универсал маълумот тизимлари каби интернет-серверидан фойдаланиш имкониятини берадиган Web хизмати пайдо бўлди. Бу хизматлар одатдаги файллар тўплами кўринишида маълумотларни сақлаш бўйича компютернинг асосий қувватларидан фойдаланади. Шу боис олис масофада жойлашган серверга Интернет фодаланувчиси киришига рухсат берилмайди – олис масофада жойлашган серверда ўзингизни дастурингизни ишга тушира олмайсиз, сабаби бу сервер одатда бундай хизматларни қўллаб қувватламайди.

Интернет орқали компютер ҳисоблаш қувватларидан узоқ вақт биргаликда фойдаланиш ОТ ва иловаларни ишлаб чиқарувчилар учун биринчи даражали масала бўлмади, сабаби фойдаланувчилар супперкомпютерлар ҳисоблаш қувватларидан ўзларининг вазифаларини бажаришни талаб қилмадилар. Бугунги кунда интернетга юқори даражали ҳисоблаш қувватларига бўлган илмий изланувчи, мухандис-конструктор, тиббиёт, метеоролог ва бошқа профессионаллари каби фойдаланувчилар синфи қизиқиш билдирмоқда. Бундай масалани мэйнфрейм  ва суперкомпютерлардан фойдаланиб ечилмоқда. Шу сабабли суперкомпютерлар талаб қилган иловалар кластер усулида бирлаштирилди  - ягона вазифани параллел бажариш учун мўлжалланган компютерлар гурухи бир бири билан боғланди. Лекин хеч бўлмаганда классик кластер ва тақсимланган тизимлари мавжуд  бўлган  тугунлар локал тармоқ катта бўлмаган соҳасини қамраб олди ва улар битта ташкил этувчи сифатида бирлашдилар.

Бугунги кунда бутун ер юзида компютер орқали интернетга боғланиш тақдим этиляпти, хамда турли хил мамлакатлар ва лабораториялар орқали тарқалган компютер кластерларини яратишга фойдаланувчиларнинг янги эхтиёжлари сабаб бўлмоқда. Лекин мураккаб ҳисоблаш масалаларини ечиш бўйича анъанавий кластер усулидан фойдаланилмоқда.

 

 

1–жадвал. ОТ эволюцияси. Ривожланиш тарихи

               

 

Компютер тизим компонентлар

         Ҳисоблаш жараёнида операцион тизимларининг вазифасини яхшироқ тушуниш учун компютер  тизимини кўриб чиқамиз. У қуйидаги компонентлардан ташкил топган:

•      Компютер қурилмалари (hardware), унинг асосий қисми – марказий процессор (Central Processor Unit - CPU) – компютер буйруқларини бажариш йўриқномаси, дастурлар ва маълумотлар  сақланадиган хотира, компютерга ахборотларни киритишни таъминловчи ва фойдаланувчи – инсон қабул қилган ёки бошқа дустур шаклида дастур натижаларини чиқарувчи кириш-чиқиш қурилмаси ёки ташқи қурилма.

•      Операцион тизим (operating system) – курсимизнинг асосий предмети. Фойдаланувчили ва турли хил дастурли компютер аппаратларидан фойдаланишни бошқарувчи тизим дастурий таъминоти.

•      Амалий дастурий таъминот (applications software) – турли хил масалаларни ечиш учун мўлжалланган дастурлар. Уларга кўпроқ дастурлаш тиллари ( масалан С++) билан дастурларни трансляция қилишн таъминловчи компиляторлар, машина коди (буйруқ), маълумотлар омборини бошқариш тизими, график кутибхона,  ўйин дастурлари, офис дастурлари киради. Амалий дастурий таъминот операцион тизим билан солиштирилганда нисбатан юқори поғонада жойлашади, ва компютердаги турли хил амалий ва кундалик масалаларни ечишга ёрдам беради.

•      Фойдаланувчилар (users) – инсонлар ва бошқа компютерлар. Компютер  тизимлари компонентларига фойдаланувчи инсон сифатида – компютерда ўз иш фаолияти жараёнининг ҳисоблаш тизимлари бир қисми бўлган исталган инсон бўлиши мумкин. Тармоқдаги бошқа компютерлар ушбу компютерга боғланиш (серверга уланиш) бўйича фойдаланувчи ролини бажариши мумкин. Масалан, катта дастурларни бажариш ёки файлларни сақлаш.

 

Операцион тизимнинг асосий компонентлари:

 

•      Ядро (kernel) – исталган операцион тизимнинг асоси, хусусан имтиёзли режимда ишловчи қурилма. Ядро бир марта хотирада юкланади ва шу ва шунга ўхшаш қабул қилиб олиш манзили бўйича хотирада доимий жойлашади.

•      Ресурсларни бошқариш тизим ости (resource allocator) - компютер  ресурсларини бошқарадиган операцион тизимнинг бир қисми – тезкор ва ташқи хотира, процессор ва бошқалар.

•      Бошқарувчи дастурлар (control program, supervisor) – бошқа дастурлар бажарилишини ва кириш-чиқариш қурилмаларини ишлашини бошқарадиган ОТ тизим ости.

•      Базавий модуль, файлли тизимларни бошқариш

•      Файлли тизим – Ахборотларни ташувчиларда маълумотларни номлаш, сақлаш ва ташкил этиш усуллари

•      Драйверлар – қурилмаларни бошқарувчи дастурлар.

•      Дра́йвер  — бу компьютер дастури бўлиб, унинг ёрдамида бир дастур (одатда ОТ) қурилмани аппарат таъминотига мурожаатни амалга ошира олади.

•      Интерфейс – компьютер ва фойдаланувчи ўзаро мулоқат қилишини таъминловчи қобиқ.

•      Хизматчи дастурлар (утилитлар)

•      Маълумотнома хизматлари

 

 

Замонавий ОТ ларга талаблар

•      Асосий талаблар:

Ø Ресурсларни самарали бошқариш функциясини бажарилиши.

Ø Фойдаланувчи ва амалий дастурлар учун қулай интерфейсларни таъминлаш.

Ø Кенгаювчанлик

Ø Кўп платформалик

Ø Мосланувчанлик

Ø Ишончлилик, барқарорлик ва тайёргарлик

Ø Хавфсизлик

Ø Ишлаб чиқарувчанлик (чаққон, мехнаткаш, захматкаш)

 

ОТ ни қурилишини асосий тамойиллари

1.     Модуллилик

2.     Танловчанлик

3.     Қайта шаклланувчанлик/ҳосил қилувчанлик

4.     Қўшимча функциялилик

5.     Виртуаллаштириш

6.     Ташқи қурилма дастурига боғланмаганлик

7.     Мосланувчанлик

8.     ОТ ни очиқлилиги ва кенгаювчанлиги

9.     Мобиллилик

10.                       Ҳисоблаш хавфсизлигини таъминлаш

 

ОТ классификацияси

Бир вақтда бажарадиган масалалар сони бўйича

•      бирмасалали (MS DOS) 

•      кўпмасалали

Ø Пакетли қайта ишлаш тизимли (ОС ЕС)

Ø Вақтни тақсимловчи тизимли (Unix, Linux, Windows)

Ø Реал вақт тизимли (RT11, QNX)

ЭҲМ ОТ дан бир вақтни ўзида фойдаланадиган фойдаланувчилар сони бўйича

•      Бир фойдаланувчили (MS DOS);

•      Кўп фойдаланувчили  (Unix, Linux, Windows 95 - XP)

Лицензиялаш тури бўйича:

•      Ёпиқ (Windows оиласи)

•      Очиқ (Linux ва UNIX тизимлари)

Архитектураси бўйича:

•      микроядорли (VxWorks, QNX);

•      монолитли (Windows XP);

•      гибридли (Windows NT, Linux);

Процессорни ишлатиш бўйича:

•      Бир процессорли;

•      Кўп процессорли (OS/2, Net Ware, Widows NT, Охирги замонавий ОТ).

Қўлланиши бўйича:

•      Ишчи станция (DOS, МАС OS, Windows 98, XP, Vista),

•      Сервер (AIX, Windows 2000, Windows Server 2003, Windows Vista Server 2008),

•      Реал вақтли ОТ;

•      Ўрнатилган ОТ (VxWorks, QNX, Nucleus),

•      Мобил қурилмалар учун (Windows CE, Pocket PC, Windows Mobile, Palm OS, Symbian OS, Android OS),

•      Тармоқ маршрутизаторлар учун (Ciscoдан IOS)

Тармоқдаги ҳолати бўйича:

•      локал (DOS);

•      тармоқ (Netware 3.x – 6.x, UNIX, Linux, FreeBSD).

 

Назорат саволлари

 

1.     Операцион тизимда ишлашдан асосий мақсад?

2.     Операцион тизимлар эволюцияси?

3.     Биринчи тармоқ операцион тизимлари?

4.     1990 йиллардаги операцион тизимларнинг ривожланиши?

5.     Операцион тизимлар ривожланиш босқичлари?

6.     Операцион тизимларнинг асосий тамойиллари?

7.     Операцион тизимларнинг тузилиши?

8.     Операцион тизимларнинг асосий компонентлари?

9.     Операцион тизимларни қурилишини асосий тамойиллари?

10.                       Операцион тизимнинг классификацияси?

 

Фойдаланилган адабиётлар

 

1.    Бэкон Д., Харрис Т. Операционные системы. - СПб.: Питер, 2004. - 800 с.: ил.

2.    Гордеев А.В.Операционные системы. - СПб.: Питер, 2005. - 418 с.: ил.

3.    Гордеев А. В., Молчанов А. Ю. Системное программное обеспечение. - СПб.: Питер, 2001. - 736 с.: ил.

4.         Олифер В.Г, Олифер Н. А. Сетевые операционные системы. - СПб.: Питер, 2001. - 544 с.: ил.

5.         Основы операционных систем: Курс лекций. / Е. Карпов, К. А, Коньков. - М.: ИНТУИТ.РУ «Интернет-Университет Информационных Технологий», 2004. - 632 с.: ил.

2- мавзу: Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Процессор (жараён) ишини бошқариш

Режа:

2.1. Архитектура турлари.

2.2. ОТ ядро модули, ядрони ташкил этишни жиҳатлари.

2.3. Жараён, жараён тушунчаси.

2.4. Process Control Block (Жараёнларни бошқариш блоки) ва жараён контексти

 

Таянч иборалар: Core, block, process, process control block, Application Programming Interface (API), parent process, child process.

 

2.1.  Архитектура турлари

 

•      Монолитли архитектура                                                

•      Ядроли ОТ

•      Имтиёзли режимда ишловчи ядроли ОТ

•      Кўпқаватли архитектура

•      Микроядроли архитектура

Монолитли архитектура ОТ ни «Классик» архитектураси

•      Бир нечта модулларга бўлинмаган

•      ОТ модуллари қаттиқ боғланган

•      ОТ янгиланиши (обновления) қийинлиги

•      ОТ да хатоликларни тузатиш ва ОТ ни ишлаб чиқишни қийинлиги

•      Фақат назарияларда мавжуд

ОТ ядроси ва ёрдамчи модуллари

•      ОТ функционал тузилишига кўра икки гуруҳга бўлинади:

–     ядро – ОТ ни асосий функцияларини бажарувчи модуллари;

–     ОТ ни ёрдамчи функцияларини бажарувчи модуллари.

 

2.2. ОТ ядро модули

 

•      ОТ ядро модули қуйидаги базавий функцияларни бажаради:

–     жараёнларни бошқариш

–     хотирани бошқариш

–     киритиш/чиқариш қурилмаларини бошқариш

•      Ядро ҳисоблаш жараёнини ташқил этиш вазифасини ҳал қилишни таъминлайди: варақларни юклаш/ёпиш, узилишларни қайта ишлаш ва б.

•      Бошқа масалалар– иловаларни қўллаб қувватлаш ва улар учун амалий дастурлар муҳити (API - Application Programming Interface)ни  ташкил этиш. Иловалар ядрога базавий операцияларни бажаришни (файлларни очиш ва ўқиш, дисплейга ахборотни чақариш ва б.) сўраб (тизим чақириғи) мурожаат қилади.

•      ОТ ядроси бажарадиган функцияларни юқори тезликда бажарилишини талаб этади ва бунинг учун оператив хотирада доимий жой олади (резидент модул).

 

Ядрони ташкил этишни жиҳатлари

•      Ядро фақат ОТ ни асосий функцияларини ўзида жамлайди

•      Ядрони ташкил этишда функцияларни бажариш тезлиги жуда муҳим

•      Ядро функциялари резидент модул сифатида ташкиллаштирилади

•      Ядро махсус форматдаги дастурий модул сифатида шакллантирилади

Ядроли ОТ

•      Махсус модул-ядрога ажратилади

•      Қўшимча масалаларни бажарилиши учун ёрдамчи модулдан фойдаланилади

Ядроли ОТ афзалликлари

•      Енгил кенгаювчанлик

•      ОТ маълумотлари ва тизим дастур кодларининг ҳимоясини таъминлаш имконияти

ОТ ёрдамчи модуллари

•      ОТ ёрдамчи модуллари шартли равишда қуйидаги гуруҳларга ажратилади:

–     Утилитлар – ОТ йўл бошлаши ва бошқаришида алоҳида вазифаларни ҳал қилувчи иловалар

–     Тизим қайта ишловчи дастурлари – матнли ва график редакторлар, компилятор, компоновшик ва б.

–     Фойдаланувчиларга қўшимча хизматлар тақдим этувчи дастурлар – Фойдаланувчи интерфейсини махсус вариантлари, калькулятор, ўйинлар ва б.

–     Процедуралар кутубхонаси – турли йўналишлар модули.

•      Ёрдамчи модул ОТ ядро функциясига тизим чақириғи орқали мурожаат қилади.

Ёрдамчи модулларни ташкил этишни жиҳатлари

•      Кутубхона ёки қўшимча дастур кўринишида ташкил қилинади

•      Оператив хотирага фақат ишлатилиш вақтида юкланади, яъни транзит модул ҳисобланади

•      Модул формати фойдаланувчи иловаларини форматига мос келади

•      Фойдаланувчи иловалари ва ёрдамчи модул ўртасида аниқ белгилар билан ажратилмаган

•      Ўзининг вазифасини бажариш учун ядро тақдим этган API-функциясидан фойдаланади

ОТ ёрдамчи модуллари

•      Ёрдамчи модуллар керакли лекин мухим бўлмаган функцияларни бажаради. Масалан:

–     Ахборотларни архивлаш;

–     Дискка маълумотларни жойлаштириш;

–     Зарур файлларни қидириш ва б.

•      Ёрдамчи модуллар кўп ҳолларда оддий илова сифатида рўйхатдан ўтади ва оддий иловалар билан аниқ ажратувчи белгиларни кўрсатиш қийин.

•      ОТ да асосий ва ёрдамси модулларга ажратиш шартли бўлади. Баъзи ҳолларда ёрдамчи модул дастурлари асосий сифатида қабул қилани ёки аксинча.

ОТ ни ядро ёрдамчи модуллари

Имтиёзли режим

•      Ўта муҳум функцияларни бажарувчи модулларни ўзида йиғади (ядро)

•      Ҳисоблаш тизимини аппарат қисмига тўғридан-тўғри мурожаат қилувчи модулларни ўзида йиғади

•      Фойдаланувчи иловаси ҳаракатларидан ОТ хотирасининг ҳимоясини кафолатлайди.

Процессорнинг имтиёзли режими

•      ОТ ядроси иловаларни ишини бошқариши ишончли бўлиши учун қолган иловаларга нисбатан бир қанча имтиёзларга эга бўлиши керак.

•      Имтиёзли режим аппарат таъминотини махсус муҳити таъминлаб беради. Компьютер процессори камида иккита ишлаш режимига эга: фойдаланувчи  (user mode) ва имтиёзли (kernel mode).

•      Иловалар фойдаланувчи режимида бир қанча муҳим бўйруқлар(процессорни бир вазифадан иккинчи вазифага ўтказиш, хотира қисмида химоялаш ва белгилашга рухсат этиш ва б.)ни бажара олмайди

Имтиёзли режим ишчи ҳолати

•      Имтиёзлар сони, аппарат таъминоти (процессор) ва ОТ ўртасида доим ҳам мослик бўлмайди:

–     процессор Intel 4 та процессор ишчи режимини қўллаб қувватлайди, Windows ОТ эса фақат улардан иккитасини ишлатади.

•      Имтиёзли режимни тадбиқ этиш учун иккита ишлаш режимини ишлатиш ҳам етарли ҳисобланади

•      ОТ барқарорлиги имтиёзли режимда ишлаганда ошиши кузатилди, бу ҳолат ядро ишида секинлашиш ҳисобига амалга ошади.

•      ОТ архитектурасида ядро учун имтиёзли режим ва иловалар учун фойдаланувчи режими қўлланиши кўзда тутилган – бу классик усулга айланди.

Имтиёзли режимли ядро

•      ОТ асосий модуллари имтиёзи фойдаланувчи иловалари ва ёрдамчи модуллар имтиёзига қараганда кўтарилади

•      ОТ маълумотлари ва тизим дастурий коди ҳимояланганлик даражаси ошади.

Фойдаланувчи режими

•      ОТ ёрдамчи модуллари ишлаши учун

•      Фойдаланувчи иловалари ишлаши учун

•      Илова хотира қисмини бошқа илова ҳаракатидан ҳимоялашни таъминлайди (иловани бажарилиш ҳимояланган адресли маконда амалга оширилиши).

Ядро структурасини деталлари

•      Ядро ОТ ни структуравий элементи бўлиб,  бир нечта мантиқий қатламлардан иборат:

–     ОТ аппаратли қўллаб қувватлаш муҳити

–     ОТ ни машинага боғлиқ комплекслар (компьютер аппарат платформаси даражасидан келиб чиқиб қўшиладиган модуллар)

–     Ядрони базавий механизмлари (жараён контекстини қўшиш, узилишларни тартиблаш), ушбу модуллар юқори даражадаги ечимларни қабул қилишни бажаради

–     Ресурслар менежери (стратегик бошқариш масалаларини тадбиқ этади) – жараён, киритиш/чиқаришни тартиблаш ва бошқалар.

–     Тизим чақириғи интерфейслари (иловалар ва тизим утилитларини ўзаро муносабатлари, API фунциялари.

 

Ядро қатламлари

 

ОТ аппаратли қўллаб қувватлаш муҳити

•      Оператив хотирани қисман дастурлар комплекси ва аппарат муҳити деб қараш. ОТ га ҳамма аппарат муҳит қисмлари боғланмаган, балки фақат ҳисоблаш жараёни ташкил этишга тегишли қисмигина боғланган: имтиёзли режимни қўллаб қувватлаш муҳити, узилишлар тизими, жараёнлар контекстини ўрнатиш тизими, хотира майдонини ҳимоялаш муҳити ва б.

¡ ОТ ни машинага боғлиқ комплекслар

¡ Ядрони базавий механизмлари

¡ Ресурслар менежери

¡ Тизим чақириғи интерфейслари

¡ ОТ ни машинага боғлиқ комплекслар

•      Ушбу дастурий модул компьютернинг махсус аппарат плотформасини ўзида акс эттиради. Бу қатлам ядрони юқори қатламларини аппарат жиҳатларидан тўлиқ акслантиради. Ушбу ҳолат машинага боғлиқ бўлмаган юқори қатлам модулларни ишлашига шароит яратади

¡ Ядрони базавий механизмлари

¡ Ресурслар менежери

¡ Тизим чақириғи интерфейслари

¡ ОТ ни машинага боғлиқ комплекслар

¡ Ядрони базавий механизмлари

•      Бу қатлам энг муҳим бўлган ядро функцияларини бажаради: жараён контекстини қўшиш, узилишларни тартиблаш, варқларни хотирадан дискга кўчириш ёки тескари жараённи амалга ошириш. Ушбу қатлам модуллари ресурсларин тақсимлаш ҳақида қарор қабул қилмайди, балки «юқори» дан келган ечимларини қайта ишлайди.

¡ Ресурслар менежери

¡ Тизим чақириғи интерфейслари

¡ Ресурслар менежери

¡ Бу қатлам қувватли функционал модуллардан таркиб топган бўлиб, ҳисоблаш тизимининг асосий ресурсларини стратегик бошқариш масалаларини ташкил этади. Одатда ушбу қатламда  (диспетчер) менежерлар ишлайди.

¡ Тизим чақириғи интерфейслари

¡ Бу қатлам ядрони энг юқори қатлами бўлиб, ОТ ни амалий дастурий тизимини ҳосил қилган ҳолда тизим утилитлари ва иловалари билан ўзаро мулоқатни амалга оширади.

Кўп қатламли структурани афзалликлари

¡ Тизимни яратиш ҳақиқатда осонлашади:

l  Қатламларни «юқоридан қуйига» қараб функциялари ва қатламлар ўртасида муносабатлар учун интерфейслар  аниқланади;

l  «қуйидан юқорига» қатламларни функция қуввати даражама-даража ошиб боради.

¡ Кўп қатламли ёндашув асосан ядрони ташкил этишда қўлланилади.

 

Микроядроли архитектура

 

•      Микроядроли архитектурани концепцияси шундан иборатки, бунда ОТ ни имтиёзли режимида ишловчи қисми унча кўп бўлмаган тизим функциялари (жараёнларни бошқариш, узилишларни қайта ишлаш, виртуал хотирани бошқариш, хабарларни қайта узатиш)дан ташкил топади. ОТ ни ушбу қисми микроядро деб номланади.

•      Ядрони қолган барча юқори даражали функцияларини фойдаланувчи режимида ишловчи илова (ОТ серверлар) кўринишида яратилади.

•      ОТ серверлари ва оддий иловалар ўрасидаги муносабатлар учун мурожаат қилиш механизми ташкил этилади.

•      Мижоз иловаси барча саволларни ОТ микроядроси орқали ОТ серверларига узатади. Ушбу механизм иова ишини ҳимоясини таъминлайди.

•      Ядрони енгиллаштириш.

•      Ядро модулларини бир қисми ва қўшимча иловалар фойдаланувчи режимига ўтказилади.

•      Ядро функцияларини фойдаланувчи режимида бажарилишини таъминлайдиган ОТ серверлари шакллантирилади.

 

Микроядроли архитектура афзалликлари ва камчиликлари

 

•      Замонавий ОТ лар ичида микроядроли архитектурага асосланган операцион тизимлар бир қанча қулайликларга эга:

–     Кенгаювчанлик (янги ОТ сервери ишга тушириш орқали янги функцияларни ҳосил қилиш)

–     Ишончлилик (жараёнларни шартлар асосида изолияция қилинганлиги)

–     Тақсимланаган ҳисоблашни қўллаб қувватлаш (тақсимланаган тизимни аналогик ҳаракатлари иловаларни ўзаро ҳаракатларини механизмига асосланаган)

•      Камчиликлар

–     Ишлаб чиқарувчанлик (кичик ҳажмда ишлаб чиқарилади).

 

ОТ нининг асосий вазифаси – жараёнлар ва оқимлар ўртасида ресурсларни тақсимлаш.

•               Жараён – бажарилувчи модул дастурий коди билан боғлиқ ва процессор вақтидан ташқари истеъмол қилинадиган барча кўринишдаги ресурс талабномалари сифатида ОТ кўрсатилади.  Жараёнларни  бир биридан ажратиш учун ОТ ҳар бир жараённи алоҳида виртуал манзил билан таъминлайди. Бир жараён буйруқга ва бошқа жараёндаги маълумотларга тўғридан тўғри кириш ҳуқуқини олиши мумкин эмас.

•               Оқим – параллел ҳисоблаш усулли жараённи ўзида тақдим этади.  Оқим – жараённи бажарадиган буйруқлар кетма – кетлигидир.

•               ОТ  - оқимлар ўртасида процессор вақтини тақсимлайди. Жараён манзиллар ва унинг барча оқимларидан фойдаланадиган ресурсларни тўплашга мўлжалланган.

 

2.3. Жараён тушунчаси

 

Жараён буйруқларни бажарувчи тўплам мажмуи (хотирани бажариш учун ажратиш ва файллар ва киритиш ва чиқариш қурилмаларидан фойдаланиладиган манзил ва бошқалар) ва операцион тизим бошқарувида жойлашган жорий вақтда уни бажарилишини (регистр белгилари, дастурий ҳисоблагич, стек ҳолати ва қўллаш белгилари) тавсифлайди. 

         Жараён  операцион тизими  бошқаруви остида жойлашади, шу сабабли у ядро кодини бир қисмини бажариши мумкин, яъни махсус режалаштирилган муаллиф дастури (масалан, чақириқ тизимидан фойдаланиш) ва кўриб чиқилмаган ҳолатлар (масалан, ташқи узилишларни қайта ишлаш).

Жараённи бошқариш тизим ости

Асосий тушунчалар:

•      Жараён  тизим ресурсларидан фойдаланишда баъзи талабномаларни аниқлаши мумкин. 

•      Мултидастурли операцион тизимлар бир вақтда бир нечта жараёнларни бажариши мумкин. 

•      Жараёнлар кўпинча фойдаланувчи ташабуси ва унинг иловалари бўйича пайдо бўлиши мумкин, ва бу фойдаланувчи жараёни дейилади.

•      Ўзининг функцияларини бажариш учун операцион тизим ташаббуси билан бажариладиган жараёнлар тизим жараёни деб аталади.

•      Жараёнга ажратилган операцион тизим  тезкор хотираси соҳаси мажмуи,  манзил майдони деб аталади.

Жараённи бошқариш тизим остининг асосий функцияси

•      Жараённи яратиш ва йўқ қилиш (жараён билан боғлиқ бўлган маълумотлар структураси)

•      Ресурсларга жараён талаби навбатини қўллаб қувватлаш

•      Биргаликда ресурслардан фойдаланишга ташкил қилинган бошқа жараёнлардан жорий жараёнга ажратилган ресурсларни ҳимоя қилиш

•      Айрим жараёнларни тўхталиши ва янгидан пайдо бўлишини таъминлаш

•      Жараёнларо боғланиш воситасини тақдим этиш

Жараён кўринишлари

•      Киритилган топшириқларни ҳисоблаш тизимларда бажарилиши (фақат фойдаланувчи дастурлари эмас, балки операцион тизимнинг белгиланган қисми бўлиши мумкин) жараён мажмуини ташкил қилади. Шубхасиз, ҳар бир вақт моментида бир процессорли компютер  тизимида фақат битта жараён бажарилиши мумкин. Мултидастурли ҳисоблаш тизимларида процессордаги бир жараёни бошқасига улаш орқали бир нечта  жараёнларни параллел қайта ишланади. Битта жараён бажарулганга қадар қолганлари ўз навбатини кутади.

•      Ҳар бир жараён камида икки ҳолатдан иборат бўлиши мумкин: бажарилувчи жараёнлар ва бажарилмайдиган жараёнлар. 1 – расмда жараён ҳолат диаграммаси модели ифодаланган.

1 – расм. Жараён ҳолат диаграммаси модели

Бажарилувчи жараён ҳолатида жойлашган  жараён маълум вақтдан сўнг операцион тизимни тугатиши ёки маълум вақтга тўхташи ва бажарилмайдиган жараён ҳолатига ўтиши мумкин. Маълум  вақтга тўхташ жараёни икки сабаб туфайли юз бериши мумкин: ишни давом этириш учун қандайдир харакат (масалан, киритиш-чиқариш операциясини якунлаш) ёки ушбу жараёнда ишлаш учун операцион тизимда ажратилган вақт оралиғининг ёқолиши. Шундан сўнг белгиланган алгоритм бўйича операцион тизим бажарилмайдиган жараён ҳолатида жойлашган жараёнлардан бирини бажариш учун биттасини танлайди.  Ва уни бажарилувчи жараён ҳолатига ўтказади. Тизимда пайдо бўлган янги жараён дастлаб бажарилмайдиган жараён ҳолатида жойлашади. Бу жуда ҳам қўпол модел бўлиб бажариш учун жараёнларни танлашда у маълум вақтга тўхташи ва реал ҳолатда бажариш учун тайёр бўлмаслиги боис кутиш ҳолатида бўлиши мумкин. Бажарилмайдиган жараён ҳолатидан чиқиб кетиш учун иккита янги ҳолатдан фойдаланилади: тайёрлилик ва кутишлилик (2 - расм).

 

 

2 – расм. Тайёрлилик ва кутишлилик ҳолатлари.

 

Тизимда пайдо бўлган ҳар қандай жараён тайёрлилик ҳолатида бўлади. Операцион тизим тайёр жараёнлардан бирини танлаб фойдаланадиган алгоритмни режалаштиради ва уни бажариш ҳолатига ўтказади. Бажариш ҳолатида жараённи дастурий кодини бевосита бажаришга ўтказилади. Бу жараён ҳолатидан чиқиш учун учта сабаб бўлиши мумкин:

•      операцион тизим унинг мавжудлигини тугатиши;

•      айрим воқеалар содир бўлмаслиги учун у ўз ишини давом этирмаслиги мумкин ва операцион тизим уни кутиш ҳолатига ўтказади

•      уни тайёрлилик ҳолатига қайтишда ҳисоблаш тизимларида узилишларнинг пайдо бўлиши натижасида (масалан, бажарилиш учун ажратилган вақтни тугаб қолиши сабабли вақтни узилиши).

         Жараён кутиш ҳолатидан тайёрлилик ҳолатига ўтгандан сўнг у бошқатдан бажариш учун танланиши мумкин.

         Бизнинг янги моделимизда унинг мавжуд бўлиш вақтида жараёнларнинг ҳаракати батафсил тавсифланган, лекин тизимда жараённинг пайдо бўлиши ва унинг йўқолишига эътибор берилмаган. Расмда яна иккита жараён ҳолати киритилган: туғилиш ва бажаришни якунлаш (3- расм).

 

3- расм. Туғилиш ва бажаришни якунлаш.

 

Эндиликда жараён ҳисоблаш тизимида пайдо бўлиши учун туғилиш ҳолати орқали ўтиши керак бўлади.

Жараён туғилганда жараён дастурий коди юкланадиган ўзининг манзилига эга бўлади,

Унга стек ва тизим ресурслари ажратилади; ушбу жараёнга дастур ҳисоблагичига дастлабки белгилар ўрнатилади ва ҳоказо. Жараён туғилгандан сўнг тайёрлилик ҳолатига ўтказилади. Бажариш ҳолатида жараён ўз фоалиятини якунлагандан сўнг бажариш якунланган ҳолатига ўтказилади.

Жараён ҳолати аниқ бир операцион тизимда бир ҳолатдан бошқа бир ҳолатга ўтишнинг баъзи янги вариантлари пайдо бўлган бўлиши ва нисбатан деталлаштирилган бўлиши мумкин. Масалан, Windows NT операцион тизими  учун жараён ҳолати модели 7 та Unix операцион тизимида эса 9  турли хил жараён ҳолати моделини ўз ичига олади.

 

Жараён ичидаги операциялар ва улар билан боғлиқ тушунчалар.

Операциялар тўплами.

 

Жараён бир ҳолатдан бошқа бир ҳолатга мустақил равишда ўта олмайди. Жараён ҳолатларини ўзгартириш, операцион тизимга кирадиган операцияларда амалга оширилади. Бизнинг моделимиз бундай операцияларнинг сони ҳозирчалик ҳолат диаграммасидаги стрелкалар сонига тенг. Операцияни учта жуфт билан боғлаш мумкин:

•      жараённи яратиш – жараённи тугатиш;

•      жараённи маълум бир вақтга тўхтатиш (бажарилиш ҳолатидан тайёрлилик ҳолатига  ўтиш ) – жараённи ишга тушириш (тайёрлилик ҳолатидан бажарилиш ҳолатига ўтиш).

•      Жараённи блоклаш (бажарилиш ҳолатидан кутиш ҳолатига ўтиш) – блокланган жараённи очиш (кутиш ҳолатидан тайёрлилик ҳолатига ўтиш).

         Алгоритмни режалаштириш ҳақида гапирар эканмиз, бизнинг моделимизда ўз жуфтига эга бўлмаган яна бир операция пайдо бўлади: жараён мухимлилигини ўзгартириш.

         Операцияларни  ташкил қилиш ва тугатиш жараёни бир марталик бўлади. Ва у жараёнда фақат бир маротаба фойдаланилади (ҳисоблаш тизими жараёнида айрим тизимлар ҳеч қачон ишлашдан тўхтамайди). Жараён ҳолатини ўзгартириш билан боғлиқ қолган барча операциялар кўп марталик ҳисобланадиган ишга тушириш ёки блоклаш бўлади. 

 

2.4. Process Control Block ва жараён контексти

 

Операцион тизим  ҳар бир жараён унга ўзини айрим маълумотлар структураси кўринишида тақдим этадиган  жараён ичидаги оперцияларни бажариши мумкин. Бу структура ушбу жараён учун махсус ахборотларни ўз ичига олади:

•      Жараёнда жойлашган ҳолатлар;

•      Жараён дастурий ҳисоблагичи ёки бошқа сўз билан айтганда кейингисини амалга ошириш учун керак бўладиган манзил буйруғи;

•      Ўз ичига процессор регистрларини олади;

•      Хотирани бошқариш ва процессордан фойдаланиш учун керак бўладиган маълумотлар (жараён муҳимлилиги, ҳажм ва манзил жойи ва бошқалар);

•      Рўйхатга олиш ахборотлари (қайси фойдаланувчи унинг ишидан фойдаланганлиги, жорий жараёнда процессордан фойдаланиш умумий вақти ва бошқа жараёнлар идентификация рақами);

•      Жараён билан боғлиқ киритиш-чиқариш қурилмалари тўғрисида маълумот (масалан, очиқ файлли жадвал жараёнларини мустаҳкамлаш воситалари).

Унинг қурилиши ва таркибига албатта аниқ бир операцион тизим киради. Кўплаб операцион тизимларда ахборотлар битта маълумот структурасида  сақланмайди, балки бир нечта маълумот структураси билан боғланган жараёнлар билан тавсифланади. Бу структуралар қўшимча ахборотлар ёки фақат зарур ахборотларни ўз ичига олган турли хил номларга эга бўлиши мумкин. Бу биз учун ахамиятсиз. Биз муҳими, исталган жараён учун операцион тизимларга киришда унинг операцияларини бажариш учун керакли барча ахборотлар,  ҳисоблаш тизимларида жойлашиши. Биз уни битта маълумотлар структурасида сақланади деб ҳисоблаймиз.  Уни РСВ (Process Control Block)  ёки жараёнларни бошқариш блоки деб атаймиз. Жараёнларни бошқариш блоки операцион тизимлар учун жараён модели бўлади. Жараён устида операцион тизимда ўтказиладиган исталган операция РСВ да белгиланган ўзгаришларни чақиради. Операциялар ўртасида РСВ ичига кирувчи қабул қилинган жараён ҳолати модели доирасида доимий қолади.

 

Контекст жараёни

 

Жараённи бошқариш блокига мўлжалланган ахборотларни сақлаш учун уни икки қисмга ажратиб ишлатиш қулайроқ. Процессорнинг ўз ичига олган барча регистрлар (дастурий ҳисоблагич белгиларини ўз ичига олган бўлади) контекстли жараён регистрлари  деб аталади, қолганлари эса – тизимли контекстли жараён деб аталади. Регистр ва контекстли жараён тизимини билиш операцион тизимда унинг ишларини амалга оширишни бошқариш учун етарли ҳисобланади. Бироқ бу жараённи тўлиқ тавсифлаш учун етарли эмас. Операцион тизимни айнан жараён қандай ҳисобланиши яъни унинг манзилида қандай код ва қандай маълумотлар борлиги қизиқтирмайди. Фойдаланувчи нуқтаи назаридан қаралганда, тескариси бўлади, яъни маълумотлар ўзгаришини аниқловчи регистрлар контекстнинг қатор имкониятлари ва олинган натижа жараён манзилини ўз ичига олиши кўпроқ қизиқтиради. Жараён манзилида жойлашган код ва маълумотларни фойдаланувчи контексти деб атаймиз. Қисқа вақтга қабул қиладиган регистр, тизим ва фойдаланувчи мажмуи контекст жараёни деб аталади. Жараённинг исталган вақт моменти ўзининг контексти билан тавсифланади.

 

Бир маротабалик операциялар.

 

Компютерда жараённинг ҳаёти унинг туғилишидан бошланади. Исталган операцион тизим жараён концепциясини қўллаб қувватлайди, ва уларни ташкил қилиш учун зарур воситаларга эга бўлиши керак. Барча жараёнлар учун энг содда тизим (масалан, тизим фақат аниқ бирор бир иловада ишлаш учун мўлжалланган бўлсин), тизимнинг туғилиш жараёнида турган бўлиши мумкин. Нисбатан мураккаб операцион тизимларда зарурият туфайли динамик жараёнлар ишлаб чиқилади. Операцион тизимлар ишлаши бошлангандан сўнг янги жараёни яратиш ташабусчиси сифатида махсус чақирув тизими ёки операцион тизимнинг ўзини чақирув тизимининг исталган жараёнини фойдаланувчи ишга тушириши мумкин, у ҳолда албатта баъзи жараёнлар мавжуд бўлади. Янги пайдо бўлган жараён – туғилган – жараён (parent process), яни янги пайдо бўлган жараён – жараён-боласи (child process) деб аталади. Жараён – боллари ўз навбатида янги болларни пайдо қилиши мумкин. Умумий ҳолатда тизим ичи жараён дарахтидан иборат бўлади. 4–расмда генологик дарахтга мисол келтирилган. Шуни қайд этиш керакки операцион тизимдаги баъзи жараёнлар билан биргаликда фойдаланувчи жараёнлари битта дарахтда жойлашган бўлиши мумкин. Кўплаб ҳисоблаш тизимларида дарахтлар битта дарахтдан туғилган бўлади.

 

4-расм. Жараённинг соддалаштирилган генологик дарахти. Стрелка она-бола муносбатини кўрсатади

 

Тизимда жараённинг туғилиши туғилиш жараёни холати янги РСВ (Process Control Block)  билан номланади ва уни тўлдириш бошланади. Янги жараён ўзининг ноёб идентификация рақамини олади. Операцион  тизимда жараёнлар идентификация рақамини сақлаш учун чегараланган жараёнларда бир вақтда иштирок этиши учун ноёб рақам сонларига амал қиладиган чекланган битлар сони ажратилади. Жараён тугагандан сўнг уни бошқа жараёнда ишлатиш учун идентификация рақамидан озод қилинади.

         Одатда ўзининг жараён-фарзанд функциясини бажариш учун маълум бир ресурслар талаб қилинади: хотира, файл, киритиш-чиқариш қурилмаси ва бошқалар. Уларни ажратиш бўйича икки хил усул мавжуд. Янги жараён баъзи қисмлари она ресурсларида жойлашган бўлиши мумкин, жараён-онаси ва бошқа жараён-боллари билан ажратилган бўлиши мумкин, ёки операцион тизимдан бевосита ўзининг ресурсларини олиши мумкин. Ажратилган ресурслар тўғрисида ахборотлар РСВ га киритилади.

Жараён - фарзанд ресурслари ажратилгандан сўнг унга дастурий код манзили, маълумот белгилари, дастур ҳисоблагични ўрнатиш керак бўлади. Бу ерда икки хил ечим мавжуд. Жараён-фарзанд биринчи ҳолатида регистр ва фойдаланувчи контексти бўйича жараён-она нусхаси бўлиб шаклланади, шу сабабли қайси бири онанинг жараён-нусхаси эканлигини аниқлаш керак бўлади. Иккинчи ҳолатда жараён-фарзанд исталган бирор файли янги дастурни юклайди. Unix операцион тизими  фақат биринчи усулдаги жараён туғилишига рухсат беради; яъни жараён-она нусхасини яратиш учун дастлаб янги дастурни юклайди, сўнг жараён-фарзанди махсус чақириқ тизими ёрдами билан ўзининг фойдаланувчи контекстини алмаштириши керак бўлади. VAX/VMS  операцион тизими  фақат иккинчи усулдан фойдаланади. Windows NT икки хил режимдан ҳам фойдаланади. (API  турларига қараб).

         Жараён она нусхасига ўхшаб янги жараённи пайдо бўлиши биттадан кўпроқ жараённи ташкил қилишда ишлатиш учун мавжуд дастур имкониятларидан фойдаланади. Унинг иши бўйича фойдаланувчи  контекст жараёнини алмаштириши мумкин. Яъни бир жараён доирасида турли хил бир нечта дастурларни бажарилиш кетма кетлигига ўтказиш мумкин.

Жараёнлар тақсимланиб берилгандан сўнг, РСВда қолган ахборотлар ёзиб қўйилади ва янги жараён ҳолати тайёрлилик ҳолатига ўтказилади. Энди жараён-боллари пайдо бўлгандан сўнг жараён-онаси ҳолатини айтиб ўтиш қолди. Жараён – онаси жараён – фарзандларини амалга ошириш билан бир вақтда ўз ишини ҳам бажариши мумкин, айрим ишларни якунлашни ёки барча болларнинг пайдо бўлишини кутиши мумкин.

         Биз жараён ҳаёт даврини тугашини батафсил кўриб чиқмаймиз. Жараён ўз ишини тугатгандан сўнг операцион тизим  уни бажариш якунланган ҳолатга ўтказади ва  жараён бошқарув блокидаги ёзувларга мувофиқ у билан боғлиқ барча ресурсларни бўшатади. Бу ерда РСВ йўқ қилинмайди, тизимда маълум бир вақтгача сақланади. Бу жараён-онасидан жараён-фарзанди туғилиши якунлангандан сўнг операцион тизим жараёнинг туғилиш “ўлими” тўғрисида ва/ёки унинг ишлаши тўғрисида статистик ахборотларни сўраши мумкин. Жараён-онаси сўровигача қайта ишловчи жараёнлар ёки унинг фаолиятининг охиригача, яъни тизимда жараёнларнинг тугашигача бўлган батафсил ахборот РСВ да сақланади. Unix  операцион тизимларида жараёнлар бажарилиш якунланган ҳолатида бўлади.

Шуни айтиб ўтиш керакки кўплаб операцион тизимларда (масалан, VAX/VMS да) жараён-оналари ўзининг “болалари” учун якунланган кўринишга ўтади. Бошқа операцион тизимларда (масалан, Unix ) жараён-она иши тугагандан сўнг жараён-боллари ўзининг мавжудлигини давом этиради. Шу сабабли жараён-боллар жараёнини давом этириш учун РСВ да ахборотларни ўзгартириш зарурати пайдо бўлади. 2001 рақамли жараёндан 2015 рақамли жараён туғилган бўлсин, ва унинг вазифаси тугагандан сўнг узоқ вақт ҳисоблаш тизимида сақланиб қолади. 2001 рақамли жараён операцион тизимда бошқа жараёнда қатнашиши бундан мустасно эмас. Агар  2015 жараёни жараён-онаси тўғрисида ахборот ўзгартирилмаса, у ҳолда жараён генологик дарахти нотўғри деб ҳисобланилади – 2015 жараёни янги 2001 жараёнини ўзининг онаси деб ҳисоблайди, 2001 жараён очилганда эса кутилмаган ҳолат юз беради. “етим қолиш” жараёнини “асраб қолиш” қоидаси бўйича операцион тизим ишини давом этиради ва бутун вақт давомида ишлайди.

 

Кўп маротобалик операциялар

Бир марталик операциялар операцион тизим бошқаруви остида жойлашган жараёнлар сонининг ўзгаришига олиб келади ва ҳар доим ажратилган ёки белгиланган ресурсларни озод қилиш жараёнларига  боғлиқ бўлади. Кўп марталик операциялар операцион тизимларда жараёнлар сонини ўзгартирмайди ва ажратилган ёки бўшатилган ресурсларга боғлиқ эмас.

         Жараённи ишга тушириш. Операцион тизим тайёрлилик ҳолатида бўлган жараён сонларидан бирини кейинги вазифани бажариш учун танлаб олади. Операцион тизим танлаган жараёнлар ахборотларни тезкор хотирада мавжуд бўлишини таъминлайди. Бунинг учун унга кейинги вазифаларни бажариш зарур бўлади. Буни қандай амалга оширилиши кейинги маърузаларда кўриб чиқилади. Сўнг жараён холати ушбу жараён учун регистр белгиларини тиклайди, бажарилишини ўзгартиради ва жараён буйруқларини ҳисоблагич кўрсатишига мувофиқ бошқарув буйруқларини узатади. Контекстни қайта тиклаш учун керакли барча маълумотлар, операцияни амалга оширадиган РСВ жараёнидан олинади.

Жараённи маълум бир вақтга тўхтатиш.  Бажариш ҳолатида бўлган жараён ишини исталган бирор бир узилиш натижасида тўхтатиш мумкин. Процессор буйруқ ҳисоблагичини автоматик равишда сақлайди ва бажариляпган жараёнда бир ёки бир нечта регистр бўлиши мумкин, сўнг эса жорий узилишни қайта ишлаш учун махсус манзил бўйича бошқарувга узатилади.  Узилишни қайта ишлаш бўйича ишни hardware охирига етказади. Одатда кўрсатилган манзилда операцион тизимнинг бир қисми жойлашган бўлади. У тайёрлилик ҳолатидаги жараёнга ўтказишда унинг РСВ да тизимли ва регистрли конекст жараёни динамик қисмида сақланади ва узилишларни қайта ишлайди, у ҳолда пайдо бўлган узилиш билан боғлиқ белгиланган ишлар бажарилади.

         Жараённи блоклаш. Жараён бирор бир ҳисоблаш тизимларида пайдо бўлиши кутилмаяпганда ва ишини давом этириш мумкин бўлмаганда блокланиб қўйилади. Бунинг учун белгиланган чақириқ тизими ёрдами билан  операцион тизимга мурожат қилади. Операцион  тизим чақириқ тизимини қайта ишлайди (киритиш-чиқариш операцияларини номлайди, жараёнлар навбатига жараённи қўшади, қурилмада кутяпганларни бўшатади  ва бошқалар) ва бажариш ҳолатидан кутиш ҳолатига ўтказиб унинг РСВ си контекст жараёни керакли қисмига ёзиб қўяди.

Жараённи қайта очиш. Исталган бирон бир операцион тизимда пайдо бўлган бирор бир ҳолатда айнан қандай ҳодиса юз берганини аниқлаш зарур бўлади. Сўнг операцион тизим ушбу ҳолат учун кутиш ҳолатида айрим жараёнлар жойлашганми ёки йўқлигини текширади ва агар топилса, ҳодиса билан боғлиқ бўлган ишларни бажариш учун уни тайёрлилик ҳолатига ўтказади.

Контекстни ўзгартириш

 

         Бир биридан мустақил бўлган жараёнларни кўриб чиқдик. Дархақиқат мултидастурли операцион тизимлар ишлашида турли хил жараёнларни бажарадиган операциялар занжиридан ташкил топган ва бир вақтнинг ўзида процессор бир жараёндан бошқа жараёнга ўтди.

Кириш - чиқишни кутувчи блокировкани қайта очувчи операция жараёнларини реал ҳолатга яқинлаштириб кўриб чиқамиз (5- расм). Қурилмада операция якунланганлиги тўғрисида хабар берувчи киритиш-чиқариш қурилмаларида узилиш пайдо бўлганда баъзи жараёнлар процессорда бажарилади (расмда 1-жараён). Маълум бир вақтга тўхташга ўтказилганда жараён амалга оширилади. Сўнг операцион тизим киритиш-чиқариш (расмда иккинчи жараён) сўровини номлаб блокланган жараённи қайта очади ва тўхтаб турган ёки янги жараённи ишга туширади. Биз киритиш-чиқариш операцияси якунланганлиги тўғрисида ахборотни қайта ишлаш натижасида бажариш ҳолатида жойлашган жараён билан ўрин алмашганини кўрамиз.

 

 

5 – расм. Блокланган жараённи қайта очиш операциясини бажарилиши. Расмда фақат фойдаланувчи  жараёнини чегараламайдиган “фойдаланувчи коди” терминидан фойдаланилган.

 

Процессор бир жараёндан бошқа жараёнга ўтганда жараённи бажарувчи контекстни сақлаши ва процессорга уланадиган жараён контекстини қайта тиклаши зарур. Жараённи ишлаш унимдорлигини сақлаш, қайта тиклаш процедураси контекстни ўзгартириш деб аталади. Контекстни ўзгартиришга сарфланган вақт фойдали ишларни бажариш учун ҳисоблаш машиналарида фойдаланилмайди. У машинадан машинагача ўзгаради ва одатда 1 дан 1000 микросекундгача оралиқда тебранади. Ўз ичига threads of execution  (ипдан фойдаланиш ёки содда ип) тушунчасини олган жараён моделини кенгайтириш ёрдами билан замонавий операцион тизимларга сарфланадиган харажатлар камайтирилмоқда. 

Жараён тушунчаси уларнинг ресурслари билан боғланган бажариладиган буйруқлар тўплами ва жорий вақтда уни бажарилиш билан тавсифланади. Жараёни исталган вақт моментида регистр, тизим ва фойдаланувчи қисмидан ташкил топган ўзининг контекстини тўлиқ тавсифлайди. Жараёнлар операцион тизимларда регистрли ва тизимли контекстини ўз ичида ифодалаган РСВ–маълумотлар структурасини белгилашни тақдим этади. Жараёнлар бешта асосий кўринишда бўлиши мумкин: туғилиш, тайёрлилик, бажариш, кутиш, бажарилишни якунлаш. Операцион тизимда ҳолатдан жараён ҳолатига ўтиш натижасида операциялар бажарилади. Операцион тизим жараёнда қуйидаги операцияларни бажариши мумкин: жараёни яратиш, жараёни тугатиш, маълум бир вақтга жараённи тўхтатиш, жараёни ишга тушириш, жараёни блоклаш, блокланган жараёни қайта очиш, жараён мухимлилигини ўзгартириш. РСВни ўз таркибага олган жараёнлар ўртасида ўзгариш бўлмайди. Мултидастурли операцион тизимлар ишлаши турли хил жараёнларни бажарадиган операцияларни ўтказиш занжиридан тузилган ва жараённи сақлаш, қайта тиклаш процедуралари ҳамда контекстни ўзгартиришдан иборат бўлади.  Контекстни ўзгартириш жараёни амалга оширадиган фойдали ишга алоқаси бўлмайди ва унга сарфланган вақт процессор ишлаши фойдали вақтини қисқартиради.

 

 

Назорат саволлари

 

1.     Операцион тизим ёрдамчи модуллари?

2.     Операцион тизим тамойилларини сананг?

3.     Жараёнларни бошқариш блокига таъриф беринг?

4.     Имтиёзли режим нима?

5.     ОТ архитектураси нима?

6.     ОТ архитектураси турлари?

7.     Микроядроли архитектура афзалликлари?

8.     Кўп қатламли архитектура афзалликлари?

9.     ОТ ядро модули вазифаси?

10.                        Жараён тушунчасига таъриф беринг?

 

Фойдаланилган адабиётлар

 

      1. Андреев А. Г и др. Microsoft Windows 2000 Server и Professio-nal / Под общ. ред. А.Н. Чекмарева и Д.Б. Вишнякова. - СПб.: БХВ - Петербург, 2001. - 1056 с.: ил.

2.        Бэкон Д., Харрис Т. Операционные системы. - СПб.: Питер, 2004. - 800 с.: ил.

3.         Гордеев А.В.Операционные системы. - СПб.: Питер, 2005. - 418 с.: ил.

4.        Назаров С. В. Администрирование локальных сетей Windows NT/2000/NET: Учеб, пособие. - М.: Финансы и статистика, 2003. - 478 с.: ил.

5.        Олифер В.Г, Олифер Н. А. Сетевые операционные системы. - СПб.: Питер, 2001. - 544 с.: ил.

6.        Основы операционных систем: Курс лекций. / Е. Карпов, К. А, Коньков. - М.: ИНТУИТ.РУ «Интернет-Университет Информационных Технологий», 2004. - 632 с.: ил.

7.        Таненбаум Э. Современные операционные системы. - СПб.: Питер,

2003.       - 1040 с.: ил.

3-мавзу: Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Операцион тизимларда жараёнларни лойиҳалаштириш ва бошқариш.

 

Режа:

 

3.1. Жараёнларни лойҳалаштириш.

3.2. Лойиҳалаштириш алгоритм тоифалари.

3.3. Хотира сегментини бошқариш.

 

 

Таянч иборалар: лойиҳалаштириш, лойиҳалаштириш алгоритми, киритиш – чиқариш қурилмаси чекланган ишлаш тезликли жараёни, пакетли, интерактивли, реал вақтли, DosReallocSeg, DosFreeSeg, DosLockSeg, DosUnlockSeg, DosCreateCSAlias.

 

3.1. Жараёнларни лойҳалаштириш.

 

Компютер кўп вазифалик режимда ишлаяпганда марказий процессорда бир вақтнинг ўзида бир нечта жараён ёки оқимлар ишга тушади. Агар бундай вазиятда тайёрлилик ҳолатда бўлса бир вақтнинг ўзида икки ёки ундан кўп жараён ёки оқимларга дуч келинади. Агар фақат битта процессорга кириш рухсат этилган бўлса, бу жараёнлардан қайси бири биринчи бажарилиши танланилади. Кўплаб операцион тизимларда бу танлов лойиҳалаштириш деб аталади, у фойдаланадиган алгоритм эса лойиҳалаштириш алгоритми деб аталади.

Жараёнларни лойиҳалаштиришни қўллаш, шунингдек бир биридан фарқли бўлган айрим оқимларни лойиҳалаштиришга қўллаш мумкинми деган кўплаб бир хил бўлган саволлар мавжуд. Ядро оқимни бошқарса, у ҳолда одатда ҳар бир оқимни, у айнан қайси жараёнда ётганига қарамай лойҳалаштирилади. Дастлаб биз жараёнлар ва оқимлар қандай лойиҳалаштиришни кўриб чиқамиз. Шундан сўнг биз оқимларни лойиҳалаштириш ва қатор пайдо бўладиган ноёб саволларни кўриб чиқамиз.

Магнитли лентада келтирилган перфокарт кўринишли шаклдаги маълумотларни киритишни амалга оширган пакетли тизим даврида лойиҳалаштириш алгоритмлари соддароқ бўлган: фақат лентадаги навбатдаги топшириқни ишга тушириш талаб қилинган. Кўп топшириқли тизимларнинг пайдо бўлиши лойиҳалаштириш алгоритмларини такомиллаштирди, ушбу ҳолатда одатда хизмат кўрсатишни кутяпган бир нечта фойдаланувчига, бир вақтнинг ўзида хизмат кўрсатилади. Айрим универсал машиналар ҳалигача вақтни ажратиш режимида топшириқларни пакетли топшириқ усулида ҳисоблайди, ва лойҳалаштирувчи навбатдаги бажариладиган иш қандай бўлишини ҳал қилиши керак бўлади: пакетли топшириқни бажаради ёки терминалда ўтирувчи фойдаланувчи билан интерактив алоқани таъминлайди. Бундай вақтли процессорли машиналари учун ресурслар етишмовчилиги бўлади, кучли лойиҳалаштирувчи машиналар унимдорлигини ҳис қилиши ва фойдаланувчиларни қаноатлантира олиши мумкин.

Шахсий компютерларнинг пайдо бўлиши вазиятни икки ҳолатга йўналтирди.  Биринчиси, асосий вақтни битта фаол жараёнга қаратди. Фойдаланувчи ҳужжатга матнни киритишда процессор бир вақтнинг ўзида фонли режимда дастурни компилациялаган. Фойдаланувчи процессор матни учун буйруқни терганда, лойиҳалаштирувчи қайси жараёни ишга туширишни танламаган, чунки матнли процессор ягона номзод бўлган.

Компютерларнинг иккинчи даврида, компютерлар тез ишлаши натижасида, ресурслар етишмовчилиги кузатилган. Шахсий компютерлар учун кўплаб дастурлар фойдаланувчига кирувчи ахборотлар белгиланган (чегараланган) тезликда тақдим этилади, лекин бу тезлик билан эмас. Марказий процессор уни қайта ишлашига боғлиқ. Эндиликда хаттои бир вақтнинг ўзида бир нечта дастурлар билан ишлаш имконига эга бўлинди, масалан, матнли жараён ва электрон жадвал. Шу сабабли шахсий компютерларда жараёнларни лойиҳалаштириш мухим рол ўйнамайди. Албатта мавжуд иловалар, марказий процессорнинг барча  ресурсларидан фойдаланади: масалан, бир соатли юқори сифатли видеода ҳар бир 108 000 кадрни (NTSC да) ёки 90 000 кадрни (PAL да) рангли гаммаларда тўғирлаш учун катта қувватга эга саноат ҳисоблаш компютерлари талаб қилинади, лекин илова қоидалари бундан мустасно.

Тармоқ хизматлари талаб қилинганда вазият ўзгаради. Бу ерда процессор вақтида бир нечта жараёнларга қарши курашилади, шу сабабли янги топшириқлар олинади. Масалан, марказий процессорда ишга туширилган жараёнлардан биронтасини танлаш зарурати пайдо бўлганда кунлик статистикани тўплайди ва фойдаланувчи сўровларига хизмат кўрсатиш жараёнларидан бирини танлайди (агар навбатдаги жараёнга мухимлилик берилса, фойдаланувчи ўзини яхши хис қилади).

“Тўғри” жараённи танлашдан ташқари лойиҳалаштирувчи марказий процессорнинг тўғри ишлаши ҳақида ўйлаши керак. Дастлаб фойдаланувчи режимида ядро режимига ўтказилиши керак. Сўнг уларни кейинги қайта юкланиш учун унинг регистри жараён жадвалида сақлашни ўз ичига олган жорий жараён ҳолати сақанилиши керак. Шундан сўнг, кейинги жараённи танлаш учун лойиҳалаштириш алгоритми ишга туширилади. Сўнг янги жараён хотира картасига мувофиқ хотирани бошқариш блокига юкланади.  Ва ниҳоят янги жараён ишга туширилади. Ўзгартирилган барча жараёнлардан ташқари уни тезкор хотирадан юкланишини тўсиб қўйиб кеш хотира қадрини пасайтиради. Бундан ташқари ўзгартиришлар процессорнинг кўп вақтини олади.

1-расмда кириш-чиқиш сўровли фаол ҳисоблаш навбат жараёнлари кўрсатилган. Одатда марказий процессор маълум бир вақт тўхтовсиз ишлайди, сўнг файл ичидаги маълумотларни ёки файлдаги ёзувларни ўқиш учун чақириқ тизимига ўтади. Чақириқ тизими якунланганда, марказий процессор унга зарур қўшимча маълумотлар ёки дискга қўшимча маълумотлар ёзиш талаб этилмагунга қадар янгиддан ишлашни бошлайди. Шуни қайд этиш керакки, баъзи киритиш-чиқариш операциялари ҳисобланган деб ҳисобланади. Масалан, марказий процессор экранда расмларни янгилаш учун видеохотирадан битларни кўчириб олса, у ҳолда у киритиш – чиқариш операциясини эмас (бу жараённи ўзи бажаради), ҳисоблаш билан шуғуланади. Ушбу ҳолатда киритиш – чиқаришни ўтказишдан мақсад, жараён блокланган ҳолатга тушганда, ташқи қурилма ўз ишини якунлаб кутиш ҳолатига ўтиши.

 

1-расм. Кириш-чиқиш сўровли фаол ҳисоблаш навбати

 

         1,а – расмда кўрсатилган айрим жараёнлар ўзининг асосий вақтини ҳисоблашга сарфлайди, 1,б  - расмда кўсатилган жараёнлар ўзининг асосий вақтини киритиш – чиқариш операциясини якунланишини кутишга сарфлайди. Биринчи жараёнлар чекланган тезликли ҳисоблаш жараёни, иккинчи жараён эса   киритиш – чиқариш қурилмаси чекланган ишлаш тезликли жараёни деб аталади. Одатда чекланган тезликли ҳисоблаш жараёнлари ҳисоблаш фаолигини давом эттиради ва киритиш чиқариш кутиш даврида бўлмайди, киритиш – чиқариш қурилмаси чекланган ишлаш тезликли жараёнларида эса, марказий процессор фаол ҳолатда бўлади ва шунга мувофиқ киритиш – чиқариш кўпроқ кутиш ҳолатида бўлади. Бу ерда калит факт киритиш – чиқариш қурилмаси фаоллигини давом эттиришда эмас, балки марказий процессор фаоллигини давом этиришда бўлади. Киритиш – чиқариш қурилмаси чекланган ишлаш тезликли жараёнларида киритиш – чиқариш сўровлари ўртасида оралиқ ҳисоблашлар давом эттирилмайди, чунки у киритиш – чиқариш сўровларини давом этирмаяпган бўлади. Дискдаги маълумотлар блокини ўқиш сўрови қайта ишлашдан сўнг олинадиган натижаларга сарфланадиган кўп ёки кам вақтга қарамай бир хил миқдордаги вақтни эгаллайди.

         Марказий процессор қанчалик тез тўхтаса, киритиш – чиқариш қурилмаси чекланган ишлаш тезликли жараёнлар шунчалик кўп бўлади. Бу такомиллаштирилган дискли қурилмалар билан марказий процессорни солиштириш асосида такомиллаштирилган марказий процессор нисбатан тезроқ ишлаши билан боғлиқ. Шу боис киритиш – чиқариш қурилмаси чекланган ишлаш тезликли жараёнини лойиҳалаштириш келажакда мухим рол ўйнайди.

Қачон лойиҳалаштирилади?

 

         Лойиҳалаштиришнинг калит сўзи қарорни қабул қилиш вақти бўлади. Лойиҳалаштириш талаб қилинадиган турли хил ҳолатлар мавжуд.

         Биринчиси, жараёнларнинг қайси бири биринчи бажарилишини аниқлаштирувчи янги жараённи яратиш. Ҳар иккала жараён тайёрлилик ҳолатида жойлашганлиги сабабли, лойиҳалаштирувчи жараённинг онаси ёки унинг фарзандларини танлашга асосланиб қарор қабул қилиши керак бўлади.

         Иккинчидан, лойиҳалаштирувчи жараён тугаяпганда қарор қабул қилиши керак бўлади. Жараён бошқа бажарилмайди (эндиликда у мавжуд бўлмайди), шу боис бажаришга тайёр бўлган сонлар ичидан бирор бирортаси танлаш керак бўлади. Агар жараёнлар бажаришга тайёр бўлмаса, одатда тизим бўш жараённи ишга тушуради.

         Учинчидан, жараён белгига ёки бирон бир бошқа жараённи танлаш асосида киритиш – чиқариш операциясини якунланишини кутишда блокланса жараённи бажариш учун бошқа бирон бир жараённи танлаш керак бўлади. Баъзида бу ролни блоклаш бажаради. Масалан, А мухим ролни ўйнаяпти ва Б жараённи пайдо бўлишини кутяпган бўлса, у ҳолда А жараён ишлашни давом этиришга имкон бериш учун уни танг соҳасидан ушбу жараённи чиқишига имкон бериб Б жараёнга бажариш навбатини тақдим этади. Лекин мураккаб тарафи одатда лойиҳалаштирувчи  маълумотларга боғлиқ бўлган зарур ахборотларга эга бўлмайди.

         Тўртинчидан лойиҳалаштирувчи, киритиш – чиқаришда тўхталишлар пайдо бўлганда қарор қабул қилиши керак бўлади. Агар киритиш – чиқариш операция якунланган бўлса,  кутишида блокланган қандайдир жараёнда ўз ишини якунлаб киритиш – чиқариш қурилмасида тўхталиш бўлиб ўтгандан сўнг, ишлашга тайёр бўлиши мумкин. Лойиҳалаштирувчи қандайдир жараённи ишга тушириш бўйича қарор қабул қилиши керак бўлади.

         Аппаратли таймер 50 ёки 60 Гц частота ёки бошқа бир частота тўхталиш даврида, лойиҳалаштирувчи ҳар бир тўхталиш даври ёки ҳар бир тўхталиш бўйича қарор қабул қилиши керак бўлади. Лойиҳалаштириш алгоритмлари вақт бўйича тўхталишлардаги вақти икки тоифага ажратиш мумкин. Муҳимлиликка эга бўлмаган лойиҳалаштириш алгоритми жараёнларни ишга туширади, сўнг унга блоклангунга қадар ёки марказий процессордан бўшатилгунга қадар  бажарилиш имконияти берилади. Хатто агар жараён бир неча соат давомида ишлайдиган бўлса ҳам, у мажбурий равишда тўхтатилмайди. Натижада вақт бўйича тўхталиш вақтида қарорлар қабул қилинмайди. Вақт бўйича тўхталишни қайта ишлаш якунлангандан сўнг, агар фақат қандайдир жараён вақт бўйича кечикиш тугаса нисбатан юқори поғонага кўтарилиб аввалги жараён ишга тушади.

 

3.2. Лойиҳалаштириш алгоритм тоифалари.

         Турли хил шартлар турли хил лойиҳалаштириш алгоритмларини талаб қилади. Бу турли хил иловалар турли хил масалаларни ечишга мўлжалланганлиги билан асосланади. Бошқа сўз билан айтганда лойиҳалаштириш учун оптимизациялаш предмети барча тизимларга мос тушмаслиги мумкин. Шу сабабли улар уч хил турга ажратилади:

•      пакетли;

•      интерактивли;

•      реал вақтли;

         Пакетли тизимда ўзининг қисқа сўровига ўзининг терминалидан тезда жавобни кутувчи фойдаланувчи бўлмайди. Шу сабабли, уларда кўпинча муҳимлиликка эга бўлмаган алгоритмлар ёки ҳар бир жараён учун узоқ давом этувчи муҳимлиликка эга алгоритмлар ишлатилади. Бундай усул жараёнлар ўртасидаги ўзгаришларни камайтиради, бу тизимнинг ишлаш самародорлигини оширади.

         Интерактив режимда ишловчи фойдаланувчилар ўртасида муҳимлиликка эга бўлиш муҳимроқ ҳисобланади. Хатто тўхтовсиз ишлайдиган жараёнлар мавжуд бўлмаса ҳам, дастур ҳолатидаги жараёнлардан бири қолган бошқа барча жараёнлар ишини тўхтатади. Бундай пайдо бўладиган ҳолатлардан огоҳлантириш учун муҳимлиликка эга бўлган алгоритмлардан фойдаланиш керак бўлади. Интерактив режим олис масофада жойлашган фойдаланувчиларга хизмат кўрсатишни таъминловчи серверларга берилади.

         Чекланган шартли реал вақт тизимида давом этирилмайдиган вақт давомида ишга тушурилиши сабабли жараёнларда баъзида муҳимлилик талаб этилмайди ва кўпинча ўз ишини тезда бажаради, сўнг блокланади. Интерактив тизимдан реал вақтли тизимнинг фарқи белгиланган амалий масалани ечишга кўмак бериш учун мўлжалланган дастурларни ишга туширишидадир. Интерактив тизимлар универсал характерга эга ва топшириқларни биргаликда бажармайдиган дастурлардан фойдаланиши мумкин.

 

Лойиҳалаштириш алгоритмининг вазифалари

         Лойиҳалаштириш алгоритмини яратиш учун, алгоритмни ўзгартириш сабаби тушунарли бўлиши керак. Айрим масалалар атрофидаги воситаларга боғлиқ бўлади (пакетли, интерактив ёки реал вақтли), лекин исталган ҳолатда бажариладиган масалалар бор. Лойиҳалаштириш алгоритмининг айрим масалалари турли хил ҳолатларга риоя қилади. Улар қуйида келтирилган:

Барча тизимлар

•      Тенг ҳуқуқли киришга рухсат этиш - марказий процессордаги вақтни ўзгариш улушини ҳар бир жараёнга тақдим этади.

•      Белгиланган сиёсатни қўллаб қувватлаш – ўрнатилган сиёсатни бажарилишини назорат қилади.

•      Баланс – тизимнинг барча қисмида юкланишни қўллаб қувватлайди.

Пакетли тизимлар

•      Самародорлик – соатига максимал бажариладиган масалалар миқдори.

•      Қайта ишлаш вақти – масалаларни тақдим этиш ва уни якунлаш ўртасида вақтни минималлаштириш.

•      Марказий процессордан фойдаланиш – процессорларнинг доимий юкланишини қўллаб қувватлаш.

Интерактив тизимлар –

•      Жавоб вақти – сўровга тезда жавоб қайтариш.

•      Мутаносиблик  – фойдаланувчи ишончини оқлаш

Реал вақтли тизимлар

•      Белгиланган муддатларга риоя қилиш – маълумотлар ёқолишини олдини олиш.

•      Олдиндан айтиш – мултимедиали тизимларда сифатни ёмонлашишни олдини олиш.

         Тенг ҳуқуқли киришга рухсат этиш  исталган ҳолатда мухим ҳисобланади. Жараёнларни солиштирилса хизмат кўрсатишнинг солиштириш даражасига эга бўлиши керак. Бошқа унга ўхшаш жараёнга нисбатан марказий процессорда кўп вақтни оладиган битта жараённи ўзгартирмайди. Турли хил тоифали жараёнлар турли хил қайта ишланиши мумкин.

         Тенг ҳуқули киришга рухсат этиш  айрим муносабатларга эга ва тизим сиёсатидан огохлантиради. Агар локал сиёсат ҳавфсизликни назорат қилувчи жараёнлар ўз ишини дарров янгилаш имкониятига эга бўлиши керак.

         Кўплаб пакетли масалаларни ишлатувчи йирик ҳисоблаш маркази рахбарияти одатда ўзининг тизимини баҳолашда учта кўрсаткич асосида ҳисоблайди: самародорлик, қайта ишлаш вақти ва марказий процессорни ишлатиш даражаси. Самародорлик – бир соат давомида бажариладиган вазифалар миқдори. Қайта ишлаш вақти – масалаларни бажаришнинг ўртача вақти ва унинг бажарилиши якунлангунгача бўлган вақт. Бу ердаги қоида: қанча кам бўлса, шунча яхши.

         Интерактив тизимлар учун катта нисбатан кўп белгилар бошқа маънони билдиради. Уларнинг ичида муҳимроғи жавоб вақтини минималлаштирадиган ахборот бўлади, унда буйруқларни бериш ва натижаларни олиш ўртасида вақт бўлади. Дастур ишга туширилганда ёки файл очилганда фойдаланувчи сўрови фонли жараёнларда ўтказишга эга шахсий компютерлар фонли ишлаш муҳимлилигига эга бўлиши керак. Барча интерактив сўровларда биринчи навбатда ишга тушадиган нарса хизмат кўрсатиш даражасини яхшироқ бажариш бўлади.

         Бу тизимдаги айрим даражаларни мутаносиблик деб аташ мумкин. Фойдаланувчи шу ёки бошқа ҳодисаларни давом этиришни ўзи ҳисоблайди. Узоқ вақт давом этадиган мураккаб сўровлар кўриб чиқилганда фойдаланувчи ўзи қарор қабул қилиши керак бўлади, лекин сўров оддий бўлса, ҳамда кўп вақтни олмаса, фойдаланувчи норози бўлади. Масалан, агар факсни жўнатиш бўйича белгини босиш 60 сония вақтни олса, фойдаланувчи буни мажбурият сифатида қабул қилади, у факс 5 сонияда узатилишини кутмайди.

         Бошқа тарафдан фойдаланувчи факсни жўнатгандан сўнг телефон боғланишни узувчи белгини босса, унда мутлақо кутилмаган ҳолат бўлади. Агар 30 сониядан сўнг операция якунланмаса фойдаланувчи жавоб қайтармаслиги мумкин, 60 сониядан сўнг эса асабийлашиши мумкин. Бундай ҳолат фойдаланувчига тақдим этиладиган оддий ҳолатлардандир. Телефон гўшагини қўйишга нисбатан телефон сўзлашувлари ва факс жўнатмалари нисбатан кўп вақтни олади. Лойҳалаштирувчилар айрим ҳолатларда жавоб вақтига таъсир қила олмайдилар, лекин бошқа ҳолатларда у буни қила олиши мумкин, айниқса агар жараёнлар бажариш навбатини кутишда янгилишиш бўлганда.

Пакетли тизимларни лойиҳалаштириш

Биринчи келганга – биринчи хизмат кўрсатиш

 

         Шубҳасиз, барча лойиҳалаштириладиган алгоритмлар ичида соддаси муҳимлиликка эга бўлмаган алгоритмлар бўлади ва у қуйидаги тамойилга асосланади. “Биринчи келганга – биринчи хизмат кўрсатиш” марказий процессор ушбу алгоритмдан фойдаланганда унинг сўровлари келиб тушиш тартибида жараёнларни ажратади. Навбатдаги жараён тайёрлилик ҳолатда бўлади. Тизимга аввалроқ келиб тушган биринчи топшириқ бажариш учун ишга туширилади ва амалга ошириш учун қанча вақт керак бўлса шунча вақт давом этади. У амалга ошириш узоқ вақт этиши сабаби бўйича тўхталиш бўлмайди. Бошқа келиб тушадиган топшириқлар навбатлар охирига жойлаштирилади. Бажариляпган жараён блокланганда навбатдаги биринчи жараён ишга туширилади. Блокланган жараён тайёрлилик ҳолатига ўтганда навбатлар охирига жойлаштиради.

         Бу алгоритмнинг кучли жиҳати уни тушунишнинг соддалиги ва уни дастурлашнинг осонлигидадир.

         “Биринчи келганга – биринчи хизмат кўрсатиш” қатор камчиликларга эга. 1 сонияда ишга туширадиган ҳисоблаш тезлиги чегараланган битта жараёндан ва марказий процессордан фойдаланиш вақти кўп бўлмаган киритиш – чиқариш қурилмаларда ишлаш тезлиги чегараланган кўплаб жараёнлар фойдаланилади, лекин ўз ишини якунлаш учун диск билан ҳисоблашга 1000 та ҳисоблашни амалга ошириши керак бўлади. Ҳисоблаш тезилиги  чекланган жараён 1 сонияда ишлайди, сўнг дискдаги маълумотлар блокини ўқишни бошлайди.  Шундан сўнг, киритиш – чиқаришнинг барча жараёни ишга туширилади ва дискдаги маълумотларни ўқишни бошлайди. Чекланган тезликли ҳисоблаш жараёни дискдан ўзининг маълумот блокини олади, у яна 1 сонияда ишга туширади, киритиш – чиқариш қурилмасида чекланган тезликда ишлайдиган барча жараёнлар узлуксиз равишда навбатда туради.

Дастлаб энг қисқа топшириқ

         Пакетли тизим учун муҳимлиликка эга бўлмаган бошқа бир, яъни топшириқни бажариш муддати аввалдан таклиф қилинадиган алгоритмни кўриб чиқамиз. Муҳим топшириқлар бўйича бир хил мавқега эга бўлган навбатларни ишга тушишини кутишда, лойиҳалаштирувчи дастлаб энг қисқа топшириқни танлайди. 2 расмни кўриб чиқамиз. Бу ерда, 8, 4,4 ва 4 дақиқаларда бажарилишига мос равишда тўртта топшириқ А, В, С ва D кўрсатилган. Агар уларни ушбу тартибда ишга туширадиган бўлса, А топшириқ учун ишлаш вақти 8 дақиқа, В учун – 12 дақиқа, С учун – 16 дақиқа, D учун – 20 дақиқа, ўртача 14 дақиқадан иборат бўлади.

         Ушбу тўртта топшириқ учун 2 б расмда кўрсатилган энг қисқа топшириқни биринчи ишга тушириш ҳолатини кўриб чиқамиз. Ишлаш вақти мос равишда 4,8,12 ва 20 дақиқа, ўртача вақт 11 дақиқа бўлади. Алгоритмнинг оптималлиги биринчи бўлиб энг қисқа топшириқни амалга оширишида.

 

2-расм.

 

Энг кам вақт сарфлаш бўйича

 

         Энг қисқа топшириқни бажариш алгоритми бажаришга энг кам вақт қолдиришли топшириқни биринчи навбатда бажариш алгоритми  ҳисобланади. Лойиҳалаштирувчи ушбу алгоритмдан фойдаланганда, бажаришга энг кам вақт оладиган жараённи танлайди. Бу ерда, топшириқни бажариш учун сарфланадиган вақтни олдиндан билиш зарур. Янги келиб тушган топшириқ умумий вақт билан солиштирилиб уни бажарилиши жорий жараёнларни бажарилиш муддатига қолидирилади. Агар янги топшириқни бажариш учун жорий топшириқга нисбатан камроқ вақт талаб қилинса, бу жараён тўхтатилади ва янги топшириқ ишга туширилади.  Бу схема янги қисқа топшириқларга тезда хизмат кўрсатиш имконини беради.

 

Интерактив тизимларда лойиҳалаштириш

         Кўплаб шахсий компютер, сервер ва бошқа кўринишдаги тизимларда ишлатиладиган интерактив тизимлардаги жараёнларни лойиҳалаштиришни кўриб чиқамиз. 

Циклик лойиҳалаштириш.

         Энг эски ва кўп фойдаланадиган алгоритмлардан бири циклик лойиҳалаштириш алгоритмидир. Ҳар бир жараёнга, уни бажариш имкониятини тақдим этувчи квант деб аталадиган вақт оралиғи белгиланган бўлади.  Агар жараён белгиланган квант вақтда бажарилмаса, у ҳолда ресурсни марказий процессор рад этади ва бошқа жараёнга узатади. Ўз ўзидан маълумки, агар жараён квант вақт тугагунга қадар ўз ишини якунласа ёки блокланган ҳолатга ўтса, у ҳолда айнан шу вақтда марказий процессор бошқа жараёнга ўтади. Лойиҳалаштириш циклик алгоритмни амалга ошириш мураккаб эмас. 3 а расмда лойиҳалаштирувчи, бажаришга тайёр бўлган жараёнлар рўйхатини талаб қилиши кўрсатилган. Жараён ўзининг квант вақтини йўқотганда, 3 б расмда келтирилган рўйхат бўйича жойлашади.

 

3- расм.

 

         Фақат циклик лойиҳалаштиришда квант вақт давомий бўлади. Бир жараёндан бошқа жараёнга ўтиш, топшириқларни бажариш (хотира картасига ва регистрга юклаш ва сақлаш, турли хил жадвал ва рўйхатларни янгилаш, дискни тозалаш ва хотира кэшини қайта юклаш ва бошқалар) учун белгиланган вақтни талаб қилади. Хотира картаси, дискни тозалаш ва кэшни қайта юклаш ва бошқа нарсаларни ўзгартиришни ўз ичига олган жараённи ўзгартириш ёки контекстни ўзгартириш тахминан, 1 мс вақтни олади. Марказий процессор 4 мс фойдали ишидан сўнг жараённи ўзгартиришга 1 мс сарфлайди.  Бундай ҳолатда жараён вақтининг 20% административ танланишга сарфланади, бу жуда кўп вақт дегани.

         Агар марказий процессордан фойдаланиш самародорлигини ошириш мақсадида квант вақтини 100 мс га тенглаштирсак, у ҳолда 1 % административ танлашга сарфаланади. Лекин агар марказий процессорга 50 та сўров келиб тушса, ишга тушишга тайёр жараён рўйхатида 50 та жараён жойлашади. Агар марказий процессор биринчи жараённи ишга туширса, 100 мс ўтмагунга қадар иккинчи жараённи ишга тушира олмайди. Агар ҳар бир жараён ўзининг квант вақтини тўлиқ сарфласа, у ҳолда энг охирги жараён ишга тушишини 5 сония кутади. Тизим билан ишлайдиган кўплаб фойдаланувчилар қисқа буйруқларига жавобни 5 сония кутиш жуда секин ишлаш ҳисобланади. Бир неча миллисония процессор вақтини талаб қиладиган айрим сўровлар навбатлар охирига яқин жойлашган бўлса, бу салбий оқибатларга олиб келади. Агар квант вақт қисқа бўлса, унга хизмат кўрсатиш вақти юқорироқ бўлади.

         Бошқа бир ўзига хос хусусияти, агар марказий процессорда ишлатиляпган ўртача вақтга нисбатан квант вақти каттароқ бўлса жараёнларни ўзгариши тез тез содир бўлмайди. Кўплаб жараёнлар буни ўрнига жараёнларни ўзгаришга чақирувчи квант вақти олдидан блоклаш операцияси амалга оширилади.  Самародорликни мажбурий равишда амалга ошириш бундан мустасно, жараёнларни ўзгартиришга фақат мантиқий ўтилади, унда жараён блокланганда ишлашни давом этира олмайди.

 

IBM компаниясининг операцион тизимлари

 

         OS/2 - Microsoft билан ҳамкорликда ишлаб чиқилган IBM фирмасининг операцион тизими. IBM компанияси  1984 йил 1 августда IBM PC/AT – янги авлод шахсий компютерлари учун янги операцион тизим ишлаб чиқишини маълум қилди. Янги ОТ кўп топшириқли режимни қўллаб қувватлаш жорий қилинган амалий дастурлар учун хотирада DOS га 640 Кб жой ажратилишини талаб қиларди. Microsoft корпорацияси Windows операцион тизими ишлаб чиқяпган вақтда параллел IBM компанияси   кейинчалик OS/2  деб ном олган ОТ ишлаб чиқишга киришди. 1990 йилда IT нинг иккита йирик компаниялари бир бирларидан мустақил равишда Microsoft корпорацияси Windows 3.0., IBM компанияси    OS/2 кам ресурс талаб қиладиган OS/2 1.2 версияларини ишлаб чиқдилар.  

OS2 v1.0 версия – биринчи расмий версияси

 

         80286 ва 80386 (ҳимояланган режимли) процессорли аппарат воситаларидан фойдаланадиган кўп топшириқ режимли биринчи ОТ. Фойдаланувчи битта дастурни ишга туширади қолганлари фонли режимда бажарилади. Қўллаб қувватланадиган дискнинг максимал ҳажми – 32 Мб. Сичқончани қўллаб қувватламайди. OS/2 1.х – барча версияси 80286 процессорлари учун ишлаб чиқилган, лекин 80386 процессорли тизимларда ишлаши ҳам мумкин.

 

OS/2 v1.10SE (Standard Edition) (1988 йил октябр)

         Фойдаланувчи график интерфейс функцияси жорий этилган биринчи Presentation Manager (PM). Ҳажми икки байтгача бўлган FAT16 файлли тизимли дискни қўллаб қувватлайди.

OS/2 v1.10EE (Extended Edition) (1989 йил бошлари)

Стандарт версиялари билан солиштирилганда, ушбу версияга Database Manager (маълумотлар омбори администратори) ва  Communications Manager (IBM мэйнфреймлари билан боғловчи администратор) дастурлари қўшилган.

OS/2 v1.20 (1989 йил ноябр)

Presentation Manager такомиллаштирилган версиясини ўз ичига олади. ЕЕ версияси эса FAT га нисбатан самародор, тез ишлайдиган ва ишончли бўлган HPFS (High Performance File System) файлли тизимни ўз ичига олади.

1989 йилда OS/2 иккита янги версияси ишлаб чиқилди.

•      OS/2 v2.00

•      Тармоқ сервери ва микроядроли тамойили асосида қурилган ва турли хил архитектурали компютерлар ўртасида маълумотлар ташиш учун мўлжалланган OS/2 v3. Бу ОТ давоми сифатида Microsoft Windows NT ОТ ишлаб чиқди.

•      OS/2 v1.30 (1991 йил)

Аввалги версиялари билан солиштирилганда ишлаш тезлиги ва ишончлилиги ошган. Кўплаб янги қурилма драйверлари киритилган. REXX изоҳловчи пайдо бўлган ва SE версиясида 1024х768 видеорежимини ва Adobe Type I  шрифтини қўллаб қувватловчи HPSF га кешланган ёзувлар қўшилган.

 

OS/2 v 2.00 (1992 йил баҳор)

         Ушбу 32 – разрядли версия, Windows га нисбатан Windows яхшироқ ва  MS-DOS га нисбатан DOS яхшироқ IBM компаниясининг ОТ ҳисобланарди. Бир вақтнинг ўзида бир нечта DOS ва Windows – топшириқларини ишга тушириш имконини берадиган виртуал DOS –машина (VDM) сидан фойдаланган. Windows даструларини ишга тушириш учун IBM лицензияланган Windows 3.1 асосланган Win-OS/2 фойдаланган.

         Ушбу версия ишлаши учун камида 80386 процессори бўлишини талаб қилган, тизим ядроси уни ҳимояланган режимда ишлатган. DOS – илова 8086 виртуал режимдан фойдаланган. Ишлаш учун 8 мегабайтли тезкор хотира талаб қилган.

Шунингдек ушбу версияда, объектга йўналтирилган фойдаланувчи график интерфейси функциясини тақдим этувчи, Workplace Shell ишчи столини ўз ичига олган.

OS/2 v2.10 (1993 йил май)

         Юкланиш тезроқ, Win-OS/2 да TrueType шрифтини қўллаб қувватлайди, шунингдек мултимедиа (Multimedia Presentation Manager, MMPM/2) функцияларини ҳам қўллаб қувватлаган. Графикли тизим ости 32 битлича қолган. Ихчам компютерлар учун керакли бўлган PCMCIA ва APM BIOS тизимларини қўллаб қувватлаган. Фақат драйвернинг ишлаш тезлиги юқори бўлмаган. 1993 йил охирларда анча арзон OS/2 2.11 версияси ишлаб чиқилган. 

Warp 3 (1994 йил октябр) ва унинг бетта версияси OS/2 v2.99 (1994 йил бошлари).

         Ушбу версия дастлаб «OS/2 Warp for Windows» номи остида ишлаб чиқилган. Кейинроқ Win-OS/2 ўз ичига олган версияси ишлаб чиқилган. Минимал талаб 80386 процессор ва 4 мегабайтли тезкор хотирани талаб қилган. Тўплам қурилмаларга қўшимча драйверларни ўз ичига олган.  Нашр этиш, мултимедиа ва PCMCIA, Workplace Shell қўллаб қувватлаш яхшиланган. LaunchPad (дастурни тезда ишга тушириш учун панел) янги элементи қўшилди.

         Шунингдек, Интернет ва TCP/IP  хизматларига кириш имконияти қўшилди. Warp 3 Web Explorer браузери ўз таркибига кирган Интернетга кириш тўпламларини ўз ичига олган.  Бундан ташқари FTP ва электрон почталарни ҳам қўллаб қувватлаган. (лекин бунинг учун мўлжалланган Ultimail Lite дастури қўпол ва паст тезликда ишлаган).

         Тўплам таркибига электрон жадвал, процессор матни, МО, ҳисоблагич генератори ва диаграммаларни ташкил қилувчи дастурларни ўз ичига олган IBM Works офис дастурида тақдим этилган, BonusPak ихчам диски ҳам кирган. Шунингдек, BonusPak да факсни қабул қилиш/жўнатиш ва бошқа дастурий таъминотлар учун дастурларни ўз ичига олган.

 

Windows билан солиштириш

 

         1990 йил 21 майда Windows 3.0 сотувга чиқди. Биринчи ойнинг ўзида унинг нусхалари охирги уч йилда сотилган OS/2 нусхаларидан кўп сотилди. Windows учун офис ДТ бозорида етакчи мавқеига эга бўлди.

1991 йилда Microsoft OS/2 ишлаб чиқишда иштирок этишни тўхтатди, «OS/2, Version 3» ни «Windows NT» деб қайта номлаб аппаратдан мустақил бўлган ОТ ишлаб чиқди.

         OS/2 Warp 3 версия Windows га жидий рақобатчи сифатида кўрилди, лекин 4 версия бунга давогарлик қила олмади. 1996 йил 26 октябрда OS/2 Warp 4.0 версияси сотувга чиқди. 1999 йилда OS/2 Warp Server for e-business ОТ ишлаб чиқилди

         Windows учун Microsoft мутахасислари, OS/2 v1.10SE и OS/2 v1.20 га нисбатан охирги фойдаланувчи кодлари нисбатан соддароқ қилиб ёздилар.

OS/2 аввалги версияларига принтерни ўрнатиш жараёнлари:

•      Қурилма драйверини ўрнатиш;

•      Принтер навбатларини ўрнатиш;

•      Принтер объектини ўрнатиш;

•      Объект принтери билан қурилма драёверини солиштириш;

•      Объект принтери билан нашр навбатини солиштириш;

•      Принтер учун СОМ – портни ўрнатиш;

•      SPOOL буйруғи билан исталган бирор портга принтер мўлжалланган.

•      Принтерни созлаш параметрларини белгилаш.

 

Қўллаб қувватлашни тугаши

         OS/2 корператив мижоз ва тармоқ воситаларида кенг тарқалган. Бугунги кунда европадаги йирик корпорациялар ўзларининг компютер тармоқларини OS/2 орқали бошқарадилар, фақат МДҲ давлатларида бу кенг тарқалмаган.

         Windows пайдо бўлгандан сўнг OS/2 ҳонадон операцион тизими сифатида фойдаланилмади.

OS/2  қўлланилиш соҳалари.

OS/2   банк соҳасида, баъзида OS/390 банкомат, файрволарда фойдаланилган.

Сервер, лаборатория иш жойларида, катта хажмли маълумотларни қайта ишлашда, ДТ ишлаб чиқишда ишлатилади.

 

Файлли тизим

 

         OS/2 да файлли тизимни ўзгартириш механизми жорий қилинган. (Installable File System, IFS). Бу шу ёки бошқа файлли тизимларда ишлашда драйверни юклаш осонлигини билдиради. “Юқори самародорли файлли тизим” штати (HPFS — High Performance File System)  64 гигабайтгача дискни бўлишни қўллаб қувватлайди (ўзининг файлли тизимида 2 терабайтгача қўллаб қувватлайди) ва  255 белгигача узунликдаги файл номларидан фойдаланишга имкон беради.  HPFS диск жойларини иқтисод қилади. OS/2   ОТ охирги версияси бир бутун қилиб бир нечта физик қисмларни бирлаштиришга имкон берадиган мантиқий менеджерга (LVM) эга ва катта хажмларни қўллаб қувватлайдиган JFS файл тизимини ҳам қўллаб қувватлайди. FAT, HPFS, JFS, ISO9660 (CDFS) ва UDF  учун IFS етиб келиши VFAT, FAT32, EXT2, NTFS, HFS, AEFS ва бошқа лар учун ишлаб чиқарувчи томоннинг файлли тизимлари монитор қилиб боради.

 

Фойдаланувчининг график интерфейси

 

         OS/2 да Workplace Shell (WPS) интерфейсидан фойдаланади.

График ва матнли дастурларини Microsoft Windows фарқи DOS иккида фойдаланадиган OS/2 да икки хил кодлашдан фойдаланишидир (DOS кодлаш ва Windows кодлаш ).  OS/2 ишга туширилган Windows иловалари бундан мустасно.

 Юникода қўллаб қувватлайди.

 

Буйруқлар қатори

 

         Microsoft Windows дан фарқли OS/2 да GUI юкланмаслиги мумкин. Бунинг ўрнига у буйруқлар қаторида тизимнинг ишлаш самародорлигини оширади. 

TCP/IP

 

         OS/2 arp, ifconfig, netstat, ppp, telnetd, sendmail ва бошқаларни қўллаб қувватлайди. OS/2 да TCP/IP стеки SOCKS мижози ва AIX  файрволни (тармоқлараро экран) ўз ичига олади.

 

OS/2 операцион тизим имкониятлари

•      OS/2 операцион тизим воситаси DOS дастурларини бажарувчи воситаларни қўллаб қувватлайди.

•      Физик ва виртуал хотира  хажмининг катталиги.

•      Хотирани динамик бошқариш

•      Дастурларни параллел бажариш

•      Кўп топшириқлилик.

•      Жараёнларни ўзаро боғлаш.

•      DOS билан мос тушадиган файлли тизим.

•      Тўхталиш бўйича ташқи қурилмаларни бошқариш.

•      Дисплей, клавиатуралар ва сичқончалар учун тизим ости

•      Миллий тилларни қўллаб қувватлайди.

Асосий афзаллиги

         OS/2 операцион тизим 80286 микропроцессорли хотира билан ишлаш янги имкониятларини амалга ошириш натижасида фойдаланувчига қуйидаги функционал имкониятларни беради:

•      16 Мбайтгача физик хотира хажмли компютер тизимларини қўллаб қувватлайди. DOS операцион тизимдан фойдаланилганда амалий дастурлар 640 кбайтли хажмли хотирада жойлашиши мумкин. OS/2 да амалий дастурлар ва операцион тизимнинг ўзи хажмини 16 Мбайтга ошириш мумкин бўлган хотирада маълумотлар ва дастур матнларига тўғридан тўғри мурожат қилиши мумкин. 640 Кбайт ва 1 Мбайт ўртасидаги хотира соҳасида киритиш/чиқариш қурилмаси хотирасини бошқариш ва BIOS киритиш/чиқариш тизимларини жойлаштириш учун операцион тизимлардан фойдаланган;

•      Хотирадан фойдаланиш имкониятини, 640 Кбайтга ошириш ва хатто тизимда физик хотира хажмини оширишни дастурлар тақдим этган. Бундан ташқари OS/2 операцион тизим тизимнинг физик хотира ташқарисида жойлашиши мумкин бўлган, тизим сигментлари билан ишлашни ташкил қилган. Бу ҳолатда улар дискда жойлашган  ва тўғридан – тўғри фойдаланиш учун тезкор хотирага кўчириб олган. Бу хотира хажмини ошириш деб аталади;

•      Параллел ишлаш имкониятини берадиган дастурлар, тизимда мавжуд бўлганга нисбатан, катта хажмли хотирадан фойдаланган. Бундан ташқари, дастурларни бир – биридан ҳимоялашни амалга ошириш имконини берадиган ҳар бир дастур учун алоҳида локал жадвал шакллантирган;

•       Хотира билан ишлаш учун 80286 микропроцессордан OS/2 операцион тизими  фойдаланган. Бу амалий дастурлардан операцион тизимни ҳимоялаш имкониятини берган ва ўзининг дастур ости ва маълумотлари учун хотира хажмини ошириш имкониятидан фойдаланган. Натижада ишлаш жараёнида ушбу операцион тизим физик хотирада катта жойни эгаламайди.

         OS/2 операцион тизим дастурларни бир биридан ва операцион тизимдан дастурларни ҳимоя қилади. Бундан ташқари OS/2  битта дастурни ёки хотирани катта қисмидан фойдаланадиган параллел ишловчи дастур гуруҳларидан фойдаланиш имконини беради. Фойдаланувчи , алоҳида дастур учун 640 Кбайтгача ўсадиган хотира хажмида жойлашишдан ташқари, балки тизим физик хотира хажмигача ошадиган хотира билан ишлаши мумкин.

Буларнинг бари фойдаланувчига афзаллик беради ва қисман қуйидаги имкониятларни тақдим этади:

•      Нисбатан мураккаб масалаларни ечади;

•      Дастурларни нисбатан қулайлаштиради;

•      Маълумотларни қайта ишлаш ҳажмини оширади.

•      Видеотерминал орқали

         Эндиликда фойдаланувчилар, бир вақтнинг ўзида бир нечта дастурларни ишга тушириш имкониятига ва физик хотира етишмовчилигидан ташвишланмайдиган бўлди. У билан боғлиқ дастурлар ва катта қувватли тизим ости билан ишлаши мумкин эди, чунки OS/2 уларнинг барча буйруқлари ва маълумотлар физик хотирада жойлашишини талаб қилмайди.

 

Хотира хажмини ошириш

         OS/2 уч хил қабул қилиш йўли ёрдами билан  хотира хажмини ошириш имкониятидан фойдаланади:

•      Сегментни чиқариб олиш;

•      Сегментни тарқатиш;

•      Сегментни ўзгартириш.

         Сегментни чақириб олиш физик хотира ва қаттиқ дискда мавжуд файл ўртасида сегментларни ўзгартиришни тақдим этади. Хотирадан кейинчалик ўчиришда сегмент учун LRU (Least Recently Used) алгоритмидан фойдаланади. Аввалги хотира сегментига қараганда, уни жойлаштириш учун етарли жой билан таъминлаш мақсадида тизим физик хотираси дискига мурожаат қилинади. Баъзида дискдаги зарур сегментни чақириб олиш учун жойни бўшатиш мақсадида хотирадаги мавжуд сегмент йўқ қилинади. OS/2 операцион тизими фойдаланганига кўп бўлмаган ёки тез-тез фойдаланиб туриладиган сегментни хотирадан йўқ қилиш бундан мустасно. Бу тўғри йўл бўлиб сегмент катта эхтимоллик билан янгиддан фойдаланилиши мумкин. Агар кўп ишлатиладиган сегмент дискдан ўчириб юборилган бўлса, уни тезда хотирага қайтарилади, натижада асоссиз равишда вақт сарфланишига ва тизим самародорлигини пасайишига сабаб бўлади. 

         OS/2 операцион тизими  хотирани бўшатиш учун сегментни тарқатиш усулидан ҳам фойдаланади. OS/2 хотира билан ишлаш қоидасига мувофиқ дастур сегментлари дискнинг ичига ташланмайди. Агар физик хотирадан сегментни йўқ қилиш керак бўлиб қолса, у шунчаки йўқ қилинади. Ушбу дастур сегментидан қайтадан фойдаланиш керак бўлса, у файл дискда деб (сегмент олинган жой) хотира ҳисоблайди. Бундан ташқари маълумотлар сегментларини тарқатиш мумкин. У яратилганда тарқатилган деб эълон қилиниши маълумот сегментларини тарқатилишига сабаб бўлади.  Агар дастур ушбу маълумот сегменти билан қандайдир вақт давомида фаол ишласа унинг тарқатилишини блоклаши мумкин. Дастур сегметлари мавжуд тарқатилишлар,  хотира хажмини ошириш режимида хотира билан ишлаш самародорлигини оширишда операцион тизимга ёрдам бериши мумкин.

         Фараз қилайлик 64 Кбайт хажмли сегмент хотирадан жой олди, бироқ тизимда бундай хажмли хотира қисми йўқ. Физик хотирада сегментларни жойлаштиришнинг юқорида келтирилган OS/2 операцион тизими имкониятларидан фойдаланади. OS/2 тизими физик хотирада бўш узлуксиз қисмни шакллантириш мақсадида сегментлар хотирада силжитилади.

 

Хотирани ҳимоя қилиш

 

         OS/2 операцион тизимида алоҳида жараёнларни бир биридан ҳимоялашда турли хил локал тавсифловчи жадваллардан (LDT) фойдаланади. OS/2 тизими ҳар бир жараён учун ўзининг LDT шакллантирилади. Хотира манзилининг селектор қисми унинг тавсифи қаерда жойлашганлигини кўрсатувчи LDT  белгиланган жадвал қаторида кўрсатилади. Демак, битта дастурниг ўзи ахборотни ўқий олмайди ёки бошқа дастурга таълуқли хотирадаги маълумотларга зарар етказиши мумкин.

         Баъзида дастурлар хотирада умумий худуддан фойдаланиш ҳолатлари ҳам бўлади. Бу бирор дастур умумий хотира ёрдами билан бошқа дастур билан боғланиш зарурати пайдо бўлганда содир бўлиши мумкин. OS/2 операцион тизими махсус дастур интерфейси ёрдами билан хотира орқали дастурларни ўзаро биргаликда ишлашини таъминлайди. Биргаликда ишлаш учун мўлжалланган хотира сегментлари ўзининг дастурига эга бўлиши мумкин. Бундай умумий хотира сегментлари умумий номли сегментлар деб аталади.

 

1.3.Хотира сегментини бошқариш

 

         OS/2 операцион тизим дастурий интерфейси хотира сегментини яратиш, хажмини ўзгартириш ва йўқ қилиш учун воситаларга эга. Маълумотлар сегменти дастур сегментларини бажарилишини ўзгартириши мумкин.

         DosAllocSeg. 64 Кбайтгача хажмда исталган хотира сегментини яратиш учун мўлжалланган. Жараён яратилган сегментга қайта мурожаат қилиш учун кейинчалик фойдаланадиган 16 битли белгиларга интерфейс мурожаат қилади. Хотирадаги янги сегмент дискда жойни ўзгартириш ёки олиб ташланиши мумкин.

         Жараён сегменти яратилгандан сўнг янги сегмент учун қуйидаги характеристкаларни талаб қилиши мумкин:

•      Турли хил жараёнлар учун умумий сегментлар бўлиши мумкин. Жорий жараён бунинг учун DosGiveSeg функциясидан фойдаланиши мумкин;

•      Турли хил жараёнлар учун умумий сегментлар бўлиши мумкин. Бошқа жараён бунинг учун DosGetSeg функциясидан фойдаланиши мумкин;

         Тарқатилган бўлиши мумкин. Бу тизим хотирада етарли бўлмаган ҳолатда бўлиши мумкин. Жараён, у сегмент фойдаланиш якунлангандан сўнг тизимга хабар бериши мумкин. Сегментдан фойдаланишни кўрсатиш учун ва ундан фойдаланиш тўхтатиш учун DosLockSeg ва DosUn-lockSeg функциясидан фойдаланади. Сегмент яратилганда у тарқатишдан дарров блокланади, ва дастур қанча вақт керак бўлса шунча вақт фойдаланади. Агар сегмент тарқатилиши эълон қилинмаса, тизим уни йўқ қила олмайди.

•      DosReallocSeg. Аллақачон яратилган хотира сегмент хажмини ўзгартириш учун мўлжалланган. Функция бу сегментнинг селектор белгиларини ва янги сегмент хажмини интерфейсга узатади. Агар сегмент бир нечта жараёнлар учун умумий бўлса, унда уни ҳажми фақат кўпайиши мумкин. Агар сегмент тарқатилиши эълон қилинган бўлса, унда бу функция натижаси DosLoskSeg функция бажариш натижаси билан бир хил бўлади.

•      DosFreeSeg. Жараёнга хотирадан, яъни у аввал яратилган ёки киришга рухсат олган сегментларни бўшатиш имкониятини беради. Агар бу умумий сегмент бўлса, фақат ушбу сегментни бўшатилиши тўғрисида эълон қилиб, унинг жараёни яратилишини ўз ичига олган, унга киришга рухсати бор барча жараёнлардан сегмент бўшатилиши мумкин.

•      DosLockSeg. Жараён сегменти яратилгандан сўнг уни тарқатилиши эълон қилиши мумкин. Агар жараён ушбу сегментдан фойдаланиш заруратига эгалиги боис ҳар сафар амалга оширилса, унга дастур интерфейсидан фойдаланиш узатилади. Жараён интерфейсга мурожаат қилиб ушбу сегментдан фойдаланишини операцион тизимга хабар қилади ва операцион тизим бу вақтда уни тарқатмаслиги керак. Агар, бу интерфейс ишлатмаса, бу сегмент йўқ қилинганлигини билдиради ва жараён хотирада керакли сегментни DosAllocSeg  функциясидан фойдаланиб янгиддан яратади.

•      DosUnlockSeg. Хотирада сегмент блокланган вақтда тугатилган деб операцион тизимга хабар беради. Сегментларни тарқатиб юборишда жараён операцион тизимга физик хотирага кириш ҳуқуқига эга тизимдан самарали фойдаланиш имкониятини беради. Масалан, агар жараён вақтинчалик ишчи хотира катта қисмидан фойдаланяпган бўлса, у ҳолда барча тизимлар ишлашини осонлаштириш учун уни тугатишга рухсат берилади.

•      DosCreateCSAlias. DS, ES ёки SS регистри топшириқлари, маълумот сегменти селектори белгиларидаги дастур селектор белгиларини тўғри шакллантириш учун мўлжалланган. Бу дастур сегменти фақат ушбу жараёнга тегишли бўлади ва DosAllocHuge функцияси билан белгиланган хотирани катта қисмини эгалламайди. Жараён мавжуд маълумот сегментидан юклашни дастур амалга оширади ва жараён дастур сегментига ўхшаб маълумот сегментига мурожаат қилиш учун функция рўйхатидан фойдаланади.

 

 

 

Назорат саволлари

 

1.       Жараёнларни лойихалаштириш нима?

2.       Лойихалаштириш қачон амалга оширилади?

3.       Лойихалаштириш алгоритм тоифалари?

4.       Лойихалаштириш алгоритмининг вазифалари?

5.       Пакетли тизимларда лойихалаштиришни тушунтиринг.

6.       Интерактив тизимларда лойихалаштиришни тушунтиринг.

7.       Реал вақтли тизимларда лойихалаштиришни тушунтиринг.

8.       Хотира сегментини бошқаришни тушунтиринг.

 

 

Фойдаланилган адабиётлар

 

1.       Андреев А. Г и др. Microsoft Windows 2000 Server и Professio-nal / Под общ. ред. А.Н. Чекмарева и Д.Б. Вишнякова. - СПб.: БХВ - Петербург, 2001. - 1056 с.: ил.

2.       Андреев А. Г. и др. Microsoft Windows ХР. Руководство администратора/ Под общ. ред. А. Н. Чекмарева. - СПб.: БХВ - Петербург, - 848 с.: ил.2004

3.       Бэкон Д., Харрис Т. Операционные системы. - СПб.: Питер, 2004. - 800 с.: ил.

4.        Гордеев А.В.Операционные системы. - СПб.: Питер, 2005. - 418 с.: ил.

4-мавзу:  Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Операцион тизимларда асосий ҳотирани бошқариш.

 

Режа:

 

4.1. Компютер хотирасини жисмоний (физик) тузилиши.

4.2. Хотирани бошқариш бўйича ОТ функцияси.

4.3. Саҳифали хотира.

4.4. Хотирани сегментли ва сегментли – саҳифали ташкил қилиш.

4.5. Виртуал хотира.

 

Таянч иборалар: хотирани бошқариш, хотира менеджери, асосий хотира, иккиламчи хотира, сегментлаш, compile time, load time, execution time, сегментли, сегментли – саҳифали,  физик манзил, мантиқий манзил.

 

4.1. Компютер хотирасини жисмоний (физик) тузилиши.

 

Компютер тизимларининг бош мақсади -  дастурни бажариш. Дастурлар тезкор хотирада жойлашиши керак бўлган жараёнларни бажаришга рухсати бор бўлган маълумотларга эга бўлади. Операцион тизими ОТ компонентлари ва фойдаланувчи жараёнлари ўртасида хотирани тақсимлаш масаласини ечади. Бу хотирани бошқариш деб аталади. Бундай кўринишда, хотира (storage, memory) бошқарув талаб этадиган муҳим ресусларга эга бўлади. Яқин вақтларгача хотира энг қиммат ресурс бўлиб келган.

Хотира бошқарувига жавоб берувчи ОТ қисми хотира менеджери деб аталади.

Компютер хотирасини жисмоний (физик) тузилиши. Компютер хотирловчи қурилма асосан икки қисмга ажаритлади: асосий (бош, тезкор, физик) ва иккиламчи (ташқи) хотира

Асосий хотира ўзида ҳар бири ноёб манзилга эга бўлган бир байтли ячейка тартибга солинган массивни тақдим этади. Процессор асосий хотирадан буйруқни чақириб олади, декодлайди ва уни бажаради. Буйруқни бажаришда асосий хотиранинг яна бир нечта ячейкасига мурожаат этиш талаб қилиниши мумкин. Асосий хотира одатда яримўтказгичли технологияларни ишлатиш орқали тайёрланади ва манбадан узилганда ўзининг ишлашини тўхтатади.

Иккиламчи хотира (дискнинг асосий кўриниши) байтлар кетма кетлигидан иборат бўлган бир хил ўлчовли чизиқли манзил жойи сифатида кўриб мумкин. Тезкор хотирадан фарқи у энергия манбасига боғлиқ эмас, катта ҳажмга эга ва асосий хотирани кенгайтириш сифатида фойдаланилади.

 

4.2. Хотирани бошқариш бўйича ОТ функцияси

•      Хотира бўш ва банд қисмларини беркитиш;

•      Жараёнларга хотирадан жой ажратиш ва жараён якунлангандан сўнг уни хотирадан озод этиш;

•      Тезкор хотирадан дискга ўтказиш ва яна тезкор хотирага ўтказиш;

•      Физик хотиранинг аниқ бир қисмига дастурнинг манзилини созлаш.

 

1– расм. Хотира иерархияси

 

1– расмда кўрсатилган схемага бир нечта оралиқ поғоналарни қўшиш мумкин.  Хотиранинг турли хиллиги кириш вақтининг камайиши, баҳосининг ортиши ва ҳажмининг ошириш бўйича иерархияга бирлаштириши мумкин.

         Кўп поғонали схема қуйидаги кўринишларда фойдаланилади. Ахборот юқори поғона хотирасида жойлашганда, одатда катта рақамли поғоналарда сақланади. Агар процессор i- чи поғонада керакли ахборотни аниқламаса, у уни кейинги поғонадан қидиришни бошлайди. Керакли ахборот топилганда, у нисбатан тезроқ ишлайдиган поғонага ўтказилади.

 

Локал

         Бундай йўл хотира даражаларига рухсат этилган кириш тезлигини, ҳамда унга мурожаат этиш частотасини пасайтиради.

         Бу ерда асосий ролни катта бўлмаган хотира манзиллар тўплами билан ишлайдиган жорий вақтни чекловчи реал дастур хусусиятлари ўйнайди. Тажрибага асосланган бу йўл мурожаат қилишни чеклаш ёки маълум бир жойга хос тамойил деб аталади.

         Маълум бир жойга хос ҳусусият фақат ОТ ишлашининг ўзига хос ҳусусиятини кўрсатмасдан, балки унинг табиатини ҳам кўрсатади. ОТ ҳолатида маълум бир жойга хос хусусияти агар дастур ёзувчи ва сақловчи сифатида иштирок этса, у ҳолда одатда чекланган маълумотлар билан ишлайдиган код фрагменти вақтинчалик чекланган қандайдир қисми билан тушунтирилади. Код ва маълумотнинг бу қисми хотирага тезда кириб жойлашишга муваффақ бўлади. Хотирага реал вақтда киришга рухсат бериш натижасида юқори поғонага кириш вақти аниқланилади, яъни бу иерархик схемадан самарали фойдаланишга хизмат қилади. Шуни айтиш керакки, ҳисоблаш тизимларида ташкил этилиши кўпинча инсон миясида ахборотларни қайта ишлаш жараёнларига ўхшатилади. Дарҳақиқат, аниқ бир масалани ечишда инсон, ўзининг хотирасида олиб юрмаган, катта бўлмаган ахборот билан ишлайди ёки ташқи хотиралар билан (масалан, китоблар).

Кеш процессор одатда аппарат қисми бўлади, шу сабабли ОТ хотира менеджери компютер асосий ва ташқи хотирасида ахборотларни тақсимлаш билан шуғулланади. Тезкор ва ташқи хотира ўртасидаги оқим айрим схемаларини дастурчи назорат қилади, бироқ бу дастурчининг вақти сарфланиши билан боғлиқ, демак ОТ да қунт билан ишлаш талаб этилади.

         Асосий хотира манзили физик манзил деб аталадиган физик хотирада маълумотлар реал жойлаштирилиши билан тавсифланади. Дастур билан ишлайдиган физик манзиллар тўплами физик манзил жойи деб аталади.

 

Мантиқий хотира

 

Чизиқли ячейка тўпламли кўринишида хотирани аппаратли ташкил этиш,  дастурчининг  дастур ва маълумотларни сақлашни ташкил қилиш тўғрисидаги тасаввурлари билан мос келмайди. Кўплаб дастурлар бир биридан мустақил яратиладиган модуллар тўпламига эга бўлади.  Баъзида барча модуллар чизиқли манзил кўринишини шакллантирувчи алоҳида алоҳида хотирада жойлашувчи жараёнлар таркибига киради. Бироқ хотиранинг турли жойларида жойлашади ва турли хил кўринишда фойдаланилади.

Дастур ва маълумотларни сақлаш сифатида фойдаланувчига кўринадиган хотирани бошқариш схемаси сегментлаш деб аталади. Сегмент – хотира ичида чизиқли манзиллашни қўллаб қувватлашга мўлжалланган хотиранинг бир қисми. Сегментлар процедуралар, массивлар, стек ёки скаляр қийматларни ўз ичига олади, лекин одатда аралаш турдаги ахборотларни ўз ичига олмайди.

Ташқи кўринишдан хотира сегментлари, дастурий код қисм (матнли таҳрирлагич, тригонометрик кутибхона ва бошқалар) жараёнларини умумлаштириш зарурати туфайли (яъни ҳар бир жараён ўзининг манзил жойида бир бирини такрорловчи ахборотни сақлаши керак) пайдо бўлган. Ахборотни сақловчи хотиранинг алоҳида бу қисми, яъни тизим бир нечта жараёнларни хотирада ифодалайди, ва сегмент деб аталади. Бундай кўринишда хотира чизиқли ва икки ўлчовлига ўзгаришни тўхтатади. Манзил, иккита компонентдан иборат бўлади: сегмент рақами, сегмент ички жойини алмаштириш. Кейинчалик жараённинг турли хил компонентларида (дастур коди, маълумотлар, стек ва бошқалар) турли хил сегментларни жойлаштириш қулайлигини кўрсатди. Аниқ бир сегмент ишлашини назорат қилиш мумкин, унга атрибутларни ёзиш мумкин, масалан, киришга рухсат бериш қоидалари ёки сегментда сақланадиган маълумотларни ишлаб чиқишга рухсат берадиган операция турларини.

 

2-расм. Компютер хотирасида жараённинг сегментларини жойлашиши.

 

Баъзи сегментлар 2-расмда кўрсатилган жараён манзил жойини тавсифлайди.

Бугунги кунда кўплаб ОТ лар хотирани сегментли ташкил этилишини қўллаб қувватлайди. Сегментлашнинг баъзи архитектуралари (масалан, Intel) қурилмаларни қўллаб қувватлайди.

Жараёнга мурожаат қиладиган  манзил бундай кўринишда, манзилдан фарқи тезкор хотирада реал мавжуд бўлади. Ҳар бир аниқ бир ҳолатда дастурий манзилдан фойдаланиш турли хил усулларда тақдим этилиши мумкин. Масалан, дастлабки матн манзили одатда белгили бўлади. Компилиятор манзил жойини ўзгартириб бу белгили манзил билан боғланади. Дастурда генерацияланган шунга ўхшаш манзил одатда мантиқий манзил (виртуал хотирали тизимларда кўпинча виртуал деб аталади) деб аталади. Барча мантиқий манзилларни мажмуи мантиқий (виртуал) манзил жойи деб аталади.

Манзилли боғланиш.

         Шундай қилиб, мантиқий ва физик манзил жойлари ташкил қилиниши, ҳажми бўйича бир бирига мос тушмайди.  Мантиқий манзил жойининг максимал ҳажми одатда процессор разряди билан белгиланади (масалан, 2³²) ва замонавий тизимларда физик манзил жойи ҳажмини сезиларли оширади. Шубҳасиз, процессор ва ОТ асосий хотирада жойлашган жорий вақтга мос келувчи, реал физик манзилда дастур кодига йўналтиришни ифодалайдиган йўллар бўлиши керак. Манзилларни бундай ифодаланиши манзилларни транцляциялаш (боғлаш) деб аталади (5.3 - расм).

         Оператор дастури натижаси мантиқий манзил боғланиш физик бўлиши учун оператор бажаришни бошлагунга қадар ёки унинг бажарилиш вақтида амалга оширилади. Бундай кўринишда хотирага маълумотларни боғлаш йўриқномасида қуйидаги қадамларда амалга оширилиши мумкин.

•      Компилация босқичи (Compile time). Компилация босқичида хотирада жараённи жойлашиш жойи аниқ маълум бўлади, унда физик манзил бевосита генерациялайди. Дастурнинг бошланғич манзилини ўзгартиришда уни кодини аввал копилация қилиш зарур. Мисол сифатида MS-DOS дастури .com келитириш мумкин, яъни уни компилация босқичида физик манзил билан боғлайди.

•      Юклаш босқичи (Load time). Агар компиляция босқичида дастурларни жойлаштириш тўғрисида ахборот мавжуд бўлмаса, компилятор код жойини ўзгартиришни генерациялайди. Бу ҳолатда якуний боғланиш  юкланиш вақтигача хотирада сақланади. Агар бошловчи манзил ўзгарса, ўзгаришларни ҳисобга олиб кодни қайта юклаш керак бўлади.

•      Бажариш босқичи (Execution time). Агар жараён хотира бир соҳасини бошқа соҳасида бажарилиш вақтида жойини ўзгартириш мумкин бўлса боғланиш бажариш босқичигача хотирада сақланади. Бу ерда мавжуд махсус қурилмалардан фойдаланган маъқул, масалан регистр жойини ўзгартириши. Уларнинг қиймати генерацияланган жараёнларда ҳар бир манзилга қўшиб қўйилади. Кўплаб замонавий ОТ бажариш босқичида манзил трансляцидан фойдаланади, бунинг учун махсус аппарат воситаларидан фойдаланади.

 

Хотира бошқарув тизимининг функцияси

 

Хотира бошқарувидан самарали фойдаланишни таъминлашда ОТ қуйидаги функцияларни бажариши керак:

•      Физик хотира аниқ бир соҳасида жараён манзил жойини ифодалаш;

•      Рақобатлашувчи жараёнлар ўртасида хотирани тақсимлаш;

•      Жараён манзил жойига киришни бошқариш;

•      Тезкор хотирада жой етарли бўлмаганда ташқи хотирага жараённи юклаш (бутунлича ёки қисман);

•      Хотира бўш ва банд жойларини рўйхатга олиш.

 

3-расм. Мантиқий манзилни шакллантириш ва мантиқий манзил билан физик боғланиш.

Хотиранинг бошқаришнинг содда схемаси.

Биринчи ОТ лар хотира бошқаришнинг жуда содда усулларидан фойдаланганлар. Ҳар бир жараён дастлаб фойдаланувчи асосий хотирадаги жойни тўлиқ эгалаши зарур бўлган, хотирани жойини узлуксиз банд этган, тизим эса фойдаланувчи жараёнларига (ҳали уларнинг бари асосий хотирада жойлашган вақтида) қўшимча хизмат кўрсатишда ишлатилган. Сўнг, “содда свопинг” пайдо бўлган. Схеманинг бундай кўриниши фақатгина тарихий қийматга эга эмас. Бугунги кунда улар ОТ ўқув ва илмий – тадқиқот моделида, шунингдек ўрнатилган компюетрлар учун ОТ ларда ишлатилмоқа.

 

Қисмларни қайд қилишли схемаси

Тезкор хотирани бошқаришнинг энг содда усулларидан бири бўлиб уни аввалдан фиксирланган бир нечта қисмларга ажратиш тушинилади (бу босқичда одатда генерация ёки тизим юклаш вақти бўлади). Келиб тушадиган жараён шу ёки бошқа қисмларда жойлашган бўлади. Шу сабабли физик манзил жойи бўлиш шарти ўтказилади. Мантиқий ва физик боғланиш жараёни аниқ бир қисмда уни юклаш босқичида ўтказилади, баъзида компилация босқичида амалга оширилади.

Ҳар бир қисм ўзининг жараён навбатларига эга бўлади, барча қисмлар учун мавжуд ва глобал навбатлар бўлиши мумкин (8.4 - расм).

Бу схема IBM OS/360 (MFT), DEC RSX-11 ва қатор бошқа тизимларда жорий қилинган.

 

5.4 – расм. Фиксирланган қисмли схема: (а) – умумий навбатли жараёнлар, (b) – алоҳида навбатли жараёнлар.

 

Хотира бошқарув тизим ости келиб тушган жараён ҳажми, унинг қисмлари учун муносибларини танлаш, ушбу қисмда жараёнларни юклашни амалга ошириш ва манзилни созлашни баҳолайди.

         Бу схеманинг камчилиги – бир вақтнинг ўзида бажариладиган жараёнлар сони қисмлар сони билан чегараланганлиги.

         Яна бир бошқа камчилиги таклиф қилиняпгна схема ички фрагментациядан зарарланади, яъни жараёнга ажратилган хотира қисмини ёқотади, лекин ундан фойдаланмайди. Фрагментлаш жараён унга ажратилган қисмини тўлиқ эгаламаганда ёки фойдаланувчи дастурини бажаришда айрим қисмларнинг жуда кичиклиги сабабли пайдо бўлади. 

 

Хотирада бир жараёни

 

         Фиксирланган қисмли схемалар хусусий ҳолларда – бир топшириқли ОТ хотира менеджерида ишлайди. Хотирада битта фойдаланувчи жараёни жойлашади. ОТ га муносабати бўйича фойдаланувчи дастурларини қаерда жойлашганлигини аниқлаш қолади (хотира юқори, пастки ёки ўрта қисмидами).  ОТ қисми ROM бўлиши мумкин (масалан, BIOS, драйверлар, қурилмалар). Бу ечимга таъсир этувчи бош омил – одатда хотира қуйи қисмида  локализациялашган вектор узилиш  жойлашуви.  Шу сабабли ОТ қуйи қисмда жойлашади. Бундай ташкил қилинишга мисол қилиб MS-DOS ОТ хизматларини келтириши мумкин.

Фойдаланувчи дастуридан ОТ манзил қисмини ҳимоя қилиш ОТ чегара манзилини ўз ичига олган битта чегара регистри ёрдами билан ташкил қилиниши мумкин.

 

Устини қоплаш (беркитиш) структураси

         Жараён мантиқий қисми ҳажми унга ажратилган қисм ҳажмига нисбатан каттароқ бўлиши, баъзида устини қоплаш (беркитиш) деб аталадиган техникадан фойдаланиш мумкин. Асосий ғоя – хотирада фақат жорий вақтда зарур бўладиган дастур йўриқномаларини ушлаб туриш.

         Бундай юклаш йўлига эҳтиёж агар тизим мантиқий манзил қисми камроқ бўлса, масалан 1 Мбайт (MS-DOS) ёки хатто бор йўғи 64 Кбайт        (PDP-11), дастур эса нисбатан каттароқ бўлганда пайдо бўлади. Виртуал манзил қисми гигабайтларда ўзгарадиган 32 – разрядли замонавий тизимларда муаммо бошқа йўллар билан ечишда хотиранинг етишмаслиги бўлмоқда.

Устини беркитиш структура дастур шох коди хотира кўринишида тўлиқ дискда жойлашади ва зарурат туфайли устини беркитиш драйвери ҳисобланилади.  Устини қоплаш (беркитиш) структураси учун одатда махсус мураккаб бўлмаган тилдан фойдаланилади (overlay description language). Дастурни бажарувчи файл мажмуига дастурнинг ички чақириқ дарахтини тавсифловчи файллар қўшилади (одатда .odl кенгайтмаси билан). Мисол сифатида 5.5 – расмда келтирилган ушбу матн файли қуйидаги кўринишда бўлиши мумкин.

A-(B,C)

C-(D,E)

5.5 – расм. Устини қоплашли (беркитишли) структурани тузилиши. Хотирада навбатма навбат A-B, A-C-D ва A-C-E дастур шохларини юклаш мумкин.

 

Устини беркитиш содда файл структурали тизимда фойдаланувчи поғонасида тўлиқ жорий қилинган бўлиши мумкин. Шу боис ОТ бир нечта киритиш-чиқариш операцияларини амалга оширади. Ечим кўриниши – дастур шоҳини беркитадиган биттасига мурожаат қилиш талаб этилганда ҳар сафар юкловчи ўз ичига олган махсус буйруқларни олади. Устини беркитиш структурасини лойиҳалаштиришда кўп вақт ва қурилма дастурини (уни коди, маълумотлари ва устини беркитиш структурасини тавсифловчи тил) билиш талаб этилади. Шу сабаб асосида унча катта бўлмаган мантиқий манзил жойли компютер беркитишга чеклов қўйилади. Устини беркитиш сегменти кейинги муаммосида дастурчи назорати йўқотилиши туфайли виртуал хотира тизими пайдо бўлади.

         Шуни айтиш зарурки, хотирада сақлашга имкон берадиган локал ҳусусиятининг кўплаб шартларида устини беркитиш билан структурани ташкил қилиш имконияти фақат аниқ бир ҳисоблаш вақтида керак бўладиган ахборотда бўлади.

 

Хотирани тақсимлаш схемаси:
1.Ташқи хотирадан фойдаланмайдиган	2.Ташқи хотирадан фойдаланадиганли
1.1.Фиксирланган қисм (бўлим)	2.1.Саҳифали
1.2.Динамикли қисм	2.2.Сегментли
1.3.Жойини ўзгартирадиганли қисм	2.3.Саҳифали - Сегментли

 

Фиксирланган қисмли хотирани тақсимлаш схемаси

Афзаллиги

•      Ташкил қилинишининг соддалиги

•      Тизимга сарфланадиган харажатларнинг пастлиги

Камчилиги

•      Асосий хотирадан фойдаланади, бу самарадорлигини пасайтиради.

•      Фаол жараёнларни максимал миқдорда фиксирланиши;

•      Дастур қисмларга жойлаштириш учун жуда катта бўлиши мумкин.

 

Динамик жойлаштирилишли хотирада тақсимлаш схемаси

 

Афзаллиги

•      Ҳар жараён ҳажми учун талаб қиладиган қисмда юкланади

•      Ички фрагментлаш мавжуд эмас, асосий хотирадан самарали фойдаланилади

Камчилиги

•      Ташқи фрагментацияга қарши курашиш учун процессор зарур жойларидан самарасиз фойдалнилиши

•      Ушбу усул ўз ишини яхши бошлайди ва ёмон тугатади. Охирида у хотирада кўплаб кичик ёриқлани қолдиради.

 

Динамик тақсимланиш. Свопинг.

 

Пакетли тизимда фиксирланган қисмни айланиб ўтиши мумкин ва ҳеч қандай мураккаб нарсадан фойдаланмаслиги мумкин. Вақтни ажратишли тизимда хотира барча фойдаланувчи жараёнларини ўз ичига ололмайдиган ҳолатда бўлиши мумкин. Свопингга мурожаат қилинади – асосий хотирадан дискга жараёнларни ўтказиш ва тескари жараён. Дискда жараёнларни қисман бўшатиш саҳифали ташкил қилиш асосида тизимда амалга оширилади.

Бўшатилган жараён шу манзил жойига ёки бошқасига мурожаат қилиши мумкин. Бу чеклов боғланиш усули билан тавсифланади. Бажариш босқичида боғланиш схемаси учун хотирани бошқа жойида жараённи юклаши мумкин.

Свопинг хотира бошқаруви билан бевосита муносабатга эга эмас, у тезда жараёнларни лойиҳалаштириш тизим ости билан боғланади. Свопинг контекст ўзгартириш вақтини оширади. Бўшатиш вақти дискда (свопинг қисми учун) махсус ажратилган жой ташкил қилиш ҳисобига қисқартирилиши мумкин. Шу сабабли дискли алмашиш катта ҳажмли блокларда амалга оширилади, у ҳолда стандарт файлли тизимларга нисбатан тезроқ бўлади. Unix нинг кўплаб версияларида свопинг тизим юкламасини пасайтириш зарурати пайдо бўлганда ишлаши бошланади.

 

Жойини ўзгартиришли қисмни хотирада тақсимлаш схемаси

 

 

Динамик жойлаштиришли хотирада тақсимлашли  схемани такомиллаштирилган кўриниши.

         Хотирада пайдо бўлган “ёриқлар”, “ёриқлар” дан кейин жойлашган барча маълумотни юқорига силжитиш орқали йўқ қилинади.

         Лекин бошқа бир муаммо пайдо бўлади – процессорга мурожаат қиладиган маълумотлар ва буйруқлар жойлаштириш муаммоси келиб чиқади.

         Физик манзил хотирада ячейкани реал жойлашган ўрни.

         Мантиқий манзил -  хотирада маълумотларни жорий жойлашишига боғлиқ бўлмаган хотирада ячейкани жойлашган манзили.

 

Қисмлар ўзгаришли схема.

         Свопинг тизими тамойилида фиксирланган қисмда базаланиши мумкин. Нисбатан самаралироқ, бироқ динамик тақсимлашли схемаси ёки барча жараёнлар тўлиқлигича хотирада жойлашадиган ҳолатда фойдаланиш мумкин бўлган қисмларни қўллашли схема тақдим этилса , у ҳолда свопинг мавжуд бўлмайди. Ушбу ҳолатда дастлаб хотира бўш бўлади ва аввалдан қисмларга ажратилмайди. Янгиддан топшириқлар келиб тушганда хотира қисмидан унча кўп бўлмаган жой ажратилади. Жараён бўшатилгандан сўнг хотира вақтинчалик озод қилинади. Хотира вақтини баъзида тугаб қолиши бўйича ўзида турли хил ҳажмли қисм қийматларини қўллашни тақдим этади (5.6 - расм). Бош худуд чегарасида боғланиш мумкин.

Жараёнларни қисмларга (бўлимларга) жойлаштириш бўйича уч хил страегия кенг тарқалган:

•      Биринчи мос тушган стратегия (First fit).  Жараён қисм хажми бўйича биринчи мос келганни жойлаштириш.

•      Кўпроқ мос тушадиган стратегия (Best fit). Жараён шу қисмда жойлашади, яъни уни юкланишидан сўнг кичикроқ бўш жой қоладиган.

•      Энг кам мос тушадиган стратегия (Worst fit). Яна битта жараёни жойлаштириш имкониятига эга бўлиш учун етарли жой қолдириш мақсадида энг катта қисмга жойлаштирилади.

•      Моделлаштиришда кўриниб турибдики биринчи иккита ҳолатда хотирадан фойдаланиш имконияти каттароқ, шу боис биринчи йўл нисбатан тезроқ бўлади.  Шуни айтиш керакки, стратегия кенг қўлланилади ва бошқа ОТ компонентларида, масалан дискда файлни жойлаштириш учун ўтказилади.

 

 

5.6 – расм. Жараёнлар ўртасида хотирани динамик тақсимланиши  (кулранг рангда фойдаланилмаяпган хотира кўрсатилган).

 

Хотира менеджери ишлаш цикли кўриниши ажратилган бўш худудда (қисмда) сўровларни тахлил қилиш, уни  танлаган воситалари стратегилардан биттаси билан мос тушади (биринчи мос тушган, кўпроқ мос тушадиган ва энг кам мос тушадиган), танланган қисмга жараённи юклаш ва бўш ва банд соҳаларда жадвални ўзгартиришдан  иборат. Манзилни боғлаш юклаш ва бажариш босқичларида амалга оширилиши мумкин.

         Бу усул фиксирланган қисм усули билан солиштиришга кўра нибатан мослашувчан, бироқ унга ўзига хос ташқи фрагментацияси – биронта жараёнга ажратилмаган, хотирада фойдаланмайдиган кўплаб қисмларнинг мавжудлиги. Биринчи мос тушадиган ва кўпроқ мос тушадиган ўртасида жараёнларни жойлаштириш стратегиясини танлашда фрагментация қийматига суст таъсир кўрсатади. Кўпроқ мос тушадиган усул энг ёмон эканлигини кўрсатади, у кўплаб кичик банд қилинмаган блокларни қолдирар экан.

Статистик таҳлил шуни кўрсатадики ўртача хотирани 1/3 қисмини йўқотилишига сабаб бўлар экан. Бу 50% қоидаси билан таъниш ( иккита қўшни бўш қисмнинг иккита қўшни жараёндан фарқи бирлаштириш мумкин эканлигидадир).

         Ташқи фрагментация муаммосини ҳал қилиш ягона йўли – сиқишни ташкил қилиш, унда барча хотира бўш худудини туташтириш учун манзиллар ўсиб борувчи томонда худудда барча банд (бўш) жойлаштирса бўлади. Бу усул баъзида қисмларни жойини ўзгартириш деб ҳам аталади. Сиқилгандан сўнг фрагментация йўқ қилиниши керак. Бироқ сиқиш қиммат турадиган жараён ҳисобланади, сиқиш стратегиясини оптимал танлаш алгоритми жуда мураккаб  ва сиқиш бошқа манзиллар бўйича юклаш ва юкламани бўшатишли комбинацияларда амалга оширилади.

4.3. Саҳифали хотира

         Юқорида келтирилган схемалар хотирадан фойдаланиш самародорлиги паст, шу боис хотирани бошқариш замонавий схемаларида ягона узлуксиз блокли тезкор хотирада жараённи жойлаштириш ишлатилмайди.

         Хотирани саҳифали ташкил қилиш кенг тарқалган ва энг содда усули  мантиқий манзил жойига қандай тақдим этилса худди шундай физик бир хил ҳажмли саҳифа ёки блоклар тўпламидан иборат бўлган кўринишда тақдим этилади. Шу боис мантиқий саҳифа пайдо бўлади, физик хотира бир қисмида эса физик саҳифа ёки саҳифа кадри деб аталади. Саҳифа (ва саҳифа кадри ) фикцирланган узунликка эга бўлади, одатда 2 сон даражасига эаг бўлади ва беркитиб бўлмайди. Ҳар бир кадр маълумотлар битта саҳифасини ўз ичига олади. Ташқи фрагментацияни бундай ташкил қилиниши бирор маънога эга эмас, ички фрагментациянинг йўқолиши эса бутун саҳифани банд қилган жараён сабабли жараённинг сўнгги саҳифа қисми чегараланади. Саҳифали тизимда мантиқий манзил – жуфт тартибда бўлади (p,d), бу ерда р -  виртуал хотирада саҳифа рақами, d – р саҳифа доирасида бўшатилгани, яъни манзилланадиган элементниСхемани ифодалаш жараённи юклашга имкон беради, хатто агар бутун бир жараённи жойлаштириш учун етарли, кадр қисми бўлмаса хам. Лекин, манзил трансляциясини амалга ошириш учун битта таянч тегисти ушбу схемага етарли эмас.

         Мантиқий манзил тавсифи 8.7– расмда ифодаланган. Агар бажариляпган жараён v = (p,d) мантиқий манзилга мурожаат этса ифодалаш механизми саҳифа жадвалидан р саҳифалар рақамини излайди ва бу саҳифа p' саҳифа кадрида жойлашганлигини аниқлайди, p' ва d  дареал манзилни шакллантиради.

         Саҳифа жадвали (page table) махсус процессор регистри ёрдами билан манзиллайди ва мантиқий манзил бўйича кадр рақамини аниқлашга имкон беради. Бундан ташқари асосий вазифа саҳифа қатори жадвалида ёзилган атрибутлар ёрдами билан аниқ бир саҳифага киришни назорат қилишни ва уни ҳимоя қилишни ташкил қилиш мумкин.

Хотирадан фойдаланишда фойдаланувчи ва тизим нуқтаи назаридан яна бир марта тўхталиб ўтамиз. Фойдаланувчи нуқтаи назари билан қаралганда , унинг хотираси  - фақат битта дастурни ўз ичига олган ягона узлуксиз муҳит. Фойдаланувчидан реал кўриниши яширилади ва ОТ назорат қилади. Фойдаланувчи жараёнига бегона хотирага киришга рухсатберилмайди. У ўзининг саҳифа жадвалида (яъни фақат унинг шахсий саҳифасини ўз ичига олган) хотирани манзиллаш имконига эга бўлмайди.

         Физик хотирани бошқариш учун ОТ кадр жадвали структурасини қўллаб қувватлайди. У унинг ҳолатини кўрсатувчи ҳар бир физик кадрдаги битта ёзувга эга бўлади.

Манзилни тасвирлаш хатто мураккаб ҳолатларда ҳам амалга оширилиши керак бўлади ва одатда аппаратли амалга оширилади. Жараён жадвалига жўнатиш учун махсус регистрдан фойдаланилади. Жараённи ўзгартиришда янги жараён саҳифа жадвалини топиш керак бўлади, яъни аниқ бир жараёнга киришни кўрсатиш учун.

 

5.7 – расм. Хотирада саҳифали ташкил қилиш мантиқий ва физик манзил.

 

4.4. Хотирани сегментли ва сегментли – саҳифали ташкил қилиш

 

         Хотирани бошқаришни ташкил қилишнинг иккита бошқа схемаси мавжуд: сегментли ва сегмент – саҳифали. Сегментларни саҳифадан фарқи  ўзгарувчан ҳажмдан фойдаланиши. Сегментация ғояси киришда тушинтирилган. Виртуал манзилни сегментли ташкил қилиш дастурчи ва операцион тизим учун икки ўлчовли бўлади ва иккита майдондан иборат бўлади : сегмент рақами ва сегмент ички силжиши.

         Паст поғонали тилда ёзувчи дастурчилар сегментли ташкил қилиш тўғрисида тасаввурга эга бўлишлари керак. Мантиқий манзил муҳити – сегментлар тўплами. Ҳар бир сегмент ном, ҳажм ва бошқа параметрларга (имтиёз даражаси, рухсат этилган мурожаат қилиш кўриниши, иштирок этиш байроғи) эга бўлади. Саҳифали схемадан фарқи фойдаланувчи саҳифа рақамида ажратилган фақат битта манзилни беради ва дастурчи учун шаффоф жойини ўзгартиради, сегментли схемада фойдаланувчи икки сабаб асосида ҳар бир манзилни спецификалайди: сегмент номи ва силжитиш.

         Ҳар бир сегмент – 0 билан бошланадиган чизиқли манзиллар кетма кетлигида бўлади. Сегментнинг максимал ҳажми процессор разряди билан аниқланади (32 разрядли манзил бу 2³² байт ёки 4 Гбайт). Сегмент ҳажми динамик ўзгартириш мумкин (масалан, сегмент стеки). Сегмент жадвали элементида сегмент билан бошланган физик манзилдан ташқари одатда сегмент узунлигини ҳам ўз ичига олади. Агар виртуал манзил силжиш хажми сегмент ҳажмидан чиқса фавқулодда ҳолат юз беради.

Мантиқий манзил – жуфт тартиб v=(s,d), сегмент рақами ва сегмент ички силжиши.

         Сегментлар аппаратни қўллаб қувватловчи тизимларда бу параметрлар одатда сегментни тавсифловчи жадвалида сақланади. Дастур эса селектор рақами бўйича ушбу тавсифга мурожаат қилади. Шу сабабли ҳар бир жараён контекстга сегментли регистр тўплами, жорий сегментларни ўз ичига олган селекторлар, стек, маълумотлар ва бошқалар киради.  Ва хотирага турли хил мурожаатларда қандай сегментлардан фойдаланиш аниқланилади. Бу аппарат даражасида процессорга хотирага мурожаат қилишга рухсат беришни аниқлашга, рухсат этилмаган киришлардан ва бузилишлардан ахборотни ҳимоя қилишни соддалаштиришга  имкон беради. 

Сегментни аппаратли қўллаб қувватлаш кенг тарқалмаган (кўпроқ Intel процессорларида тарқалган) кўплаб ОТ ларда сегментлаш аппаратурага боғлиқ бўлмаган даражада амалга оширилади.

         Катта ҳажмли сегментларни хотирада сақлаш ноқулай. Хотирани сегментли-саҳифали ташкил қилиш виртуал манзилда физик икки поғонали транцляция амалга оширилади. Ушбу ҳолатда мантиқий манзил учта майдондан иборат бўлади: мантиқий хотира сегменти, сегмент ички саҳифа рақами ва ички саҳифа силжиши. Мос равишда иккита жадвал орқали ифодаланишдан фойдаланилади – саҳифа жадвали билан сегмент рақамини боғловчи сегмент жадвали ва ҳар бир сегмент учун алоҳида саҳифа жадвали.

 

5.8. – расм. Хотирани сегментли ташкил қилиш орқали мантиқилий манзил ўзгариши

 

 

5.9 – расм. Хотирани сегментли-саҳифали ташкил қилиш орқали физик манзилни шакллантиришнинг соддалаштирилган схемаси.

 

Хотирани сегментли – саҳифали ва саҳифали ташкил қилиниш маълумотлар ва турли хил топшириқли дастур кодларидан биргаликда фойдаланишни осон ташкил қилишга имкон беради. Бунинг учун турли хил жараёнли хотирани турли хил мантиқий блоклари фрагмент коди ва маълумотлари ажратиб жойлаштириладиган физик хотира блокида тасвирланади.

 

4.5. Виртуал хотира. Виртуал хотирани қўллаб қувватловчи архитектура воситалари.

        

Виртуал хотира ҳақида тушунча.

         Дастурий таъминот ишлаб чиқарувчилари тез – тез тезкор хотирага кириш хажмини оширадиган, катта дастурларни хотирада жойлаштириш муаммолари билан тўқнаш келадилар. Ушбу муаммони ечишнинг йўлларидан бири – аввалги маърузада кўриб чиқилган беркитишли структурани ташкил қилиш усули. Шу сабабли дастур қисмини беркитишни шакллантирувчи жараёнда дастурчи фаол иштирок этиши таклиф қилинади. Компютер архитектурасини ривожланиши хотирани бошқариш бўйича операцион тизим имкониятларини ўсиши ушбу масалани компютерда ечиш имконини берди. Бу борадаги энг катта мувафақият виртуал хотирани пайдо бўлиши бўлди (virtual memory).  Манчестер университети томонидан ишлаб чиқилган “Атлас” компютерида 1959 йилда биринчи марта жорий қилинган.

         Виртуал хотира концепцияси қуйидагилардан иборат. Фаол жараёнда ишлаяпган ахборот тезкор хотирада жойлашиши керак. Виртуал хотира схемасида процессорда унга керакли бўлган асосий хотирадаги барча  ахборотлар сохта кўриниши яратилади. Бунинг учун биринчи навбатда жараён банд қилган хотира бир неча қисмларга ажратилади, масалан, саҳифаларга. Иккинчидан жараён мурожаат қиладиган мантиқий манзил (мантиқий саҳифа) физик манзилга (физик саҳифа) динамик трансляциялайди. Ва ниҳоят жараён мурожаат қиладиган саҳифа физик хотирада жойлашмаса, уни дискдан чиқариб олиш керак бўлади.  Хотирада мавжуд саҳифани бошқариш учун саҳифа жадвали саҳифа атрибутлари таркибига кирадиган махсус ишлатиладиган битлар киритилади.

Бундай кўринишда асосий хотирада жараённинг барча компонентлари бўлишига зарурат бўлмайди.  Бундай ташкил қилиш натижасида жараён банд қиладиган хотира ҳажми тезкор хотира ҳажмига нисбатан каттароқ бўлиши мумкин. Бу схемада маълум бир жойга хос тамойил зарур самародорликни таъминлайди.

         Хотирада жойлашган дастурларни бажариш имконияти қатор афзалликларни беради:

•      Дастур физик хотира хажмида чегараланмаган. Дастурни ишлаб чиқиш соддалаштирилганлиги сабабли нисбатан кўпроқ виртуал муҳит билан ишлаши мумкин.

•      Хотирада дастурни (жараённи) қисман жойлаштириш имконияти мавжудлиги ва дастурлар ўртасида хотирани қайта тақсимлашнинг мослашувчанлиги тизимнинг ўтказиш қобилятини ва процессор юкламасини оширишга имкон берадиган катта дастурларни хотирада тақсимлаш мумкин.

•      Дискда дастур қисмини бўшатиш учун киритиш – чиқариш қурилмаси ҳажми классик свопинг вариантига нисбатан кичикроқ бўлади, натижада ҳар бир дастур тезроқ ишлайди.

         Хотира бошқарувнинг барча схемаларида амалий томондан манзилларни транцляция қилишда компютер қурилмалари иштирок этади. Лекин виртуал хотира ифодалашнинг ўта мураккаблиги ва мантиқий манзил муҳитини кўп ўлчовли бўлиб қолмоқда.

         Юқорида кўриб чиқилган хотирани бошқариш схемасининг учласидан исталган – саҳифали, сегментли ва сегментли саҳифали виртуал хотирани ташкил қилиш учун афзал ҳисобланилади. Кўпроқ сегментли – саҳифали моделдан фойдаланилади, яъни саҳифали моделни синтез қиладиган ва сегментасия ғояси.

 

Виртуал хотирани қўллаб қувватловчи архитектура воситалари

Виртуал бошқарувли тўлиқ машина-мустақил яратиш имконияти мавжуд эмас. Бошқа тарафдан мутлақо муҳим бўлмаган аппаратни жорий қилиш учун виртуал хотира бошқаруви билан боғланган дастурий таъминот қисмини амалга оширади. Замонавий ОТ ларнинг ютуқларидан бири аппарат – мустақил ва аппарат – мустақил бўлмаган қисмида виртуал хотира бошқарув қисмларини ажратиш самародорлиги юқоридир.

         Фойдаланувчи жараёни ёки ОТ виртуал манзил бўйича ёзишни амалга ошириш имкониятига эга бўлиши керак, ОТ нинг вазифаси эса – ахборотни ёзиш учун физик хотирани кўрсатиш. Виртуал хотира  ҳолатида тизим манзилни трансляциялаш сабабли манзил муҳитини ифодалашда виртуал хотиранинг қайси қисми айни вақтда физик хотиранинг қаерида жойлашганлигини кўрсатиши керак.

 

Саҳифали виртуал хотира

Виртуал манзил саҳифаларга ажратилади, саҳифали виртуал хотирани қўллаб қувватловчи тизимнинг ўзи эса саҳифали ташкил қилиш (хотирада) деб аталади. Хотира ва диск ўртасида ахборотларни узатиш ҳар доим бутун бир саҳифада амалга оширилади.

Хотира менеджери ажратилгандан сўнг виртуал манзил саҳифасида виртуал манзилли муҳит жуфт тартибда (p,d)  акс этирилади, бу ерда р–виртуал хотира саҳифаси рақами, d–ичида манзил элементларини жойлаштирувчи р саҳифа доирасида силжиш. Жараён агар унинг жорий саҳифаси тезкор хотирада жойлашган бўлса бажариш мумкин. Агар бош хотирада жорий саҳифа бўлмаса, у ташқи хотирага ёзилган бўлиши керак. Келиб тушган саҳифани исталган бош саҳифа кадрига ёзиш мумкин.

Виртуал саҳифа катта бўлса, саҳифа жадвали махсус кўринишда қабул қилинади, ёзиш структураси нисбатан мураккаброқ бўлади, саҳифа атрибути ичида қатнашувчи, модификацияловчи ва бошқа бошқарув битлари пайдо бўлади. Жараёнда хотирада саҳифаларни йўқ қилиш буйруғини бажарилиши саҳифанинг бузилиши ёки саҳифани рад этилиши деб номланган фавқулотда ҳолат пайдо бўлади. Саҳифани бузилишини қайта ишлаш бажариляпган буйруқлар тўхталиши билан содир бўлади, бўш саҳифа кадрида иккиламчи хотиранинг аниқ бир жойидан саҳифани чиқариб олиш талаб этилади ва қайтадан буйруқни бажаришга ҳаракат қилинади. Дискда бўш саҳифани мавжуд бўлмаса кам фойдаланиладиган саҳифа бўшатилади.

         ОТ физик хотирани бошқариш учун кадр жадвал структурасини қўллаб қувватлайди. У ҳар бир физик кадрга унинг ҳолатини кўрсатувчи битта ёзувни ёза олади.

         Асосий хотирада саҳифали ташкил қилишли кўплаб замонавий компютеларда саҳифа жадваллари қисми сақланади, жорий виртуал хотира жадвал элементига тез кира олиш кэш процессорда жойлашган юқори тезликда ишловчи хотирадан фойдаланиш ҳисобига бажарилади.

 

Виртуал хотирани сегментли – саҳифали ташкил қилиш

         Виртуал хотира сегмент схемасида, содда сегментация – бу 0 билан бошланадиган чизиқли манзиллар кетма кетлиги. Виртуал хотирани ташкил қилиши орқали сегмент ҳажми катта бўлиши мумкин, масалан, тезкор хотира ҳажмини ошириш мумкин. Катта дастурни хотирада жойлаштириш тўғрисида аввал келтирилган барча фикрлар такрорланади, саҳифада сегментларни ажратишга ўтилади ва ҳар бир сегмент учун ўзининг саҳифа жадвалини қўллаб қувватлайди.

         Бироқ амалиётда тизимда саҳифа жадваллари катта миқдорининг пайдо бўлиши тавсифлаш учун битта саҳифа жадвали етарли бўлган битта виртуал муҳитда беркитилмайдиган сегментларни ташкил қилишдан қочишга ҳаракат қилинади. Бундай кўринишда битта саҳифа жадвали барча жараёнга олиб боради. Масалан, оммавий бўлган Linux ва Windows 2000 ОТ учун  жараённинг барча сегментлари, ҳамда 4 Гбайт хажмли чекланган виртуал манзилли муҳит хотира ядроси қисмида.

 

Саҳифа жадвали структураси

         Саҳифа жадвалларини ташкил қилиш - саҳифали ва  сегментли  саҳифали схемада манзилларни ифодалайдиган калит элементлардан бири. Саҳифали ташкил қилиш ҳолати учун саҳифали жадвал структурасини кўриб чиқамиз.

         Демак, виртуал манзил виртуал саҳифа рақами ва силжитиш (бўшатиш) дан иборат бўлади. тизимдан тизимга ёзиш ҳажми тебранса, лекин у 32 битлигича қолади. Саҳифа жадвалида бу ёзув  ушбу виртуал хотира саҳифасининг кадр рақамида жойлашади, сўнг силжитиш (бўшатиш) бажарилади ва физик манзил шакллантирилади. Саҳифа жадвалидаги ушбу ёзув туфайли саҳифа атрибутлари тўғрисидаги ахборотни ўз ичига олади. Бу иштирок этувчи  ва ҳимоя қилувчи битлар бўлади (масалан, 0 – read/write, 1 – read only...). шунингдек, агар саҳифа модификацияланган бўлса ва дискда саҳифаларни қайта ёзиш заруратини бошқаришга имкон берадиган модификация бити; кам фойдаланиладиган саҳифаларни ажратишга ёрдам берадиган жойлашган жойини кўрсатувчи бит; кэшлашга рухсат берадиган бит ва бошқа бошқарув битлари. Ёдда тутамиз, дискда саҳифа манзили саҳифа жадвали қисми бўлмайди.

Саҳифа жадвалини самарали амалга ошириш учун асосий муаммо процессор разрядли архитектура билан аниқланиладиган замонавий компютерлар катта хажмли виртуал манзил муҳитини яратади. Бугунги кунда кенг тарқалгани 4 хажмли виртуал манзил мухитини ташкил қилишга ёрдам берадиган 32 разрядли процессорлар кенг тарқалган (64 разрядли компютерлар учун бу 2⁶⁴  байтига тенг).

         Саҳифа жадвал хажми қўлланилишини ҳисоблаб чиқамиз. 4 Кбайт (Intel) ҳажми 32 бит манзилли муҳитида 2³²/2¹²=2²⁰  олади, унда тахминан миллион саҳифа мавжуд бўлади. 64 битлида эса ундан ҳам кўпроқ бўлади.  Бундай кўринишда, жадвал тахминан миллион қаторга эга бўлади, сабаби қаторда ёзув бир нечта байтдан иборат бўлади. Ёдда тутамиз, ҳар бир жараён ўзининг саҳифа жадвалига эхтиёж сезади (сегментли – саҳифали схемалар учун ҳар бир сегментга битта саҳифа жадвалига эга бўлиш маъқул ҳисобланилади).

Саҳифа жадвали хотирадаги миқдори бу даражада кўп бўлиши мумкин эмас. Катта ҳажмли жадвалларни хотирада жойлаштиришдан қочиш учун уни қатор фрагментларга ажратади. Тезкор хотирада аниқ бир вақтда хотира фрагментларини бажариш учун сақланади. Бундай фрагментларнинг муайян бир жойдаги миқдори унчалик катта бўлмайди. Саҳифа жадвалини қисмларга ажратиш турлича бўлади. Энг кенг тарқалган усул кўп поғонали саҳифа жадвали деб номланадиган ажратишни ташкил қилиш усулидан фойдаланилади. 32 разрядли Intel архитектурасида жорий қилинган 4 Кбайт саҳифа ҳажмли икки поғонали жадвални ташкил қилиш мисолида кўриб чиқамиз.

2²⁰  қаторидан иборат жадвал, 2¹⁰ қатори бўйича икинчи поғона жадвал 2¹⁰ га ажратилади. Бу жадвалда иккинчи поғона  2¹⁰  қаторидан иборат бўлган биринчи поғона битта жадвали ёрдами билан умумий структурада бирлаштирилади. 32 разрядли манзил 10 –разрядли p₁ майдонга, 10 –разрядли p₂  майдонга  ва 12 – разрядли силжитиш (бўшатиш) d га ажратилади. p₁  майдон биринчи поғона жадвалида керакли қаторни кўрсатади, p₂ майдон – иккинчи, d  майдон эса саҳифа кадри кўрсатилган ички байтни жойлашган ўрнини кўрсатади (5.10 - расм).

 

5.10 – расм. Икки поғонали саҳифали жадвалга мисол

 

         Иккинчи поғона битта жадвали ёрдами билан тезкор хотиранинг 4 Мбайт (4 Кбайтх1024) жойини эгалаши мумкин.  Бундай кўринишда, хотирани катта хажмини эгалайдиган жараённи жойлаштириш учун биринчи поғонадаги битта жадвал ва иккинчи поғонадаги бир нечта жадвал тезкор хотирага етарли бўлади. бу жадвалда қаторлар сони миқдори  2²⁰ кичикроқ. Бундай йўл уч ва ундан кўп поғона жадвалларида мулоқат ўрнатиш учун етарли.

         Бир нечта поғоналарнинг мавжуд бўлиши хотира менеджери самародорлигини пасайтиради. Ҳар бир поғона жадвал ҳажмига қарамасдан битта саҳифа ичига жадвални жойлаштириш учун ҳар бир поғонага мурожаат қилинади – бу хотирага алоҳида мурожаат қилиш бўлади. Бундай кўринишда, манзилларни трансляцияси хотирага бир нечта мурожаатларни талаб қилиши мумкин.

Саҳифа хажми

         Мавжуд машиналар учун ОТ ишлаб чиқарувчилар саҳифа ҳажмига камроқ эътибор берадилар. Бироқ янги яратилган компютерлар учун саҳифа хажмини хал қилиш актуал масала ҳисобланади. Қулай бўлган ҳажм мавжуд эмас. Одатда саҳифа хажми – иккилик даражасида 2⁹ дан  2¹⁴  гача бўлади.

         Саҳифа ҳажми қанчалик катта бўлса, ўзгарувчан манзилларга хизмат кўрсатувчи маълумот структура хажми шунчалик кичик бўлади. Лекин йўқотиш шунчали катта бўлади, бу хотира фақат саҳифа бетларини ажратиш мумкинлиги билан боғлиқ.

         Саҳифани танлаш қандай амалга оширилади? Биринчидан саҳифа жадвалининг ҳажмини ҳисоблаб чиқиш керак, бу ерда катта ҳажмли саҳифа маъқул ҳисобланилади. Бошқа тарафдан, хотира кичик ҳажмли саҳифаларни осон фойдаланади. Ташқи хотира ва бошқа омиллар билан биргаликда ишлаш учун киритиш чиқариш ҳажми ҳам иштирок этиши зарур. Муаммо идеал ечимнинг мавжуд эмаслигида. Тарихий тенденция саҳифа хажмини оширишдан иборат.

 

Хотирани саҳифали бошқариш стратегияси

Хотирани бошқарадиган тизим ости дастурий таъминоти қуйида келтирилган амалга ошириладиган стратегиялар билан боғлиқ:

         Танлаш стратегияси (fetch policy).  – иккиламчи хотирадан бирламчи хотирага саҳифаларни қандай ҳолатда ёзишни белгилайди. Танлашнинг асосан икки хил варианти мавжуд – сўров бўйича ва огоҳлантиришли. Сўров бўйича танлаш алгоритми жараён дискда жойлашган бўш саҳифага мурожаат қилганда ишлайди. Унинг ишлаш вақти бўш физик саҳифа ва жадвал саҳифаси ёзувларига мувофиқ коррекциялаш дискга саҳифани юклаганда якунланади.

Огоҳлантиришли танлаш алгоритми аввалроқ ўқишни амалга оширади, у ҳолда саҳифадан ташқари хотирада чақирувчи ҳолат ҳам уни ўраб олган бир нечта саҳифаларни юклаб олади. Бундай алгоритм маълумотлар ва кодлар катта хажми билан ишлаганда пайдо бўладиган кўп сонли фавқулотда ҳолатлар билан боғлиқ зарар келтирадиган ҳаражатларни камайтиради. Бундан ташқари диск билан ишлашни оптималлаштиради.

Жойлаштириш стратегияси (placement policy) – келиб тушувчи саҳифани бирламчи ҳотиранинг қайси қисмига жойлаштиришни ҳал этади. Саҳифали ташкил қилишли тизимларда бари жуда оддий – исталган бўш саҳифа кадри бўлади. Сегментли ташкил қилишли тизимларда динамик тақсимлашли стратегияга ўхшаш стратегия керак бўлади.

         Бўш ўринни эгалаш стратегияси (replacement policy)  - тезкор хотирадан жойни бўшатиш учун ташқи хотирадан қайси саҳифани ўчириб ташлаш кераклигини ҳал этади. Ўрнини эгалаш стратегиясида энг керакли ахборотни ва энг кўп частотани пасайтиряпган саҳифали бузилишни хотирада сақлашга имкон бериб ўрнини алмаштириш саҳифа алгоритмига мос ҳолда амалга оширади. Бундан ташқари жараёнда саҳифани ўрнини алмаштириш зарур ёки зарур эмаслигини ҳал қилиш керак бўлади, яъни номланган алмаштириш ёки у асосий хотирадаги барча кадрлар орасидан танлаш керак бўлади.

 

Саҳифани алмаштириш алгоритми

         Демак, хотира менеджер ишлашида ахамиятлироғи бўлган ташқи хотирада жойлашган, виртуал хотирада жойлаштириш учун тезкор хотира кадрини ажратиш бўлади.

         Саҳифани алмаштиришнинг кўплаб турли хил алгоритмлари мавжуд. Уларни бари локал ва глобал бўлади. Локал алгоритмларнинг глобал алгоритмлардан фарқи фиксирланишни тақсимланиши ёки ҳар бир жараён учун саҳифа миқдорини динамик созланиши. Жараён унинг саҳифаларига мўлжалланган барча ресурсларни сарфлаб бўлса, тизим унинг саҳифаларидан биттасини физик хотирадан йўқ қилади.  Фавқулотда ҳолат пайдо бўлганда алмаштиришли глобал алгоритмни исталган физик саҳифани бўшатиш қаноатлантиради.

         Глобал алгоритм қатор камчиликларга эга.  Биринчидан улар бир жараён бошқа жараёнлар пайдо бўлишига сезувчан. Масалан, агар тизимда бир жараён хотира саҳифасидан кўп миқдорда фойдаланса, у ҳолда қолган барча илова ўзининг ишлаши учун хотирада кадрлар етишмовчилигини кучли кечикишлар сезиши натижасида бўлади. Иккинчидан, иловани нотўғри ишлаши хотирани катта қисмини эгаллаб олиши, тизимнинг барча ишини издан чиқариши мумкин. Шу сабабли, кўпвазифалик тизимда нисбатан мураккаб локал алгоритмлардан фойдаланилади. Локал алгоритмларни қўллаш ҳар бир жараёнга ажратилган, физик кадр рўйхатини операцион тизимда сақлайди. Бу саҳифа рўйхати жараёнлар тўплами деб ҳам аталади.

Алгоритм самародорлиги одатда page faults (саҳифа хатоликлари)да пайдо бўладиган сонлар билан ҳисобланиладиган хотирага келиб тушиш кетма кетлиги билан баҳоланади. Бу кетма – кетлик мурожаат қилиш кетма – кетлиги дейилади. Сўнгги усул жуда кўп маълумотларни беради, миқдорни камайтириш учун икки хил усулни қўллаш мумкин:

•      Аниқ бир манзил ўлчами учун фақат унинг рақамини эслаб қолиш мумкин, маълумот кетадиган манзилни эмас;

•      Битта саҳифада бир нечта маълумотлар кетма – кет кетса бир марта фиксирлаш мумкин;

 

FIFO алгоритми. Биринчи келган саҳифани биринчи чиқариб юбориш

 

Содда алгоритм. Ҳар бир саҳифага вақтинчалик белги тақдим этилади.  Бу саҳифалар навбатини ташкил қилишда ишлатилади, охирида яъни физик хотирада юкланяпганда келиб тушган саҳифа дастлаб хотирани бўшатиш талаб қилишдан бошлайди. Алмаштириш учун эски саҳифа танланилади. Афсуски, бу стратегия фаол ишлатиляпган саҳифани алмаштириш эхтимолиги катта. Масалан, таҳрир қилинган файлли процессор матн коди саҳифаси.

Меёрдан четга чиқиш Билэди.

Биринчи кўринишдаёқ саҳиффа кадрлари хотирада қанчалик кўп бўлса, шунчалик page faults кам бўлади. Лекин ҳар доим ҳам бундай эмас. Ажратилган жараёнга кадрларни кўпайтириш орқали хатто саҳифалар мифдорини оширишга олиб келадиган саҳифага мурожаат қилиш кетма – кетлигини белгилашни Билэд жамоаси билан ўрнатди. Бу “меёрдан чиқиш Билэд” ёки “меёрдан чиқиш FIFO ”  деб аталади.

FIFO стратегиясини танлашда 012301401234  хотирага мурожаат қилиш қатори учун тўрт кадрлига (10 faults) нисбатан уч кадрли (9 faults)  тизим нисбатан самаралироқ.

 

5.11 – расм. Меёрдан чиқиш Бледи: (а) – уч саҳифали кадрли FIFO; (b) – тўрт саҳифали кадрли FIFO.

 

Оптимал алгоритм

 

Саҳифалар	Ушбу саҳифа манзилига ўтиш	Бу саҳифа бўшатилади ва янгисига алмаштирилади
1 чи саҳифа	10 та буйруқдан кейин
2 чи саҳифа	2 та буйруқдан кейин
3 чи саҳифа	5000 та буйруқдан кейин
4 чи саҳифа	200000 та буйруқдан кейин
. . .	. . .
(n-2) чи саҳифа	3500 та буйруқдан кейин
(n-1) чи саҳифа	7000 та буйруқдан кейин
(n) чи саҳифа	140 та буйруқдан кейин

 

Бу алгоритм бажарилмайди, шунингдек ҳар бир саҳифага мурожаат қилиш қачон бўлишини тизим била олмайди.

         Моделда дастурни бажариш ва саҳифага барча мурожаатлар, оптимал алмаштиришда биринчи ишга туширилган вақтда тўпланган саҳифа тўғрисидаги ахборотдан фойдаланиб иккинчи марта ишга туширишда амалга оширилади. Бундай алгоритм кирувчи маълумотларга эга ушбу дастурлар учун тўғри келади.

 

 

NRU алгоритм – саҳифадан сўнгги вақтда фойдаланилмайди.

 

 

Жараён R битни ишга туширганда М 0 ни ўрнатади. Саҳифага мурожаат қилинганда ОТ R битни ўрнатади. Агар саҳифа ўзгарса, унда М бит ўрнатилади. Маълумот манзилда бўлган анчадан бери мурожаат этилмаган саҳифадан фарқлаш учун R бит даврий равишда тозаланиб турилади.

Саҳифа жадвалини ўзгартириш (M-Modified)  ва мурожаат қилиш (R-Referenced)  ва ажратиш битларидан фойдаланади.

R битга мурожаат қилинганда 1 қўйилади ОТ бироз вақтдан сўнг уни 0 га ўзгартирмайди.

М фақат дискга ёзилгандан сўнг 0 га ўзгартирилади. Шу бит сабабли саҳифалар 4 синфга ажратилади.  

Саҳифали узилиш содир бўлганда, ОТ барча саҳифаларни тўрт тоифага ажратади:

1.     Мурожаат қилинмаган ва ўзгартирилмаган (R=0, M=0).

2.     Мурожаат қилинмаган саҳифани ўзгартирилган (бу саҳифада мурожаат бўлганда, лекин таймер бўйича тўхталиш бўлганда R бит ўрнатилади) (R=0, M=1).

3.     Мурожаат қилинган саҳифа ўзгармаган (R=1, M=0).

4.     Мурожаат қилинган ва ўзгартирилган (R=1, M=1).

Бу алгаритм мурожаат қилинмаганда (бизнинг ҳолатда 2 чи ҳолат) ўзгартирилган саҳифани бўшатиш мақулроқ ҳисобланилади.

 

FIFO (first in first out) алгоритми

 

 

Саҳифали узилиш содир бўлганда, асосий рўйхатдан саҳифа озод этилади, янги саҳифа эса унинг охириги қўшиб қўйилади.

         Ушбу алгоритмнинг камчилиги асосий рўйхатда саҳифа узатилиши ва илгариги барча саҳифалар бошқалари билан кўпроқ фойдаланиши мумкин. Шу сабабли амалиётда бундай алгоритмдан кам фойдаланилади.

 

“Иккинчи уринишли” алгоритм

 

 

Бу алгоритм FIFO алгоритмлари муаммоларидн қочишга ёрдам беради  R битни қўшиши ҳисобига хотирада тез тез фойдаланиладиган саҳифани алмаштиради. Агар R = 0 бўлса, унда саҳифа бир маротаба ҳам ўқилмайди. Агар R = 1 бўлса унда саҳифа ҳеч бўлмаганда бир маротаба ўқилган бўлади.

         Вақт 20 га тенг бўлганда узилиш содир бўлсин. Энг эски саҳифа А саҳифа бўлади. Агар  А саҳифанинг R бит 0 га тенг бўлса, унда у озод этилади.  Агар бит R = 1 бўлса, унда А саҳифа рўйхат охирига кўчирилади, унга “вақтни қўйиш” жорий белгилар ишлатилади шу сабабли R бит 0 белгисини қабул қилади. Излаш давом этади, навбатда В саҳифа кўчирилади.

Бу алгоритм самарадорлиги паст ҳисобланади ва доимий равишда рўйхат бўйлаб саҳифалар кўчиб юради.

 

“Иккинчи уринишли” алгоритм

 

 

FIFO, лекин агар R=1 бўлса, у ҳолда саҳифа навбат охирига ўтказилади, агар R=0 бўлса саҳифа озод этилади.

 

 

Назорат саволлари

 

1.     Компютер хотирасини жисмоний (физик) тузилиши?

2.     Хотирани бошқариш бўйича ОТ функцияси?

3.     Хотира бошқарув тизимининг функцияси?

4.     Хотирани сегментли ва сегментли – саҳифали ташкил қилиш?

5.     Виртуал хотирага таъриф беринг.

Фойдаланилган адабиётлар

 

1.Бэкон Д., Харрис Т. Операционные системы. - СПб.: Питер, 2004. - 800 с.: ил.

2.Гордеев А.В.Операционные системы. - СПб.: Питер, 2005. - 418 с.: ил.

3. Гордеев А. В., Молчанов А. Ю. Системное программное обеспечение. - СПб.: Питер, 2001. - 736 с.: ил.

4.Олифер В.Г, Олифер Н. А. Сетевые операционные системы. - СПб.: Питер, 2001. - 544 с.: ил.

5.Основы операционных систем: Курс лекций. / Е. Карпов, К. А, Коньков. - М.: ИНТУИТ.РУ «Интернет-Университет Информационных Технологий», 2004. - 632 с.: ил.

6.Партыка Т. Л., Попов И. И. Операционные системы, среды и оболочки. - М.: ФОРУМ - ИНФРА-М, 2005. - 400 с.: ил.

7.Таненбаум Э. Современные операционные системы. - СПб.: Питер,

2004.       - 1040 с.: ил.

 

5-мавзу: Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Операцион тизимларда қурилмаларни бошқариш масалалари.

 

Режа:

5.1.         Киритиш чиқариш аппаратли таъминоти.

5.2.         Киритиш- чиқариш қурилмаси.

5.3.         Хотирага тўғридан тўғри кириш.

 

Таянч сўзлар:   блокли,   белгили,  киритиш - чицариш   канали, хатони тўгирлаш коди, хотирага тўгридан тўгри кириш, буферлаш, спулинг.

 

5.1. Киритиш чиқариш аппаратли таъминоти.

 

Турли мутахассислар киритиш - чиқариш қурилмаси аппарат таъминотини турли хил тасвирлашади. Электр мухдандис микросхема, таъминот манбаси, двигител ва бошқа физик компонентлар сифатида, дастурчилар биринчи навбатда дастурий таъминот (буйруқлар, унинг вазифасини бажарувчи қабул қилиб олувчи қурилма, қурилмага хабар бериши мумкин бўлган хатолик) интерфейсига эътибор қаратади. Биз киритиш чиқариш қурилмасини лойиҳалаштириш, ишлаб чиқиш ёки қўллаб қувватлашга эмас унинг дастурланишига эътибор берамиз.

 

5.2. Киритиш- чиқариш қурилмаси

 

Киритиш - чиқариш қурилмасини икки тоифага ажратиш мумкин: блокли ва белгили. Блокли деб фиксирланган хажмли блок кўринишида манзилланадиган ахборотни сақловчи курилмага айтилади. Блок ҳажми одатда 512 дан 32768 байтгача ўзгаради. Блокли қурилманинг муҳим хусусиятларидан бири ҳар бир блок қолган блоклардан мустақил ўқилиши мумкинлигида. Блокли курилмалардан дисклар нисбатан кенг тарқалган.

Агар эътибор билан қаралса қурилмалар ўртасида чегара блок бўйича манзилланади, ва қурилма қаътий белгиланмаган тўғридан тўғри манзиллаш мумкин бўлмаган алоҳида қурилмани кўриш мумкин. Диск блокли манзиллаш қурилмасига асосланган, чунки дискни ўқувчи қурилма жорий ҳолатига боғлиқликдан ташқари ҳар доим уни белгиланган цилиндрга ўтказиш, сўнг керакли йўлакка алоҳида блокни ёзиш ёки ўқиш мумкин бўлади. Магнитли тасма (магнитафон) - дискни заҳира нусхаларини сақлаш учун ишлатилади. Тасмада блок кетма - кетликда сақланади. Агар магнитафон, бир нечта буйруқларни ўқишни буюрса, ундан тасмани қайтадан ўраш талаб этилади ва жараён ҳали бери якунловчи блокни бергунча маълумот ўқиш бошланади. Бу операция дискда блокларни излашга ўхшайди, у сезиларли катта вақтни олади. Бундан ташқари, тўплагич ва форматни сақлагичга боғлиқ экан, унинг маълумотлар ёзуви кафолатланмаган тасма воситасига алоҳида блокга ихтиёрий етказилади. Ихтиёрий кириш блок қурилмаси сифатида магнитли тасмадан фойдаланишга уриниш қандайдир қийинчилик даражасида бўлади (ҳеч ким бундай кўринишдан фойдаланмайди).

Киритиш - чиқариш қурилмасини бошқа хили - белгили қурилма. Белгили қурилма ҳеч қандай блокли структурасиз оқим белгили тақдим этилади ёки қабул қилинади. Белгили қурилма манзилланмайди ва излаш операциясини бажармайди. Принтер, тармоқ интерфейсли адаптерлари, сичқонча (экранда поцизияни кўрсатиш учун) ва дискга ўхшаш бўлмаган бошқа қурилмаларни белгили қурилма сифатида кўриб чиқиш мумкин.

Бундай схемани тоифаларга ажратиб бўлмайди. Айрим қурилмалар ҳеч бир тоифага мос келмайди. Масалан, соатлар блокли манзиллашга кирмайди. Шунингдек улар шаклланмайди ва белгили оқимларни қабул қилмайди. Уларнинг бари қаътий белгиланган вақт моментида тўхталиш содир бўлади. Блокли ва белгили қурилмаларнинг барча қисмлари етарлича кўп нарсаларни ўз ичига олган ва киритиш - чиқариш қурилмасидан мустақил операцион тизим дастурий таъминоти учун асосий ишларни амалга оширишга имкон берадиган қулай восита ҳисобланади. Файлли тизим мавҳум блокли қурилма билан мулоқот қилади, қурилмага боғлиқ қисми дастурий таъминотнинг паст поғонасида - қурилма драйверида қолади.

Киритиш - чиқариш қурилмаси ишлаш тезлиги оралиғи жуда кенг (3.1 - жадвал). Бу тартиби билан фарқланувчи маълумот узатиш тезликлари билан қурилмага хизмат кўрсатиш сифатини таъминлашга имкон берадиган сезиларли даражада дастурни мураккаблаштириб юборади. Йилдан йилга кўплаб киритиш - чиқариш қурилмаси ишлаш тезлиги ўсиб бормоқда.

 

3.1 - жадвал

 

 

Контроллер қурилмаси

Киритиш чиқариш қурилмаси механик ва электр компонентлардан иборат. Бу компонентлар кўп ҳолатларда максимал модел ва моделни умумлаштириш мақсадида мантиқий ажратилиши мумкин. Одатда у шахсий компютерларда кенгаювчан слотга ўрнатиладиган маълум бир кўринишли плата шаклида бўлади. Механик компонетлар - қурилманинг ўзи. Ушбу структура 3.1 - жадвалда келтирилган. Одатда контроллер платаси асосий қурилманинг ўзига кабел орқали уланиши мумкин бўлган қисмлар билан жиҳозланган бўлади. Кўплаб контроллерлар икки, тўрт, хатто саккизта қурилмаларни бошқариш қобилиятига эга бўлади. Агар контроллер ва қурилма ўртасида интерфейс стандартли бўлса, унда белгиланган расмий стандартлар ANSI, IEEE ёки ISO, ёхуд алоҳида қурилма ва контроллерлар ишини соддалаштириш учун чиқарилган стандартлар мавжуд. Кўплаб компаниялар IDE ёки SCSI интерфейси мос тушувчи қаттиқ дискларни ишлаб чиқарадилар.

 

 

3.1 – расм

 

Кўплаб кичик компютерлар ягона шина модели бўйича ташкил қилинган қурилмалар билан бирга ишлайди (3.1 - расм). Кўплаб машина, мэйнфреймлар киритиш - чицариш  канали деб аталадиган ихтисослаштирилган компютерларга киритиш - чиқариш хизматини кўрсатиш учун бир нечта шинали моделини ишлатади. Бундай ташкил қилиниш асосий процессорда юкламани пасайтиришга имкон беради.

Қурилма ва контроллер ўртасидаги интерфейс қисман паст поғона интерфейси ҳисобланади. Масалан, бирон бир қаттиқ диск секторлари 512 байт асосида ҳажмли йўлакчаларини 1024 сектор бўйича форматлаши мумкин. Дарҳақиқат контроллерда дискга секторида 4096 битли кетма кетликда сектор сарловҳаси (кириш қисми) бошланадиган бит оқимлар кетма кетлиги келиб тушади ва ниҳоят назорат суммаси, хатони тўгирлаш коди (Error-Correcting Code, ЕСС) деб ҳам аталади. Сектор сарловҳаси форматланяпган (шакл бериляпган) вақтда дискга ёзилади. У цилиндр ва сектор рақами. Сектор ҳажми, синхронизациялаш ахбороти ва бошқаларни ўз ичига олади. Блок байти одатда контроллер буферида битдан битларни тўплайди. Сўнг блок назорат суммасини текширади ва агар у сектор сарловҳасида кўрсатилган билан мос тушса, блок хатоси деб ҳисобланилади, шундан сўнг тезкор хотирага кўчирилади (нусха).

Монитор контроллери (видеоконтроллер) паст поғонада қурилмалар битли кетма кетликда ишлайди. У хотира байтлари ҳисобланилади ва ўз ичига сигнални тасвирлаш ва шакллантириш белгиларини олади, электрон трубка нурларини модуляциялашда ишлатилади, уни экранда расмини чиқаради. Бундан ташқари видеоконтроллер, сигнални шакллантиради, электр нурларни вертикал ва горизонтал жойлашишини бошқаради. Бу сигналлар суюқ кристал экранларда алоҳида пикселларда кўрсатилади ва уларни ёруғроқ кўрсатади.

Контроллернинг айрим қурилмалари асосан, диск босқичма босқич тўхталиши жуда қийин. Масалан, замонавий дискни ўқувчи контроллер қурилмалари бир неча мегабайтли ички хотирага эга. Контроллерни ўқиш операциясини бажариш натижасида керакли цилиндр кўрсатилгандан сўнг маълумотларни ҳисоблаш ва сақлаш амалга оширилади (секторга киришга рухсат бериш кутиб ўтирилмайди). Бундай кэшлаш маълумотлар сўрови кетма кетлигида самаралироқ бўлади. Талаб қилиняпган маълумотни олингандан сўнг контроллер секторлар кетма кетлигида кэшлашни давом эттириши мумкин бўлади. Шунга ўхшаш механизмлар дискга мурожаат қилмасдан ўқиш кўплаб сўровларига хизмат кўрсатишга имкон беради.

 

Киритиш- чиқаришни хотирада тасвирланиши

 

Ҳар бир контроллерда бир нечта регистрлар бор, упарнинг ёрдами билан марказий процессорга мурожаат қилиш мумкин. Бу регистрларга операцион тизим маълумотларни узатиш ва қабул қилиш қурилмаси буйруқларини жўнатади, ёқади, ўчиради ва бошқалар белгиланган белгиларда ёзилган бўлади. Ҳисобловчи регистр қурилмаси унинг ҳолати, тайёрлилигини қабул қилиш буйруғи ва бошқаларни аниқлашга имкон беради.

Операцион тизим тарафидан ўқиш ва ёзиш учун киришга рухсат этилган маълумотлар буферига эга кўплаб қурилмаларни бошқарув регистрига қўшилади. Масалан, видеохотира ёрдами билан амалга ошириладиган кўплаб компютерлар экранларида пикселларида тасвирланади. Буни видео хотира ўзининг буферида (маълумотлар тасвири ёзиладиган операцион тизим дастури) тақдим этади. Процессор бошқарув регистри ва қурилма маълумотлар буфери билан биргаликда ишлашининг икки хил йўли мавжуд. . Биринчиси ҳар бир регистр киритиш - чиқариш портига - 8 ёки 16 разрядли сонларни бериш таклиф этилади. Процессор бошқарув регистр PORT деб ҳисоблаши ва махсус киритиш - чиқариш буйрукдарида фойдаланадиган ўзининг REG регистрига натижаларни ёзиб қўйиши мумкин.

 

Масалан:

IN REG,PORT

Бошқарув регистр PORT қурилмасида процессор REG регистри қуйидаги буйруқлар ёзувини ўз ичига олади:

OUT PORT,REG

Кўплаб биринчи компютерлар, мэйнфреймлар (кўпроқ IBM 360 ва унинг барча эски версиялари) шундай кўринишда ишлаган. Бу ҳолатда хотира ва киритиш - чиқариш соҳаси 3.2 а расмда кўрсатилгандек фарқли манзил майдонларига эга бўлади.

 

 

3.2-расм

 

Бошқа компютерларда киритиш - чиқариш регистрлари одатий хотира манзил майдонидан фойдаланади (3.2 б раем). Бундай ташкиллаштирилиш киритиш - чиқаришни хотирада тасвирланиши деб аталади. У биринчи бўлиб кичик компютер (мини - компютер) PDP-11 фойдаланилган. Ҳар бир бошқарув регистри хотира билан боғланмаган хотира ноёб манзилини беради. 3.2 g расмда бошқарув регистри учун алоҳида киритиш - чиқариш порти ва маълумотлар буфери хотирасида тасвирлашда фойдаланиладиган аралаш схема келтирилган. Қурилма маълумотлар буфери 640 Кбайт дан 1 Мбайтгача заҳираланган манзил диапозонидан, ва киритиш - чиқариш порти биринчи 64 Кбайтни жойни оладиган Pentium процессорлари асосланган тизимда қўлланиладиган архитектурага ўхшайди.

Процессор барча ҳолатларда уни манзилини шина линияси манзилига киритади, сўнг бошқарув линияси бўйича ўқиш сигналини беради. Хотирага мурожаат қилишдан киритиш - чиқариш майдонига мурожаат қилишнинг фарқи иккинчи линия сигналини талаб қилишида. Хотирага мурожаат қилинганда хотира сўровга жавоб қайтариши керак. Киритиш - чиқариш муҳитига мурожаат қилинганда қурилма жавоб қайтаради. Ҳар бир хотира модули ва ҳар бир киритиш - чиқариш курилмаси манзиллари солиштирилади, хизмат кўрсатиладиган манзил диапозонида шинага ёзадиган ягона манзил мухити мавжуд (3.2. 6 - расм). Агар диапозон оралиғида бўлса курилма сўровга жавоб қайтаради. Манзил хотирада, киритиш - чиқариш қурилмасида такдим этилмаганлиги сабабли ихтилоф бўлмайди.

Тўхталиш

 

Контроллер регистри бир ёки бир неча битларни ўз ичига олади. Уларни чиқариш операцияси якунланганлигини текшириш ва аниқлаш ва янги маълумотларни қурилмага киритиш мумкин. Давр процессорларда бажарилади ва текширилувчи бит сўров ёки фаол кутиш деб аталадиган маълумотларни узатиш ёки қабул қилиш қурилмаси тайёрлигигача ҳолатида бўлади. Маълумотларни узатиш ва қабул қилишга ташқи қурилма тайёрлигини кутиш сабабли бир топшириқли тизимларда унча катта бўлмаган ажратилган киришга рухсат берилган фаол кутиш анча вақтни талаб қилади.

Битли ҳолатда қўшимча равишда кўплаб контроллерлар ёзиш ва ўқиш учун регистр тайёрлиги тўғрисида процессорга хабар беришга ёрдам берадиган тўхталишлардан фойдаланади. Киритиш - чиқариш контекстида кўплаб интерфейсли қурилмалар маълумотлар тайёрлигини ёки операциялар якунланганлигини билдирувчи чиқаришни генерациялайди, бироқ тизимли шина белгиланган линияси ишлайди. Тўхталишни чақириш операцияси якунланиши натижасида процессор тўхталади ва тўхталишларни қайта ишлаш процедураси ишга тушади. Тўхталишларни қайта ишлаш процедураси киритиш - чиқариш якунланганлиги тўғрисида операцион тизимга ахборот беради. Шундан сўнг операцион тизим битлар ҳолатини текшириши ва такроран узатишда ёки маълумотни олингандаги хатоликларни йўқ қилиши мумкин.

Контроллерга кирадиган тўхталишлар сони чегараланган. Масалан, Pentium шахсий компютерларида киритиш - чиқариш қурилмасига фақат 15 та тўхталишни киритишга рухсат берилган. Компютер она платасига ўрнатилган айрим контроллерлар эскирган. Маслан IBM РСда клавиатура контроллери. Контроллер IRQ- сигналларига мувофиқ ўрнатилган бирлаштирувчи платалари қисмларига (разъем) қўйилади ва баъзида қурилма ёзувчи ёки қабул қилгич восита орқали ёқилади. Агар фойдаланувчи янги картани ўрнатса, у мавжуд қурилмалар билан ихтилоф чиқармаслиги учун тўхталишни ўрнатишни фойдаланувчининг ўзи амалга ошириши керак бўлади. Кўплаб фойдаланувчилар буни нотўғри бажарадилар, тизимни юклаш босқичида тўхталиш линиясини қурилмага мустақил созловчи BIOS туфайли автоконфигурациялаш механизми (Plug and Play) пайдо бўлди.

 

5.3.         Хотирага тўғридан тўғри кириш

 

Хотирада киритиш чиқариш қурилмаси тасвирланишини қўллаб қувватлашни мустақил бўлиши учун марказий процессорга у билан маълумотлар алмашиш учун контроллер қурилмасини манзиллаш керак бўлади. Процессор байт асосида контроллердан маълумотларни сўраши мумкин. Лекин агар катта блокли қурилмадан қабул қилиш талаб этилса (масалан дискли ҳисоблаш), вақтнинг катта қисми уни ишга туширишга сарфланади. Ушбу сабаб бўйича хотира билан бирга ишлаш учун хотирага тўгридан тўгри кириш (Direct Memory Access, DMA) деб аталадиган усул ишлатилади кўплаб компютерларда бундай контроллерларга эга. Баъзида DMA- контроллерлар бошқа контроллерларга қўйилади (масалан дискни ўқувчи контроллерлар), лекин ҳар бир қурилмага талаб қилинади. Тизимлар кўпинча ягона DMA-контроллерига эга бўладилар, яъни одатда она платага жойлаштирилади. У параллел равишда кўплаб киритиш - чиқариш қурилмаларида маълумотлар алмашишни бошқаради.

DMA-контроллер ўқиш ва ёзиш учун процессорга киришга рухсат бор бир нечта регистрларга эга: манзил регистри, байтларни ҳисоблагич ва қатор бошқарув регистрлари. Киритиш - чиқариш портидан сўнгги фойдаланадиган бир даврда жўнатувчи маълумотлар (байт ёки сўз) ва байт сонлари алмашади, маълумотлар алмашишни йўналтиради (ўқийди ёки ёзади).

 

 

3.3-расм

 

DMA функциясини аниқлаштириб олиш учун дастлаб хотирага тўғридан тўғри кириш мавжуд бўлмаган дискли ўқишни амалга оширилиши кўриб чиқамиз. Дастлаб контроллер битдан битгача кетма кетликда контроллер ички буфери кўрсатилмагунга қадар блок (бир ёки бир нечта сектор) деб ҳисобланилади. Сўнг назорат суммаси ҳисобланилади ва мавжуд хатолар текширилади. Ҳисоблаш, циклик, байтли ёки сўзли кўринишда амалга оширилади. Байт (сўз) ҳисоблангандан сўнг у асосий хотирада сақланади, хотира манзили кўпаяди ҳисоблагич қолган элементларни декрементлайди. Ҳисоблагич нолга тенг бўлганда цикл тўхтатилади.

Хотирага тўғридан тўғри кириш процедура тавсифини ўзгартиради. Дастлаб процессор DMA-контроллерни дастурлайди, унинг регистрига ёзувларни ёзади (қаерга жўнатилиши контроллерда кўрсатилган (3.3 расмда 1 қадам). Сўнг контроллерга ўзининг ички буферида дискдаги маълумотларни ҳисоблаш буйруғини жўнатади ва назорат суммасини текширади. DMA маълумотлари контроллерда пайдо бўлгандан сўнг ишлашни бошлаши мумкин бўлади.

DMA-контроллер маълумотларни кўчиришни бошлайди, ўқиш сўровини шина бўйича контроллерга дискга жўнатади (иккинчи қадам). Бу сўров ўқишга одатий сўров бўлади, чунки дискни контроллер марказий процессордан ёки DMA-контроллеридан жўнатилганлигини билмайди. Хотира манзили одатда манзилли шинада жойлашган бўлади, ўзининг ички буферидан кейинги сўзларни қаерга жўнатиш кераклиги тўғрисида бохабар бўлади. Хотирада ёзиш шинанинг яна бир стандарт цикли бўлади. (3 - қадам). Ёзиш тугагандан кейин диск контроллери шина бўйича DMA-контроллерини қўллаб қувватлайдиган сигнални жўнатади (4 - қадам). Сўнг DMA-контроллер хотирада фойдаланилган манзилни инкрементлайди ва ҳисоблагич байт қийматини декрементлайди. Шундан сўнг ҳисоблагич нолга тенг бўлгунга қадар 2-4 қадамлар такрорланади. DMA-контроллерида кўчириш (нусха олиш) цикли тугаши бўйича процессор тўхтатилади. Операцион тизимга хотирадан дискли блокни кўчириш керак эмас. У аллақачон у ерда жойлашган бўлади. Контроллерга ички хотира икки сабаб туфайли зарур. Биринчиси ички буферлаш ҳисобига диск контроллери хотирага маълумотлар жўнатилиш бошланишигача назорат суммасини текшира олиши мумкин бўлади. Агар қийматлар мос келмаса, хато тўғрисида сигнал шакллантирилади ва маълумотларни узатиш амалга оширилмайди.

Иккинчидан дискни ўқиш операцияси бошланганда битларни контроллер қабул қилиш ва қилмаслигига боғлиқ бўлмаган ҳолда доимий тезлик билан келиб тушиши бошланади. Агар диск контроллери бу маълумотларни хотирага тўғридан тўғри ёзишга ҳаракат қилса, уни тизимли шина бўйича амалга оширади. Агар навбатдаги сўзни узатишда шина бирон бир бошқа қурилма билан банд бўлса диск контроллери кутишига тўғри келади. Агар кейинги сўз контроллер кечикишларни сақлашини амалга оширишга улгуришига нисбатан дискда аввал келган бўлса контроллер аввалги сўзни йўқотади ёки уни яна бир бор хотирлайди (эсга олади). Агар шина интенсив фойдаланилса контроллер бир нечта сўзларни шу заҳоти сақлаши керак бўлади ва кўплаб хизмат ишларини бажаради. Хотирага тўғридан тўғри кириш операцияси бошланмагунга қадар шина ички буфери мавжуд бўлиши зарур эмас. Натижада дискли қурилма соддароқ бўлади чунки, вақтинчалик параметрларни хотирага тўғридан тўғри кириши қийин бўлмайди.

Киритиш- чиқариш дастурий таъминоти

Киритиш - чиқариш аппаратурасидан киритиш - чиқариш дастурий таъминотига ўтамиз. Дастлаб биз киритиш чиқариш қурилмаси дастурий таъминоти вазифалари билан танишиб чиқамиз, сўнг операцион тизим нуқтаи назаридан киритиш - чиқариш операцияларини бажариш йўлларини кўриб чиқамиз.

Киритиш чиқариш дастури таъминоти вазифалари

 

Киритиш - чиқариш дастурий таъминотини ишлаб чиқиш концепцияси қурилмадан мустақиллиги билан маълум. Бу концепция аниқ бир қурилмани кўрсатмасдан туриб исталган киритиш чиқариш қурилмасига киришга рухсат олиш йўллари ёзилган дастур имкониятларини билдиради. Кирувчи файлдаги маълумотларни ўқувчи дастур дискет, қаттиқ диск ёки компакт - дискдаги файллар билан бир хил ишлай олиши керак. Айнан нимага дастурда ҳеч қандай ўзгаришларсиз. Масалан, қуйидагига ўхшаш буйруқларни бажариш учун керак

sort <input >output

Бу буйруқ киритиш қурилмалари сифати - юмшоқ диск, IDE-диск, SCSI- диск ёки клавиатуралар билан ишлай олиши керак. Чиқариш қурилмаси сифатида хам экран, дискдаги исталган файл ёки принтер билан бир хил ишлай олиши керак. Асосий муаммо операцион тизим ечиши керак бўлган ушбу қурилмалар билан боғланишларнинг фарқли эканлигидадир. Файл номи ёки қурилма содда матн қаторидан ёки бутун қиймат ва физик қурилмага боғлиқ бўлмаган кўринишга эга бўлиши керак.

Киритиш чиқариш қурилмасининг бошқа бир муҳим жиҳатлари хатоларни қайта ишлашида. Хатолар аппаратурага яқин кўринишда қайта ишланиши мумкин. Агар контроллер ўқиш жараёнида хатоликни аниқласа, у бу хатони ўзи ўзгартириш имкониятлари асосида харакат қилиб кўриши керак. Агар буни бажаришга уни кучи етмаса, у ҳолда қурилма драйверда қайта ишланиши керак. Кўпинча хатолар вақтинчалик бўлиши мумкин. Масалан, ўқувчи мосламадаги чангни чиқиши туфайли хато ўқиши. Бундай хатолар блокни такроран ўқиш жараёнида содир бўлмайди. Фақат агар паст поғонада муаммо пайдо бўлса бу ҳақда юқори поғонага ахборот беради. Кўп ҳолатларда хатодан сўнг қайта тиклангандан юқори поғона учун аниқ бўлган паст поғонада қилиш афзал кўрилади, унда мавжуд узилишлар ҳақида юқори поғона хабардор бўлмаслиги ҳам мумкин бўлади.

Яна бир калит сўз - маълумотларни узатиш усули: асинхронга (тўхталишларни бошқариш) тескари синхронли (блоклови). Физик поғонада киритиш - чиқариш кўплаб операциялари асинхронли (марказий процессор маълумотлар узатишни бошлайди ва тўхталиш бўлмагунга қадар унга эътибор бермайди) бўлади. Фойдаланувчи дастурларини киритиш чиқариш операцияларини қўллайдиган (чақириқ тизимига мурожаат қилингандан сўнг receive дастури буферда маълумотлар пайдо бўлмагунга қадар автоматик тўхтатади) дастурни ёзиш сезиларли даражада осон. Киритиш - чиқариш операцияси учун асинхронли, фойдаланувчи дастури учун эса операцион тизимда ишлайдиган блокловчи бўлади.

Киритиш чиқариш дастурий таъминоти ҳақида гапирганда буферлашга эътибор бериш керак бўлади. Маълумотлар кўпинча қурилмадан келиб тушади, у охирги нуқтасига дарров сақлашнинг имконияти йўқ. Масалан, пакет тармоқ орқали келганда, операцион тизим бу пакет нимага кераклигини ўрганиб чиқмагунча уни қаерга жойлаштиришни билмайди. Бундан ташқари, реал вақтда ишлайдиган бошқа кўплаб қурилмалар учун маълумотларни келиб тушиш муддатини кўрсатувчи параметрлар муҳим ҳисобланилади (масалан, рақамли овозни қайта тикловчи қурилмалар), шу сабабли қабул қилиб олинган маълумотлар буферни тўлдириш тезлигига боғлиқ бўлмаган, овоз чиқурувчи буфурдан чиқариб олишда тезлик учун аввалдан чиқувчи буферда жойлаштирилади. Буферлашда сезиларли микдорда маълумотларни кўчириши назарда тутилади. Кўпинча киритиш - чиқариш операциясини самародолигини пасайтирувчи омил сифатида кўрилади.

Бу тушунча сўнгида ажратиш қурилмаси ва қисмларга бўлиш қурилмалари бўлади. Дискга ўхшаш баъзи киритиш - чиқариш қурилмалари кўп сонли фойдаланувчилар билан бир вақгда ишлай олиши мумкин. Шу сабабли бир нечта фойдаланувчилар битта дискда битта файлни очганда муаммо пайдо бўлмаслиги керак. Магнит тасмали тарқатгич каби бошқа қурилмалар ушбу қурилмада у якунланмагунга қадар бир фойдаланувчилик бўлади. Агар бир вақтнинг ўзида икки ва ундан ортиқ фойдаланувчилар битта тасмага аралаш блокларни ёзишса, яхши нарса олинмайди. Ажратилган (монопол фойдаланиладиган) қурилмаси биргаликда блоклаш каби муаммоларни келтириб чиқаради. Операцион тизим қисмларга ажратиш ва ажратиш қурилмаларини бошқариш ва турли хил муаммоларни мустақил еча олиши керак.

                Бу муаммоларни ҳал қилиш учун киритиш - чиқариш дастурий таъминотини тўрта поғонага ажратилади:

-                    Тўхталишларни қайта ишловчи (паст погона)

-                    Қурилма драйвери

-                    Аппаратура кодидан мустақил операцион тизимилар

-                    Фойдаланувчи дастурлари (юқори погона)

 

Тўхталишларни қайта ишловчи

 

Баъзида киритиш чиқариш дастурлари кўплаб киритиш чиқариш операцияларида тўхталишлардан қочиш учун фойдали бўлади. Тўхталиш беркитилган бўлиши керак. Драйвер down процедура семафорасида, ўзгарувчан ҳолат wait процедурасига, хабар ёки шунга ўхшаш receive процедурасида бажариб ўзини ўзи блоклаши мумкин.

Тўхталиш содир бўлганда тўхталишларни қайта ишловчи ишга тушади. Уни якунида у драйверни блокировкадан чиқаради. Айрим ҳолатларда семафорада up процедураси орқали амалга оширилади. Бошқа ҳолатларда тўхталишларни кайта ишловчи ҳолатни ўзгатиришли signal мониторини чақиради. Ёки блокланган драйверга хабар жўнатади. Исталган ҳолатда ҳам натижа бир хил бўлади - драйвер блокдан чиқарилади ва ишини давом эттиради. Бу схема ҳусусий ҳолатларда, стек ва ҳисоблагич буйруқлари ўлганда драйверларда жуда яхши ишлайди.

 

 

 

Қурилма драйверлари

 

Биз бу бўлимда ҳар бир контроллер қурилмасида буйруқларни ёзиш, қурилма ҳолатини ҳисоблаш ёки бошқа ишларни бажариш мумкин бўлган регисрлар мавжуд эканлигини билиб олдик. Регистрлар миқдори ва буйруқлар мазмуни қурилмадан қурилмагача ўзгаради. Масалан, сичқонча драйвери уни жойлашиши ва тугмани босилиши ҳақида ахборот беради. Бу вақтда диск драйвери сектор, йўлакча, цилиндр, уларни жойлашиши ва двигател ўрнатилиш вақти ва шунга ўхшаш бошқа маълумотлар ҳақида ахборот бериши керак.

Компютерга уланган ҳар бир киритиш - чиқариш қурилмасини бошқариш учун махсус дастурлар талаб этилади. Бу дастурлар курилма драйвери дейилади, кўпинча қурилма ишлаб чиқарувчиси ёзади, қурилма билан биргаликда компакт - дискда тарқатилади. Ҳар бир операцион тизим учун махсус драйверлар талаб қилинар экан, одатда ишлаб чиқарувчилар бир нечта кенг тарқалган операцион тизимлар учун драйверларни жойлаштирадилар.

Ҳар бир драйвер бир турдаги қурилмага ёки бир бирига ўхшаш кўплаб қурилмаларга кирадилар. Масалан, битта сичқонча драйверига қарамасдан тизим бир нечта турдаги сичқончаларни қўллаб қувватлайди. Диск ўқувчи қурилма драйверлар бир неча турдаги дискли, турли ҳажмли ва тезликни қўллаб қувватлаши, шунингдек компакт - дискли имкониятли бўлиши мумкин.

Драйвер қурилма аппарат қисмига кириш имкониятини беради, унда контроллер регистри мавжуд, ўнта операцион тизим ядросида интеграцияланади. Бундай усул юқори самародорликни таъминлайди. Лекин паст ишончликка эта бўлади, сабаби, исталган қурилма драйверидаги хато бутун бир тизимни ишини издан чиқаради.

Операцион тизим нуқтаи назаридан қаралганда драйверлар блокли (масалан, дискли) ва белгили (масалан, клавиатура ва принтерлар) курилмалари учуй бўлади. Кўплаб операцион тизим компютерга тегишли бўлган барча блокли ва барча белгили қурилмаларни қўллаб қувватлаши керак бўлган иккита стандарт интерфейс аниқланилади. Интерфейслар ўзининг ишини бажарилишини драйвер орқали таъминлайдиган операцион тизимларда чақириладиган процедуралар мажмуини ўз ичига олади.

Драйвернинг вазифаси юқори погона аппаратдан мустақил дастур мавҳум сўровларини қабул қилиш ва сўров бажарилганлиги тўғрисида хабар бериш. Одатий сўров дискдан драйверга келиб тушади - берилган маълумотлар блоки деб ҳисобланилади. Шу сабабли агар сўровни узатиш вақтида ҳаракатсиз бўлса, у дарров ишлашни бошлайди. Агар драйвер банд бўлса, сўров одатда навбатга қўйилади ва унга имконият бўлганда хизмат кўрсатилади.

Киритиш – чиқариш сўровига хизмат кўрсатишда биринчи қадам узатилган параметрларни тўғрилигини текшириш ва хатоларни тўғирлаш бўлади. Агар сўров тўғри бўлса кейинги қадам мавҳум тақдим этилган шаклдан аниқ бир шаклга ўтказилади.

Шундан сўнг  белгиланган буйруқларни бажаришда драйвер контроллер  регистри орқали унинг қурилмасига узатишни бошлайди. Содда контроллерлар битта буйруқ бўйича бир марта қабул қилади, нисбатан мураккаб буйруқлар рўйхати билан боғлиқликни қўллаб қувватлаш операцион тизимнинг иштирокисиз бажарилади.

Барча буйруқлар узатилгандан сўнг ҳолат икки ценарийдан биттага ўтади. Қурилма драйверлари кўп ҳолатларда унинг учун белгиланган иш бажарилмагунга қадар кутадилар, шу сабабли қурилмадан тўхталишлар келиб тушгунга қадар блоклаш ҳолатида бўлади.  Бошқа бир вариантда операция кутишсиз якунланади ва драйверни блоклашга зарурат бўлмайди.

Агар драйвер блокланса унда тўхталиш бўлганда блокдан озод этилади. Бошқа бир ҳолатда драйвер блокланмайди, умуман блокланмайди. Драйвер операциясини якунлаш бўйича операция хатосиз ўтганлигига ишонч ҳосил қилиши керак. Агар бари тўғри бўлса драйверга қурилма дастурий таъминотидан мустақил равишда маълумотларни узатиш мумкин бўлади (фақат ўқилган блоклар). Ва ниҳоят драйвер операция якунланганлиги тўғрисида маълумот учун чақирувчи  дастур айрим  ахборотларига мурожаат қилинади. Агар навбатда бошқа сўров турган бўлса, улардан бири танланилади ва ишга туширилади, бошқа сўз билан айтганда драйвер кейинги сўровни кутишга блокланади.

 

Қурилмадан мустақил киритиш – чиқариш дастурий таъминоти

 

Баъзи бир дастурий таъминот қисмлари аниқ бир қурилма билан бирга ишлаш учун мўлжалланган, унинг қисми нисбатан қурилмадан мустақил. Драйвер ва қурилмадан мустақил дастурий таъминот ўртасидаги аниқ чегара тизимдан ўтади, баъзи бир функциялар қурилмадан мустақил ҳолда амалга оширилиши мумкин. Кейинги функция одатда қурилмадан мустақил дастурий таъминотни амалга оширади:

•      қурилма драйвери учун ягона кўринишли интерфейслар;

•      буферлаш;

•      хатоликлар тўғрисида  хабар;

•      ажратилган қурилмани эгаллаш ва озод этиш;

•      блок ҳажмига боғлиқ бўлмаган аппарат таъминоти.

Қурилмадан мустақил дастурий таъминотнинг бош мақсади – барча қурилмалар учун умумий киритиш – чиқариш функциясини бажариш ва фойдаланувчи даражасида дастурлар учун ягона кўринишли интерфейсларни тақдим этиш. 

 

Қурилма драйвери учун ягона кўринишли интерфейслар

 

Операцион тизимдаги асосий вазифаси – киритиш – чиқариш ва драйвер қурилмаларини тақдим этишни нисбатан бир хил шаклга келтириш. Агар дисклар, принтерлар, мониторлар, клавиатуралар ва бошқа қурилмалар ҳар ҳил интерфейсга эга бўлиб, ҳар бири янги қурилма компютерга уланганда операцион тизимдан модификациясини талаб қилади. 3.4 а – расмда схема кўринишида ҳолат, яъни ҳар бир қурилма драйвери операцион тизим билан шахсий интерфейсига эга бўлгани, 3.4, б расмда барча драйверлар бир хил интерфейсга эга бўлгани тасвирланган.

Стандарт интерфейслар янги қурилма драйверлари тизимга кириши соддалаштирилган. Стандартга риоя қилиш драйвер муаллифи қайси бир функция жорий қилинганлигини ва ядрода қандай чақириқ жойлашганлигини билади. Амалиётда фарқланади, бироқ уларнинг сони кўп эмас, ва турли хил турлар ўртасида кўплаб умумийлик мавжуд. Хатто блокли ва белгили қурилмалар камдан кам бир хил функцияни бажаради.

Интерфейсни бир хиллаштиришнинг муҳим омилларидан бири – киритиш – чиқариш қурилмаларини номлаш усули. Аппаратдан мустақил бўлган дастур драйверларига тегишли қурилмаларига белгили номлар бериш. Масалан UNIX ва MINIX 3 да қурилма номи махсус файл индексини кўрсатувчи бир маъноли /dev/diskO, мос бўлган драйвер эса қурилмани бош рақами бўйича аниқланилади.

 

3.4 – расм

 

Буферлаш

 

Буферлаш блокли ва белгили қурилмалар учун жуда муҳим ҳисобланилади. Аппарат таъминот блокли қурилмадан одатда катта блокларни ўқиш ва ёзишни талаб қилади. Бироқ фойдаланувчи  дастурлари учун бундай чегара йўқ, улар исталган ҳажмда ахборотни узатишга ҳақли бўлади. Шу сабабли агар фойдаланувчи фақат блокнинг ярмини жўнатса, одатда операцион тизим дискга бу маълумотларни дарров ёзмайди, блокнинг қолган қисмини жўнатилишини кутади. Белгили қурилмаларда фойдаланувчи  уларни қабул қилиб олиш ҳолатидаги қурилмага нисбатан тезроқ маълумотларни жўнатади, бундай кўринишда бу ерда буферлаш зарур. Маълумотлар келиб тушиши бундан мустасно эмас, масалан, клавиатурадан олдинга ўтиб кетиши мумкин ва бу ҳолат буферсиз бўлмайди.

 

Хатоликлар тўғрисида хабар

         Киритиш – чиқариш қурилмаси контекстида – ҳеч қаерида содир бўлмайди. операцион тизим уларни қайта ишланишини юқори даражада кучайтиришни давом этириши керак. Кўплаб хатолар аниқ бир қурилма учун спецификли бўлади ва драйверда қайта ишланиши керак, чунки уни тўғирлашни фақат у билади (масалан, ҳаракатларни такрорлаш, хатоликларни рад этиш ёки тизимни рад этиш).

         Ўзига хос хатоликлар – диск блокига киришга рухсат бермайди ёки бузади.  Диск драйвери ва агар юқорида турувчи дастурга ахборот беришни уддалай олмаса, бир неча маротаба такроран ўқишга ҳаракат қилинади. Бу вақтда хатони қайта ишлаш аппаратдан мустақил ҳолда бўлади. Агар хато фойдаланувчи дастурини ўқиш жойида бўлса, чақириқларни бажарувчи дастур маълумотларини жўнатиш етарли бўлади. Агар  тизим структурасини муҳим қисмларини ўқиш имконияти бўлмаса, хатолик тўғрисида ахборотни тизимга узатади ва ўз ишини якунлайди.

 

Ажратилган қурилмаларни банд қилиш ва озод этиш (бўшатиш)

Айрим қурилмалар масалан, CD-RW узатгич вақтнинг ҳар бир онида жараённи тўлиқ эгаланишини назарда тутади. Операцион тизим бундай қурилма билан фойдаланиш сўровини кўриб чиқиши ва уларни сўраляпган қурилмага киришга боғлиқ бўлган сўровни бажарилишини қабул қилиши ёки рад жавобини бериши керак. Бундай сўровларни қайта ишлаш содда усули махсус файллар билан ўзаро боғланиш бўйича open чақириқ тизимини жорий қилиш билан якунланади. Агар қурилмага киришга рухсат бўлмаса, open чақириғи муваффақиятсиз якунланади. Close чақириқ тизимига мурожаат этилиб қурилма бўшатилади.

 

Блок ҳажмига боғлиқ бўлмаган аппарат таъминоти

Турли хил дискларда турли ҳажмли секторлар бўлиши мумкин. Қурилмадан мустақил дастурий таъминот юқори поғонадан бу фактларни яшириши керак ва ягона кўринишли ҳажмли блок сифатида тақдим этиши керак, масалан битта мантиқий асосда бир нечта  физик сегментларни бирлаштирилиши. Шу сабабли нисбатан юқори поғона физик сектор ҳажмига боғлиқ бўлмаган битта мантиқий блок ҳажмида фақат мавҳум қурилмага эга бўлади. 

Айрим белгили қурилмалар ўзининг байтли маълумотларини тақдим этадилар (масалан, модемлар), унда бошқалар уни каттароқ миқдорда ажратадилар (тармоқ интерфейслар). Булар шунингдек  яширилиши билан фарқ қилиши мумкин.

 

Фойдаланувчи муҳитида киритиш – чиқариш дастурий таъминоти

 

Киритиш – чиқариш қурилмасини катта бир қисми  операцион тизимга тегишли бўлса унинг оз қисми кутибхона, фойдаланувчи  дастурларини компоновкалаш ёки хатто ядрода ишлайдиган бутун бир дастурни ўз ичига олади.  Чақириқ тизимлари киритиш – чиқариш чақириқ тизимларини ўз ичига олади. Одатда кутубхона процедураларидан иборат бўлади.

Масалан : count = write(fd_f buffer, nbytes);

         Агар С – дастур бундай чақириқни ўз ичига олса, кутубхона write процедураси дастурлар билан бутун бир кўринишга келтирилади, бундай кўринишда дастур бажарилиш вақтида хотирага юкланадиган иккилик кодни кўрсатади. Бундай кутубхонали процедуралар тўплами шубҳасиз киритиш – чиқариш қурилмасини қисми бўлади. Кутибхонали процедуралари камдан кам ҳолатларда киритиш ва чиқариш операциялари шаклида бажарилади. Масалан, print f  С-процедураси матн қатори киришида қабул қилинади ва бир нечта қўллаш имконияти бўлган ундан ASCII-қаторларини яратади, шундан сўнг бевосита чиқариш учун write чақириқ тизимини ишлатади.

Баъзи фойдаланувчи муҳити киритиш – чиқариш дастурий таъминоти кутибхонали процедурадан иборат бўлади. Бошқа бир муҳим тоифа – бу спулинг тизими. Спулинг (spooling) ўзида кўп топшириқли тизимларда ажратилган қурилмалар билан ишлаш йўлларини тақдим этади. Спулингдан фойдаланадиган қурилманинг ўзига хослиги принтер бўлади. Принтерда ҳар бир фойдаланувчига махсус белгили файл очишга рухсат беради. Бироқ жараён уни очишда жорий бир неча соатда принтерга мурожаат этмайди бу вақтда ҳеч бир жараён ҳеч нарсани чоп эта олмайди. Бу билан бирга домен деб аталадиган махсус жараён ва спулинг катологи деб аталадиган махсус катологни яратади. Файлни чоп этиш учун дастлаб жараён спулинг катологида жойлашган, чоп этиш учун мўлжалланган махсус файлни яратади. Бу файлни махсус файл принтерига фойдаланишга рухсат берилган ягона жараённи домен чоп этади.  Бундай кўринишда, муаммо қандайдир жараён принтерни узоқ вақт давомида эгаллаб турса фойдаланувчининг тўғридан тўғри киришидан махсус файлларни ҳимоялашни ҳал қилиш бўлади.

         Спулинг  фақат принтер учун фойдаланилмайди. Масалан домен таркибига кирадиган электрон почта дастурий таъминотида. Жўнатилиши керак бўлган хат спулинг католигада жойлашади. Сўнг домен электрон почтани очиб кўради, уни қаерга жўнатиш кераклигини аниқлайди ва жўнатади. Вақтнинг исталган моментида киришга рухсат олинмаганликни олиш эхтимоллиги мавжуд бўлади; бу ҳолатда домен спулинг катологида хатни қолдиради ва кейинроқ такроран узатишга ҳаракат қилиш тўғрисида ахборотни қайд этиб қўяди. Демон шунингдек, кечикиш тўғрисидаги хабарни жўнатиши мумкин, агар хат жорий бир неча соатда ёки кунда жўнатилмаса – хатни жўнатиш имконияти  йўқлиги тўғрисида ахборотни жўнатади.

3.5 – расмда барча поғоналари билан киритиш – чиқариш тизими структураси ва ҳар бир поғонанинг асосий функциялари кўрсатилган.

 

3.5 – расмдаги кўрсаткич оқимлар бошқарувини тасвирлайди.

 

Масалан, фойдаланувчи дастури операцион тизимда ишга туширилган чақириқларни қайта ишлаш учун файлдаги блокни ўқишга ҳаракат қилади. Қурилмадан мустақил дастурий таъминот бу блокни кэшдан қидиради. Агар талаб қилиняпган блок бўлса, у аппаратурага мурожаат қилиш ва дискдан бу блокни қабул қилиш учун қурилма драйверини чақиради. Жараён дискни ўқиш операциялари якунлангунга қадар блокланади.

Диск операцияни якунлаганда, аппарат узилади. Тўхталишларни қайта ишлаш нима содир  бўлганлигини аниқлаш учун ишга тушади, унда қайси механизм эътибор талаб этиляпганлиги аниқланилади. Сўнг у механизм ҳолати тўғрисида ахборотни олади ва киритиш – чиқариш сўровини қайта ишлашни якунлаш учун “вақтинчалик тўхтаб турган” жараённи фаоллаштиради, ва фойдаланувчи режими ишлашни давом эттиришга топширилади.

        

Ўзаро биргаликда блоклаш

 

Компютер тизимларида вақтнинг ҳар бир онида фақат битта жараёнда фойдаланиш мумкин бўлган ресурлар мавжуд. Мисол сифатида принтерларни магнитли лента тарқатгичлар ва тизимнинг ички жадвал элементларини келтириш мумкин. Принтерга бир вақтнинг ўзида маълумот узатадиган иккита жараён мавжуд, белгилар тўпламини чоп этишга бериш мантиқсиз. Битта ва шу файл тизими жадвал элементидан фойдаланадиган иккита жараён мавжуд бўлиши файл структурасини барбод бўлишига олиб келади.  Шу сабабли барча операцион тизимлар дастури ва аппарат ресурсларига охирги чора сифатида вақтинчалик киришни жараёнларга тақдим этиши мумкин.

         Амалий жараён кўпинча бир эмас бир неча ресурсларга кира олиши зарур. Фараз қиламиз, масалан иккала жараённинг ҳар бири компакт – дискдан ҳужжат нусҳасини ёзиб олишни исташи мумкин. А жараён сканердан фойдаланишга рухсат сўрайди ва уни олади. В жараён бошқа дастур билан дастурланганлиги сабабли дастлаб компакт дискга ёзиш учун қурилмага мурожаат қилади.  Сўнг А жараён компакт дискга ёзиш учун қурилмага мурожаат қилади, лекин бу қурилма В жараён билан банд қилинганлиги сабабли сўровга рад жавоби берилади. Афсуски, компакт –дискга ёзиш учун қурилмани озод қилишда В сканердан сўрайди. Жараёнлар блокланганлигини кўрсатади. Бундай ҳолат ўзаро биргаликда блоклаш ёки тупик дейилади.

 

Ресурслар

Тизим жараён қурилма, файл ва бошқаларга кириш қоидаларини тақдим этганда ўзаро биргаликда блоклашни кўришимиз мумкин. Ўзаро биргаликда блоклаш тўғрисида умумий бир хулосага келиб объектга киришни ресурс деб аташимиз мумкин. Ресурс қурилма (масалан, магнитли тасмали тарқатгич) ёки ахборот бир қисми (маълумотлар омборида беркитилган ёзув) бўлиши мумкин. Компютерда мурожаат қилиш мумкин бўлган турли ҳажмли ресурслар мавжд. Бундан ташқари тизимда бирон бир ресурснинг бир нечта нусхаларини кўришимиз мумкин. Агар тизимда бир хил деб аталадиган бир нечта ўзаро алмашадиган ресурс нусхаларини бор, унда ресурсларга мурожаат қилишга жавоб нусхалардан киришга рухсат этилган исталган бирини тақдим этиши мумкин. Ресурс – вақтнинг исталган онида фақат битта жараёндан фойдаланиш қоидаси.

         Ресурслар икки хил бўлади: юкланадиган ва юкланмайдиган. Юкланадиган ресурс жараённинг эгасидан олиш зарарсиз. Бундай ресурсларга хотирани киритиш мумкин. Масалан, фойдаланувчи хотираси 64 Мбайт ли тизимга битта принтер ва ҳар бири ниманидир чоп этишни истаяпган 64 Кбайтли иккита жараён бор. А жараён сўрайди ва принтерни олади, сўнг чоп этиш учун маълумотларни ҳисоблашни бошлайди. Яна ҳисоблашни тугамасдан, ўзининг квант вақтини оширади ва ўрин алмаштириш майдонида дискга юклайди.

         Шундан сўнг В жараён ишлайди ва бекордан бекорга принтерга мурожаат қилишга ҳаракат қилади. Натижада тупикли вазиятга тушиб қолинади, А жараён принтерни эгаллаб олганлиги сабабли, В жараён хотирани банд қилади ва улардан ҳеч бири ресурсиз ўз ишини давом эттира олмайди. Б жараённи хотирага юклаш таъқиқланмаган, уни  ўрин алмаштириш майдонида хотирага ўтказилади ва А жараённи хотирадан дискга юкланади. Шундан сўнг А жараён ҳисоблашни якунлаши, чоп этишни бажариши ва сўнг принтерни бўшатиши мумкин. Ўзаро биргаликда блокланиш содир бўлмайди.

         Юкланмайдиган ресурс – ҳисоблаш натижасида йўқ қилиб бўлмайдиган жорий эгасидан олиб бўлмайдиган ресурс. Агар компакт – дискга ёзиш вақтида ёзиш учун қурилмадан жараённи тўсатдан тортиб олса ва уни бошқа жараёнга узатса, унда компакт – диск ишдан чиқиш натижасини оламиз. Компакт дискни ёзиш учун қурилма вақтинчалик ресурс ихтиёрий вақтда юкланмайди.

         Ўзаро биргаликда блоклаш юкланмайдиган ресурс ҳисобланади. Тупикли ҳолатда, яъни ресурс кўринишига қарама қарши бўлганда, одатда бир жараёндан бошқасига ресурсларни тақсимлашга рухсат беради. Шу сабабли биз эътиборимизни юкланмайдиган ресурсларга қаратамиз.

         Ресурсдан фойдаланиш учун зарур ҳодисалар кетма кетлиги мавҳум кўриниши қуйидаги шаклда тасвирланади:

•      Ресурсни сўраш.

•      Ресурсдан фойдаланиш

•      Ресурсга қайтиш

         Агар ресурс рухсат этилмаган бўлса, унинг жараёни сўрови кутади. Баъзи операцион тизимларда автоматик блоклайдиган жараён ресурсига мурожаат муваффақиятсиз бўлса ва шундан сўнг қайта янгиланса ресурс киришга рухсат этилган бўлиб қолади. Бошқа тизимларда ресурс сўрови ва рад этишда олиш хатолик кодига мурожаат этилса, унда чақирилувчи жараён бироз кутиб туриши ва ҳаракатни такроран бажариши мумкин.

        

Ўзаро биргаликда блокланиш шартлари

 

Қуйида ўзаро бир-бирини блоклашнинг 4 та шарти келтирилган.

•      Бир – бирини чиқариб ташлаш. Жорий вақтдаги ҳар бир ресурс битта жараёнга берилади ёки рухсат этилади.

•      Ушлаб туриш ёки кутиш. Аввалги олинган ресурсларни ушлаб туриш вақтида жараён янги ресурсларни сўрашга ҳақли бўлади.

•      Ресурсларни мажбурий равишда бўшатиш. Жараённинг аввал қабул қилиб олган ресурсларини олиб қўйиш мумкин эмас. Жараён эгаси ўзи ресурсларни озод этиши керак.

•      Циклик кутиш. Икки ва ундан ортиқ жараёнларнинг циклик кетма – кетлиги мавжуд бўлиши керак, уларнинг ҳар бири, яъни ресурсга киришга рухсат кутяпганлар.

Бир бирини блоклаш содир бўлганда юқоридаги тўртта шартни бажарилиши керак. Агар ҳеч бўлмаганда улардан бири бажарилмаса, тупикли ҳолат бўлмайди.

 

Бир – бирини блоклашни модделлаштириш.

         Графлар йўналишидан фойдаланиб юқоридаги тўртта бир бирини блоклаш шартини моделлаштириш мумкин. Графлар икки хил тугунга эга: кичкина доирада кўрсатилган жараёнлар ва квадратда тасвирланган ресурслар. Ресурс тугунидан жараён тугунига йўналтирилган ребро ресурс аввал жараён томонидан сўралганлигини, олинганлигини ва жорий вақтда жараёнда фойдаланяпганлигини билдиради. 3.6, а – расмда R ресурс жорий вақтда А жараёнга берилган.

 

3.6-расм

Жараёндан ресурсга йўналган ребро айни вақтда жараён блокланган ва ушбу ресурсга киришни кутиш ҳолатида эканлигини билдиради. 3.6, б – расмда В жараён S ресурсни кутяпти. 3.6. в – расмда бир бирини блоклаш тасвирланган. С жараён D жараён ушлаб турган Т ресурсни кутяпти. D жараён Т ресурсни бўшатиш нияти йўқ, чунки у С жараёнда фойдаланиляпган U жараённи кутяпти.  Иккала жараён чексиз вақтгача кутиш ҳолатида бўлаи.

         Граф цикли циклик равишда жараён ва ресурсларни ўз ичига олганини бир бирини блоклаш мавжуд эканлиги билдиради (тизимда ҳар бир кўринишга битта ресурс бўлиш таклиф қилинади). Бу мисолда цикл C-T-D-U-C кетма-кетликда бўлади.

         Граф ресурсларидан фойдаланиб очишни кўриб чиқамиз. Жараён мавжуд деб тасаввур қиламиз: А, В ва С, ва учта ресурс: R, S ва Т. Учта  жараённинг сўровлар кетма кетлиги ва ресурсларга қайтиш 3.7, а-в расмларда кўрсатилган. Операцион тизим вақтнинг исталган онида исталган блокланмаган жараённи ишга тушириши мумкин, демак бу А жараён бўлиши мумкин. А жараён ўзининг ишини якунланмагунга қадар бажаради, сўнг В жараён ишга туширилади, у якунланганда сўнг С жараён ишга туширилади.

Бундай тартиб бир бирини блоклаш ҳолатини келтириб чиқармайди, балки бу ерда параллел ишлаш йўқ. Сўров ва ресурсга қайтишда жараёнлар маълумотларни ҳисоблашни ва киритиш – чиқаришни бажаради. Процессордан битта жараён фойдаланяпган ҳолатида жараёнлар кетма кетликда ишласа, бу вақтда бошқаси киритиш – чиқариш  операциясини якунланишини кутади. Бундай кўринишда жараённинг ишлаш кетма кетлиги оптимал бўлмайди. Бошқа тарафдан, агар ҳеч бир жараён киритиш – чиқариш  операциясини бажармаса, цикликга нисбатан “энг қисқа топшириқни - биринчи” алгоритмини ишлатади.

         Лойиҳалаштирилган циклик алгоритмга мувофиқ киритиш – чиқариш  ва ҳисоблашни жараёнлар бажаряпти деб тасавур қилсак тўғри бўлади. ресурсни сўраш 3.7, г  расмда келтирилган тартибда бўлиши мумкин. Агар бу олтита сўров ҳудди шундай кетма кетликда амалга оширилса, натижада олтита граф олинади (3.7, д-к – расмда кўрсатилган). 4 та сўровдан сўнг А жараён S ресурсни кутишга блокланади (3.7, з -расм). Циклнинг охирида навбатдаги иккита қадам В ва С жараённи блокланади ва 3.7 – к расмда кўрсатилган бир бирини блоклаш содир бўлади.

         Бироқ операцион тизим бирон бир тартибда жараёнларни ишга туширишга мажбур эмас. Айрим ҳолларда агар тупикда алоҳида сўровни ўтказиш бажарилса, операцион тизим тасдиқ сўровисиз жараённи тугатишга ҳақли бўлади. Бу хавфсиз эмас. 3.7 – расмда операцион тизим  В жараённи тўхтатиши ўрнига унга S ресурсни беради, агар бир бирини блоклаш ҳолатида тургани тўғрисида хабар топса. А ва С жараёнлари билан ишлашда биз худди шундай ресурслар сўрови тартибини олишимиз ва уларга қайтиш мумкин    (3.7 г расмда тасвирлангани ўрнига 3.7, л – расмда ифодаланишни тақдим этилиши мумкин). 3.7, м-с расмларда графлар тасвирланиш кетма кетлигида ишлайди ва у тупикга кирмайди.

         В жараёнли қадамдан сўнг S ресурсни олади. Чунки А жараён ўз ишини якунлаган, С жараён эса унинг ресурслар бажарилиш амалга оширяпган бўлади. Хатто агар В жараёндан сўнг у Т ресурсни сўраса, блокланади.  В жараён С жараён бажарилиши кутади.

 

3.7 – расм

 

Бир бирига қарши курашиши учун амалиётда тўртта стратегия ишлатилади:

•      Муаммоларни тўлиқ рад этиш. Агар сиз муаммони бекор қилмасангиз, у сизни рад этиши мумкин.

•      Аниқлаш ва бартараф этиш. Бир бирини блоклаш ҳолати пайдо бўлишга рухсат берилади, сўнг у аниқланилади ва муаммони ҳал қилиш учун чоралар кўрилади.

•      Бир бирини блоклаш тўртта шартидан биронтаси бажарилмасликка йўл қўймаслик учун олдини олиш.

•      Тупик ҳолатдан динамик қочишда ресурсларни тўғри тақсимлаш.

 

 

Назорат саволлари

 

1. Киритиш чиқариш қурилмаларига таъриф беринг.
2. Контроллер қурилмасига таъриф беринг.
3. Киритиш чиқаришни хотирада тасвирланиши.
4. Хотирага тўғридан тўғри киришга таъриф беринг.
5. Буферлашга таъриф беринг.

 

 

Фойдаланилган адабиётлар

 

1.Бэкон Д., Харрис Т. Операционные системы. - СПб.: Питер, 2004. - 800 с.: ил.

2.Гордеев А.В.Операционные системы. - СПб.: Питер, 2005. - 418 с.: ил.

3.Новиков Ю., Черепанов А. Персональные компьютеры: аппаратура, системы, Интернет: Учебный курс. - СПб.: Питер, 2001- 464 с.: ил.

4.Олифер В.Г, Олифер Н. А. Сетевые операционные системы. - СПб.: Питер, 2001. - 544 с.: ил.

5.Партыка Т. Л., Попов И. И. Операционные системы, среды и оболочки. - М.: ФОРУМ - ИНФРА-М, 2005. - 400 с.: ил.

6.Таненбаум Э. Современные операционные системы. - СПб.: Питер,

2005.       - 1040 с.: ил.

7.Таненбаум Э., М. ван Сгпеен. Распределенные системы. Принципы и парадигмы. - СПб.: Питер, 2003. - 877 с.: ил.

 

 

6-мавзу: Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Операцион тизимларда файлларни бошқариш масалалари.

 

Режа:

6.1.         Файл тизимларини мантиқий тузилиши.

6.2.         Файл турлари.

6.3.         Файлни манзиллаш ва физик ташкил тузилиши.

6.4.         FAT физик тузилиши.

6.5.         NTFS файлининг тузилиши.

 

Таянч сўзлар:   файл,   файл тизими,  FAT ФТ, NTFS ФТ, оддий файл, мантиқий файл, каталог.

 

6.1. Файл тизимларини мантиқий тузилиши.

 

Операцион тизимининг муҳим вазифаларидан бири фойдаланувчига дискда сақланяпган маълумотлар билан қулай ишлаш воситаларини тақдим этиш ҳисобланади. Бунинг учун ОТ фойдаланувчи мантиқий моделига мос тушувчи баъзи маълумотларни сақловчи физик структурани ўзгартиради – тизим католог ва файллар иерархик ташкил қилинган бўлади.

 

Файл тизимининг мақсади ва вазифалари.

Файл – бу ёзиш мумкин бўлган ташқи хотира қисмидаги ном ва уларни маълумот деб ҳисоблаш мумкин, ҳамда бу қисмда маълумотлар ва атрибутлар тўплами сақланади.

Файлдан фойдаланишнинг асосий мақсадлари қуйида келтирилган:

•      Ахборотларни узоқ вақт ва ишончли ҳимоялаш. Манбага боғлиқ бўлмаган, хотирловчи қурилма ҳисобига узоқ вақт сақланади, ишончлилик эса файлга киришни ҳимоялаш воситалари ва ОТ дастурий кодини умумий ташкиллаштириш (яъни аппаратура кўпинча файлда сақланяпган ахборотларга киришга рухсат бермайди) белгилайди.

•      Ахборотлардан биргаликда фойдаланиш. Файл инсоннинг белгили номлари ва файлда жойлашган ва доимий сақланадиган ахборотлар ҳисобига фойдаланувчи ва иловалар ўртасида ахборотларни ажратиш содда йўли ва ягона таъминоти. Фойдаланувчи католог – маълумотнома, гуруҳларга бирлаштирилган, белги бўйича файлларни излаш воситалари, файлни яратиш, ўзгартириш ва йўқ қилиш учун буйруқлар тўпламини ўз ичига олган файллар билан ишлаш воситалари  қулай бўлиши керак.  Файл бирон бир фойдаланувчи томонидан яратилган бўлиши, бошқа бири ишлатиши мумкин, шу сабабли файл яратувчи ёки маъмур бошқа фойдаланувчиларни унга кириш ҳуқуқини белгилаши мумкин.

Файл тизими (ФТ) – бу операцион тизимнинг бир қисми ва қуйидагиларни ўз ичига олади.

•      Дискдаги барча файллар мажмуини;

•      Файлларни бошқариш учун фойдаланиладиган маълумотлар структураси тўплами, масалан  дискда бўш ва банд жойларни тақсимлаш жадвали, файл дескрипторлари, файл катологи каби.

•      Файлни излаш, номлаш, ёзиш, ўқиш, йўқ қилиш ва яратиш каби файл билан боғлиқ турли хил операцияларни амалга оширувчи дастурий тизим воситалар тўплами.

 

Файл тизими файлни тақдим этувчи баъзи мавҳум объект ишларини бажаришда содда операциялар тўпламидан иборат дастурлардан фойдаланади. Шу сабабли дастурчиларга дискдаги маълумотларни жойлашуви, маълумотларни буферлаш ва бошқа узоқ вақт хотирада сақловчи қурилмада маълумотларни узатиш билан боғлиқ паст поғона муаммоларини тўлиқ билиши шарт эмас. Бу функцияларнинг барини файл тизими ўз ичига олади. Файл тизими дискли хотирани тақсимлайди, файлни номлайди, ташқи хотирадаги тегишли манзилда файл номини тасвирлайди, маълумотларга киришни таъминлайди, қисмларни қўллаб қувватлайди, файлни ҳимоя қилади ва қайта тиклайди.

Бундай кўринишда файл тизими оралиқ қатлам ролини бажаради, узоқ вақт сақланадиган маълумотларни физик ташкил этилишининг барча мураккабликларини ҳимоялайди ва бу сақланувчига нисбатан содда мантиқий моделли дастурни файл яратувчисига тақдим этади, шунингдек унга мураккаб файллар учун қулай бўлган буйруқлардан фойдаланишни тақдим этади.

ФТ вазифаси тўлиқ ҳисоблаш жараёнини ташкил этилиш йўлларига боғлиқликни ҳал этиш.

ФТ нинг энг содда кўриниши бу бир фойдаланувчилик ва бир дастурли ОТ лар, масалан MS-DOS. Бир фойдаланувчилик ва бир дастурли ФТ нинг асосий функцияси қуйидаги масалаларни ҳал этиш бўлади:

·        Файлни номлаш;

·        Иловалар учун дастурий интерфейс;

·        Маълумотлар сақлайдиган физик ташкил этувчисида файл тизимининг мантиқий моделини тасвирлаш;

·        Манбадаги тўхталишларга, аппарат ва дастурий воситалар хатоликларига файл тизимининг бардошлилик.

         ФТ масаласи  бир фойдаланувчи ишлашига мўлжалланган, лекин унга бир вақтнинг ўзида бир нечта жараёнларни ишга туширишга имкон берадиган бир фойдаланувчили мултидастурли ОТ операцияларини мураккаблаштиради. Бу тоифадаги биринчи ОТ OS/2 бўлган. Янги топшириқни қўшиш масаласини бажаришда файлга бир нечта жараёнлар киришига рухсат берилиши керак бўлган. Бу ҳолатда файл ресурсларга ажратилган, демак файл тизими ушбу ресурслар билан боғлиқ барча муаммоларни ҳал этиши керак бўлган.

         Бир фойдаланувчилик мулти дастурли ФТ да файлни ва унинг қисмларини блоклаш, қувиб ўтишни олдини олиш, тупикни рад этиш, нусхаларни мослаштириш ва бошқаларни кўриб чиқиши мумкин.

 

6.2. Файл турлари

 

Файл тизими турли хил файлларни қўллаб қувватлайди ва улар қуйидагилар бўлиши мумкин:

-         Одатий файл;

-         Файллар – катологи;

-         Махсус файллар;

-         Номли конвейерлар

-         Хотирада аксланадиган файллар.

Одатий файллар ўз ичига унинг ичига фойдаланувчи ёки фойдаланувчи дастури ва тизимда ишлаши натижасида шаклланган ихтиёрий характерли ахборотларни олади. Кўплаб замонавий ОТ (масалан, Unix, Windows) лар одатий файл структурасини чекламайди ва назорат қилмайди. Одатий файллар у билан бирга ишлайдиган иловаларни аниқлаб олади. Масалан, матн таҳрирлагич бирон бир код билан тақдим этиладиган белги қаторларидан иборат мантли файлни яратади. Бу ҳужжат, дастур бошланғич матни ёки бошқалар бўлиши мумкин. Матнли файл экранда ўқиш ва принтерда чоп этиш мумкин. Иккилик файллари белги кодларидан фойдаланмайди, улар кўпинча мураккаб структурага эга бўлади, масалан дастур кодини бажарилиш ёки архив файллари. Барча операцион тизимлар ҳеч бўлмаганда битта файл турини аниқлай олиши керак.

Кўп фойдаланувчилик тизимли ФТ да яна бир масала – бир фойдаланувчи файлига бошқа бир фойдаланувчини рухсат этилмаган киришидан ҳимоялаш қўшилади. ФТ функцияси яна бир мураккаб таърафи ОТ тармоқ таркибида ишлаши.

Катологлар – файллар тўплами, бирон бир ноформал кўриниши бўйича фойдаланувчи гуруҳлари тўғрисида ахборот маълумотнома тизимини ўз ичига олади. Кўплаб ОТ лар катологида исталган турдаги файллар киритиш мумкин. Бошқа катологларда эса, излаш учун қулай бўлган дарахтсимон структурани шакллантириш ҳисобига бўлади. Каталог файл номи ва уларни файлни бошқаришда фойдаланиладиган характеристкалари ўртасида ўрнатилади. Бундай характеристкаларга қисман файл тури ва уни дискда жойлашиши, файлга кириш қоидалари ва уни яратилган ва ўзгартирилган саналари тўғрисида ахборот киради. Католог билан қолган барча муносабатлар оддий файллардаги каби файл тизимида кўриб чиқилади. 

Махсус файллар – ташқи қурилма ва файлга кириш механизми соддалаштиришда фойдаланиладиган киритиш – чиқариш қурилмалари билан боғланган сохта файллар.  Махсус файллар файлни ичидагини ўқиш ёки файлда оддий ёзиш буйруқлари орқали киритиш – чиқариш операцияларини бажаришда фойдаланувчига ёрдам беради. Бу буйруқ файл тизими дастурларини дастлаб қайта ишлайди, сўнг эса қурилмага тегишли бошқарув буйруқлари орқали операцион тизимида  сўровларни ўзгартиришни бир нечта босқичларда бажаради.

Бугунги кундаги файл тизимлари бошқа файл турларини қўллаб қувватламоқда, буларга белгили алоқа, номланган конвейерлар, файлни хотирада тасвирлашлар киради.

 

Файл тизимларини иерархик структураси

 

Фойдаланувчи белгили ном бўйича файлга мурожаат этади. Бироқ инсон хотирасида объект қийматларини сақлаб қолиш чекланган, яъни фойдаланувчи ном бўйича мурожаат қилиши мумкин. Ном жойларини иерархик ташкил қилиш бу чегараларни кенгайтириш имкониятини беради. Айнан шу сабабли кўплаб файл тизимлари нисбатан қуйи поғона катологи нисбатан юқори поғона катологи таркибига кириши мумкин бўлган поғоналарни ташкил этиш ҳисобига иерархик структурага эга бўлади, шу сабабли иерархик структура хусусий ҳолатларда барча файллар битта католог ичига кирганда бир поғонали ташкил этиш бўлади. (7.5, а - расм).  Иерархик катологни тавсифловчи граф дарахтли (7.5,б - расм) ёки тармоқли (7.5, в - расм) бўлиши мумкин. Католог агар фақат битта каталогга киришга рухсат берилган бўлса дарахтли  ва агар файл бир нечта катологларда жойлашган бўлса тармоқли бўлади.

Масалан MS-DOS ва Windows да катологлар дарахтсимон Unix да эса тармоқ кўринишда ифодаланади. Дарахтсимон структурада ҳар бир файл саҳифаларда бўлади. Католог илдиз католог ёки илдиз (root) деб аталадиган юқори поғонада туради.

Бундай ташкил этилиш фойдаланувчи барча файллар номларини эслаб қолиш заруратидан озод бўлади, унга  шу ёки бошқа файлларни қайси гуруҳда сақланиши мумкинлигини билиш етарли бўлади. Яъни уни катологлар кетма кетлигини кўриб излаб топиш учун. Иерархик структура кўп фойдаланувчилик тизимлар учун ҳам қулай: ҳар бир фойдаланувчи ўзининг катологи ёки католог дарахти шохларида ўзининг файлларини  жойлаштиради.

7.5 – расм

Файл номлари

 

Барча файл турлари белгили номга эга бўлади. Файл тизимини иерархик ташкил қилишда одатда қуйидаги файл номларидан фойдаланилади:

-         Содда (қисқа) белгили ном;

-         Тўлиқ бўлгили ном;

-         Белгили номга таълуқлигини кўрсатувчи номлар;

-         Ноёб номлар (сонли идентификаторлар).

Содда ёки қисқа белги номлар битта католог қисмида файлни идентификациялайди. Содда номлар дастурчи ва фойдаланувчи файлларига тақдим этилади, шу сабабли улар белги номенклатураси ва белги номлари ОТ да чекланган ҳолатда иштирок этиши керак. Яқин вақтларгача бу оралиқ қисқа бўлган. MS-DOS FAT файл тизимида ном узунлиги 8.3 схема билан чегараланган (8 та белги – номнинг ўзи, 3 ту белги – номнинг кенгайтмаси), Unix ОТ нинг кўплаб версиялари қўллаб қувватлайдиган s5 файл тизимида эса оддий белгили номлар 14 та белгидан кўп бўлмаслиги керак. Бироқ фойдаланувчига узун номлар билан ишлаш қулай, шу сабабли улар шу ёки бошқа файл ҳақида гапириляпганлиги тушунарли бўлиши учун файлга эслаб қолиш осон бўлган номлар беришга имкон беради. Шу боис замонавий файл тизимлари, ҳамда такомиллаштирилган вариантда узун содда белгили номли файлларни қўллаб қувватловчи файл тизимлари мавжуд. Масалан, Windows оиласига ОТ таркибига кирувчи NTFS ва FAT32 файл тизимларида, файл номи 255 билгигача бўлиши мумкин.

Содда номли файл ва катологларга мисол:

*      quest_ul.doc;

*      task-entran.exe;

*      installable filesystem manager.doc.

 

Файл тизим иерархиясида турли хил файл улар турли хил катологларда жойлашиш шарти орқали содда белгили номли бир хил номларга эга бўлишга рухсат этилади. Бу ерда кўп файлли – биттаси содда номли схема ишлатилади. Бундай тизимда бир маъноли идентификация файли учун тўлиқ ном билан номлашдан фойдаланилади.

Тўлиқ ном илдиздан ушбу файлгача бўлган йўл орқали содда белгили барча катологлар занжирини ўзида тақдим этади. Бундай кўринишда тўлиқ ном номлар таркибида бўлади, яъни содда номлар ОТ ажратгичида бир биридан алоҳида қабул қилади. Ажратгич сифатида кўпинча тўғри ва тескари слэш ишлатилади, шу сабабли католог илдизини кўрсатилмайди. 7.5, б-расмда Main.exe содда номига эга иккита файл кўрсатилган, бироқ улар /depart/Maiп.ехе ва /user/Anna/Main.exe номлари билан фарқланади.

Файл ва унинг тўлиқ номи ўртасида дарахтсимон файл тизимида битта файл – битта тўлиқ номга мос бир маънони билдиради.  Тармоқ структурасига эга файл тизимида файл бир нечта катологлар таркибига кириши мумкин, демак бир нечта тўлиқ номларга эга бўлади, бу ерда битта файл – кўплаб тўлиқ ном мос келади. Иккала ҳолатда ҳам файл тўлиқ номни бир маъноли идентификациялайди. Файл нисбий номга ҳам тенглаштирилиши мумкин.

Файл нисбий номи “жорий католог” тушунчаси орқали аниқланилади. Файл тизими катологида биттаси ҳар бир вақт онида ҳар бир фойдалануви учун жорий файл бўлади, чунки бу катологни ОТ буйруғи асосида фойдаланувчининг ўзи танлайди. Файл тизими файлли тўлиқ номини шакллантириш учун нисбий номга қўшимча  сифатида кейинчалик фойдаланиш мақсадида жорий католог номини фиксирлайди. Фойдаланувчи нисбий номни қўллаш орқали жорий катологдан ушбу файлгача маршрут йўли орқали катологни файл занжир номини идентификациялайди. Масалан, агар жорий католог /user катологи бўлса, унда файлнинг нисбий номи /user/Anna/Main. Ехе қуйидаги шаклда ифодаланади: Anna/Main.exe.

         Белгили номлар фойдаланувчи учун қулай, лекин операцион тизим учун эмас. ОТ ўзининг ички мақсадлари учун файлга ноёб номларни тақдим этади. Яъни битта файл – битта ноёб ном каби. Ноёб ном фойдаланувчи файлига ёки иловасига тақдим этилган бир хил бир ёки бир нечта белгили номлари мавжуд бўлади. Ноёб номлар фақат операцион тизимда фойдаланишга мўлжалланади ва ўзида идентификатор сонларини номоён қилади.  Бундай ноёб номли файлга Unix тизимида индексли дескриптор рақамини мисол қилиб келтириш мумкин.

Монтаж қилиш

 

         Умумий ҳолатда ҳисоблаш тизими бир нечта дискли қурилмаларга эга бўлиши мумкин. Хатто шахсий компютер  ҳам одатда битта қаттиқ диск тарқатгич, битта юмшоқ диск тарқатгич ва битта компакт диск тарқатгичга эга бўлади. комютернинг қуввати дискга пакетларни ўрнатадиган дискли тарқатгичларнинг қиймати билан белгиланади. Операцион тизим ёрдами билан битта физик қурилма бир нечта мантиқий қурилма кўринишида тасвирланиши мумкин. Кўпинча диск жойлари қисмларга ажратилади.  Бир нечта ташқи хотирага эга тизимда файлларни сақлашни ташкил қилиш қандай кўринишда бўлади деган савол туғилади.

         Биринчи ечим ҳар бир қурилмада автоном файл тизими жойлаштирилади, унда ушбу қурилмада жойлашган файллар мавжуд; бошқа қурилма каталог дарахти билан ҳеч қандай боғланмаган каталог дарахтини тавсифлайди. Бундай  ҳолатда белгили номли файл таркиби билан бир хил  фойдаланувчи файлини бир маъноли идентификацияси учун мантиқий қурилма идентификаторини кўрсатиш керак. Бундай автоном файл тизимига файл тўлиқ номи мантиқий диск идентификатори ҳарфларини ўз ичига олган MS-DOS операцион тизимини мисол қилиб келтириш мумкин. А дискда жойлашган файлга мурожаат қилишда фойдаланувчи ушбу дискнинг номини кўрсатиши лозим: A:\privat\letter\uni\letl.doc1.

         Бошқа вариантда фойдаланувчига ягона католог дарахтини ифодаловчи, ягона файл тизимида, турли хил қурилмаларда жойлашган, файл тизимларини бирлаштириш имкониятини тақдим этадиган файлни сақлашни ташкил қилиш бўлади. Бундай операция монтаж қилиш деб аталади.

Бу операцион тизими Unix ОТ мисолида бажарилишини кўриб чиқамиз.

         Операцион тизимнинг мантиқий дискли қурилмаси тизимда барча воситаларга эга тизим деб аталадиган битта қурилма ажратиади. Турли хил мантиқий дискларда жойлашган иккита файл тизимга эга бўлсин, чунки дисклардан биттаси тизимли бўлади (7.6 - расм)

         Тизимли дискда жойлашган файл тизими илдизлига мўлжалланган. Илдизли кўринишга эга файл тизими билан файл иерархиясини боғлаш учун баъзи мавжуд катологлар танланилади, мисолда man катлоги келтирилган. Танланилган man катологини мoнтаж қилиш бажарилгандан сўнг иккинчи файл тизими католог  илдизи бўлиб қолади. Ушбу католог орқали умумий дарахтга дарахт ости (шох) сифатида боғланиб файл тизимига монтаж қилинади (7.7 - расм).

         Фойдаланувчи учун умумий файл тизими монтаж қилингандан сўнг илдизли ва монтаж қилинган файл тизими ўртасида мантиқий фарқ бўлмайди. Қисман файл номи ўзгаради, агар бошланишидаги тизимнинг ўзи бўлса.

 

 

 

7.7 - расм

 

Файл атрибутлари

 

         “Файл” тушунчаси ўз ичига фақат унинг маълумотларини сақлашдан ташқари атрибутларни ҳам олади. Атрибутлар – файл хусусиятини тавсифловчи ахборот.

Файл атрибутлари қуйидагилар бўлиши мумкин:

-         файл тури (оддий файл, католог, махсус файл ва бошқалар);

-         файл эгаси;

-         файл яратувчиси;

-         файлга киришга учун парол;

-         файлга кириш операцияларига рухсат бериш тўғрисида ахборот;

-         яратилган вақти, сўнги кириш ва сўнги ўзгариш тўғрисида ахборот;

-         файлнинг жорий ҳажми;

-         файлнинг максимал ҳажми;

-         “фақат ўқиш учун” белгиси;

-         “Тизим файли” белгиси;

-         “архив файли” белгиси;

-         “иккилик/белгили” белгиси;

-         “вақтинчалик”  (жараён тугагандан сўнг йўқ қилиш) белгиси;

-         Блоклаш белгиси;

-         Файл ёзуви узунлиги;

-         Ёзувнинг муҳим қисмини кўрсатиш;

-         Калит узунлиги;

 

Файл атрибутлар тўплами файл тизимининг ўзига хос хусусиятларини белгилайди: файл характеристикасида турли хил турдаги файл тизимларида турли хил атрибут тўпламларидан фойдаланиш мумкин. Масалан, юқорида келтирилган рўйхатдаги сўнгги учта атрибут бўлмаган  структуралашмаган файлни қўллаб қувватловчи файл тизимида файл структураси билан боғланган бўлади. Бир фойдаланувчилик ОТ лар атрибутлар тўплами фойдаланувчи ва ҳимоя қилувчи (яъни фаол эгаси, файл яратувчиси, файлга  кириш учун парол, файлга киришга рухсат бериш тўғирисида ахборот) лаёқатига эга атрибутлар бўлмайди.

         Фойдаланувчи атрибутга кириш ҳуқуқини олиш учун ушбу мақсадда файл тизимига тақдим этилган восита ёрдами билан олиши мумкин. Одатда исталган атрибут маъносини ўқишга рухсат берилади, ўзгартиришга эса фақат айримларига рухсат берилади. Масалан, фойдаланувчи файлга кириш қоидаларини ўзгартириш мумкин, лекин унга файлни жорий ҳажмини ва яратилган санани ўзгартиришга рухсат берилмайди.

Файл атрибути маъноси MS-DOS файл тизимида бўлгани каби катологни ичида бевосита бўлади. 7.8, а расмда белгили ном ва файл атрибутини ўз ичига олган катологнинг ёзув структуралари келтирилган.  Бу ерда файл белгилари : R – фақат ўқиш учун, А – архивли, Н – беркитилган,  S – тизимли эканлигини билдиради.

         Бошқа вариантда махсус жадвалларда (катологда фақат бу жадвалларда жўнатишни ичига олади) атрибутлар жойлаштирилади. Бундай йўл масалан, Unix ОТ  ufs файл тизимида жорий қилинган. Каталог структураси ушбу файл тизимида жудда содда. Ҳар бир файл тўғрисида ёзув файл дескриптор индексини кўрсатувчи файлнинг қисқача белгили номини ўз ичига олади – файл атрибутлар маъносини берувчи ufs жадвали деб аталади (7.8, б - расм).

 

7.8, б - расм

 

Файлни мантиқий ташкил этиш

 

Файл таркибидаги маълумот умумий ҳолатда ҳеч қандай мантиқий структурага эга бўлмайди.

Бу структура ушбу маълумотларни қайта ишлаш учун мўлжалланган дастурларни ишлаб чиқиш асосида бўлади. масалан, матнни экранда тўғри кўрсатиш учун, дастур алоҳида сўзни, қаторни, хат бошини ва бошқаларни ажрата олиш имкониятига эга бўлиши керак. Битта элемент структурасини бошқасидан ажратиш белгисига,  белгиланган кодлар кетма кетлиги ёки файл бошланишига таълуқли бўлган ушбу элемент  структураси қийматларини аралаштирувчи содда дастур хизмат килиши мумкин.

Биринчи ҳолатда барча ишлар маълумотлар кетма кетлиги структуралаштирилмаган ФТ да тақдим этиладиган файл ажратилган иловага тўлиқ тегишли бўлган файлнинг структуралаш ва  изоҳлашдан иборат бўлади. Илова,  тизим воситаси барча иловалар учун умумий фойдаланиладиган файл тизимига киритиш – чиқариш сўровларини шакллантиради, масалан ёзиш ва ўқиш учун зарур бўладиган байт миқдори ва файл бошланишидан силжитишини кўрсатиш. Мантиқий дастурда жойлашган мос тегишли байт оқимлари иловаларга келиб тушади. Масалан, компилятор генерациялайди. Шу сабабли объект модули сақланадиган файл формати фақат дастурга маълум бўлади. айтиб ўтиш жоизки, маълумотлар тўғри ёки нотўғрилигини текшириш уларнинг файл тизимида сақланиш йўлларига ҳеч қандай боғлиқ эмас.

Байт (оқим)ни структуралашмаган кетма – кетликда тақдим этадиган файлни ўз ичига олган файл модели Unix ОТ билан бирга кенг тарқалган, бугунги кунда эса Windows ва NetWare ОТ ларининг барча версияларида кенг фойдаланилмоқда. Файлни структуралаштирилмаган модели бир нечта иловалар ўртасида файлни тақсимлашни осон ташкил этишга имкон беради: турли хил иловалар ўзининг структурасига эга бўлиши ва файл ичидаги маълумотларни шарҳлаши мумкин.

Бугунги кунда нисбатан кам фойдаланиладиган, OS/360, DEC RSX ва VMS ОТ да қўлланиладиган файлни бошқа модели – бу структуралаштирилган файл бўлади. Бу ҳолатда файл тизимида файл структураларини бир хил бўлиши кафолатланади. Файл тизими файлни мантиқий ёзувлар кетма – кетлиги тартибида кўради. Илова ёзув поғонасида киритиш – чиқариш сўрови билан ФТ га  мурожаат қилиши мумкин. Масалан, “FILE.DOC файлидан 25 та ёзувини ҳисоблайди”.

Файл тизими етарли миқдорда исталган ёзувни ажратиш мақсадида файл структураси тўғрисида ахборотга эга бўлиши керак. ФТ ёзувга кириш ҳуқуқини иловага тақдим этади, сўнг бу ёзувнинг ичидаги маълумотларни қайта ишлашни илова бажаради. Бу йўлни ривожлантириш натижасида фақат мураккаб структураларни қўллаб қувватлаш эмас, балки улар билан боғлиқ бўлган маълумотлар омборини бошқариш тизими  (МОБТ) бўлади.

         Мантиқий ёзув дастурчи ташқи қурилмалар билан маълумотлар  алмашиш операциясини бажариши мумкин бўлган кам миқдордаги маълумотлар элементи бўлади.

Хатто агар қурилма билан маълумотларни физик алмашиш катта ўлчов бирлигида амалга оширилса, операцион тизим дастурчини алоҳида мантиқий ёзувга киришини таъминлаши керак бўлади.

Файл тизими мантиқий ёзувга киришни иккита усулидан фойдаланиши мумкин: ўқиш ёки мантиқий ёзувлар кетма – кетлигини (кириш кетма – кетлиги) ёзиш ёки кўрсатилган рақам билан ёзувга файлни жойлашиши (тўғридан тўғри кириш).

Шак шубҳасиз ОТ  файлда маълумотларни структуралашнинг барча йўлларини қўллаб қувватлаши мумкин эмас, шу сабабли ОТ, файлни мантиқий ташкил этиш схемасида кенг тарқалган унча катта бўлмаган сонлар учун жорий қилишни қўллаб қувватловчи файлни мантиқий структуралашни қўллаб қувватлайди.

Сонларни бундай структуралашган йўлларига фиксирланган узунлик ёзуви кўринишида маълумотларни тақдим этиши киради (7.9, а - расм). Ушбу ҳолатда  п-чи ёзувга кириш аввалги ёзувдан (п-1) кейингисини ўқиш ёки унинг тартиб рақами бўйича ҳисобланиладиган манзил асосида тўғридан тўғри амалга оширилади. Масалан, агар L - ёзув узунлиги бўлса, унда п-чи ёзув бошланғич манзили L*n га тенг бўлади. Ёдда тутамиз, бундай ёзиш ҳажмини мантиқий ташкил эиш файл чегарасида фиксирланади., турли хил файллардаги ёзувлар эса турли хил ҳажмга эга бўлиши мумкин бўлган шу файл тизимида жойлашади.

7.9 - расм

 

Структуралашнинг бошқа бир йўли ўзгарувчан ҳажмда ёзиш кетма кетлиги кўринишида маълумотларни тақдим этишдан иборат. Агар 7.9,б – расмда кўрсатилгандек ёзув узунлиги қийматлари жойлашса, унда керакли ёзувни излаш учун тизим барча аввалги ёзувлар навбатини ҳисоблаш керак бўлади. Керакли ёзиб олинган нарса манзилини унинг тартиб рақами бўйича ҳисоблаб файлни мантиқий ташкил этиш мумкин эмас, демак тўғридан тўғри кириш усулини нисбатан самарали қўллаш мумкин эмас.

Файл ёзувларига кириш, яъни рақам ҳолати бўйича амалга оширилиш, индексланган (рўйхатга олинган) ёки навбатдаги файл деб аталади.

Бошқа турдаги файл индексланган бўлади; улар алоҳида мантиқий ёзилган нарсага тўғридан тўғри киришни нисбатан тезроқ амалга оширади. Индексланган файлда ёзиш бир ёки бир нечта калит (индекс) майдонларга эга бўлади ва бу майдонларни кўрсатилган қиймат бўйича манзиллаши мумкин. Индексланган файлда маълумотларни тезда излаб топиш учун ташқи хотира манзилига мос келувчи калит майдонда жойлашган қийматлари мавжуд индексли жадвалда кўриб чиқилади. Бу манзил ёхуд изланяпган ёзувни  кўрсатиши ёхуд изланяпган ёзувлар кирган сонларда бир нечта ёзувларни банд қилган ташқи хотиранинг баъзи қисмларини кўрсатиши мумкин. Сўнгги ҳолатни айтадиган бўлсак, файл индексли  кетма – кетли ташкил этилишга эга бўлади ва излаш икки босқичдан иборат бўлади: дискнинг кўрсатилган қисмига индекс бўйича тўғридан тўғри кириш, сўнг эса кўрсатилган қисмда ёзувлар кетма – кетлигини кўриб чиқиш. Индексли жадвал файл тизимини ўз ичига олади. Индексланган файлдаги ёзув ихтиёрий узунликка эга бўлиши мумкин.

 

Файл тизимларини физик ташкил этилиши

 

         Фойдаланувчи файл тизими тўғрисида камдан кам ҳолатда файллар умумий тартибда сақланиладиган иерархик ташкил қилинган кўплаб ахборот объектларидан иборат деб тасаввур қилади. Файлнинг асосий мақсади байтларни узлуксиз тўпламидан тасвирлайди, аслида эса диск бўйлаб қисмларга бўлинган бўлади. Чунки у бу бўлинишлар файлни мантиқий структураси билан ҳеч қандай боғланмаган. Масалан, унинг алоҳида мантиқий ёзуви дискнинг сон саноқсиз секторларида жойлашган бўлиши мумкин.

Реал қурилмада файлни, каталогни ва ахборот тизимларини жойлаштириш файлни физик ташкил этилиши билан тавсифланади.

Турли хил файл тизимлари турли хил физик ташкил этилишга эга бўлади.

 

Дисклар, қисмлар, секторлар, кластерлар.

Файлларни сақлашда замонавий ҳисоблаш тизимларида фойдаланиладиган асосий қурилма тури дискли тарқатгич бўлади. Дискли тарқатгич қаттиқ ва юмшоқ магнитли дисклардаги маълумотларни ёзиш ва солиштириб ўқиш учун мўлжалланган.

Қаттиқ диск ҳар бири битта ёки иккита томони магнитли материлаллар билан беркитилган бир ёки бир нечта шишали ёки металли платинкадан иборат бўлади.  Бундай кўринишда, умумий ҳолатда диск платин пакетидан иборат бўлади (7.10 - расм).

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

7.10 - расм

 

Ҳар бир томондаги ҳар бир пластина ингичка битта умумий марказга эга ҳалқа – маълумотлар сақланадиган йўлак чизиғи бўлади. Йўлаклар миқдори диск турига боғлиқ бўлади. Йўлаклар рақами 0 дан бошланиб дискнинг марказидаги ташқи чизиқгача боради. Диск айланганда элемент кичкина бош (маълумотларни ўқиш) деб аталади, ва магнитли йўлак орқали иккилик маълумотларни ўқийди ёки уларни магнитли дискга ёзади.

Маълумотларни ўқиш ушбу йўлакка позицияланган бўлиши мумкин. Маълумотларни ўқиш дискнинг юқорисида дискретли қадамларни ўзгартиради, ҳар бир қадам битта қадамга силжишга тўғри келади. Дискга ёзиш маълумотларни ўқиш усули орқали йўлакнинг магнит хусусиятларини ўзгартириши туфайли амалга оширилади. Баъзи дискларда ҳар бир юза бўйлаб битта маълумотни ўқишга (кичкина бош) ўзгаради, бошқаларда эса ҳар бир йўлакда маълумотларни ўқиш асосида бўлади. Биринчи ҳолатда “кичкина бошдан” ахборотларни излаш учун диск радиуси бўйича ўзгаради. Барча кичкина бошлар одатда ягона жойини ўзгартирувчи механизм ва синхрон харакатланиш билан мустаҳкамланган бўлади. Шу сабабли “кичкина бош” битта юза қисм йўлагидаги маълумотни қайд этганда қолган барча “кичкина бош” лар худди шу рақамли йўлакда тўхтайди. Ҳар бир йўлак битта йўлак бошқа бири билан кичкина бошни ўзгартиришни талаб қилмайдиган алоҳида кичкина бошга эга бўлади ва бунинг ҳисобига маълумотларни излашга сарфланадиган вақт тежалади.

Платинанинг юқа қисмидаги битта радиусидаги йўлак мажмуи цилиндр (cylinder) деб аталади.

         Ҳар бир йўлак сектор ёки блок деб аталадиган фрагментларга (қисмларга) бўлинади. Барча йўлаклар секторлар сони билан тенг бўлади. Сектор иккилик  даражаси билан ифодаланадиган аниқ бир тизим ҳажми учун фиксирланган бўлади. Кўпинча секторнинг ҳажми 512 байтдан иборат бўлади. Турли хил радиусли йўлаклар бир хил сектор миқдорига эга бўлади. Марказга яқин йўлакка нисбатан узоқроғига ёзиш зичроқ бўлади.

Керакли секторни дискдан излашда унга секторнинг барча ташкил этувчиларини бериш керак бўлади:

-         цилиндр рақами;

-         юзаси рақами

-         йўлак сектор рақами.

Сектор – тезкор хотира билан диск қурилмаси маълумотлар алмашадиган қисқа манзил.

         Бу дастур дискдан фақат битта байтни ўқишни талаб этса, бутун бир сектор ўқилади ва керакли маълумотни танлаш учун тизимга узатишини билдиради.

Амалий дастур секторларда эмас байтларда операцияни бажаради шу сабабли талаб этиляпган маълумот сектори қисқа ҳажмини кўрсатиш шарт бўлмайди, у ҳолда сўров зарур ахборотларни ўз ичига олган бир нечта секторларни ва талаб қилиняпган ортиқча маълумотларни ўз ичига олган бир ёки иккита секторни ўқишни ўз ичига олади (7.11- расм)

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

7.11- расм

 

Операцион тизим диск билан ишлаганда кластер деб аталадиган дискдаги ягона жойдан фойдаланади. ОТ файлни яратиш ёрдамида унинг учун дискдан жой сўрайди.  Масалан, агар файл 2560 ҳажмли жойга эга бўлса, файл тизимида кластер ҳажми эса 1024 билан белгиланган бўлса, у ҳолда файл дискни 3 та кластерга ажратади.

         Кластер – дискга хотирани тақсимлаш орқали файл тизими операцияларини бажарадиган энг кам миқдорли диск жойи.

         Йўлаклар ва секторлар физик ёки паст поғона, дискни форматлаш процедураларини бажариш натижасида яратилади. Дискда белгиланган блок чегараси учун идентификацияланган ахборотлар ёзилади. Паст поғона диск шакли ушбу диск фойдаланиладиган операцион тизимга боғлиқ эмас.

         Аниқ бир файл тизими учун диск белгиси юқори поғона ёки мантиқий форматлаш (шакллантириш) процедураларида бажарилади. Юқори поғонада шакллантириш кластер ўлчамини бегилаб беради ва дискга файл тизими билан ишлашда зарур бўладиган ахборотларни ёзади, яъни киришга рухсат берилган ёки фойдаланилмайдиган тўғрисида, файл ва катологларни ажратилиш  ҳудуди чегараси тўғрисида, худудлардаги шикастланишлар тўғрисида ахборотлар. Бундан ташқари операцион тизимга юкловчини, яъни компютер реестри ёки манба улангандан сўнг операцион тизимга  инициализациялаш жараёнини бошлаб берадиган унча катта бўлмаган дастурни ёзади.

         Маълум бир файл тизимидаги дискни форматлашга нисбатан уни қисмларга ажратиш мумкин.

Қисм - операцион тизим фойдаланувчига мантиқий қурилма сифатида тақдим этадиган физик дискнинг узлуксиз қисми. Амалий дастурчи тасаввурига кўра мантиқий қурилма агар алоҳида физик диск бўладиган бўлса. Функциялаштириши мумкин.

Мантиқий восита айнан фойдаланувчи  билан бирга ишлайди, унга номлари бўйича мурожаат этади, масалан,  А, В, С, SYS ва бошқалар.  Турли турдаги операцион тизимлар уларнинг бари учун ягона қисмлар тўғрисидаги тушунчадан фойдаланадилар, лекин ҳар бир ОТ тури учун махсуслаштирилган унинг мантиқий воситаси асосида яратади. Ҳар бир мантиқий восита фақат битта файл тизимини яратиши мумкин.

Ушбу физик дискдаги турли хил мантиқий воситалар шу ва турли хил турдаги файл тизимларида жойлашади. 7.12 расмда иккита файл тизими ўрнатилган NTFS (С ва Е қисмлар) ва битта FAT (D қисм) файл тизими ўрнатилган 3 қисмга ажратилган диск келтирилган.

Операцион тизим қисмларни турли хил холатларини қўллаб қувватлаши мумкин, асосан операцион тизим моделини юклаш учун фойдаланилиши мумкин бўлган қисмларни қайд этадиган ва фақат файл маълумотларини сақлаш ва иловаларни ўрнатиш мумкин бўлган бўлимларни тасвирлайди. Дискнинг бўлимларидан бири фаол бўлади. айнан шу бўлим операцион тизимни юкловчи ҳисобланади.

 

7.12 – расм

 

6.3. Файлни манзиллаш ва физик ташкил тузилиши

 

Файл тизимининг физик тузилишининг муҳим компонентларидан бири файлнинг физик тузилиши бўлади, унда дискда файлни жойлаштириш йўллари мавжуд.

Файлни физик ташкил этиш этишнинг асосий самарадорлик мезонлари қуйдагилар:

-         маълумотларга кириш тезлиги;

-         файлни ахборот манзили ҳажми;

-         диск бўш жойи қисми миқдори;

-         файлнинг максимал сиҳдиро олиш қўймати.

Узлуксиз жойлаштириш – физик тузилишнинг содда кўриниши, яъни диск хотирасида узлуксиз иштирок этишини кўрсатувчи дискнинг кластерлар кетма кетлигини тақдим этувчи файл. Ушбу усулнинг асосий афзаллиги юқори тезликда кира олиши, бу файл кластерини ўқиш ва излашга сарфланадиган вақтни минималлаштиради. Шунингдек ахборот манзил ҳажмини минималлаштириш – файл ҳажми ва биринчи рақамли кластерда сақлаш етарли. Ушбу физик тузилишнинг файл миқдорининг максимал имконитялари чегараланмаган. Бироқ бу вариантда қатор камчиликларга эга, яъни унинг мантиқий соддалигига қарамасдан амалиётда қўллашнинг мураккаблиги. Ахамият берилса ушбу схемани жорий қилиш осон эмас. Дарҳақиқат, араг ҳар бир ўзгаришда файл ўзининг ҳажмини ошириб борилса файлга ажратилган жойнинг ўлчами қандай бўлади? Яна бир муаммо қисмларга бўлиш (фрагментлаш).

Файлни физик ташкил қилишнинг кейинги усули – диск хотираси кластери рўйхати билан боғланган кўринишда жойлашиш (7.13 б- расм). Ҳар бир кластер бошланишида кейинги кластерни кўрсатишни ўз ичига олади.  Бу ҳолатда ахборот манзили минималлаштирилади: файлни жойлаштириб унга   биринчи кластер рақамини бериш мумкин бўлади. Аввалги усулдан фарқи ҳар бир кластер бирон бир файл билан кластер занжири бўйлаб бирлашиши мумкин бўлади, шубҳасиз, кластер даражасида фрагментлаш бўлмайди. Файл кластерлар миқдорини ошириб ўзининг мавжудлик даврида ўлчамини ўзгартириши мумкин. Камчилиги ушбу файл жойига ихтиёрий киришни жорий қилиш мураккаб – файлни кластер тартиб рақами бўйича бешинчисини ўқиш учун кластер занжирида жойлашган дастлабки тўртта кластерни ўқиши керак бўлади. Бундан ташқари файл маълумотлар миқдори иккилик даражасига тенг бўлмаган битта кластерни ўз ичига олади, кўплаб дастурлар эса иккилик даражасига тенг ўлчамда кластер маълумотларини ўқийди.

Кенг тарқалган қўллаш усулларидан масалан FAT файл тизимида индекс рўйхати билан боғланган кўринишда жойлаштирилиш бўлади (7.13 в - расм). Ушбу усулда аввалгиларига баъзи бир ўзгартиришлар киритилган. Бу ерда хам файл кластер рўйхати билан боғланган кўринишда хотирани ажратади. Биринчи кластер рақами ушбу файл характеристкалари сақланадиган католог ёзувини хотирлайди. Қолган манзил ахборотар файл кластеридан алоҳида бўлади. Дискдаги ҳар бир кластер баъзи бир элемент – индекс билан боғланган бўлади.  Индекслар дискнинг алоҳида бир қисмида жойлашади – бу FAT (File Allocation Table) жадвал MS-DOS да битта кластерни банд қилади. Агар хотира бўш бўлса, барча индекслар нол қийматига эга бўлади. Агар айрим файлларга берилган бўлса баъзи кластерлар N унда бу кластерда индекс ушбу файлнинг кейинги кластери М рақамига ёки бу кластер навбатдаги файл учун қабул қилинган махсус белгига тенг бўлади. Файлни аввалги кластер индекси N белгисини қабул қилиши кластера янгиддан берилганлигини кўрсатади.

Бундай физик ташкил қилиниш аввалги усулларнинг барча афзалликларини сақлаб қолади: минимал ахборот манзили, фрагментациянинг йўқлиги, ўлчамнинг ўзгариш муаммолари мавжуд эмаслиги. Бундан ташқари, ушбу усул қўшимча афзалликларга эга. Биринчидан файл кластерига ихтиёри кириш учун индекс жадвалини ўз ичига олган фақат диск секторларини ўқиш етарли бўлади, занжир бўйича файлнинг керакли кластерлар миқдорини ҳисоблайди ва керакли кластер рақамини аниқлайди. Иккинчидан, ушбу файл кластерни тўлиқлигича банд қилади, демак, ҳажм иккининг даражасига тенг бўлади.

Файлни физик жойлаштиришнинг яна бир усули ушбу файлни банд қилган кластер рақамларини ҳисоблаб чиқиш бўлади (7.13, г – расм). Бу рақамлар тўплами ва файл манзил хизмати бўлади. Ушбу усулнинг камчиликлари: манзил узунлиги файл ўлчамига боғлиқлиги ва катта файллар учун манзил узунлиги сезиларли даражада узун бўлиши мумкин. Афзалликлари файл кластерига ихтиёрий кириш тезлигининг юқорилиги. Бу ерда файлнинг ихтиёрий кластери манзилини излаш орқали кўрсатувчи занжирни кўриб чиқишни рад этиб манзилга тўғридан тўғри киришни қўлланилади. Ушбу усулда кластер даражасида фрагментлаш мавжу эмас.

 

7.13 – расм

 

Сўнгги усул Unix ОТ нинг анъанавий файл тизимлари s5 ва ufs да фойдаланиладиган баъзи бир модификациялар бўлади. Ахборот манзили ҳажмини қисқартириш учун ufs файл тизимида четки қисмларни манзиллашни бевосита қўшишга имкон берадиган комбинациялашган кластерни манзиллаш схемасидан фойдаланилади. Файл манзилини сақлаш учун 15 та майдон ажратилади, уларнинг ҳар бири 4 байтдан иборат бўлади (7.14 - расм). Агар файл миқдори 12 та кластерга тенг ёки кичик бўлса, у ҳолда бу кластер манзилнинг биринчи ўн иккита майдонига ўтказилади. Агар кластер 8 Кбайт ўлчамга (ufs  қўллаб қувватлайдиган кластернинг максимал ўлчами ) эга бўлса, унда 8192 * 12 = 98 304 байтгача файлни манзиллаш мумкин.

Агар файл ўлчами 12 кластердан ошса, у ҳолда навбатдаги 13 майдон кейинги кластер рақамини эмас, навбатдаги файл кластери рақами жойлашиши мумкин бўлган кластер рақамини ўз ичига олади.  Бундай кўринишда 13 чи манзил элементи чекка қисм манзили учун фойдаланилади. 8 Кбайт ўлчамли кластер 13 чи элементни кўрсатиб навбатдаги маълумотлар файли кластерини 2048 рақамини ўз ичига олиши мумкин ва файл ҳажми 8192 * (12 + 2048) = 16 875 520 байтгача ўсиши мумкин.

 

7.14 - расм

 

Агар ўлчами 12 + 2048 = 2060 кластергача ортса, у ҳолда 14 майдондан фойдаланилади.  Унда ҳар бири маълумотлар файлининг 2048 та рақамини сақлайдиган 2048 та кластер рақамини ўз ичига оладиган кластер рақами жойлашади. Бу ерда иккилик косвенли манзиллашдан фойдаланилади. Унинг ёрдами билан 8192 * (12 + 2048 + 2048²) = 3,43766 * 10¹⁰  байтгача файлдаги кластерларни манзиллаш мумкин.

Ва ниҳоят агар файл 12 + 2048+ 2048² = 4 196 364 класте­рни ўз ичига олса , у ҳолда учтали косвенли манзиллаш учун, сўнги 15 майдондан фойдаланилади, яъни файлга манзил бериш имконига эга бўлиш учун қуйидаги максимал ҳажмдан фойдаланади.

8192 * (12 + 2048 + 2048² + 2048³) =7,0403* 10¹³ байт.

Бундай кўринишда, 8 кбайт  кластер ўлчами орқали ufs файл тизими  8 миллиард кластер сақланадиган 70 триллион байт маълумотидан иборат файлни қўллаб қувватлайди. 7.14 – расмда кўриниб турибдики максимал даражада катта файл тўғрисида ахборот манзилини бериш учун манзил марказий қисмида 4 байт (60 байт) ҳамда косвенли манзил қисмида 1 + (1 + 2048) + (1 + 2048 + + 2048²) = 4 198 403 кластери бўйича 15 та элемент талаб этилади. Ўлчамнинг катталигига қарамасдан, бу миқдор манзилланяпган маълумот ҳажмининг 0,005 % атрофида бўлади.

 

6.4.         FAT физик тузилиши

 

FAT файл тизими ости форматланганда мантиқий қисмлар таркиби келтирилган (7.15 – расм).

-         Юклайдиган сектор операцион тизимни юклайдиган дастурни ўз ичига олади. Бу дастурнинг кўриниши операцион тизим турига боғлиқ, яъни ушбу бўлимда юкланадиган ОТ.

-         FAT жадвалининг асосий нусхаси дискга файл ва катологни жойлаштириш тўғрисида ахборотни ўз ичига олади.

-          FAT жадвалининг заҳира нусҳаси.

-         Илдизли католог каталогдаги ҳар бир ёзув 32 байтдан иборат бўлган файллар ва каталоглар тўғрисида 512 та ёзувни сақлашга ёрдам берадиган 32 секторда (16 Кбайт) ўлчамли фиксирланган соҳа билан шуғуланади.

-         Маълумотлар жойлашган жой илдизли катологдан ташқари барча файл ва барча каталогларни жойлаштириш учун мўлжалланган.

 

FAT файл тизими  икки турдаги файлни қўллаб қувватлайди : оддий файл ва каталог. Файл  тизими фақат маълумотларни хотирада тақсимлайди.

FAT жадвали (асосий ва заҳира нусхалари) маълумотлар кластери миқдорига тенг миқдорда индексни кўрсатувчи массивдан иборат.  Кластер ва индексли кўрсаткич лар бир хил маънога эга бўлади – нолинчи кластер нолинчи кўрсаткичга мос келади ва бошқалар.

 

7.15 – расм

 

Индексли кўрсаткич кластер билан боғлиқ ҳолатни тавсифловчи қуйидаги белгиларни қабул қилиши мумкин:

-         Бўш кластер (фойдаланилмайдиган);

-         Файлда фойдаланадиган кластер ва файлнинг сўнгги кластери бўлмайди – бу ҳолатда индексли кўрсаткич файлнинг кейинги кластер рақамини ўз ичига олади;

-         Файлнинг сўнги кластери;

-         Нуқсонли кластер;

-         Заҳира кластери.

FAT жадвали бўлимнинг барча файллари учун умумий бўлади. Бошланғич ҳолатда бўлимлардаги барча кластерлар бўш бўлади, ва барча индексли кўрсаткичлар (заҳира ва нуқсонли блокларга мос келувчилардан ташқари) “кластер бўш” қийматини қабул қилади. ОТ файлни жойлаштиришда FAT бошланиш бошини ва биринчи бўш индексли кўрсаткични излашни кўриб чиқади. Унинг рақами аниқлангандан сўнг бу кўрсаткич каталог ёзилган биринчи кластер рақами майдонида фиксирланади (7.8, а расм). Бу рақам билан кластерда файл маълумотлари ёзилади, у файлнинг биринчи кластери бўлади.  Агар  файл битта кластерда жойлашса у ҳолда ушбу кластерга мос келувчи файлнинг сўнгги кластерини идентификацияловчи махсус қийматларини олади. Агар файлнинг ўлчами битта кластердан катта бўлса, у ҳолда ОТ FAT кўриб чиқишни давом эттиради ва бўш кластерда кейинги кўрсаткични излайди. Уни аниқлагандан сўнг, аввалги кўрсаткич ушбу кластер рақамини олади, яъни эндиликда файлнинг навбатдаги кластери бўлиб қолади. Жараён файлнинг барча маълумотлари жойлашмагунга қадар давом этади. Бундай кўринишда файлнинг барча кластерлари билан боғлиқлик  рўйхати яратилади.

Файл форматлангандан (шакллантирилгандан) сўнг дастлаб маълумотлар қисмига кластерлар изчиллик (кетма - кетлик) билан жойлаштирилади. Бироқ битта файлда олис масофада жойлашган файл кластерлари миқдори аниқлангандан сўнг, бошқа файл кластери билан алмашади (7.16 - расм).

FAT жадвали ўлчами ва унинг индекслли кўрсаткичларида фойдаланиладиган разрядлар маълумотлар қисмида кластерлар миқдорини белгилайди. Фрагментацияда йўқотишларни камайтириш учун кластерлар унчалик катта бўлмагани маъқулроқ, манзилли ахборот хажмини қисқартириш ва алмашиш тезлигини ошириш учун эса тескарисини қилиш мақулроқ бўлади. FAT файл тизими  остида дискни форматлаш учун одатда муросали ечим танланилади ва кластер ўлчами 1 дан 128 секторгача ёки 512 тадан 64 Кбайтгача оралиқдан танланилади.

Шак шубҳасиз, индексли кўрсаткич разряди маълум бир хажмли диск учун кластерга максимал рақамни бериш мумкин. Индексли кўрсаткич разрядларига таълуқли бир нечта FAT мавжуд ва улар қуйидагича ифодаланади: FAT12, FAT16 ва FAT32. FAT 12 файл тизимида 12 – разрядли кўрсаткич диск маълумотлар қисмида 4096 кластерни қўллаб қувватлашга ёрдам беради, FAT16 да – 65536 кластерни қўллаб қувватлаш учун 16 разрядли ва FAT32 – 4 миллиарддан ортиқ кластерлар учун 32 разрядлилар ишлатилади.

 

7.16 – расм

 

FAT12 файл тизими  одатда 16 Мбайтдан катта бўлмаган хажмли дискларга тўғри келади, 4 кбайтдан кўпроқ кластерларни фойдаланмасликка имкон беради. Бу сабаб туфайли FAT16 512 Мбайтдан катта бўлмаган ҳажмли дисклар учун мўлжалланган. Катта дисклар учун эса 8 Гбайт гача ҳажмли дисклар билан ишлайдиган 4 Кбайтли кластерлардан фойдаланадиган FAT32 маъқул ҳисобланади ва фақат катта ҳажмли дисклар учун 8,16 ва 32 кбайтлилар ишлатилади. FAT16 бўлимининг максимал ўлчами 4 Гбайт билан чегараланади бундай ҳажм ҳар бири 64 Кбайт бўйича 65536 кластерни беради, FAT32 бўлими максимал ўлчами чегараланмаган – 32 Кбайт бўйича 2 ³² кластер.

Индексли кўрсаткичли разрядда фиксирланган FAT жадвали маълумотлар қисми ҳажмига боғлиқ ўлчамни қўллайди: дискда FAT файл тизимидан олис масофада жойлашган файлда биринчи байт махсус белгилар киритилган каталог ёзувига мос келади. Бу ёзув бўш бўлади, файлнинг барча индексли кўрсаткичи “бўш кластерга” қўшилади. Каталог ёзувидаги қолган маълумотлар яъни файлнинг биринчи кластери рақами сони олис масофада жойлашган  файлни янглишиб қайта тиклаш учун имконият сифатида қолдириш учун тегилмайди. Олис масофада жойлашган  FAT файлни қайта тиклаш учун кўплаб утилитиллар мавжуд бўлади.

FAT заҳира нусхаси файл билан боғлиқ бўлган барча операцияларда асосий нусха билан синхронизацияланади. Шу сабабли заҳира нусха фойдаланувчи иш жараёнида янглиш рад этиб бўлмайди. Заҳира нусха хотиранинг асосий секторлари шикастланганда ёки ўқий олмаган ҳолатда фойдаланилади.

Файл тўғрисида манзилли ахборотни сақлаш усулидан FAT да фойдаланиш юқори ишончликни бермайди – бир жойда индексли кўрсаткич  рўйхати бузилиши мумкин. Масалан, ташқи электромагнит ҳалақити сабаби бўйича ОТ дастурий коди ишлашни рад этади, файлни сўнг барча кластерлари тўғрисида ахборот йўқолади.

FAT12 ва FAT16  файл тизимлари 8.3 схема бўйича 12 та белгидан иборат файл номли операцияларни бажаради. FAT16 версияда Windows NT операцион тизими янги турдаги каталог ёзувини киритади – “узун ном”, яъни 255 та белгигача узунликдаги номдан фойдаланишга имкон беради, чунки ном узунлигидаги ҳар бир белги икки байтли Unicode шаклида сақланади.

FAT12 ва FAT16 файл тизимлари шахсий компютерлар даврининг биринчи ўн йиллигида кенг тарқалган операцион тизимларда - MS-DOS ва Windows 3.x операцион тизимларида қўлланилиши туфайли кенг тарқалган. Бироқ қаттиқ диск хажмининг доимий равишда ўсиб бориши, ҳамда бу файл тизимлари ишончлилигига талабларнинг ўсиб бориши бошқа турдаги файл тизимлари ва FAT32 тизимини яратилишига олиб келди.

 

6.5.         NTFS файлининг тузилиши

 

NTFS (NT File System) файл тизими FAT ва HPFS (OS/2 учун файл тизими) ва ўша даврдаги бошқа мавжуд файл тизимиларини ишлаб чиқишда ортирилган тажриба ҳисобига 90 йиллар бошларида Windows NT ОТ учун асосий файл тизими сифатида ишлаб чиқилди. Бугунги кунда NTFS Windows NT ОТ оиласининг барча версиялари яъни Windows NT 3.1 , Windows NT 4.0, Windows 2000, Windows XP, Windows Server 2003 ва Windows Vista, ҳамда бошқа кўплаб операцион тизимлар қўллаб қувватлайди.

NTFS хусусиятларининг асосий фарқлари:

-         Катта файлларни ва 2⁶⁴ байтгача ҳажмдаги дискларни қўллаб қувватлаши;

-         Дискни бошқарув аппаратураси ва дастури узилиш бўлганда ва рад этилгандан сўнг қайта тикланиши;

-         Катта ўлчамли дискларда операциялар тезлигининг юқорилиги;

-         Фрагментациялашнинг паст даражаси, яъни катта ўлчамли дискларда;

-         Юмшоқ структура, янги ёзув турларини қўшиш ҳисобига ривожлантириш ва аввалги ФТ версиялари билан мувофиқ сақлайдиган файл атрибутлари;

-         Дискли тарқатгич рад этилишига бардошлилик;

-         Алоҳида файл ва катологларга киришни бошқариш.

 

NTFS тузилиши

FAT ва s5/ufs  бўлимларидан фарқи NTFS ёхуд файлни ўзини ёхуд файл қисмини тақдим этади.

NTFS асосий структураси файл бош жадвали (Master File Table, MFT) бўлади. MFT ҳар бир файли диск ҳажмига боғлиқ (1,2 ёки 4 кбайт) фиксирланган узунликка эга бўлади. Катта ўлчамли дисклар учун MFT ёзуви ўлчами 2 Кбайтга тенг, уни биз ёзув ўлчами деб ҳисоблаймиз.

NTFS файллар MFT да файллар ҳолатини белгиловчи файл рақамини идентификациялайди. Файлни идентификациялашнинг бу йўли s5 ва ufs файл тизимларида фойдаланиладиган йўлга яқинроқ.

NTFS кластерлар кетма кетлигидан иборат бўлади. NTFS кластерлар тартиб рақами кластернинг мантиқий рақами (Logical Cluster Number, LCN).  деб аталади.  NTFS файли ҳам кластерлар кетма- кетлигидан иборат бўлади, шу сабабли файлнинг ички кластер тартиб рақами виртуал кластер рақами (Virtual Cluster Num­ber, VCN) деб аталади.

NTFS да кластер тартиб рақамларини сақлаш учун 264 та кластергача файл ўлчамини ва томни қўллаб қувватлаш имкониятини берадиган 64 разрядли кўрсаткичдан фойдаланади. Кластернинг ўлчами 4 Кбайт - 64 миллиард килобайтдан иборат файл ва томлардан фойдаланиш имконини беради.

NTFS нинг тузилишини 7.21 расмда кўрсатилган. NTFS юкловчи блоки бўлимлар бошида жойлашган, уни нусхаси эса – бўлим ўртасида жойлашган. Юкловчи блок BIOS параметрнинг стандарт блокларини, томдаги блоклар миқдорини, шунингдек MFT асосий нусха бошланғич мантиқий кластер рақами ва MFT очиқ нусхасини ўз ичига олади.

 

7.21 – расм

 

Сўнг биринчи бўлакда MFT жойлашади у ўз ичига NTFS файл тизими  тўғрисида ёзувларни шакллантиришга ёрдам берадиган 16 та стандарт ташкил қилувчиларни олади. Бу ёзувларнинг вазифаси 7.1 – жадвалда ифодаланган.

7.1 – жадвал

 

NTFS файл структураси

 

NTFS даги ҳар бир файл ва каталог атрибутлар тўпламидан иборат бўлади.

Файл номи ва уни маълумотлари файл атрибути сифатида кўрилади.

NTFS ҳар бир атрибути майдонлардан иборат бўлади: атрибут тури, узунлиги, қиймати ва имкониятлари. Атрибут тури, узунлиги ва номи атрибут сарловҳасида кўрсатилади.

Тизимнинг мавжуд атрибутлар тўплами NTFS структурасини ифодалайди.  Тизим атрибутлари фиксирланган номга ва унинг тури кодига, ҳамда аниқ бир формага (шаклга) эга бўлади. Фойдаланувчиларни аниқлашда атрибутларни қўллаш мумкин. Файл атрибутларини сақлашнинг икки хил йўли мавжуд – MFT жадвал ёзувида резидентли сақлаш ва уни ташқи қисмларда норезидентли сақлаш. Бундай кўринишда файл резидентли қисми резидентли атрибутлардан иборат бўлади, норезидентли қисми эса – норезидент атрибутлардан иборат бўлади. Саралаш фақат резидентли атрибутлар бўйича амалга оширилиши мумкин.

Тизимли тўплам қуйидаги атрибутлар тўпламини ўз ичига олади:

-         Атрибутлар рўйхати (Attribute List),, ҳар бир атрибут жойлашган MFT ёзув рақамлари жойини кўрсатувчи манзилни ўз ичига олган файлдан иборат бўлади.

-         Файл номи (File Name) – Unicode форматидаги файл номи узунлиги, ҳамда она каталоги учун MFT жадвалига кирадиган рақам; агар бу файл бир нечта каталоглардан иборат бўлса, у ҳолда унда File Name  туридаги бир нечта атрибутлар бўлади; бу атрибутлар ҳар доим резидентли бўлиши керак.

-         MS-DOS номи (MS-DOS Name) – 8.3 шаклда файл номи

-         версия (Version) – файлнининг сўнги версия рақами;

-         дескриптор хавфсизлиги – ACL кириш қоидалар рўйхатини  ва ушбу файлда қандай хилдаги операцияни рўйхатдан ўтказиш кераклигини белгиловчи аудит майдонини ўз ичига олган ҳимоя тўғрисидаги ахборот;

-         том версияси (Volume Version) фақат файл томида фойдаланилади;

-         том номи (Volume Name);

-         маълумотлар (Data)  – одатий файл маълумотлари;

-         MFT битли картаси  (MFT bitmap) – том блокида фойдаланадиган харита;

-         Индекс илдизи (Index Root)  – дарахт илдизи каталогдан файлни излаш учун фойдаланилади. 

-         Индексни жойлаштириш (Index Allocation) -  В дарахт индексли рўйхат норезидент қисми;

-         Стандарт ахборот (Standard Information) -  бу атрибут файл тўғрисидаги қолган барча стандарт ахборотларни сақлайди. Яъни бирон бир бошқа файл атрибути билан боғланиш мураккаб бўлган ҳолатларда, масалан, файлни яратиш вақти, янгиланиш вақти ва бошқалар.

 

NTFS файллари кичик, катта, жуда катта ва энг катта  жойлаштириш усулларига боғлиқ.

Кичик файллар. Агар файл кичик ҳажмга эга бўлса, у ҳолда у MFT нинг битта ёзуви ичида жойлаштирилиши мумкин, масалан 2 кбайт ўлчамда. NTFS кичик файллари қуйидаги атрибутладан иборат бўлади (7.22 – расм).

-         Стандарт ахборот (Standard Information, SI);

-         Файл номи  (File Name, FN);

-         Маълумотлар (Data);

-         Дескриптор хавфсизлик (Security Descriptor, SD).

 

 

                                           7.22 – расм

Катта файллар. Агар файл маълумот MFT битта ёзувида жойлашмаса , у ҳолда бу факт Data атрибути сарловҳасида кўрсатилади. Бу ҳолатда Data атрибути ҳар бир маълумот қисмида манзил ахборотини ўз ичига олади (7.23 расм).

7.23 - расм

 

Жуда катта файллар. Агар  унинг маълумотлар атрибутлари бир неча маротаба катта бўлса ва битта ёзувга жойлаштириб бўлмаса,  у ҳолда бу атрибут MFT нинг бошқа ёзувига жойлаштирилади. Бундай атрибутга ҳавола файлнинг асосий ёзувига жойлаштирилади. (7.24 - расм) Бу ҳавола Attribute List атрибутини ўз ичига олади. Маълумот атрибутининг ўзи эса маълумот норезидент қисми манзилини ўз ичига олади.

 

7.24 - расм

 

Энг катта файллар. Энг катта файл учун Attribute List атрибутида MFTнинг қўшимча ёзувлари жойлашган бир нечта атрибутларни кўрсатади. (7.25 - расм). Бундан ташқари иккилик ёрдамчи манзиллашдан фойдаланиш мумкин. У ҳолда норезидент атрибут бошқа норезидент атрибутга кўрсатилади натижада NTFS да узунлик тизим учун атрибут энг катта бўлмаслиги ҳам мумкин.

 

7.25 - расм

 

 

Назорат саволлари

 

1.                 Файл тизимларининг мантиқий тузилиши.

2.                 Файл турлари.

3.                 Файлни манзиллаш ва физик ташкил тузилиши.

4.                 FAT физик тузилиши.

5.                 NTFS файлининг тузилиши.

6.                 HPFS файлининг тузилиши.

7.                 exFAT файлининг тузилиши.

 

Фойдаланилган адабиётлар

 

1. Бэкон Д., Харрис Т. Операционные системы. - СПб.: Питер, 2004. - 800 с.: ил.

2.Гордеев А.В.Операционные системы. - СПб.: Питер, 2005. - 418 с.: ил.

3.Назаров С. В. Администрирование локальных сетей Windows NT/2000/NET: Учеб, пособие. - М.: Финансы и статистика, 2003. - 478 с.: ил.

4.Олифер В.Г, Олифер Н. А. Сетевые операционные системы. - СПб.: Питер, 2001. - 544 с.: ил.

5.Основы операционных систем: Курс лекций. / Е. Карпов, К. А, Коньков. - М.: ИНТУИТ.РУ «Интернет-Университет Информационных Технологий», 2004. - 632 с.: ил.

6.Партыка Т. Л., Попов И. И. Операционные системы, среды и оболочки. - М.: ФОРУМ - ИНФРА-М, 2005. - 400 с.: ил.

7.Таненбаум Э. Современные операционные системы. - СПб.: Питер,

2006.       - 1040 с.: ил.

7-8-мавзу: Операцион тизимларда тармоқ функцияларини ташкиллаштириш. Тармоқ операцион тизимлари.

 

Режа:

7.1.         Тармоқ (network).

7.2.         Тармоқ ОТ функционал компонентлари.

7.3.         Телекоммуникация тармоғи класификацияси.

 

Таянч сўзлар:   тармоқ, бир рангли, серверли, гибридли,  GAN (Global Area Network), WAN (World-wide Area Network), MAN (Metropolitan Area Network),

LAN (Local Area Network), шина, халқа, юлдузсимон.

 

7.1. Тармоқ (network).

 

Тармоқ (network)  деб бир бирига уланган компьтерлар мажмуасига (ва бошқа мосламалар) айтилади.

            Компьтерларни тармоқга бирлаштириш қуйидаги масалаларни ечишга имкон беради:

- маълумотлардан биргаликда фойдаланиш (мисол учун, файллар);

- аппарат воситаларидан биргаликда фойдаланиш (мисол учун, принтерлар, модемлар ва ҳакозалар);

- дастурий ресурслардан биргаликда фойдаланиш ( мисол учун, мижоз-сервер кўринишидаги дастурлар);

- тармоқ узелларида ягона ҳавфсизлик сиёсатини таъминлаш (мисол учун, локал тармоқни Интернетга улаш даврида серверда ишчи станция хавфсизлигини созлаш);

- тармоқ узелларини ваколатларини чегаралаш (мисол учун, корхонанинг хар-хил бўлинмалари орасида ваколатларни тақсимлаш);

- биргаликда фойдаланалидиган маълумотни муҳофазасини таъминлаш (мисол учун, сервер томонда захиравий нусха олиш);

- тармоқ узеллари орасида маълумот алмашинувини таъминлаш (мисол учун, электрон почтани ишлатишда);

Тармоқларнинг хар-хил критериялар бўйича ўтказиладиган кўплаб классификациялари  мавжуд. Баъзиларини кўриб чиқамиз. Тармоқдаги компьтерларнинг ваколатларини тақсимланиши бўйича бир рангли, серверли ва гибридлига бўлиш мумкин.

- Бир рангли тармоқда барча компьютерлар бир хил ҳуқуқга ва маэбуриятга эга. Хар бир компьютер ўз ресурсини тармоқнинг бошқа аъзоларига беради ва бир вақтнинг ўзида уларнинг ресурсларидан фойдаланади.

- Сервер тармоқларда бир ёки бир нечта компьютерлар (серверлар) ўз ресурсларини тармоқдаги бошқа компьютерларга  (мижозларга) беради. Бунда сервер мижозларнинг ресурсларидан фойдаланмайди.

- Гибрид тармоқларда  бир рангли ва сервер тармоқларнинг белгилари бирлашган.

Мисол учун, бир тармоқ, бир қисм компьютерлар учун сервер бўлиб туриб, бошқа сервернинг мижози бўлиши мумкин.

Кўпчилик тармоқлар гибрид бўлишади.

Тармоқ технологиялари – бу шундай технологияки улар шахсий компьютерда тўплаш, сақлаш, узатиш ва  маълумотни қайта ишлаш технологиясини алоқа техникаси билан бирлаштиради.

         Тармоқлар кўпинча шартли равишда қуйидаги категорияларга бўлинади:

- GAN (Global Area Network),

- WAN (World-wide Area Network),

- MAN (Metropolitan Area Network),

- LAN (Local Area Network).

 

Тармоқ операцион тизимлари

Тармоқ операцион тизимлари – бу тармоқларда бажариладиган кўплаб жараёнлар ўртасида ресурсларни тақсимлаш ва компьютер аппарат ресурсларини  самарадорлигини оқилона бошқариш йўли билан ошириш учун  хизмат қилувчи дастурий модуллар комплекси.

Компьютер тармоқлари

Фойдаланувчи ва иловаларга компьютер ресурсларига мурожаат қилиш имконини берувчи керакли дастурий таъминотлар билан таъминланган ва

коммуникация тизимлари орқали ўзаро боғланган компьютерларига компьютер тармоқлари тушунилади.

7.2. Тармоқ ОТ функционал компонентлари

Тармоқ ОТ асосий компонентлари:

-         Локаль ресурсларни бошқарувчи воситалар компьютерда автоном компьютер ОТ нинг функцияларини амалга оширади (жараёнларни бошқариш, оператив ва ташқи хотирани бошқариш ва бошқалар).

-         Тармоқ воситалари, улар учта компонентга бўлинади:

-         ОТ нинг Сервер қисми – умум фойдаланишга локаль ресурс ва сервисларни тақдим этиш воситалари.

-         ОТ нинг Клиент қисми – масофадаги ресурс ва сервислардан фойдаланишга рухсат сўраш воситалари.

-         ОТ нинг Транспорт воситалари, бу компьютерлар ўртасида хабарларни узатишни таъминловчи коммуникация тизимлари билан биргаликда ишловчи воситалар.

Тармоқ хизматлари ва сервислари

•      Тармоқ орқали компьютер ресурсларининг аниқ турига рухсат берувчи ОТ нинг сервер ва клиент қисмларини мажмуасига тармоқ хизматлари дейилади.

•      Сервис – хизматлардан фойдаланувчилар ва хизматларни тақдим этувчилар ўртасидаги интерфейс.

•      ОТ ва тармоқ хизматлари чуқур интеграллашган (Мисол учун, Windows NT, UNIX, Windows 2000,NetWare).

•      Тармоқ хизматлари дастурий модул – қобиқ кўринишида бирлаштирилган (мисол учун, LAN Server, NetWare for UNIX).

•      Тармоқ хизматлари яратилади ва алоҳида дастур модул сифатида тақдим этилади (Турли ОТ лар учун NDS, WinFrame –Windows NT учун, NetWare Connect –NetWare учун).

 

Тармоқ ОТ ларига қўйиладиган талаблар

 

1.     Масштабийлик.

2.     Мослашувчанлик

3.     Охирги қурилмалардаги турли ОТ ларни қўллаб қувватлаш

4.     Стек протоколларини қўллаб қувватлаш (TCP/IP, IPX/SPX, NetBIOS, DECnet, AppleTalk, OSI)

5.     Қўпсерверли тармоқларни қўллаб қувватлаш ва бошқа ОТ лар билан самарали интеграллашиш

6.     Маркзлашган масштабли маълумотномалар хизматини бўлиши

7.     Сервислар тизимини ривожланиши: файл-сервис, принт-сервис, маълумотлар хавфсизлиги, архивлаш, маълумотлар базаси ва б.                                                                                                                              

8.     Турли стандартлардаги тармоқ қурилмаларини (Ethernet, Token Ring, ARCnet, FDDI) ва тармоқни бошқариш стандартларини қўллаб қувватлаш.

 

Тармоқ ОТ ларининг турлари.

 

•      Компьютерлар ўртасида функцияларни тақсимланишига қараб, улар ажратилган сервер ёки клиент узели ролида намоён бўлишади.

•      Тармоқ қуйидаги схемалар асосида қурилган бўлиши мумкин:

•      Сервер ва клиент функциялари бирлаштирилган компьютерлардан ташкил топган – биррангли тармоқ

•      Клиент ва серверлар асосига қурилган тармоқлар – ажратилган серверли тармоқ

•      Турли тармоқ узелларидан ташкил топган – гибридли тармоқ.

 

Тақсимланган иловалар ва тармоқ хизматлари моделлари.

 

•      Тармоқлардаги иловалар ишлашини ташкил этишга кўра учга бўлинади:

–     Илова қисмлари турли тармоқ компьютерларига тақсимланадиган тармоқлар;

–     Махсус серверларда барча иловалар учун бир қанча умумий функциялар бажарадиган тармоқлар ;

–     Турли компьютерларда тақсимланиб бажариладиган функцияларни ўзаро биргаликдаги ҳаракатли тармоқлар.

 

Замонавий корхонадаги тармоқ инфраструктураси

 

 

 

Шина. Битта кабел орқали барча қурулмалар боғланади. Топология охирида сигналларни ифодоловчи терминаторлар жойлашади. Хабарлар битта машина орқали хаммага жўнатади ва фақат у кимга мўлжалланган бўлса ўша уни қайта ишлайди. Бундай тармоқ жуда арзон ва созлаш осон ҳисобланади. Камчилиги умумий кабел ва терминатор тизимидан чиқишда иш рад этилади. Шунингдек тармоқ шикастланган жойини топиш қийин.

 

“Шина” топологияси (ёки, яна бир номи “уммий шина”) ўзининг тузилиши бўйича компютерларнинг тармоқли асбоб – ускуналарининг бир хиллиги, шунингдек ҳамма абонентларнинг тенг ҳуқуқлиги билан фарқ қилади. Бундай уланишда компютерлар ахборотни фақат навбат бўйича узатиши мумкин чунки алоқа линияси бир дона бўлади. Акс ҳолда устма уст (конфликта, коллизи) тушиши натижасида узатиладиган ахборот бузилади.

Кўп ҳолатларда, шинадан фойдаланаётганда бошқа топологияларга нисбатан уланадиган кабелни энг кам миқдори талаб қилинади. Тўғри шуни ҳисобга олиш керакки, ҳар бир компютерга (иккита четдагилардан ташқари) иккита кабел келади, бу эса ҳар доим қулай бўлавермайди.

Айрим компютерларнинг ишдан чиқиб қолиши шинага зарар қилмайди, чунки тармоқдаги ҳамма қолган компютерлар алмашувни нормал давом этиши мумкин.

Юлдуз (star), бунда битта марказий компютерга четда қолган компютерлар уланади, шу билан бирга ҳар бири ўзининг алоҳида алоқа линияларидан фойдаланади.

“Юлдуз” туридаги барча топологияларнинг умумий камчилиги бошқа топологияларга қараганда жуда катта кабел сарифланиши. Масалан, агар бир чизиқда жойланган компютерларни бирлаштириш мақсадида, “юлдуз” топологияси танланса, у ҳолда “Шина” топологиясига қараганда бир неча мартта кўп кабел талаб қилинади. Бу бутун тармоқнинг нархига сезиларли таъсир кўрсатиши мумкин.

         Юлдузсимон. Марказий тугунга барча станция уланган бўлади, тизимда уларни рад этилиши чиқиш бўлмайди. Лекин марказий тугуннинг ишламаслиги бутун тармоқнинг ишлаш қобилятини тўхтатиб қўйилади. Топологиянинг бу кўриниши юқори самародорлиги, тармоқнинг тўғри лойиҳалаштирилганлиги ва шикастланган жойларнинг осон аниқлашлиги билан ажралиб туради.

«Xaлқa» тoпoлoгияси  xap биp пунктгa фaқaт иккитa линиялap биpлaштиpилгaн тapмoқни тaвсифлaйди. Xaлқa тoпoлoгияси oптик кaбель ёpдaмидa лoкaл кoмпьютеp тapмoқлap, тpaнспopт тapмoқлap вa aбoнент киpиш тapмoқлapидa кенг қўллaнилaди.

         Ҳалқа топологиясида қурулма ўз қўшнисига иккита восита орқали уланади. Маълумотлар пакети тўқнаш келмаслиги учун қурилмадан қурилмаган бир йўналишда узатилади. Ҳар бир қурилма маълумотлар узатиш учун ўз навбатини кутади. Тизимдаги барча қурилмалардан исталган бирининг рад этилиши чиқишда муаммолар келтириб чиқаради ва шикастланган жойни топиш қийин.

 

 

 

 

 

 

 

 

 

“Ҳалқа” – бу топологияда алоқа линиялари орқали ҳар бир компютер фақат иккита бошқалари билан боғланади: Фақат у биридан ахборот олади, иккинчисига эса – фақат узатади. Ҳар бир алоқа линиясида, юлдуз ҳолатига ўхшаб, фақат битта (передатчик) узатувчи ва битта (приёмник) қабул қилувчи ишлайди. Бу нарса  ташқи терминалларни қўллашдан озод қилади. Ҳалқани камчиликларидан (юлдузга таққосланганида) шуни ҳисоблаш керакки, тармоқдаги ҳар бир компютерга иккита кабел олиб келиниши керак. Икки қaвaт xaлқa opaлиқ пунктлap ўpтaсидa физикaвий улaнишни жуфтликлapи билaн тaшкил қилинaди, бундa axбopoт oқими икки йўнaлишдa йўнaлтиpилaди, улapдaн биpи aсoсий, бoшқaси эсa –зaxиpa бўлaди.

                                                                             

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

                                  Уяли тoпoлoгия                                    Тўлиқ  aлoқaли тoпoлoгия 

 

         Уяли тoпoлoгия (1.5-paсм.). Ундa xap биp пункт энг яқин пунктлapни кичик сoни билaн бевoситa aлoқaгa эгa. Чўққилapнинг сoни кўп бўлгaндa қиppaлap сoни R≈ r n/2 гa тенг, бу еpдa r xap биp чўққигa мoс қиppaлap сoни. Уяли сегментлap тўлиқ aлoқaли сегментгa нисбaтaн қиppaлapнинг сoни кaм бўлгaндa xaм юқopи ишoнчлиликкa эгa.

         Тўлиқ aлoқaли вa уяли тoпoлoгиялapни фaқaт axaмиятли юклaмaли сегментлapдa ишлaтиш мaқсaдгa мувoфиқ, чунки улapни oшиpишдaги чиқим юқopидиp.

         Тўлиқ aлoқaли тoпoлoгиядa «xap биp xap биpи билaн» тaмoйилигa aсoслaниб, пунктлap ўpтaсидa физикaвий вa мaнтиқий улaниш тaъминлaнaди  (1.4-paсм). n чўққилapгa эгa тўлиқ aлoқaли гpaф R+n(n-1)/2 қиppaлapдaн тaшкил тoпгaн, бу эсa тapмoқнинг  нapxини oшиpaди. Xap биp жуфт пунктлap ўpтaсидaги мустaқил йўллap сoни  h+n-1  гa тенг, шунинг учун мaнтиқий қaтлaмдa aйлaнмa йўллapнинг кўпpoқ сoни мaвжуд, бу эсa aлoқaни, aйниқсa, aйлaнмa йўнaлишлapдa сигнaллap тapқaлишини aльтеpнaтив муxитлapини ишлaтишдa (мaсaлaн, oптик тoлa, paдиopеле линиялapдa) aлoқaни мaксимaл ишoнчлилигини беpaди. Бу тoполoгия xудудли тapмoқлap сегментлapи учун xoсдиp.

                Дapaxтсимoн тoпoлoгия туpли вapиaнтлapгa эгa (1.1-paсм). Дapaxтсимoн тoпoлoгия тapмoқ сегментининг xусусияти n пунктлap бoғлиқлиги физикaвий дapaжaдa қиppaлap минимaл сoни R+n-1 дa эpишилaди, бу эсa тapмoқни юқopи тежaмкopлигини тaъминлaб беpaди. Мaнтиқий қaтлaмдa бундaй сегментлapдa xap биp жуфт пунктлap ўpтaсидa axбopoт узaтиш йўллapи сoни xap дoим h+1 тенг. Ишoнчлилик нуқтaи нaзapдaн, бу жудa пaст кўpсaткич. Бундaй тapмoқлapдa ишoнчлиликни oшиpиш зaxиpa aлoқaлapни киpитиш (мaсaлaн, 1+1 туpдaги xимoя) йўли билaн aмaлгa oшиpилaди. Дapaxтсимoн тoпoлoгия лoкaл кoмпьютеp тapмoқлapи, қишлoқ xудудлapи телефoн тapмoқлapи, aбoнент киpиш тapмoқлapидa қўллaнилaди.

         «Нуқтa-нуқтa» туpдaги икки пунктли тoпoлoгия-энг сoддa вa икки пунктни бевoситa физикaвий вa мaнтиқий бoғлoвчи тapмoқ сегментини ўз ичигa киpитгaн. Бундaй сегментнинг ишoнчлилигини, 1+1 туpдaги xимoя деб нoмлaнувчи 100% зaxиpaни тaъминлaб беpувчи зaxиpa aлoқaни киpитиш йўли билaн oшиpиш мумкин. Aсoсий aлoқa ишдaн чиқиши билaн тapмoқ зaxиpa aлoқaгa aвтoмaтик paвишдa ўтaди. Сoддaлигигa қapaмaсдaн, aйнaн шу бaзaвий тoпoлoгия юқopи тезликли мaгистpaл кaнaллapдaн axбopoтнинг  кaттa oқимлapини узaтишдa кенг қўллaнилaди. У paдиaл-xaлқa тoпoлoгиянинг тapкибий қисми (paдиус) сифaтидa xaм қўллaнилaди. 1+1 туpдaги зaxиpaлaшли икки пунктли тoпoлoгия xaлқa тoпoлoгиясининг туpдoш вapиaнти сифaтидa кўpиб чиқилиши мумкин.

 

7.3.         Телекоммуникация тармоғи класификацияси.

 

         Телекоммуникация тармоғи бир нечат параметрлар бўйича тоифаланиши мумкин.

Тармоқ хажми бўйича:

•      Локал тармоқлар (Local Area Network, LAN) – тармоқ биноси ёки ташкилот;

•      Ҳудудий тармоқ (Metropolitan Area Network, MAN) – шахар ва миллий даражадаги тармоқ;

•      Глобал тармоқ (Wide Area Network, WAN) – ўн минглаб ва юз минглаб компютерларни ўз ичига олган ва катта худудларни қамраб олган тармоқ;

Коммутация тури бўйича:

•      Пакетли коммутацияли тармоқ (масалан, TCP/IP, IPX/SPX, ATM, 3G мобил алоқа тармоғи);

•      Канали коммутацияли тармоқ (1G ва 2G мобил алоқа тармоғи, УфТТ);

•      Аралаш тармоқ (масалан, 2,5G мобил алоқа тармоғи);

Виртуал каналларни ўрнатиш бўйича:

•      Виртуал каналларни ўрнатишли (масалан, X.25, Frame Relay, ATM тармоғи УфТТ);

•      Виртуал канал ўрнатишсиз боғланиш (масалан, TCP/IP, IPX/SPX);

•      Протокол стекидан фойдаланиш бўйича;

 

 

Телекоммуникация  тармоқларида коммутация усуллари

 

         Коммутация – сигналларни узатиш (траспортировкалаш) учун зарур бўлган вақтда функционал бирликларни, узатиш каналлари ёки алоқа каналларини кетма-кет уланишини барпо этиш жараёнидир.

         Каналлар коммутацияси - бунда тармоқдаги исталган абонент пунктлари жуфтликлари орасида тўғридан-тўғри канал ташкил этиш учун тармоқнинг турли участкаларида каналларни вақтинча боғланиш усулидир.

         Каналлар коммутацияси (КК) одатда аналогли ёки битта тезликли рақамли алоқа тармоқларида қўлланилади. Бундай тармоқларда тармоқ ресурсининг статик тақсимоти амалга оширилади ёки ахборотни узатиш учун ажратилган қайдланган ўтказиш полосаси қўлланилади. Бу ҳолда ахборотни кечикиши минимал бўлади ва фақат боғланишни ўрнатилиш вақти билан белгиланади.

         Ушбу усул етарлича мослашувчан эмас деб хисобланади ва амалда унинг асосида кўп тўпламли тезликларга эга  мультисервис  рақамли  тармоқни қуриб бўлмайди.

1 – расм

        

         Коммутация каналининг асосий ғояси коммутация жараёнини максимал даражада соддалаштириш ҳисобланади. 1 – расмда кўрсатилгандек коммутация тармоғи алоқа линиялари орқали боғланган (S1, S2, …, S5) коммутаторларидан иборат бўлади. Ҳар бир линия бир хил ўтказиш қобилятига эга бўлади.

         Ҳар бир абонент доимий тезликли тармоқда маълумотларни узатиш терминал қурилмаси ёрдами билан тармоқға уланади. Агар фойдаланувчи тармоқда узатмоқчи бўлган вақтда унинг ахборот тезлиги даврий бўлса линия ўтказиш қобилияти пастроқ бўлади, у ҳолда терминал қурилма қўшимча равишда фойдаланувчининг бўш маълумотли фойдали ахборотларини маълумотлар  оқимида узатишни бошлайди (2 - расм). Агар фойдали ахборотлар оқим битининг катта қисмини ташкил қилмаса унда унинг асосий қисми ахамиятга эга бўлмаган ахборотларни олиб ташлайди ва жўнатувчи тармоқда қабул қилиб олувчига жўнатган маълумотлар узатилади.

         Телефон тармоғининг кўп йиллик фойдаланувчилари учун  каналли коммутация тармоғи кенг ишлатилади.

         Пакетлар коммутацияси - бу коммутация усули бўлиб, унда хабар маълум форматдаги қисмларга - пакетларга бўлинади, улар хабарлар коммутацияси учун қабул қилинган принцип бўйича мустақил хабарлардек қабул қилинади, йиғилади ва узатилади. Ҳар бир пакетга хабарнинг манзили берилади, бир қатор ҳолларда эса маълум хабарга тегишли белгиси ва  унинг тартиб рақами берилади. Агар битта хабарнинг барча пакетлари ягона йўл бўйича (битта виртуал канал бўйича) узатилса, у холдаги коммутация режими виртуал режим, агар ҳар бир пакет мустақил йўл бўйича узатилса унда - дейтаграмма режими дейилади.

         Пакетли коммутация усули компютер трафикларини самарали узатиш учун махсус ишлаб чиқилган. Тармоқ орқали барча фойдаланувчиларга узатиладиган пакетлар пакетли коммутацияда биринчи тугуннинг ўзида пакет, ячейка ёки кадрлар деб аталадиган бир неча қисмларга ажратилади (4 - расм). Ҳар бир пакет қабул қилиб олувчи тугун манзил кўрсатилган сарловҳалар билан таъминланган бўлади. Ҳар бир пакетда мавжуд манзил ҳар бир пакет бошқа ахборот оқими пакетидан боғлиқ бўлмаган ҳолда коммутацияланиб қайта ишланиши пакетли коммутациянинг муҳим ҳусусиятларидан биридир. Пакетда сарловҳадан ташқари яна битта одатда пакет охирига жойлаштириладиган майдони бўлади ва шу сабабли тугатувчи деб аталади. Тугатувчида тармоқ орқали узатишда хатолик бўлган ёки бўлмаганлигини текширишга ёрдам берадиган назорат суммаси жойлаштирилади.

 

2 – расм

 

         Пакетлар олдиндан заҳираланмаган алоқа линияси ва тезлиги белгиланмаган тармоқга келиб тушади, яъни бу ерда хам каналли коммутация каби унинг манбаи генерацияланади.  Пакетли коммутация тармоғи каналли коммутация тармоғидан фарқи охирги тугунда ҳар доим пакетни қабул қилиб олишга тайёр эканлиги билан ажралиб туради.

         Ўтказиш қобилятини заҳиралаш жараёни пакетли тармоқда ҳам ишлатилиши мумкин. Бироқ бундай заҳиралашда асосий ғоя каналли коммутацияли тармоқда ўтказиш қобилятини заҳиралашдан фарқ қилади. Пакетли коммутациянинг каналли коммутация ўтказиш қобилияти ўртасидаги фарқ каналли коммутацияда мавжуд бўлмаган жорий ҳар бир оқим талабига боғлиқ ҳолда ахборот оқимлари ўртасида динамик қайта тақсимлай олиши мумкинлигида.

 

Кутишли пакетли коммутацияли усул

 

         Тармоқ поғонасини батафсил кўриб чиқишдан олдин уни ишлашини миямизда шакллантириб олишимиз керак. У 5.1 – расмда кўрсатилган. Тизимнинг асосий компонентларига доирани ичида кўрсатилган алоқа оператори қурилмалари, шунингдек мижозга яқин жойлашган ва доира ташқарисида кўрсатилган қурилмалар киради. Н1 хост алоқа оператори маршрутизаторига ажратилган битта линия орқали тўғридан – тўғри уланган. Н2 хост эса мижозга яқин жойлашган F маршутизаторли ЛҲТ да жойлашган. Бу маршрутизатор ҳам ажратилган линия орқали операторлар билан боғланади. F алоқа операторида жойлашмаганлиги сабабли уни айлана ташқарисида кўрсатдик, бироқ барча тизим қурилмалари ва фойдаланиладиган протоколлари нуқтаи назаридан қаралганда у оператор маршрутизаторидан деярли фарқ қилмайди. У тармоқ остига кириши мумкинми деб бахслашиши мумкин, аммо биз бу бўлимда алоқа операторлари маршрутизаторларида уларнинг бари бир хил алгоритм ишлатилар экан мижоз маршрутизаторини тармоқ ости бир қисми деб ҳисоблаймиз.

         Тизим қуйидаги кўринишда ишлайди. Узатиш учун пакети мавжуд бўлган хост ўзининг ЛҲТ га исталган энг яқин маршрутизаторга ёки алоқа оператори билан икки нуқтаи боғланиш бўйича узатади. У ерда назорат суммаси ишлаб туради ва пакет тўлиқ қабул қилинмагунга қадар сақланади. Сўнг уни  қабул қилиб олувчи пунктга маршрутизатор занжири бўйича узатади. Бундай механизм кутишли пакетли коммутация дейилади.

5.1 – расм

 

Транспорт поғонаси тақдим этадиган хизматлар

 

         Тармоқ ва транспорт поғонаси ўртасида интерфейс кўринишида тармоқ поғонаси транспорт поғонасига хизматларни тақдим этади. Тармоқ поғонаси транспорт поғонасига қандай хизматларни тақдим этиши мухим масалалардан бири ҳисобланади. Тармоқ поғонаси хизматларни ишлаб чиқишда унинг олдига қуйидаги вазифалар қўйилади.

         Тармоқ поғонаси хизматлари маршрутизатор  технологияларига боғлиқ бўлмаслиги керак.

         Транспорт поғонаси маршрутизаторли тармоқ остида иштирок этувчи топология ва унинг турлари миқдорини боғлиқ бўлмаслиги керак. Траспорт поғонасига киришда тармоқ манзили локал ва глобал тармоқда ягона рақамлаш тизимидан фойдаланиши керак.

 

Боғланишни ўрнатишсиз хизматни амалга ошириш.

 

         Тармоқ поғонаси ўзининг фойдаланувчиларига тақдим этиши мумкин бўлган икки хил хизмат синфини кўриб чиқамиз. Агар боғланишни ўрнатишсиз хизмати тақдим этилса, пакетлар алоҳида тармоқ бўйлаб узатилади ва уларнинг маршрутлари мустақил ҳисобланилади. Шу сабабли ҳеч қандай созланишлар талаб этилмайди ва бундай пакетлар дейтаграммалар  деб аталади. Жўнатувчидан қабул қилиб олувчигача бўлган йўлда пакетни узатишни бошлашдан олдин боғланиш ўрнатиш талаб қилинса бундай боғланиш виртуаллик деб аталади. Шу сабабли виртуал каналли тармоқ ости деб аталади.

         Дейтаграммали тармоқ остини ишлаш принципини кўриб чиқамиз. Р1 жараён Р2 учун хабарларни узатмоқчи. У ўзининг траспорт поғонаси орқали унга Н2 хостида бажариладиган Р2 жараёни зарур маълумотларини етказиш тўғрисида ахборот беради. Транспорт поғонаси коди Н1 хости вазифасини бажаради; одатда у операцион тизимнинг бир қисми бўлади. Траспорт поғонаси сарловҳаси хабарнинг бошига қўйилади ва шу кўринишда тармоқ поғонасига узатилади. Одатда бу операцион тизимнинг яна бир содда процедураси бўлади.

Хабар пакет хажмидан тўрт маротаба катта деб фараз қиламиз, шу боис тармоқ поғонаси уни тўрт қисмга бўлиши керак (1,2,3 ва 4) ва бирор бир икки нуқтаси протокол масалан РРР дан фойдаланиб А маршрутизаторига навбатма – навбат барини узатади. Бу ерда ишни алоқа оператори амалга оширади. Ҳар бир маршрутизатор ҳар бир пакетга қабул қилиб олувчининг манзили асосида ўзининг маршрутизация жадвалини тузади. Ҳар бир жадвал ёзуви иккита майдондан иборат бўлади: қабул қилиб олувчи  пункт ва ушбу қабул қилиб олувчи учун чиқувчи линия. Иккинчи майдон ушбу маршрутизатор  билан бевосита боғланиб фақат линиядан фойдаланиши мумкин. Масалан, 5.2 – расмда А маршрутизатор фақат иккита чиқадиган линияга эга – В ва С га борувчи, шу боис барча кирувчи пакетлар ушбу иккита маршрутизатордан бирига жўнатилиши керак. Агар, хатто у қабул қилиб олувчи бўлмаса ҳам.

5.2 – расм

 

А маршрутизаторга етиб келган 1,2 ва 3 пакетлар назорат суммаси бўйича  текшириш учун қисқа вақт сақланади. Сўнг А жадвалга мувофиқ улар С маршрутизаторга узатилади. Шундан сўнг 1 чи пакет F локал тармоқ маршрутизаторига бориш учун Е га йўналтирилади. У F га етиб келганда уни маълумотларни узатиш поғонаси кадрларида инкапсуляцияланади ва локал ҳисоблаш тармоғи орқали Н2 хостга узатилади. 2 ва 3 пакетлар худди шу маршрут бўйича келади.

         Аммо 4 пакет бошқа йўналиш билан келади. У А маршрутизаторига етиб келгандан сўнг қабул қилувчи манзил F бўлишига қарамай В маршрутизаторга йўналтирилади. А маршрутизатор  қандайдир сабабларга кўра 4 чи пакетни янги йўналишда узатишга қарор қилган. Бу линия юкламасининг ошиб кетиши натижасида ўзининг маршрутизация жадвалини янгилаган бўлиши ҳам мумкин. Маршрутизация жадвалларини бошқариш ва қарорларни қабул қилиш жадвали маршрутизация алгоритми дейилади.

 

Боғланишни ўрнатишли хизматларни амалга ошириш

 

         Виртуал каналли тармоқ ости учун боғланишни ўрнатишли хизматлар зарур. Виртуал канал ғояси 5.2 – расмда кўрсатилгандек ҳар бир пакет ўзининг маршрутини аввалдан танлайди.  Бу билан бирга жўнатувчидан қабул қилиб олувчигача бўлган маршрут тизим созланишига ёзилади ва маршрутизаторга ўрнатилган махсус жадвалларда сақланади.  Битта маршрут ушбу боғланиш орқали барча трафиклар учун фойдаланилади. Яъни телефон тизими ишлаши каби. Виртуал канал  боғланиш узилганда ўзнинг мавжудлигини йўқотади. Боғланиш ўрнатишга йўналтирилган хизматлардан фойдаланилганда ҳар бир пакет ўз ичига виртуал канал идентификаторини олади. 5.3 – расм мисолида кўриб чиқамиз. Н1 хост  Н2 хост билан боғланишни ўрнатади. Бу боғланиш барча маршрутизация жадвалларини тўлдиради ва биринчи ёзув бўлади. А маршрутизация жадвалининг биринчи қаторида агар 1 боғланишли идентификатор пакети Н1 га келса, у ҳолда 1 боғланиш идентификатори билан С га йўналтириш керак бўлади. Худди шундай С даги биринчи ёзув худди шу 1 боғланишли идентификаторни Е га йўналтиради.

 

5.3 – расм

 

         Энди Н3 Н2 билан боғланишни ўрнатишни истаса нима содир бўлишини кўриб чиқамиз. Бундай ҳолатда жадвалда иккинчи ёзув пайдо бўлади. Бу ерда тўқнашув содир бўлишига эътибор қаратиш зарур. Агар А аввалги Н3 1 боғланишли пакетидан, аввалги Н1 даги 1 боғланишдан  фарқ қиладиган бўлса,  у ҳолда С да бундай имконият бўлмайди. Шу сабабли А кириш трафикларини боғлашга янги идентификаторларни тақдим қилади ва улар иккинчи боғланишни ўрнатади. Тўқнашувларни олдини олиш маршуртизаторда кирувчи пакетларни боғлаш учун идентификаторни ўзгартиришга сабаб бўлади.

 

Виртуал канал тармоқ ости ва дейтаграммали тармоқ ости қиёсий таққослаш

         Виртуал канал ва дейтаграммали коммутация ўзининг афзаллик ва камчиликларига эга. 5.1 – жадвалда виртуал канал ва дейтеграммали пакетли коммутациялар  афзаллик ва камчиликлари солиштирилган.

 

 

Маршрутизация алгоритмлари

 

         Тармоқ поғонасининг асосий вазифаларига бошланғич нуқтадан охирги нуқтагача пакетлар етказиш маршрутини танлаш киради. Катта тармоқларда пакетлар бир нечта маршрутизаторлар орқали ўтади. Фақат бундан кенгқамровли тармоқлар мустасно, лекин унинг маршрутизацияси агар жўнатувчи ва қабул қилиб олувчи турли хил тармоқларда  жойлашган бўлса бу мухим масалалардан бири бўлади. Маршрут алгоритмини танлаш ва уни маълумотлар структураларида фойдаланиш тармоқни лойҳалаштиришнинг муҳим мақсадларидан бири ҳисобланади.

         Маршрутизация алгоритми аввалги пакетни жўнатиш учун чиқиш линиясини танлашга жавобгар тармоқ поғонаси дастурий таъминоти қисмида амалга оширилади. Агар тармоқ ости дейтеграмма хизматидан фойдаланса, ҳар бир пакет учун маршрутни танлаш оптимал маршрут ўзгаришига ўхшаб янгидан ишлаб чиқилади. Агар тармоқ ости виртуал каналдан фойдаланса фақат янги виртуал канал ташкил қилинганда маршрут танланилади. Шундан сўнг танланган маршрут бўйича барча ахборот пакетлари узатилади. Сўнгги ҳолат сеансли маршрутизация деб аталади, чунки  маршрут фойдаланувчи алоқа сеанси давомида кучда қолади (масалан, терминалда сеансни рўйхатдан ўтказиш ёки файлни узатиш).

         Пакетларни бориш келиш маршрутини танлаш усули, ҳамда маршрутизация ўртасида фарқни билиш зарур. Маршрутизатор қурилмаси ўзида икки хил жараённи кўрсатиши мумкин.  Улардан бири пакетларни қайта ишлайди ва улар учун маршрутизация жадвалидан чиқувчи линияни танлайди. Бундай жараён жўнатиш дейилади. Иккинчи жараён маршрутизация жадвалини тўлдириш ва янгилашга жавоб беради.  Айнан шу ерда маршрутизация алгоритми қўшилади.       

         Ҳар бир пакет ва бир марта боғланиш учун маршрутни танлаш  маршрут алгоритмнинг бирор бир хусусиятларига (ишончлилик, бардошлилик, ҳаққонинийлик ва оптималлик) мувофиқ бажарилиши керак. Доимий равишда катта тармоқлар ишлаш вақтида топологиянинг ўзгариши ва аппаратураларни рад этилиши содир бўлиб туради. Маршрутизация алгоритми маршрутизаторда шикастланиш содир бўлганда тармоқ юкламаси ва барча хостлардаги барча топшириқларни тўхтатмасдан трафикни топология ўзгаришига тўғирлай олиши керак.

         Маршрутизация алгоритми бардошлилик хусусиятига ҳам эга бўлиши керак.

 

         Маршрутни танлаш алгоритмларини иккита асосий синфга ажратиш мумкин: содда ва мураккаб. Мураккаб алгоритм топология маршрутини танлаш ва тармоқ жорий ҳолатида иштирок этмайди ва линия трафигини ўзгартирмайди.  Ҳар бир жуфт станция учун маршрутни танлаш  автоном режимда аввалдан бажарилади ва тармоқга юклаш вақтида маршрутизаторга маршрутлар рўйхати юкланади. Бундай жараён статик маршрутизация деб аталади.

         Содда алгоритм, топология ўзгариши, ҳамда линия юкламасига боғлиқ ҳолда маршрут тўғрисида қарорини ўзгартиради. Содда алгоритм оптимизациялаш (оралиқ масофа, транзит тугунлар сони ёки жўнатиш вақтини кутиш) учун фойдаланиладиган маълумотлар ва маршрутларни ўзгариш вақтида (масалан, топологияни ўзгариши орқали ёки юкламани ўзгариши орқали белгиланган вақт интервали орқали), манбадан қабул қилиб олган ахборотидан фарқ қилиб туради (бундай манба масалан, агар маршрутизатор  билан боғланган бўлса локал ёки тармоқ маршрутизаторлари билан боғланган бўлса глобал бўлишимумкин).

 

Оптимал маршрутни танлаш тамойили

 

         Трафик ёки топологияга боғлиқликдан ташқари оптимал маршрутни тавсифловчи умумий қоидаларни ҳар бир алгоритм учун кўриб чиқамиз. Бундай ғоя оптималлик принципи дейилади. Бундай тамойилга асосан агар А маршрутизатордан С маршрутизаторгача оптимал маршрутда В маршрутизатор жойлашган бўлса, у ҳолда В маршрутизатордан С маршрутизаторгача бўлган оптимал маршрут маршрутнинг биринчи қисмига мос келади. А маршрутизатордан В маршрутизаторгача бўлган маршрутнинг бир қисми r₁ , маршрутнинг қолган қисми эса r₂ бўлади. Агар  r₂  нисбатан В маршуртизатордан С маршрутизаторгача бўлган оптималроқ маршрутни танланилса, у ҳолда уни r₁ r₂ маршрут оптимал деб ҳисоблаш тўғрисидаги фикрга қарама қарши ҳолда А маршрутизатордан С маршрутизаторгача бўлган маршрутни яхшилаш мақсадида r₁ билан бирлаштириб юбориш мумкин. Оптималлик тамойили асосида дарахт кўринишида барча манбадан қабул қилиб олувчигача бўлган кўплаб оптимал маршрутларни кўриб чиқиш мумкин бўлади.  Бундай дарахт кирувчи дарахт деб аталади. У 5.5 – расмда тасвирланган. Оралиқ масофа транзит тугунлар сонини ўзгартиради. Кирувчи дарахт ноёб бўлмаслигига эътибор қаратиш зарур. Бир тармоқда бир хил йўл узунликда бир нечта кирувчи дарахтлар бўлиши мумкин. Маршрутни танловчи барча алгоритмларининг мақсади барча маршрутизаторлар учун кирувчи дарахтни ҳисоблаш ва ундан фойдаланиш ҳисобланади.

         Маршрутизаторлар ва алоқа линиялари сафдан чиқиши ва операцияларни бажариш вақтида тармоқда янгидан пайдо бўлиши сабабли  жорий тармоқ топологиясини турлича кўрсатиши мумкин.

 

 

5.5 – расм

 

Қисқа йўлни танлаш усули

 

           Иккита маршрутизатор  ўртасида маршрутни танлаш алгоритми уларнинг графлари ўртасида қисқа йўлни излаб топиш орқали амалга оширилади.

           Қисқа йўлни танлаш концепцияси баъзи бир изоҳларни талаб қилади. Улардан бирига транзит участкалари сонини ҳисоблашда йўл узунлигини ўзгариш киради. 5.6 расмда кўрсатилган АВС ва АВЕ йўллари бир хил узунликга эга. Оралиқ масофани бир километргача ҳам ўзгартириш мумкин. Бундай ҳолатда АВС йўли сезиларли равишда АВЕ дан узун бўлади (расмни масштаб узунлигига риоя қилиб тасавур қилишни таклиф қиламиз).

           Бироқ транзит тугунлар сони ва физик линия узунлигини ҳисобга олишдан ташқари рўйхат ва бошқа параметрлар ҳам бўлиши мумкин. Масалан, ҳар бир граф ёки белгиланган ҳар бир соатда махсус тестли пакетларни узатиш ёрдами билан  жўнатишни кечикиш вақти ва ўртача навбатлар узунлигига мувофиқ танланилиши мумкин.

           Умумий ҳолатда граф ёки параметрига оралиқ масофа, ўтказиш қобиляти, ўртача юкланганлик, ўртача навбатлар узунлиги ва бошқа омиллар киради. Юқорида келтирилган омиллар асосида турли хил комбинацияли қисқа йўл излаб топилади.

           Граф иккита тугуни ўртасида қисқа йўлни ҳисоблашнинг бир нечта алгоритмлари бор. Улардан бири 1959 йилда Дейкстрой ишлаб чиққан.

 

5.6 – расм

 

Тўлдириш усули

           Тўлдириш усули кирувчи линияларга ҳар бир пакетни жўнатадиган статик алгоритм турларидан бири. Кўриниб турибдики тўлдириш алгоритми пакетларни жуда кўплаб нусхаларини ишлаб чиқади, агар махсус чоралар кўрилмаса, хатто туташтирувчи тармоқ учун чексиз миқдорда ишлаб чиқади. Бундай чоралардан бири унинг транзит тугунларда йўқ қилиш учун ҳар бир маршрутизаторда ўткинчилар сонини камайтирувчи пакет сарловҳасига ҳисоблагич жойлаштирилади. Бу ҳисоблагич нолга тенг бўлганда пакет йўқ қилинади. Дастлаб транзит тугун ҳисоблагичи жўнатувчидан қабул қилиб олувчигача бўлган йўл узунлигига тенг бўлиши керак. Агар жўнатувчи қабул қилиб олувчининг манзилини билмаса, у ҳисоблагични ушбу тармоқ йўлининг (диаметри) максимал узунлигига тенглаб қўйиши керак.

           Пакетлар нусхалари сонини чегаралашнинг алтернатив усули пакетларни маршрутизаторлар орқали ўтишини рўйхатга олиш орқали амалга оширилиши мумкин. Бу уларни такроран жўнатилмаслигага ёрдам беради. Бу усуллардан бирига ҳар бир маршрутизатор ўзининг хостидан ҳар бир қабул қилиб олган пакет тартиб рақамини ўзига ёзиб олади. Барча маршрутизаторлар барча пакетлар тартиб рақамини сақлайдиган маршрутизатор – манба рўйхатига эга бўлади. Агар ушбу манбада пакетнинг тартиб рақами рўйхати мавжуд бўлса, у бошқа кенгайтирилмайди ва йўқ қилинади.

         Рўйхатни чегараланмаган ҳажмда ўсишини олдини олиш учун барча рўйхатни к ҳисоблагич билан таъминлаш мумкин. Қачондир пакет келса, уни нусха эканлигини текшириш осон бўлади.  К га ча бўлган барча  рўйхатни  сақлаш шарт эмас, ушбу жараён тугагандан сўнг йўқ қилиниши керак.

         Тўлдириш алгоритми самарасиз усул ҳисобланади, лекин баъзи ҳолларда у ишлатилади. Масалан, исталган вақтда маршрутизаторнинг катта бир қисми йўқ қилиниши мумкин бўлган ҳарбий соҳаларда ишлатиш мақсадга мувофиқ. Тақсимланган маълумотлар базасида бир вақтнинг ўзида барча маълумотлар омбори янгиланиши мумкин ва ушбу ҳолатда тўлдириш алгоритми фойдали ҳисобланади.

 

Линия ҳолатини ҳисобга олишли маршрутизация

 

         1979 йилдан ARPANET тармоғида вектор ҳолати асосидаги маршрутизациядан фойдаланиб келинмоқда. Эски алгоритмлар икки сабабга кўра рад этилган. Биринчи сабаб эски алгоритмларда линияни ўтказиш қобилияти ҳисобга олинмаган. Сабаби линиянинг ўтказиш қобиляти 56 Кбит/с га тенг бўлган ва ўтказиш қобилятини ҳисобга олиш зарур бўлмаган. Бироқ 230 кбит/с, сўнг 1,5 Мбит/с тезликли линияларнинг пайдо бўлиши линия ўтказиш қобилятига эътибор қаратишга мажбур бўлинган. Албатта ўтказиш қобилятини бирга тенг деб олиш мумкин, лекин бошқа бир муаммо пайдо бўлади, яъни алгоритм орқали пакетлар жуда узоқ вақт ўтади. Шу сабабли у ҳозирда кенг қўлланиладиган линия ҳолатини ҳисобга олишли маршрутизация алгоритмига ўрнини бўшатиб берган. Бу алгоритм ҳозирги кунда кенг қўлланилади.

         Алгоритм асосида жуда оддий ғоя ётади, у маршрутизаторга бешта талабни қўяди. Ҳар бир маршрутизатор:

-         Ўз қўшнисини аниқлаши ва унинг тармоқ манзилини билиши;

-         Ўзининг ҳар бир қўшниси билан алоқа қиймати ёки кечикишни ўзгаришини билиши;

-         Барча ахборотларни ўз ичига олган пакетни ярата олиши;

-         Бу пакетни барча маршрутизаторларга жўнатиши;

-         Барча маршрутизаторларга қисқа йўлни ҳисоблай олиши керак.

         Натижада ҳар бир маршрутизатор тўлиқ топология ва кечикишлар ўзгариши тўғрисида ахборот тақдим этади.  Шундан сўнг ҳар бир маршрутизатор қисқа йўлни аниқлаш учун Дейкстр алгоритмидан фойдаланиш мумкин.

Қўшнини таниш

         Маршрутизатор юклангандан сўнг унинг биринчи вазифаси ўзининг қўшнилари ҳақида маълумот олиш бўлади. Ушбу мақсадда у барча икки нуқтали линиялари бўйича махсус HELLO  пакетини жўнатади. Линиянинг бошқа нуқтасидаги маршрутизатор ўзи ҳақидаги ахборотни жавобини жўнатиши керак бўлади. Айнан маршуртизатор ноёб бўлиши керак. Агар олис масофада жойлашган маршрутизатор F маршрутизаторнинг учта қўшни маршрутизатори борлигини эшитса, бунинг унга ахамияти бўлмайди ва F маршрутизатор ҳам шундай кўринишга эга бўлиши мумкин. Локал тармоқда икки ёки унда кўп маршрутизаторлар бўлса, ҳолат мураккаблашиб кетади.

5.9 – расм

 

Линия қийматининг ўзгариши.

         Линия ҳолатини ҳисобга олишли маршрутизация алгоритми ҳар бир маршрутизатордан ўзининг қўшнисининг барча алоқа линияларидаги кечикишларни билиши ва баҳолай олиши керак. Кечикишни аниқлаш учун ECHO махсус пакети линия бўйлаб узатилади ва унга тезда жавоб қайтарилиши керак. Олинган жавоб пакет натижасида жўнатувчи кечикишни баҳолайди. Нисбатан аниқроқ натижа олиш учун ўртача арифметикни ҳисоблаб топиш учун бу жараён бир неча маротаба такрорланиши мумкин. Албатта бу усулда кечикиш симметрик бўлади.

         Савол туғилиши мумкин: кечикишни ўзгариш вақтида линия юкламаларини ҳисоблаш ўзгариши мумкинми? Линия кечикишни ҳисобга олиш учун таймер жўнатиладиган ECHO пакети ичида бўлиши керак. Юкламани инкор этиш учун таймер ECHO пакети асосида навбатга қўяди.

         Иккала усул ҳам далил келтириш зарур. Юклама ўзгаришида линиядаги трафикни ўзгаришини ҳисобга олиш маршрутизатор линия кечикишини камроқ кўриб чиқиш бўйича маршрут ўтказиш қобиляти бир хил бўлган иккита линия ўртасида танланилади. Бундай танлов алоқа линиясида баланслашни таъминлаш учун фойдаланилади ва тизимни самарали ишлашига олиб келади.

 

 

Назорат саволлари

 

1.     Тармоқга таъриф беринг (network).

2.     Тармоқ ОТ функционал компонентлари.

3.     Телекоммуникация тармоғи класификацияси.

4.     Тармоқ ОТ функционал компонентлари.

5.     Тармоқ ОТ ларига қўйиладиган талаблар.

6.     Тармоқ ОТ ларининг турлари.

7.     Телекоммуникация тармоғи класификацияси.

8.     Телекоммуникация  тармоқларида коммутация усуллари.

 

Фойдаланилган адабиётлар

 

1.       Андреев А. Г и др. Microsoft Windows 2000 Server и Professional / Под общ. ред. А.Н. Чекмарева и Д.Б. Вишнякова. - СПб.: БХВ - Петербург, 2001. - 1056 с.: ил.

2.       Андреев А. Г. и др. Microsoft Windows ХР. Руководство администратора/ Под общ. ред. А. Н. Чекмарева. - СПб.: БХВ - Петербург,

2007.       - 848 с.: ил.

2.    Вишневский А. В. Windows Server 2003. Для профессионалов. - СПб.: Питер, 2004. - 767 с.: ил.

3.    Назаров С. В. Администрирование локальных сетей Windows NT/2000/NET: Учеб, пособие. - М.: Финансы и статистика, 2003. - 478 с.: ил.

4.    Олаф Кирх. Linux: Руководство администратора сети. - СПб.: Питер, 2000. - 242 с.: ил.

5.         Таненбаум Э., М. ван Сгпеен. Распределенные системы. Принципы и парадигмы. - СПб.: Питер, 2003. - 877 с.: ил.

6.         Ханикаш Дж.Знакомство с Microsoft Windows Server 2003: Пер. с англ. - М.: Издательско-торговый дом «Русская Редакция», 2003. - 464 с.: ил.

7.        Чекмарев А. Н, Вишневский А. В., Кокорева О. И. Microsoft Windows Server 2003. - СПб.: БХВ - Петербург, 2003. - 1184 с.: ил.

 

 

 

 

 

 

        

 

9-мавзу: Операцион тизимларда тармоқ функцияларини лойихалаштириш ва бошқариш.

 

Режа:

10.1.    Линия ҳолати бўйича пакетни ташкил қилиш.

10.2.    Линия ҳолати бўйича пакетларни тарқатиш.

10.3.    Маълумотлар узатиш тармоқларидаги манзиллар тизими.

 

Таянч сўзлар:   RIP протоколи (Router Informations Protocol), OSPF протоколи, MAC-адрес, IP-адрес, IPv6, Unicast, Multicast, Anycast, Link local, Site local.

 

9.1. Линия ҳолати бўйича пакетни ташкил қилиш.

 

         Алмашиш учун керакли ахборотлар тўплангандан сўнг, ҳар бир маршрутизаторда бажариладиган кейинги қадам ушбу тўпланган маълумотларни ўз ичига олган пакетларни яратиш бўлади. Пакет тартиб тарқам бўйича жўнатувчининг идентификатор рақами, ҳамда қўшниларнинг рўйхатидан бошланади. Ҳар бир қўшниси учун унинг кутиш вақтлари кўрсатилади. Ҳар бир линия учун кечикиш кўрсатилган 5.11-расмда тармоқ ости мисоли келтирилган.  5.11 – расмда барча олтита маршрутизатор учун линия ҳолатига мос пакетлар келтирилган.

         Линия ҳолати бўйича пакетларни яратиш мураккаб эмас. Бу ерда мураккаб томони уларни яратиш учун вақт моментини танлаш ҳисобланади. Уларни тенг вақт оралиғи орқали доимий равишда яратиш мумкин. Бошқа вариантда қандайдир ҳодиса юз берганда пакетни яратиш мумкин – масалан, линия ёки қўшни маршрутизатор тармоқдан чиқиб кетади ёки пайдо бўлади,  ёхуд ўзининг хусусиятларини ўзгартиради.

 

                                                                                    5.11 – расм

9.2. Линия ҳолати бўйича пакетларни тарқатиш

 

         Алгоритмнинг мураккаб қисми линия ҳолати бўйича пакетларни тарқатиш бўлади. Маршрутизаторларда пакетларни тарқатиш ва ўрнатиш чоралари бўйича биринчи пакетлар қабул қилиб олинганда ўзининг маршрутини ўзгартиришни бошлайди. Турли хил маршрутизаторлар мос равишда турли хил топология версияларидан фойдаланиши мумкин.

         Линия ҳолати бўйича пакетларни тарқатиш алгоритми ғоясида тўлдириш алгоритмидан фойдаланиш ётади. Ушбу жараёнда ҳар бир пакетни тартиб рақами билан жойлашиши, кейинги ҳар бир пакет учун биттага камайишни назорат қилиб туради. Маршрутизаторга келиб тушган ҳар бир жуфт ёзиб (манба, тартиб рақами) қолинади. Линия ҳолати бўйича янги пакет келиб тушганда маршрутизатор ўзининг рўйхатидан унинг жўнатувчиси ва пакет тартиб рақамини излайди. Агар бу янги пакет келиб тушган линиясидан ташқари қолган барча линияларга узатилган бўлса. Агар у нусха бўлса йўқ қилинади. Агар тартиб рақами жўнатувчи жўнатган аввалги пакетдан кичикроқ бўлса  бу пакет йўқ қилинади.

         Бу алгоритм билан боғлиқ бир қанча муаммолар мавжуд, лекин уларни ҳал қилса бўлади. Биринчиси, агар рақамлар кетма кетлиги белгиларнинг максимал сонига тенг бўлса чалкашлик пайдо бўлади. Ҳал қилиш учун 32 разрядли тартиб рақамидан фойдаланилади. Хатто агар ҳар бир сонияда пакет жўнатилса, у ҳолда 4 байтлини тўлдириш учун 137 йил керак бўлади.

         Иккинчиси, агар маршрутизатор сафдан чиқадиган бўлса унинг тартиб рақамларни йўқолади. Агар у нолли тартиб рақам билан янгидан юкланса унинг пакетлари эскирган сифатда инкор этилади.

         Учинчиси, тартиб рақамидаги хатоликлар бўлиши мумкин – масалан, 4 рақам билан бирга 65540 сони (1–чи битдаги хатолик) бирга қўлланилиши мумкин; ушбу ҳолатда 65540 бўйича  5 чи пакет эскирган деб айрим маршрутизаторлар рад этиши мумкин.

Бу муаммони ҳал қилишда унинг тартиб рақамидан сўнг пакетни ўсиши ва ҳар бир сонияда унинг камайишини пакетга жойлаштириш керак бўлади. Ўсиш нолгача камайганда маршрутизаторда ахборот йўқ қилинади. Янги пакет нормал холатда ҳар 10 сонияда келади. Бундай ҳолатда маршрутизатор тўғрисида ахборот эскиради, фақат узилган ҳолатдан ташқари. Ўсиш майдони тўлдириш жараёни бошланган вақтдан бошлаб ҳар бир маршрутизаторда бирга камайиб боради (яъни пакетнинг йўқолиши ва доимий яшамаслигини кафолатлаш учун).

         Бу алгоритмда ишончлиликни ошириш учун унинг такомиллаштирилган вариантларидан фойдаланилади. Канал ҳолати бўйича пакет тўлдириш учун маршрутизаторга келиб тушгандан сўнг у дарров навбатга қўйилмайди. Бу вақтда у сақлаш муҳитида маълум бир вақт давомида сақланади.  Агар бу вақтда жўнатувчи яна бир пакетни жўнатишга улгирса маршрутизатор  уларнинг тартиб рақамларини солиштириб кўради. Нисбатан эски пакет йўқ қилинади. Агар рақам бир хил бўлса унинг нусхаси йўқ қилинади. Маршрутизаторлар ўртасида алоқа линиясини ҳимоялаш учун қабул қилинган барча пакетлар тасдиқланади. Линия бўшатилганда маршрутизатор пакетлар узатиш ёки тасдиқлаш учун танланиладиган оралиқ сақловчи муҳитни текшириб чиқади.

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

RIP протоколи ҳақида умумий тушунча

 

         RIP протоколи (Router Informations Protocol) маршрутлаш протоколи ҳисобланиб, биринчи бўлиб PARC Xerox универсаль протоколи учун ишлаб чиқилганди ва ХNS протоколи комплектида ишлатилганди.

         RIP протоколи кўп жойларда ҳанузгача оммабоп протоколлардан бири ҳисобланиб ишлатиб келинади. RIP шахсий ЭҲМ ларни ишлаб чиқарувчилар томонидан ҳамкорликда қабул қилинган бўлиб, тармоқ ахборот узатиш протоколи сифатида тан олинган.

         Мисол сифатида, AppleTalk протоколи RIP протоколининг мукаммаллаштирилган версияларидан бири ҳисобланади. RIP протоколи ҳаттоки Novell, 3Com, Ungermann-Bass ва Banyan компанияси маҳсулотлари протоколлари асоси ҳисобланади.

         RIP протоколи масофавий-векторли алгоритм классига киради. Бу класс алгоритмлари Форда – Фулкерсон алгоритмлари сифатида ҳам таниқлидир.

Бу протокол кўпроқ ички автоном тизимларда ишлатилишда мақсадга мувофиқ ҳисобланади.

 

RIP маршрутлаш протоколи камчиликлари.

 

         RIP протоколи жуда ҳам содда ва ҳозиргача оддий топологияларда фойдаланиб келинмоқда. Лекин уни шундай камчиликлари борки, бу камчиликлар уни катта ва мукаммал тармоқларда қўллаш имконини бермайди.

Биринчидан, RIP тизимида ҳар қандай йўналиш бўйича “чексизликгача ҳисобланиш” эффекти туфайли маршрутизаторлар сонини ўн тўрттадан ошириб бўлмайди. Ҳудди шу сабаб туфайли мураккаб метрикалардан фойдаланиш имконияти мавжуд эмас.

         Иккинчидан, ҳисоблашлар чексизлиги маршрутлашда узилишларни келтириб чиқаради.

         Учинчидан, кенг кўламли кўрсаткич ҳар 30 секундда тармоқ ўтказувчанлигини пасайтиради.

         Тўртинчидан, йўналиш жадвалини ҳосил қилиш вақти анчайин катта.

         Бешинчидан, ҳар бир маршрутизатор ўзининг векторлари ҳақида маълумотлар юбориб туради, бир оз вақтдан кейин маршрутизаторлар синхронизацияси эффекти ҳосил бўлади, бу эса маршрутизаторларнинг ўз векторлари ҳақидаги маълумотни бир вақтда юборганлиги туфайли трафикни кўтарилиб кетишига сабаб бўлади. Ҳар бир маршрутизаторнинг дейттаграммаларини ҳисоблаш жараёнида эса, маршрутлаш жараёнида узилишлар содир бўлишига олиб келади.

 

 

Машрутизатция протоколини канал ҳолатига кўра ишлаши.

                                      

         OSPF протоколи IP-трафикларни қўллаб қуватлаш мақсадида Интернетни ривожлантириш мухандислик гурухи (IETF) томонидан ишлаб чиқилган. OSPF протоколи очиқ стандартли машрутизация протоколи ҳисобланади. Канал ҳолатига кўра машрутизация протоколи OSPF энг оптимал қисқа йўлни танлашга асосланган.

         Бунинг учун дастлаб канал холати бўйича ахборотларни алмашилади бунда OSPF протоколи қўшни машрутизаторлар билан алоқа ўрнатади, бу мақсадда OSPF протоколлари Hello пакетларини узатади.

         Масофавий - векторли  протоколи билан канал ҳолати бўйича машрутизатция протоколини солиштирганда у қуйидагиларни талаб қилади:

-         Тармоқ конфигурацияси ва режалаштиришнинг анча муракаблиги

-         Машрутизатор ресурсларини кўпайтириш

-         Хотирада катта ҳажмли жадвалларни сақлаш учун катта жой бўлиши

-         Мураккаб машрутизатцияларни ҳисоблаш учун юқори аниқликда ишлай оладиган процессорлар бўлиши керак.

         OSPF протоколи бош тармоқ чегерасида суммани автоматик ҳисоблай олмайди. Бундан ташқари OSPF муамоларни ечими сифатида Cisco компанияси канал ўтказиш қобилиятини аниқлашни таклиф қилади. OSPF протоколи канал ўтказиш қобилиятини аниқлаш орқали энг оптимал маршрутни танлайди. Яни RIP протоколида қисқа йўл танланса OSPF протоколида ўтказиш тезлиги юқорироқ канал танланилади.

 

 

         RIP асосан ўтишлар сонига қараб энг оптимал машрутни аниқлашга ҳаракат қилади.

         OSPF  протоколи метрикаси алоҳида каналнинг ўтказиш қобиляти ва тезлигига асосланади.

         OSPF  машрутизаторлари ўзига бўгланган машрутизаторлар билан ахборот алмашади. Яни канал ҳолати бўйича билдириш ахботори маълумотларидан фойдаланади, уни LSA ёки канал ҳўлати бўйича билдириш деб номланган.

         Барча каналлар тавсифи тўғрисида LSA билдиришини олгандан сўнг мавжуд OSPF  машрутизаторлари SPF алгоритмидан фойдаланади.  Бунда дарахтсимон шаклли топология ёки тармоқ харитаси тузилади. Дарахтсимон SPF ҳар бир йўлни ўтказиш қобилятига қараб энг оптимал қисқа йўл қидириб топилади.

         OSPF  тармоғида ҳудуд 0 рақамидан бошланади, бундан ташқари ҳудуд магистрал ҳудуд деб ҳам аталади. Бу қиймат 0 дан 65535 гача бўлиши мумкин. Битта ҳудудда 50 тагача машрутизатор бўлиши мумкин. Магистарл болмаган ҳудудлар тўгридан тўгри ҳудуд 0 боғланади.

         Машрутизатор бирор ҳудуд орқали магистрал ҳудуд билан бўғланса чегарада турувчи машрутизатор (ABR) дейилади. Машрутизатор бирор ҳудуд орқали бошқа машрутизатция протоколи билан бўғланса автоном тизимли чегарада турувчи машрутизатор (ASBR) дейилади.

 

         Windows 2000 ОТ оиласи. Windows 2000 Server. Очиқ стандартларга асосланган каталоглар хизмати, Web, иловалар, коммуникациялар, файллар ва босишни ўз ичига олади, юқори ишончлилик ва бошқаришнинг оддийлиги билан ажралиб туради, Интернет билан интеграцияланиш учун янги тармоқ қурилмаларини қўллаб-қувватлайди. Windows 2000 Server да қуйидагилар ишлатилган:

-       Internet Information Services 5.0 (IIS) хизматлари;

-       Active Server Pages (ASP) дастурлаштириш муҳити;

-       СОМ + модель;

-       Мультимедиали имкониятлар;

-       хизматлар каталоги билан ўзаро таъсирлашадиган иловаларни қўллаб-қувватлаш;

-       Web-жилдлар;

-       Интернет орқали босиш.

 

         Windows 2000 Advanced Server. Бу ОТ маъноси бўйича, янги Windows NT Server Enterprise Edition версияси ҳисобланади. Windows 2000 Advanced Server – ресурсларга талабчан, кўламлилик ва юқори унумдорлик жуда муҳим бўлган  илмий иловалар ва электрон тижорат иловалари билан ишлаш учун идеал тизим ҳисобланади. Windows NT Server Enterprise Edition учун аппаратлар талаблари Windows 2000 Server учун талаблардан фарқ қилмайди, лекин бу кучлироқ ОТ қуйидаги қўшимча имкониятларни ўз ичига олади:

-       Тармоқ юкламасини мувозанатлаштириш;

-       Intel Page Address Extension (РАЕ) ли тизимларда 8 Гб гача ҳажмли ОХҚ ни қўллаб-қувватлайди;

-       8 тагача процессорларни қўллаб қувватлайди.

 

         Windows Server 2003 ОТ. Windows Server 2003 маҳсулотлари оиласи қуришда, бошқаришда ва ишлатишда соддалаштириш билан Windows 2000 Server ОТ технологиясининг барча энг янги хусусиятларини ўзига олади. Натижада фойдаланувчи тармоқни ташкилотнинг статегик активларига айлантиришга ёрдам берадиган юқори унумдорликли инфратузилмани олади.

Windows Server 2003 технологияси хавфсизлик, ишончлилик, фойдалана олишлик ва кўламлилик каби маъсулиятли вазифаларни бажариш учун ишлатиладиган Windows тармоқ ОТ дан кутиладиган барча функцияларга эга. Бундан ташқари, Microsoft корпорацияси инсонларнинг, тизимларнинг, қурилмаларнинг алоқаси ва маълумотлар алмаштириш учун ишлаб чиқилган Microsoft.NET технологиясининг авзалликлари ташкилотлар баҳолай олишлари учун Windows сервер ОТ ни такомиллаштирди ва кенгайтирди.

Windows Server 2003 фойдаланувчиларнинг эҳтиёжларига боғлиқ равишда турли роллар тўпламини марказлаштирилган ёки тақсимланган бошқара оладиган кўп вазифали операцион тизим ҳисобланади. Сервернинг айрим роллари қуйидагилар ҳисобланади:

-       файллар сервери ёки босиш сервери;

-       веб-сервер ва иловалар веб-сервери;

-       почта сервери;

-       терминаллар сервери;

-       олисдан фойдалан олиш сервер/виртуал хусусий тармоқ сервери (VPN);

-       каталоглар хизмати, домен номлари тизими (DNS), тугунларни динамик созлаш протоколи сервери (DHCP) ва  Windows Internet Naming Service (WINS) хизмати;

-       оқимли мультимедиа-узатиш сервери.

 

         Solaris (Sun Microsystems). Sun Solaris операцион тизим бугунги кунда UNIX нинг энг машҳур тижорат версиялари сирасига киради. Бу ОТ тармоқ ўзаро таъсирлашишини қўллаб-қувватлашнинг ривожланган воситаларига эга ва корпоратив ечимларни ишлаб чиқиш учун энг оммавий платформалардан бири ҳисобланади, унинг учун тахминан 12 мингта турли иловалар, шу жумладан иловалар серверлари ва деярли барча етакчи ишлаб чиқарувчилардан МОБТ лар мавжуд. Жуда кўплаб иловалар учун бу операцион тизим процессорлар сони ортганида симметрик кўп процессорли ҳисоблашлар ҳисобига унумдорликнинг деярли чизиқли ортишини таъминлайди. Ҳозирги вақтда Solaris ни SPARC ва Intel x86 процессорлари қўллаб-қувватлайди.

-       Solaris 9 нинг ўзига хос хусусиятларига 1 миллионтагача бир вақтда ишлайдиган жараёнларни, битта тизимдаги 128 тагача процессорларни ва кластерда 848 тагача процессорларни, 576 Гбайт физик оператив хотирани, 252 Тбайтгача ўлчамли файлли тизимларни қўллаб-қувватлашини, конфигурацияларни ва ўзгаришларни бошқариш воситалари ва Linux билан ўрнатилган мослашувчанликни бўлишини таъкидлаш керак бўлади.

-       Solaris 9 операцион тизими Sun Open Net Environment (Sun ONE) очиқ тармоқ муҳити асоси ҳисобланади. Solaris 9 ни етказиб берилиши комплектига Sun ONE асосий иловалари Application Server, Directory Server, Integration Server, Message Queue, Portal Server, Web Server лар киради.

 

         HP-UX (Hewlett-Packard). Hewlett-Packard компаниясида яратилган HP-UX операцион тизими AT&T System V нинг авлоди ҳисобланади. Унинг охирги  HP-UX 11i версияси иккита PA_RISC ва Itanium аппаратлар платформалари учун мумкин бўлади ва асосан Hewlett-Packard ишлаб чиқарадиган серверларга мўлжалланган.

         HP-UX 11i нинг ўзига хос хусусиятларидан Windows ва Linux билан интеграцияланиш воситаларини, шу жумладан бу платформалар учун ишлаб чиқилган Java-иловаларни ўтказиш воситаларини, шунингдек Java-иловаларнинг унумдорликларини ошириш воситаларини айтиш мумкин. Бундан ташқари,  HP-UX 11i Linux API ни қўллаб-қувватлайди, бу HP-UX ва Linux орасида иловаларнинг ўтказилишини кафолатлайди. HP-UX 11i учун иловалар у қўллаб-қувватлайдиган аппаратлар платформалари орасида ўзгаришларсиз ва қайта компиляциясиз ўтказилишини таъкидлаймиз.

         HP-UX 11i нинг унумдорлиги ва кўламлилиги ҳақида гапирганда операцион тизимнинг битта нусхаси 256 тагача процессорларни қўллаб-қувватлашини таъкидлаш керак бўлади. 128 тагача тугунлар ўлчамлари билан кластерлар ҳам қўллаб-қувватланади. У билан бирга бу платформа  қўшимча процессорларнинг уланиши ва узилишини, аппаратлар таъминотининг алмаштирилишини, динамик созлашни ва қайта юклаш заруратисиз операцион тизимнинг янгиланишини, on-line режимда заҳира нусха кўчирилишини тизимни узмасдан дискларнинг дефрагментациясини таъминлайди.

         Бу операцион тизим учун дастурий таъминотни танлаш етарлича кенг – бу етакчи ишлаб чиқарувчиларнинг иловалар серверлари ва Web- ва WAP-серверлар ва қидириш серверлари ва кэшлаш воситалари ва каталоглар хизматлари бўлиши мумкин.

 

         Mac OS X (Apple). Apple компаниясининг қатор университет олимлари билан биргаликда яратган Mac OS X операцион тизими BSD UNIX га асосланган. 1999 йилда Mac OS X Server версияси Open Source маҳсулоти кўринишида чиқарилган, бу ишлаб чиқувчиларга Mac OS X ни аниқ бир буюртмачиларга мослаштиришга, шунингдек бу операцион тизимнинг кейинги ривожлантириш учун уларни жалб қилишга имкон берди.

         Mac OS X виртуал хотира менежерининг мавжудлиги, иловаларнинг бир-бирларидан тўлиқ изоляцияланиши имконияти, Windows даги ўхшаш қўллаб-қувватлашга тенглаштирса бўладиган кўп вазифалиликни қўллаб-қувватлаш билан характерланади. Mac OS X да олдинги Mac OS версиялари эмулятори, график тасвирларни таҳрир қилиш воситалари, Open GL ни ўрнатилган қўллаб-қувватлаш воситалари, почта мижози, Web-ресурсларга уланиш учун паролларни бошқариш воситалари мавжуд (2.1-жадвал).

         Умуман олганда Mac OS X катта истиқболга эга бўлган сервер операцион тизими ҳисобланади ва корпоратив фойдаланувчиларга унга етарлича эҳтиёткорли билан муносабатда бўлсада, унинг учун сервер МОБТ лари ва бошқа инфратузилмалар дастурий таъминоти чиқарила бошланди.

 

         Nowell Net Ware операцион тизими. Турли жинсли компьютерлардан ташкил топган ихтиёрий топологияли тармоқларни қуришга имкон берган биринчи тижорат тармоқ ОТ ларидан бири ҳисобланади. Агар олдин тармоқ ОТ лари тармоқнинг аниқ бир конфигурациясига кучли боғлиқ бўлган бўлса, у ҳолда  Nowell Net Ware ОТ биринчи универсал тармоқ ОТ бўлди. ODI (Open Datalink Interface) га эга бўлган исталган тармоқ картаси  Nowell тармоқларида ишлатилиши мумкин. Бундай универсаллиги туфайли ОТ тезда бозорни эгаллади ва узоқ вақт локал тармоқлар учун асосий ОТ бўлиб турди.

         Net Ware ОТ жорий версияси қулай график интерфейс билан бирга қатор характерли ўзига хос хусусиятларга эга:

1) Net Ware асосий тармоқ протоколи сифатида TCP/IP ни ишлатади. Агар олдинги Net Ware версиялари Novell фирмасининг ўз протоколлари - IPX/SPX протоколларида ишлаган бўлса, ТСР/IР протоколни эса фақат IPX/SPX устидан ишлатилиши мумкин бўлган бўлса, у ҳолда энди Net Ware қуйидаги вариантларни таклиф этмоқда:

-       фақат TCP/IP протоколи;

-       TCP/IP ва IPX/SPX протоколларининг бирга ишлатилиши;

-       фақат IPX/SPX протоколи.

2) Net Ware да NDS (Nowell Directory Service) каталог хизмати ишлатилади, у  тармоқнинг барча объектлари (фойдаланувчилар, фойдаланувчилар гуруҳлари, принтерлар ва ҳ.к.) фойдалана олиш ҳуқуқларини кўрсатилиши билан тавсифланадиган каталоглар дарахти кўринишидаги ягона тақсимланган маълумотлар омборидан иборат бўлади. NDS маълумотлар омбори бутун тармоқ учун умумий ҳисобланади. Агар олдинги NDS версияларида тармоқнинг ҳар бир серверида файдаланувчини рўйхатга олиш ёзувини яратиш зарур бўлган бўлса, у ҳолда янги Net Ware версиясида NDS да фойдаланувчини бир марта рўйхатга олиш етарли бўлади.

3) Net Ware да фойдалана олишнинг кучли ва тез мослашувчан модели ишлатилади. Тармоққа уланиш хавфсизлиги тизими қуйидагиларни ўз ичига олади:

-       паролнинг амал қилиш муддати ва алмаштирилиши частотасини чеклаш;

-       эски паролларни такроран ишлатилишини таъқиқлаш;

-       фойдаланувчи тармоққа уланиши мумкин бўлган компьютерлар суткалик вақтларини ва манзилларини чеклаш;

-       ўша бир фойдаланувчига бир неча машиналарда бир вақтда тармоққа уланишини таъқиқлаш.

         Файлли тизимнинг  хавфсизлик тизими ҳар бир файл ва каталог учун турли фойдаланувчиларга исталган қуйидаги фойдалана олиш ҳуқуқлари комбинациясини тайинлашга имкон беради: ўқиш, ёзиш, яратиш, ўчириш, модификациялаш, кўриб чиқиш, фойдалана олиш ҳуқуқларини ўзгартириш, супервизор. Исталган бошқа NDS объектларига фойдаланиш ҳам шунга ўхшаш ростланади (кўриб чиқишга, яратишга, ўчиришга, объектларни қайта номлашга, ўқишга, ёзишга, уларнинг хоссаларини таққослаш ва қўшишга ҳуқуқлар, супервизор ҳуқуқлари). Net Ware шунингдек икки томонлама аудитга эга. Ташқи мустақил аудиторлар махфий маълумотларга фойдалана олишга эга бўлмасдан тармоқдаги ҳодисаларни таҳлил қилиши мумкин, шу билан бир вақтда тармоқ маъмурлари аудит маълумотларига фойдалана олишга эга бўлмайди.

4) Net Ware да ҳам анъанавий томлар (мантиқий дисклар аналоги), ҳам NSS (Novell Storage Services) томлар қўллаб-қувватланади. Анъанавий томлар транзакцияларни қайта ишлаш, файлларни сиқиш ва дискларнинг симметрик қайтарилиш тизимига асосланган ишончли файлли тизимни таъминлайди. NSS томлари 8 терабайт ўлчамга эга бўлиши ва 8 триллионта файлларни сақлаши мумкин. NSS томларидан фойдалана олиш анъанавий томларга қараганда анча тезроқ бўлиб ўтади. NSS томи сифатида CD-ROM ва DOS бўлимлари монтаж қилиниши мумкин.

5) Net Ware да NDPS (Novell Distributed Print Services) босиш тақсимланган тизими ишлатилган, у Hewlett-Packard ва Xerox компаниялари билан биргаликда ишлаб чиқилган ва қуйидагиларни ишлатилишига имкон беради:

- маълумотларни икки томонлама алмаштириш (компьютер принтерга маълумотларни узатиш имкониятига эга бўлади ва принтер маълумотларни узатиш имкониятига эга бўлади);

- ҳодисалар ҳақида хабар бериш (принтер тармоқ бўйича техник персонални хабардор қилиш, масалан, тонер тугаганлиги ҳақида  хабардор қилиш имкониятига эга);

- компьютерга ҳужжатларни босишни амалга ошириш талаб қиладиган принтер драйверларини, шрифтларни ва бошқа ресурсларни автоматик юкланиши.

6) Net Ware ни етказиб бериш комплектига NDS билан узвий интеграцияланган ва Web учун иловаларни ишлаб чиқишнинг кўплаб тилларини қўллаб-қувватлайдиган кучли ва ишлатишда оддий бўлган Fast Track Server for Net Ware Web-сервери киради. Fast Track Server олдинги Net Ware версияларида ишлатилган  Novell Web Server ни алмаштиришга чиқарилган.

7) Net Ware сервери таркибига Java виртуал машинаси киради, бу серверда иловаларни ва Java апплетларини ишга туширишга имкон беради. Масалан, Console One серверни бошқариш график утилити Java тилида ёзилган.

 

9.3.Маълумотлар узатиш тармоқларидаги манзиллар тизими

 

         Маълумотлар узатиш тармоқларини яратишда юзага келадиган вазифалардан бири тармоқ элементларининг тармоқ интерфейсларини адресациялаш ҳисобланади.

         Адресациялашнинг маълум схемасида йўл қўйиладиган кўплаб барча адреслар адресли макон деб аталади.

         Адресли макон ясси ёки чизиқли ташкил этилишга эга бўлиши мумкин.

         Ясси ташкил этилганда адресли макондаги кўплаб адреслар ҳеч қандай структураланмаган.

         Иерархияли ташкил этилганда адресли макон бир-бирига қўйилган адресларнинг кичик гуруҳлари кўринишида ташкил этилади.

         Одатда, очиқ тизимлар ўзаро боғлиқлиги эталон модели (ОТЎЭМ)нинг ҳар бир сатҳида адресациялашнинг ўз схемасидан фойдаланилади. Шунга кўра канал сатҳида MAC-адреслар, IP-тармоқлардаги тармоқ сатҳида – IP-адреслардан фойдаланилади.

 

MAC-адрес тузулиши

 

         MAC-адрес (ОТЎЭМ каналли сатҳи қуйи сатҳининг «Media Access Control» – муҳитдан фойдалана олишни бошқариш номидан) маълумотлар узатиш тармоғи ускунасининг ҳар бир тармоқ интерфейсига бериладиган ноёб идентификатордан иборат.

         IEEE стандартлари 4 қисмга бўлинган 48 битли MAC-адресни аниқлайди (1-расм).

         Бунда иккита катта бир махсус вазифага эга:

- биринчи бит қайси кадр – якка (0) гуруҳли (1)  адресат учун кадр мўлжалланганлигини билдиради;

- иккинчи бит MAC-адрес глобал (0) ёки локал (1) маъмурий бошқариладиган эканлигини кўрсатади.

        Қолган 24 та бит тармоқ қурилмасининг ҳар бир интерфейси учун мустақил равишда ишлаб чиқарувчи томонидан танланади.

 

1-расм

         Одатда, MAC-адрес «-» ёки «:» символи билан иккитадан гуруҳга ажратилган 12 та ўн олти хонали рақамлар кўринишида ёзилади.

Мисол:

000100001111000100001110001000111010001011010000

10-F1-0E-23-A2-D0

10:F1:0E:23:A2:D0

 

IP-адрес

         IP  протоколининг 4-версиясида (IPv4) тармоқ адреси 32 бит узунликка эга. Ўқиш қулай бўлиши учун IPv4 тармоқ адреслари нуқталар ёрдамида 4 байтга (октетга) ажратилади. Шунингдек ўқиш қулай бўлиши учун IP-адресдаги ҳар бир  байт саноқнинг ўнлик тизимида ёзилади.

Мисол:

         11000000101010000000101000000001

         11000000.10101000.00001010.00000001

         192.168.10.1

         Тармоқ адреси (ушбу ҳолда IP-адрес) икки қисмдан иборат бўлиши керак: тармоқ рақами ва ушбу тармоқдаги узел рақами. IP-адресларнинг бутун адресли макони 5 та синфга ажратилган (A, B, C, D ва E синфлари), уларнинг ҳар бири учун тармоқдаги рақам чегаралари ва узел рақами белгиланган.

 

IP-адреслар синфлари

 

IP-адреслар синфлари	Тармоқ рақами	Тармоқ тугуни рақами
A	дастлабки  8  бит	охирги  24 бит
B	дастлабки  16 бит	охирги  16 бит
C	дастлабки  24 бит	охирги    8 бит
D	гурухли тарқатиш учун мўлжалланган
E	захирада

 

IPv6 яратишдан мақсад

•      Тармоқдаги миллиардлаб қурилмаларни адреслаш

•      Маршрутизаторларни ишлашини тезлаштириш учун протоколни соддалаштириш

•      Хавфсизликни таъминлаш

•      Сифатли хизмат кўрсатиш

IPv6 қачон яратилган?

•      1990 – IETF лойиҳа гуруҳи IP протоколини янги версияси устида иш бошлади

•      1998 – RFC 2460 сифат стандарти асосида қабул қилинди

•      IPv5:

–     Маълумотлар оқимини узатишда тажрибавий протокол (Streaming Protocol), 1979 й. да таклиф этилган

–     Кенг тарқалмаган

–     IPv5 Концепцияси ATM и MPLS да кўлланилган

IPv6 да адресация

•      Адресация –IPv6 ни IPv4 дан асосий фарқи

–     IPv4 – адрес ҳажми 4 байт

–     IPv6 – адрес ҳажми16 байт

•      Таклиф этилган адрес ҳажмлари:

–     8 байт –IPv6 яратувчилари дастлабки таклифи

–     20 байт – CLNP протоколидаги адрес ҳажми

–     Адресни ўзгарувчан ҳажми

–     RFC 4291 (IP Version 6 Addressing Architecture)

IPv6 адрес майдони

- 128 бит – адрес ҳажми

- 2¹²⁸ - ҳосил қилиш мумкин бўлган адреслар сони

- 6.6 x 10²³ – Ер юзини ҳар бир квадрат метрига тўғри келадиган адреслар сони

- 128 битли формат маршрутизация, иерархик ва кўп поғонали тизимни ҳосил қилиш учун танланган.

IPv6 адресни кўриниш формати

IPv6 адреси ҳажми ошди, олдинги ёзиш формати қулай эмас

•      Янги формат:

–     16 лик саноқ системасидан ташкил топган 8 та гуруҳ

–     8000:0000:0000:0000:0127:AB68:CD45:EF15

IPv6 адрес турлари

•      Unicast

–     Тармоқдаги хост адреси (маълумотни фақат битта хост қабул қилади)

•      Multicast

–     Гуруҳли адрес (маълумотни гуруҳдаги барча хост қабул қилади)

•      Anycast

–     Гуруҳли адрес (маълумотни гуруҳдаги фақат битта хост қабул қилади)

•      Кенгтарқатувчи адреслар йўқ

–     Гуруҳли адресларни қўллаш мумкин: FF02::1

IPv6 адресларни тадбиқ этиш ҳудудлари

•      Link local – Тармоқ ичидаги бир сегментга маълумот узатишдаги адрес ( маршрутизациясиз)

•      Site local – Ташкилот ичида маълумот узатишдаги адрес (IPv4 даги Private адресга ўхшаш).

–     Ташкилот тармоғида маршрутизайия қилинади, лекин Интернетда ишлатилмайди

•      Global – Интернетда ишлаш учун глобал адрес

•      IPv6 да интерфейс бир вақтни ўзида бир неча турдаги адресларга эгалик қилиши мумкин.

 

 

 

Назорат саволлари

 

1.     Линия ҳолати бўйича пакетни ташкил қилиш.

2.     Линия ҳолати бўйича пакетларни тарқатиш.

3.     Маълумотлар узатиш тармоқларидаги манзиллар тизими.

4.     RIP протоколи.

 

Фойдаланилган адабиётлар

 

       1. Андреев А. Г и др. Microsoft Windows 2000 Server и Professio-nal / Под общ. ред. А.Н. Чекмарева и Д.Б. Вишнякова. - СПб.: БХВ - Петербург, 2001. - 1056 с.: ил.

2.    Вишневский А. В. Windows Server 2003. Для профессионалов. - СПб.: Питер, 2004. - 767 с.: ил.

3.    Олаф Кирх. Linux: Руководство администратора сети. - СПб.: Питер, 2000. - 242 с.: ил.

4.         Олифер В.Г, Олифер Н. А. Сетевые операционные системы. - СПб.: Питер, 2001. - 544 с.: ил.

 

 

 

 

10-11-мавзу: Операцион тизимлар хавфсизлиги. Операцион тизимларда хавфсизликни бошқариш масалалари.

 

Режа:

10.1.    Кириш.

10.2.    Хавфсизликни асосий тушунчалари.

10.3.    Хавфсизлик сиёсати.

 

Таянч сўзлар:   хавфсизлик,   махфийлик, яхлитлик, имконийлик, аутентификация, авторизация, аудит.

 

10.1.    Кириш.

 

Замонавий ОТ да икки турдаги хавфсизлик муаммолари мавжуд:

•      Компьютерни хавфсизлиги: автоном тизим сифатида қараладиган компьютерда қайта ишланадиган, сақланадиган маълумотлар химояси билан боғлиқ барча муаммолар.

         Бу муаммолар ОТ муҳити ва иловалари орқали ҳал қилинади.

•      Тармоқ хавфсизлиги: тармоқдаги қурилмалар билан муносабатларида келиб чиқадиган барча муаммолар

–     Алоқа линиясида маълумотларнинг узатилиш даврида ҳимоялаш

–     Тармоққа масофадан рухсат этилмаган мурожаатлардан ҳимоялаш.

Тармоқ хавфсизлигини хусусиятлари:

•      Тармоқда ишлаётган вақтингизда компьютерингиздан бошқа фойдаланувчига мантиқий кириш касбий, лавозимли ҳолат бўлади. Бундай ҳолатда ахборот хавфсизлигини таъминлаш учун ҳар бир фойдаланувчини назоратга олиш зарур, яъни уларни тармоқда аниқ белгиланган функциялари мавжуд бўлиши ва ресурсларга мурожаат қилиш даражалари белгилаб берилган бўлиши зарур.

•      Тармоқ табиати бўйича яна бир турдаги хавф мавжуд, яъни тармоқ бўйлаб узатилаётган ахборотни тутиб олиш ва таҳлил қилиш, шунингдек «ёлғон» трафикларни яратишдир. Тармоқ хавфсизлигини таъминлашга қаратилган воситаларни каттагина қисми айнан шу турдаги бузилишларни олдини олишга қаратилган.

 

10.2.    Хавфсизликни асосий тушунчалари

•      Хавфсиз ахборот тизими - бу

1.     Рухсат этилмаган киришлардан маълумотларни ҳимояловчи,

2.     Фойдаланувчига доимо маълумотларни тақдим этишга тайёр турувчи,

3.     Шунингдек, маълумотларни ишончли сақлаш ва уларни ўзгармаслигини кафолатловчи тизимдир.

•      Хавфсиз тизим махфийлик, яхлитлик ва имконийлик билан аниқланади.

Маълумотни махфийлиги, яхлитлиги ва имконийлиги

 

•      махфийлик (confidentiality) — махфий маълумотларга фақат рухсат берилган (рўйхатдан ўтган) фойдаланувчиларгина мурожаат қила олишини кафолатлаш.

•      имконийлик (availability) — рухсат берилган (рўйхатдан ўтган) фойдаланувчилар ҳар доим маълумотларга мурожаат қила олишини кафолатлаш.

•      яхлитлик (integrity) — маълумотни тўғри қийматини сақлаш, рухсат берилмаган (рўйхатдан ўтмаган) фойдаланувчиларни маълумотларга қандайдир ўзгартириш киритиши, ривожлантириши, бузиши ёки ҳосил қилишини таъқиқлашни кафолатлаш.

 

Маълумотни махфийлиги, яхлитлиги ва имконийлиги

 

•      Ахборотни имконийлиги, махфийлиги, ёки яхлитлигини бузилишига қаратилган ҳар қандай ҳаракатлар, бошқа тармоқ ресурсларидан ноқонуний фойдаланиш таҳдид деб аталади.

•      Амалга оширилган таҳдид ҳужум деб аталади.

•      Ҳавф — бу муваффақиятли амалга оширилган ҳужум натижасида ахборот ресурсининг эгасига етказилиши мумкин бўлган зарар қийматини эҳтимолий баҳолаш.

•      Хавф қиймати қанча катта бўлса, мавжуд хавфсизлик тизими шунча заиф дегани ва ҳужумни амалга ошиш эҳтимоллиги ҳам шунча катта бўлади.

 

Таҳдидлар тури

•      Билмай қилинган таҳдид ҳолис, содиқ ишчиларни нотўғри хатти-ҳаракатлари оқибатида юзага келади,  бу уларни профессионал эмаслигидан ёки маъсулятсизлигини меваси ҳисобланади. Бу турдаги таҳдидлар ишончсиз тизимнинг аппарат ва дастурий воситасини ишлаш натижаларига боғланган.

         Ҳавфсизликга боғлиқ муаммолар билан бирга ишончлилик, техник воситаларнинг рад этишларга бардошлилик муаммолари келади. Бунда олдини олиш йўлларини такомиллаштириш, аппарат даражасида резервлаш ёки маълумотлар базаси даражасида нусҳалаш чоралари кўрилади.

•      Билиб (қасд) қилинган таҳдидлар тизимни мониторинг ёки маълумотларни ўқишини чеклаш (пассив) ёки ахборотни имконийлиги ва яхлитлигини бузилиши, қурилмалар ва иловаларни ишлаш даражасини йўқотиши (актив) билан боғланган. Қасддан қилинган таҳдидлар хакерлар хатти-ҳаракатлари натижасида юзага келади ва очиқдан-очиқ ташкилотни зарар кўришига қаратилган бўлади.

 

 

 

Ҳисоблаш тармоғида қасддан қилинган тақдидларни қуйидаги турларга ажратиш мумкин:

•      Тармоқдаги компьютерлардан бирига қонуний (легал) фойдаланувчи номи остида ноқонуний кириш;

•      Дастур-вирус ёрдамида тизимларни бузиш;

•      Қонуний (легал) фойдаланувчиларни ноқонуний хатти-ҳаракатлари;

•      Тармоқдаги ички трафикни «эшитиш».

 

Ноқонуний киришлар қуйидаги ҳолатлар орқали амалга оширилиши мумкин:

•      Хавфсизлик тизимида имкониятлари хужжатлашти-рилмаган операцион тизимни қўллаган ҳолатларда заиф нуқталарни вужудга келиши;

•      кузатиш, парол файлини шифрлаш, эҳтимолий териб кўриш ёки тармоқ трафигини анализ қилиш йўли билан олинган пароллар, яъни «бегона» паролларни ишлатиш;

•      Бегона компьютерларга «троян оти» ни кириш. «Троян оти» дастури ҳар доим керакли утилит ёки ўйин кўринишида бўлади.

•      Қонуний (легал) фойдаланувчиларни ноқонуний хатти-ҳаракатлари — легал фойдаланувчи ўзини лавозимидан фойдаланган ҳолатда унинг функциясига киритилмаган хатти-ҳаракатларни бажаришга уриниши билан баҳоланади.

•      Тармоқдаги ички трафикни «эшитиш» — бу ноқонуний тарзда тармоқни мониторинг қилиш, тармоқ хабарларини ушлаб олиш ва таҳлил қилишга уриниши билан баҳоланади.

 

Хавфсизликни таъминлашга тизимли ёндашув

 

Восита ва ҳаракатлар:

•      Этик-аҳлоқий  (мамлакатда ҳисоблаш воситаларини тарқатиш билан боғлиқ хатти-ҳаракатлар меъёрлари)

•      қонуний (ахборотдан фойдаланишни тартибга солувчи қонунлар, ҳукумат қарорлари ва тартибларни бузганларга кўриладиган чоралар),

•      маъмурий (ахборот хавфсизлигини таъминлашга қаратилган ташкилот ёки ишлаб чиқариш маъмуриятини қабул қилган ҳатти-ҳаракатлар)

•      психологик,

•      жисмоний, физик (тарқалишдан ҳимоялаш учун бинони экранлаштириш, қўйилган аппаратни ишчи ҳолатини ва унда «жучок» лар борлигини текшириш, ташқи кузатиш воситалари ва қурилма, компьютер бўлимига киришни чеклаш ва бошқалар.),

•      Тармоқда ҳимоялаш имконини берувчи аппарат ва дастурий воситаларни ўрнатиш (тармоқ хавфсизлиги хизматлари, тизим ҳимоясини таъминловчилари, мисол учун киришни назорат қилиш, аудит, маълумотларни шифрлаш, антивирус ҳимояси, аутентификация ва авторизация жараёнларини, тармоқ трафикини назорати).

 

10.3.    Хавфсизлик сиёсати

         Хавфсизликни таъминлаш зарурияти ва қийинлиги жиҳатидан қуйидаги саволларга жавоб берадиган ахборот хавфсизлиги сиёсатини ишлаб чиқиш лозим:

•      Қандай ахборотларни ҳимоялаш лозим?

•      Қандай маълумотлар йўқолиши ёки очилиши корхонага зарар етказади?

•      Ким ёки нима корхона хавфсизлик тизимига таҳдид кўрсатувчи асосий манбаи бўлиб қолиши мумкин?

•      Хар бир ахборотни ҳимоялаш учун қандай турдаги воситаларни ишлатиш лозим?

Хавфсизлик сиёсатининг асосий тамойиллари:

•      Ҳар бир ишчини бажарадиган иш ҳажмидан келиб чиқиб маълумотлардан фойдаланиш даражаларини белгилаб бериш;

•      Хавфсизликни таъминлашга барчани сафарбар қилиш;

•      Кўп поғонали химоялаш тизимини ишлатиш, барча поғоналарда ҳимоя ишончлилигини бир хил балансда бўлишига эътибор бериш;

•      Рад этишлар юз берганда максимал ҳимоялаш ҳолатига ўтувчи воситалардан фойдаланиш;

•      Ягона назорат-ўтказиш нуқтаси тамойили, яъни барча кириш ва чиқиш трафиклари ягона битта тармоқ тугуни орқали ўтишидир. Мисол учун, тармоқлараро экран (firewall)орқали ўтиши;

•      Юзага келиши мумкин бўлган хавф ва уни бартараф этиш учун зарар даражасидаги балансни сақлаш. Хеч қандай хавфсизлик тизими 100 % маълумотлар ҳимоясини кафолатламайди. Шунга кўра кўриладиган зарар ва хавф ўртасида баланс бўлиши лозим.

 

         Интернетга чиқувчи (уланган) тармоқ учун хавфсизлик сиёсатини аниқлашда мутахассислар масалани икки қисмга ажратишни тавсия қилади:

•      Интернет тармоғи хизматларига кириш имконияти сиёсатини ишлаб чиқиш.

•      Корхона ички тармоғи ресурсларига кириш имконияти сиёсатини ишлаб чиқиш.

 

         Интернет тармоғи хизматларига кириш имконияти сиёсатига қуйидаги бандларни киритиш зарур:

•      Интернет хизматлари рўйхатини тузиб чиқиш, яъни ички тармоқ фойдаланувчилар чегараланган имкониятга эга бўлиши керак.

•      Кириш имконияти тури орқали чегаралашни аниқлаш, масалан SLIP (Serial Line Internet Protocol) ва РРР (Point-to-Point Protocol) протоколларини қўллаш лозим.

•      Ташқи интернет фойдаланувчилар ички тармоққа кириш имкониятини мавжуд ёки йўқлигини аниқлаб олиш зарур. Агар мавжуд бўлса, кимларга. Кўпинча фақат корхона хизматларини ишлатишлари учун  айримларга бу имконият берилади, масалан электрон почта хизматлари учун.

         Корхона ички тармоғи ресурсларига кириш имконияти сиёсатини қуйидаги икки тамойиллардан бирига асосланган бўлиши лозим:

•      Аниқ шаклда рухсат берилмаган барчасига таъқиқ қўйиш ёки;

•      Аниқ шаклда таъқиқ қўйилмаган барчасига рухсат бериш.

         Танланган тамойилга мос ҳолда ташқи трафикни тармоқлараро экран ёки маршрутизатор орқали қайта ишлаш қоидалари аниқланади.

Биринчи тамойилга асосланган ҳимояни ташкиллаштириш юқори даражадаги ҳимояланганликни беради, лекин бунинг натижасида фойдаланувчиларга кўпгина ноқулайликлар келтириб чиқариши мумкин, бундан ташқари бу усул ташкилот учун қимматга тушади.

Иккинчи тамойилга асосланган тармоқ кам даражадаги ҳимояланганликка эга бўлади, лекин фойдаланувчилар кўпгина қулайликларга эга бўлиб, ташкилот учун арзонга тушади.

 

Хавфсизликни асосий технологиялари. Шифрлаш.

 

•      Шифрлаш — бу ахборот хавфсизлиги хизматларида энг муҳим асосий ғоя, яъни тизимни худди аутентификациялаш ёки  авторизациялаш, ҳимояланган канални ҳосил қилишдаги восита ёки маълумотларни хавфсиз сақлаш усулларига ўхшаш восита.

•      Шифрлашни ҳар қанақа жараёни оддий «тушунарли» кўринишдан ахборотни «ўқилмайдиган» ҳолатга олиб келиш, шифрланган кўринишга албатта қўшимча жараён шифрланган матнни тушунарли кўринишга олиб келадиган дешифрлаш жараёни мавжуд

•      Бу икки жараён — шифрлаш ва дешифрлаш —криптотизим деб аталади.

•      Шифрлаш ва дешифрлаш жараёнида иштирок этадиган ахборотни шартли равишда «матн» деб атаймиз, лекин бу ахборот рақамлар тўплами ёки график кўринишидаги маълумот бўлиши мумкин.

•      Замонавий шифрлашда аниқ асосий параметр бу — махфий калит.

•      Агар реал вақтда калитга этиб бориш имконини берувчи жараён топилса, бунда шифрлаш алгоритми очиқ деб ҳисобланади.

•      Алгоритм очилишини қийинлиги криптотизимни муҳим характеристикаларидан бири ҳисобланади ва криптоустуворлик деб номланади.

•      Криптотизимни иккита синфи мавжуд — симметрик ва асимметрик.

•      Симметрик шифрлаш схемасида (классик криптография) шифрлашда қўлланилган махфий калит дешифрлашдаги махфий калитга мос тушади.

•      Асимметрик шифрлаш схемасида (очиқ калитли криптография) шифрлашдаги очиқ калит дешифрлашдаги махфий калитга мос тушмайди.

 

 

Шифрлашни симметрик алгоритми модели

 

 

 

DES алгоритми бўйича шифрлаш схемаси

 

Хавфсизликни асосий технологиялари. Шифрлаш.

•      Симметрик шифрлаш алгоритмларида асосий муаммо калитлар билан юзага келади.

1.     Кўпгина симметрик алгоритмларни криптоустуворлиги калит сифатига боғлиқ, бу эса калитларни генерация қилувчига талабни ошишига олиб келади.

2.     Асосий тамойил калитни узатиш каналини ишончлилиги иккинчи қатнашувчи билан махфий сухбатга боғлиқ.

•      Тизимда иккита абонент бўлса ҳам калитлар борасида муаммолар келиб чиқади. Агар тизимда бир нечта абонент «ҳар бири ҳар бири билан» тамойили билан махфий маълумот узатишни хоҳласа, унда абонентлар сонини квадратига тенг калитлар керак бўлади, кўп абонентлар ўртасида бундай масалани ечиш қийинчилик туғдиради.

•      Асимметрик алгоритмда очиқ калитга асосланган бу эса юқоридаги муаммони ечади.

Асимметрик алгоритмли шифрлаш

•      70-йилларнинг ўрталарида иккита олим — Винфилд Диффи ва Мартин Хеллман — очиқ калит ёрдамида шифрлаш тамойилини тушунтириб беришди.

•      Очиқ калит ёрдамида шифрлашни асосий жиҳати шундан иборатки, бунда бир вақтни ўзида иккита уникал жуфт калитлар генерация қилинади. Биринчи калит шифрлашда ишлатилса, иккинчи калит дешифрлашда ишлатилади ёки аксинча.

 

 

Асимметрик шифрлаш алгоритми схемаси

 

 

 

Очиқ ва ёпиқ калитларни ишлатишни иккита схемаси

 

RSA криптоалгоритми

•      1978 йил 3 та олим (Ривест, Шамир ва Адлеман) очиқ калит ёрдамида шифрлаш тизими Диффи-Хеллман тамойилларига тўлиқ жавоб берадиган RSA (Rivest, Shamir, Adleman) ни ишлаб чиқишди. Бу усул қуйидаги босқичлардан иборат:

1.     Иккита жуда катта оддий р ва q тасодифий тарзда танланади.

2.     n=p∙q ва φ(n) = (p - 1)∙(q - 1) (Эйлер) тенгламалари ҳисобланади.

3.     e < φ(n) ва φ(n) билан умумий бўлувчига эга бўлмаган е сони танланади.

4.     1 < d < φ(n) ва mod(d·e - 1, φ(n)) = 0 шарт бўйича d  танланади.

5.     Очиқ калит – {e, n}, ёпиқ калит – {d, n} жуфтликлари ҳосил қилинади.

6.     Шифрлаш учун c = mod(m^e, n) ҳисобланади.

7.     Дешифрлаш учун m = mod(c^d, n) ҳисобланади.

 

Шифрлаш алгоритмларини таққослаш тавсилотлари

 

Тавсилотлари	DES	RSA
Шифрлаш тезлиги	юқори	қуйи
Шифрлаш функциясидан фойдаланиш	Жойини алмаштириш ва ўзгартириш	Даражага кўтариш
Калит узунлиги	56 бит	500 битдан кўп
Криптоанализга сарфлаш вақти	Барча калитлар макони бўйича ортиқча	Сонларни оддий кўпайтирувчиларга ажратиш
Калитни генерация қилиш вақти	Миллисекунд	Минут
Калит тури	Симметрик	Асимметрик

 

Бир томонлама шифрлаш функцияси

•      Хавфсизликни асосий технологиялари яна бир шифрлаш усули бир томонлама функция ёрдамида шифрлашдир. У яна хэш-функция (hash function) ёки дайджест-функция (digest function) деб ҳам аталади.

•      Бу функция маълумотни шифрлагандан кейин (дайджест) қиймат беради. Дайджест бирламчи хабарлар билан узатилади. Хабарни қабул қилган шифрланмаган бирламчи хабарни дайджест қийматини ҳисоблайди ва хабар билан келган дайджест қиймати билан солиштирилади. Агар қиймат мос тушса ахборот ўзгартирилмаган деб, акс ҳолатда ўзгарган деб ҳисобланади. Дайджест қиймати хеч қанақасига бошланғич ахборотни қайта тикламайди, лекин унинг яхлитлигини текширишга ёрдам беради.

 

Бир томонлама шифрлаш функцияси

 

Аутентификация, авторизация, аудит

 

•      Аутентификация (authentication) бу хоҳламаган кишини тармоққа киришини олдини олиш ва қонуний фойдаланувчи учун киришга рухсат беришдир.

•      «Аутентификация» атамаси лотин тилидан таржима қилинганда «аслини ўрнатиш» сўзини англатади.

•       Аутентификацияни идентификациядан фарқлаш зарур.

•      Идентификация ўзида тизим фойдаланувчисини идентификаторини акс эттиради, бу вақтда аутентификация эса — бу фойдаланувчини ўзи эканлигини тасдиқловчи, яъни киритилган идентификатор унга тегишлилигини аниқлаш демакдир.

 

Парол сиёсати

 

Параметр	По умолчанию	Рекомендация
Enforce password history	Эслаб қолиш 1 пароль	Эслаб қолиш 24 пароль
Maximum password age	42 кун	42 кун
Minimum password age	0 кун	2 кун
Minimum password length	0 белги	8 белги
Password must meet complexity requirements	Disabled	Enabled

 

 

Ҳисобга олишни таъқиқлаш сиёсати

 

Параметр	По умолчанию	Рекомендация
Account Lockout Duration	Not Defined	30 минут
Account Lockout Threshold	0	5 уриниш
Reset Account Lockout after	Not Defined	30 минут

 

 

 

•      Ҳисоблаш тармоқларида аутентификация жараёни дастурий воситалар ёрдамида ҳам ташкил қилинади, бу жараён авторизация деб аталади.

•      Аутентификация қонуний ва ноқонуний фойдаланувчиларни аниқласа, авторизация эса фақат қонуний (легаль) фойдаланувчилар, яъни аутентификация жараёнидан муваффақиятли ўтганлар билан иш кўради.

•      Авторизация тизимининг асосий мақсади ҳар бир қонуний фойдаланувчи учун тизим администратори томонидан белгиланган кириш даражаси ва ресурсларга мурожаат қилиш имконияти даражасида жараённи ташкил қилиб бериш ҳисобланади.

 

 

 

 

•      Аудит (auditing) — ҳимояланган тизим ресурсларига кириш билан боғлиқ бўлган ҳолатларни тизим ҳолат журналига ёзиб бориш жараёни.

•      Замонавий ОТ ларда аудит тизими администраторни қизиқтирган ҳолатларни белгиланган тартибда қўлай қилиб график интерфейс кўринишида ҳисобот беради.

•      Ҳисобга олиш ва кузатиш воситаси энг муҳим хавфсизлик билан боғлиқ ҳолатларни ҳосил қилиш, киришга уриниш ёки тизим ресурсларини ўчиришга уринишларни аниқлаш ва ёзиб қолишда қўл келади.

•      Аудит асосан ҳар қандай амалга ошмай қолган хавфларни ҳам ўзида ёзиб қолади.

 

Назорат саволлари

 

1.     Хавфсизликни асосий тушунчалари.

2.     Хавфсизлик сиёсати.

3.      Маълумотни махфийлиги, яхлитлиги ва имконийлиги

4.     Хавфсизликни таъминлашга тизимли ёндашув

 

Фойдаланилган адабиётлар

 

1.  Бэкон Д., Харрис Т. Операционные системы. - СПб.: Питер, 2004. - 800 с.: ил.

2.  Гордеев А.В.Операционные системы. - СПб.: Питер, 2005. - 418 с.: ил.

        3.Олифер В.Г, Олифер Н. А. Сетевые операционные системы. - СПб.: Питер, 2001. - 544 с.: ил.

        4.Основы операционных систем: Курс лекций. / Е. Карпов, К. А, Коньков. - М.: ИНТУИТ.РУ «Интернет-Университет Информационных Технологий», 2004. - 632 с.: ил.

        5.Партыка Т. Л., Попов И. И. Операционные системы, среды и оболочки. - М.: ФОРУМ - ИНФРА-М, 2005. - 400 с.: ил.

        6.Таненбаум Э. Современные операционные системы. - СПб.: Питер,

2008.       - 1040 с.: ил.

        7.Таненбаум Э., М. ван Сгпеен. Распределенные системы. Принципы и парадигмы. - СПб.: Питер, 2003. - 877 с.: ил.

 

 

12-мавзу: Операцион тизимларнинг амалиётда ва телекоммуникацияда қўлланилиши.

 

Режа:

12.1.    Телекоммуникацияда операцион тизимлар ва уларнинг қўлланилиши.

12.2.    Телекоммуникация тармоқларида  операцион тизимларнинг қўлланилиши.

12.3.    Xавфсизлик гурухлари.

 

Таянч сўзлар:   Windows 2008 Server, Patch-Cord, Siemon, UTP, Fast SCSI,

Ultra SCSI, DVD-RW.

 

12.1. Телекоммуникацияда операцион тизимлар ва уларнинг қўлланилиши.

 

Бу мавзуни ўрганиш давомида талабалар телекоммуникацияда операцион тизимлар ва уларнинг қўлланилиши, замонавий алоқа соҳасида операцион тизимларнинг қўлланилиши жараёнларини ўрганадилар.

Корxона 3 қаватли  бинода жойлашган. Хар бир қават ўртача 6 катта xонадан иборат. Тармоқ кабели ишлатишда қулай ва осон бўлиши учун шифт бостирма остига яширинган. Кабел маxсус химоя ғилофлари ичига солинган бўлиб чиқиш қисмида махсус розетка Patch-Cordлар (RJ-45 стандартидаги) бор (А илова, 1 ва 2-расмлар).

Тармоқ тузишда Siemon кабелидан фойдаланилди, UTP (Unshielded Twisted Pair) стандарти (экранланмаган ўралма жуфтлик) кабели 5 категорияси, бутун жахон стандартидан фойдаланилди. Бу стандарт мис симли 4 та жуфтлик кабел ишлатишни назарда тутади. Бу турдаги кабел 2 жуфтликни ишлатган ҳолда 100 Мб/сек , 4 жуфтликни ишлатган ҳолда эса 1000 Мб/с тезликларга эришиш мумкин. Тармоқ юлдузсимон” топологияда қурилган. Cisco WS-C3560V2-48TS-S Catalyst 48-Port Layer 3 Fast Ethernet Switch W/ 4 x Gigabit SFP Ports (IP Base) 3560 Series 49-xport  коммутаторидан фойдаланилди. Солиштирма учун тасвир маxсус (А илова, 3, 4, 5, 6-расмларда) тасвирланган.

Тармоқ операцион тизими сервер комютерида бажарилади. Бошқа томондан эса фойдаланувчи компютерлари исталган турдаги операцион тизимда ишлашлари мумкин. Фойдаланувчи операцион тизимлари тармоқдан фойдалана олиши учун маxсус драйверлар (фойдаланувчи компютери тармоқ картаси тармоқ билан алоқага кириша олиши учун) ўрнатилиш хам талаб қилиниши мумкин. Бу драйверлар худди принтер драйверларига ўxшаш бўлиб дастурларга тармоқ бўйича маълумот жўнатиш ва қабул қилиш имконини беради. Хар бир тармоқдаги фойдаланувчи бир ёки ундан кўп тармоқ картасига эга бўлиши мумкин. ЛХТ (Локал хисоблаш тармоғи) унумдорлиги охирида сервер ўрнида ишлатилаётган компютерга боғлиқ эмас. Windows 2008 R2 ТОТ фойдаланганда иложи борича тезкор ишлайдиган компютерлардан фойдаланаган маъқул. Бу ўринда хар доим танлов бор, яни ишлаб чиқарувчилар томонидан тақдим этиладиган сервер қурилмалари, ёки шаxсий назорат остида йиғилган серверлар. Маълум бир тажриба бўлган тақдирда, шаxсий йиғилган сервер фирмалар томонидан тақдим этилганини ўрнини боса олади. Хар хил турдаги қурилмалар кўплиги ва вақт ўтиши билан уларнинг ривожланиши бир маълум бир турдаги қурилмаларни маслахат беришимиз учун тўғри бўлмайди. Шунинг учун қуйида келтирилганларга алохида эътибор қаратиш лозим.

1.      Фойдаланиладиган шина юзасида бу бир овоздан PCI  юқори унумдорлик билан бирга (шина 64 битли бўлгани учун). PCI - таркибий қисми уларни бошқариш имконини беради. Оxирги вақтдаги шароит туфайли хар хил қурилмаларни улашдаги носозликлар улар автоматик хал бўлиши билан тузатилади.

2.      Windows 2008 R2 бошидан оператив xотирага катта талаблар қўйган. Шу сабабли унга қўйиладиган тармоқда ишлатилганда яна ортади. (ОЗУ хажми 512 МБ дан кам бўлмаслиги керак)

3.      Серверда энг камида Fast SCSI винчесторлари ишлатилиши лозим. Бундай винчесторларни ишлатганда улардаги максимал маълумот алмашиш тезлиги 10 Мб/сек гача чиқади. Ultra SCSI эса 20 Мб/сек. (Тўғри бу ердаги келтирилган талаблар жуда камдай кўриниши мумкин. Аслида винчестор тезлиги 100 Мб/сек дан кам бўлмаслиги талаб этилади.)

4.      Кичкинагина корпус бундай компютерлар учун яxши танлов ҳисобланмайди, чунки у сервер қизиб кетиши сабабчиси бўлиши мумкин. Асосан бир нечта винчестор ва процессорни тезкор ишлатганда кузатилади. Идеал даражадаги корпус Bing Tower га ўxшаш ҳисболанади. Кейинчалик тизимни кенгайтириш имкониятини яратади. Янада кулайроғи бу маxсус корпусдан фойдаланиш бўлиб, кучли ток таминлаш блоклари билан қўшимча совутиш тизими хар хил таъсирлардан ҳимоя мавжуд бўлади.

5.      Агар сервер икки ёки ундан кўп қаттиқ дисклар билан жиxозланса, қўшимча совутиш тизимлари ҳакида ўйлашга тўғри келади. Бунинг учун махсус совутиш тизимлари (кулер), тизимли блокга ўрнатиш талаб килинади.

6.      DVD-RW тезлиги операцион тизим ўрнатилишини тезлатиб қолмай бошқа кўпгина амалларда хам ўз ютуқларини намойиш қилади.

7.      Хамма фойдаланувчилар тармоқда ишлаши учун серверга мурожаат қилади ва шунинг учун сервер тармоқ карта тезкор 32 битли бўлиши талаб килинади. У маълумот алмашиниш жараёнини тезкор бошқара олиши лозим. Марказий процессорга юклама туширмасдан кўп амалларни ўзи бажариши керак.

Корxона учун сервер компютерига  танлов  Интел фирмасининг XEON PS126 тайёр сервер бўлди.

 

12.2.    Телекоммуникация тармоқларида  операцион тизимларнинг қўлланилиши.

 

Windows 2008 R2 серверини ўрнатиш

 

Компютерларни тайёрлангандан кейин Windows ўрнатилишини бошлаш мумкин. Агар винчесторда сервер бўлими мавжуд бўлмаса у ҳолда маxсус дисклардан ўрнатишга тўғри келади. BIOS да DVD-RW кўрсатилган бўлиши керак шундагина ыиндоыс ўрнатилиши бошланади. Агар серверга ОТ ўрнатилган бўлса унда ТОТ ўтнатилишини у оркали бошласа хам бўлади.

Windows ўрнатилиш жараёни икки қисимдан иборат. Биринчи қисми бу ёзувлар асосида буйруқларни киритиб ишлаш ҳисобланади. Иккинчиси график кўриниш.

Компютерни ўчириб ёққандан кейин (ёки ёққандан кейин). Windows 2008 R2 ўрнатиш ойнаси чиқади.

 

Қуйидаги кетма кетликларни бажариш керак:

 

1. Қурилмаларни қидириш ва ўрнатиш.

2. ОТ хар хил тилларда ишлаши ва регионал стандартларни тўғирлаш.

3. Тизим тили ҳамда фойдаланувчи қандай тил вақт, сон, пул бирлиги ишлатилиши киритилади.Тизимда узбек тили бўлмагани учун ингилиз ёки рус тилларидан бирини танлаган мақул.

4. Клавиатурада киритиш символлари, клавишларни босганда қайси турдаги символлар чоп қилишини аниқлаш учун. Танланган тилни бошқа тилларга хам ўтказса бўлади.

5. Дастур кимга тегишли эканлигини аниқлаш:

- Номи (Имя) Сервер;

- Корxона.

6. Лицензилаш ҳолати Windows 2008 R2 икки хилдаги рухсат олиш регестирация қилиш услубларини қўллаб қуватлайди. Резервлаш мақсадида 200 иш ўрнига белгилаймиз.

7.  Компютер номи ва Админстратор пароли

а. Компютер номи (Имя компьютера) Сервер_дом

б. Админстратор пароли (Пароль администратора) корxона сири

8.  Windows 2008 R2 компоненталарни танлаш

9.  Вақт соатни тўғирлаш

10. Иш ҳолатларини аниқлаш сервер дастурларини аниқлаш.

11. Тармоқ параметри.

а. Тармоқда фойдаланувчиларни қўллаб қуватлаш дастурларини ўрнатиш.

б. Бошқа компютерларга ёки интернетга тармоқ орқали кириб кўриш рухсат олиш.

12. Ишчи гурух ёки домен

- Домен - сайидов.уз.

13. Компонентларни ўрнатиш

14. Якуний ишларни бажариш.

- «Пуск» менюси элементларини ўрнатиш..

- Бошқариш панелида тоғирлашларни амалга ошириш.

- Маълумотлар ёрдам тизими тайёрланиши.

15.Ўрнатиш тугатилиши

16.Компютер қайта юклаш.

17.Тармоқ ОТ ни ўрнатиш.

18. Фойдаланувчиларга рухсат бериш xотирасини тўлдириш, тармоқ қурилмаларини ажратиш, фойдаланувчиларни умумий фойдаланиш учун маълумотларга рухсатларни бериш ва х.к.

 

Windows 2008 R2 имкониятлари чегарасини белгилаш ва тахлили

 

Windows 2008 R2 фойдаланиш учун жуда кўп имкониятларни тақдим этади. Тармоқ ҳолатини кузатиш учун, уни бошқариш ва фойдаланувчиларга қулайлилар тақдим этиш учун. ТОТ хозирда қандай имкониятлар ишлатилаётгани, фойдаланувчиларни кўриш ва уларда қандай маълумотлар очиқ эканлигини билиш, xавфсизлик журналидаги вокеалар, вокеалар журналидаги вокеалар.

Windows 2008 R2 xавфсизлик тизими модели аунтифекация ва авторизация тушунчалари асосида қурилади. Аунтифеацияда фойдаланувчининг индентификация маълумотлари текширилади. Авторизацияда эса фойдаланувчининг маълумотларга бўлган рухсат даражаси текширилади. Windows 2008 R2 да маълумотларни шифрлаш хам мумкин, бунда у дискда химояланган кўринишда акс этади. Масалан EFS (Encrypting File System) - очиқ калит теxнологияси.

 

Локал тармоғининг химояси

 

Аунтентификация

Компютер рухсатдан ўтгандан кейин у локал компютерга ёки маълумотларга рухсат олиши учун, фойдаланувчи ўзининг номи ва паролини киритиши талаб қилинади. Windows 2008 R2 да фақат бир мартагина рухсатдан ўтиш тизими мавжуд бўлиб шу билан у бутун тармоқдан рухсатдан ўтган хисобланади. Шу сабабли фойдаланувчи тизимга бошқа кампютерлардан хам ўз номи ва паролини киритган ҳолда ёки смарт расм орқали кириши мумкин бўлади аунтификацияни қайтарилишисиз.

 

Windows 2008 R2 доменлардаги асосий xавфсизлик протоколи

 

Windows 2008  актив каталоглар тизими (Active Directory)дан фойдалана туриб рухсатдан ўтиш (регистрация) xавфсизлик даражасини гурухлар сиёсати орқали бошқарса бўлади. Масалан компютерларга рухсатни чегаралаш маълум бир вақт ўтгандан кейин фойдаланувчи компютерларини ўчириш. Олдиндан тузилган xавфсизлик шаблонларини хам ишлатиш мумкин. Шаблонлар олдиндан тузилган xавфсизлик тизими қоидалари файли хисобланиб, локал компютерларда ёки гурух сиёсати учун ишлатса бўлади. Бу шаблонлар ўзгартирилмаган кўринишда ишлатилади ёки маълум бир талабларга қараб ўзгартирилади.

 

Авторизация

 

Авторизация фойдаланувчиларни манба ва маълумотларга киришини бошқаради. Рухсат қилиниш вароғи ёки рухсат даражаси NTFS, ишлатилиши шуни кафойлатлайдики, фойдаланувчи учун аниқ бир белгиланган рухсат доираси ажратилади. Масалан файлларда дискга (шу билан бирга тармоқ дискларига хам), принтер ва дастурларга хам xавфсизлик гурухидан фойдаланган ҳолда, фойдаланувчилар рухсати ҳамда, рухсат доирасини бир вақтда бошқариш мумкин.

 

12.3.    Xавфсизлик гуруҳлари

 

Xавфсизлик гурухлари орасида, локал домен учун, компютерга олдиндан тузилган бир нечта гурухлар мавжуд бўлиб  уларга фойдаланувчиларни қўшиш мумкин. Админстраторлар (Administrators) локал компютерлар ҳамда исталган харакат учун рухсатга эга бўлади.и Ыиндоыс 2008 ўрнатилгандан кейин Админстратор номли гурух яратилади ва у қолган фойдаланувчиларни қўшиши мумкиндир. Малакали фойдаланувчилар (Power Users) файлларни ўқиш ва ёзиш учун рухсатга эга бўлишади. Улар дастур ўрнатиши хамда кўпгина Админстратор амалларини бажариши мумкин.Фойдаланувчилар (Users) тармоқнинг кўпчилик қисмида факатгина манба ва файлларни ўқиш учун рухсат берилади. Улар фақатгина ўз каталогидаги файлларини ўқиши ва ёзиши мумкин. Фойдаланувчилар бошқа фойдаланувчилар файлларини ўқий олмайди (агар у умумий папкада турмаган бўлса). Реестер ёки файллар каталогини ўзгартирувчи дастур ўрната олишмайди ва албатта админстраторлик амалларини умуман бажара олишмайди.

Мехмон (Guests) тизимда ўрнатилган Guests рухсатномаси орқали киришни амалга ошириши мумкин. Бу киришдан унча кўп бўлмаган имкониятларга эга бўлади, бу қаторда хатто компютерни ўчира олмаслик ҳам бўлиши мумкин.

 

Фойдаланувчиларни ҳисобга ёзиб олиш

 

Фойдаланувчиларни хисобга олишда асосан фойдаланувчи хақидаги маълумотларни, унинг исми, пароли ҳамда тармоқнинг қандай ресурсларига чеклов борлиги аниқланади. Фойдаланувчиларни гурухлаш имконияти хамма худди бир фойдаланувчи амали каби ишлатилади.

 

Жараёнларнинг xавфсизлик журнали

 

Windows 2008 Server қандай маълумотлар текширувдан ўтиши кераклигини аниқлаб олади, текширувга кирган маълумотлар, хар сафар улардан фойдаланилганида ёки қайсидир амални бажарганида албатта xавфсизлик журналига мунтазам ёзилиб боради. Текширув элементлар ифойдаланувчи, қандай амаллар бажарилганини кўрсатади. Бу маълумотдан фойдаланган фойдаланувчи хамда ишлаган вақт хам бу хисоботга киритилади. Бу тизим маълумот омадли ишлаганда хам омадсиз бўлганда хам журнал ёзишни давом қилдиради.

Xавфсизлик журнали корxоналар учун жуда мухим хисобланади. Чунки тармокни бузишга уринишлар бўлганда буни ким амалга оширишга уринганлигини аниклаш мумкин.

 

Гурухлар сиёсати

 

Гурухлар сиёсати манбаларга рухсат хамда фойдаланувчилар учун хам рухсатларни белгилаб беради. Бу шунинг учун керакки маълум бир манбани керакли тарзда яни чекловлар билан акс эттириш учун талаб қилинади (шу билан, хар хил xарфли жараёнлар, вируслар тушиши олди олинади). Хар бир фойдаланувчи учун рухсатни тўғри белгилаш билан xавфсизликда ютуқга эришиш мумкин. Аудит функцияси химоя тизимини ўчириш ёки айланиб ўтишга бўлган урунишларни аниқлайди.

 

Кодлаш

 

Windows 2008  файл хамда маълумотларни янада кучли химоялаш учун бошқача шифралаш услубларини хам тақдим этади. Масалан файл ёки папкаларни НТФС форматли дискларда сақлаш учун EFS (Encrypting File System). Windows 2008  мухитида ишлаётган пайти фақатгина рухсат этилган диск томларида ишлаш мумкин. Шифрлаш ишлатилмайдиган тизимларда дискдаги исталган маълумотга тўлиқ рухсат олиш мумкин.

Исталган фойдаланувчи, маълум бир файлга рухсат олиши учун, ўзининг шаxсий калитига эга бўлиши зарур, шу калит билан маълумотлар шифрдан чиқарилади.

Шифрланган файл тизимини ишлатганда қуйидагиларни этиборга олиш зарур:

-        Фақатгина NTFS томларида турган файл ва папкалар шифрланиши мумкин;

-        Сиқилган (арxивланган) файл ёки папкалар шифрланиши мумкин эмас ёки шифрлаб бўлмайди;

-        Шифрланган маълумотлар умумий фойдаланиш учун рухсат бериб бўлмайди;

-        NTFS томни бўлмаган томларга кўчирилганда, нусxаланганда шифрланган маълумотларни дешифрлаб бўлмайди;

-        Тизим файлларини шифрлаб бўлмайди;

-        Шифрланиш бу маълумот ёки папкани ўчиб кетишидан асраб қолаолмайди. 

Шу билан бирга маълумотларга рухсатсиз киришни олдини олувчи аунтификация, авторизациядан фарқли анча ишончли химоя воситалари хам мавжуд, бу Биометрия, Token, Смарт карталар.

Биометрия услубини ишлатиш анча хар хил бўлиши мумкин: аунтификация, тизим турига қараб, юз ёки қўл тузилиши геометриясига караб, кўзни камалак айланаси ва кўз қорачиғига қараб, клавиатурадаги ёзуви ёки қўл қўйиш услубига қараб. Овозли аунтификация қилиш услублари хозирда анча ривожланб қолган. Шу билан бирга бир қанча антивирус дастурлари: Dr.Web, Eset NOD32, Касперский компютер маълумотларини химоялаш учун анча мухим дастурий воситалар ҳисобланишади.

Қийматни хисоблаш

Тармоқни яратиш анча катта сарф харажатни талаб қиладиган жараён. Қуйидаги жадвалда “Қурилмаларни сотиб олиш учун xаражат” ва “Дастурлар сотиб олиш учун сарф xаражат” , хамма қўшимча қурилмалар нарxалари хам келтирилган. Тармоқ кўпчилик маълумотларни сақлаш қайта ишлаш хамда ўзаро алмашиш жараёнлари содир бўладиган хамда яна анча қулайликлар яратиб берадиган жой бўлганлиги учун пулни тежаш яxшиликга олиб келмайди, чунки оқибатда ундан хам кўп чиқим бўлиши мумкин.

 

Назорат саволлари

 

1.Телекоммуникацияда операцион тизимлар ва уларнинг қўлланилиши.

2.Телекоммуникация тармоқларида  операцион тизимларнинг қўлланилиши.

3.Xавфсизлик гурухлари.

4.Windows 2008 R2 имкониятлари чегарасини белгилаш ва тахлили.

 

Фойдаланилган адабиётлар

 

1.Гордеев А.В.Операционные системы. - СПб.: Питер, 2005. - 418 с.: ил.

         2.Олифер В.Г, Олифер Н. А. Сетевые операционные системы. - СПб.: Питер, 2001. - 544 с.: ил.

         3.Партыка Т. Л., Попов И. И. Операционные системы, среды и оболочки. - М.: ФОРУМ - ИНФРА-М, 2005. - 400 с.: ил.

         4.Таненбаум Э. Современные операционные системы. - СПб.: Питер,

2009.       - 1040 с.: ил.

 

 

13-мавзу: Телекоммуникацияда UNIX операцион тизимларининг қўлланилиши.

 

Режа:

13.1.    UNIX операцион тизимининг яратилиши.

13.2.    UNIX версиялари.

13.3.    Архитектура умумий характеристикаси ва хусусиятлари.

 

Таянч сўзлар:   UNIX,   GNU,  DOPPIX, GE-645, PDP-7, UNICS - Uniplexed Information and Computing Service, FreeBSD.

 

13.1. UNIX операцион тизимининг яратилиши.

 

Дунёда шахсий компьютерларни унумли ишлатиш учун янги тизимлар пайдо бўлмоқда. Масалан, 2001 йилда чиққан барчага таниқли, машҳур “Майкрософт” фирмасининг Windows XP операцион тизими ўрнига Windows Vista тизими кириб келиши, ҳамда янги Windows 7 тизимининг яратилиши ҳақидаги маълумотлар ҳаммани қойил қолдиряпти. Лекин “Майкрософт” компания тизимларидан ташқари, бошқа тизимларнинг борлиги ва улардан Линукс номли тизимнинг ривожланиб келиши ҳам маълум. Ўзбекистон диёрида Линукс операцион тизими ҳақида эшитмаган компьютер фойдаланувчилари бўлмаса керак, бироқ кўпчилик учун бу мавзу нотаниш ва қандайдир ҳижолатли бўлиши мумкин. Дунёда эса Линукс – энг тез тараққий этаётган операцион тизимига айланганли ҳеч кимга сир эмас. Ҳозирда, хатто йилига икки марта янгиланиб чиқаётган Линукснинг турли тизимлари ҳам мавжуд. Шу қаторда, ажойиб Фарангистон ўлкада чиқаётган “Mandriva”  номли операцион тизимни тарқатиш тўплами (дистрибутиви) Линукс турдаги оперцион тизим бўлиб, 2003 йилдан бошлаб, ўзбек тилига ўгирилиб келмоқда. “Mandriva” асосида “Ёш дастурчиларни тайёрлаш ва қўллаб-қувватлаш марказ”-ида янги операцион тизим “DOPPIX” тузилиши, миллий ахборот технологиялар мутахассисларини қизиқтириб, шод этмоқда. Лекин миллий операцион тизим яратилаётган ва оммавий ахборот воситаларда бу ҳақида  ҳабарлар тарқатилаётган бир вақтда Линукс операцион тизимининг тарихи ўзбек тилида етарли равишда ёритилган эмас.

Тарихда Линукснинг икки ўтмишдоши маълум, бу Юникс(Unix) –кўп фойдаланувчиларга мўлжалланган операцион тизим, ҳамда ГНУ(GNU) лойиҳаси. Шунинг учун баёнимизни Юникс тизимининг тарихидан бошлаймиз.

 

Ҳаммаси ўйиндан бошланган экан.

 

Жиддий ва мустаҳкам Юникс тарихи Кен Томпсон (Ken Thompson) томонидан ёзилган, кичик бир ўйиндан бошланган. Бу фикрни тушуниш учун ўтмишга назар ташлаш керак.

Узоқ 1964 йилда GE-645 русумли компьютер учун янги “Мултикс” номли операцион тизимни яратиш устида ишлар бошланган экан. Лойиҳанинг ташаббусчиси “Белл лабораториес” компанияси бўлиб, унга ёрдамчи “Женерал Электрик” машҳур компанияси ва Массачусет Технологик Интститути(МТИ) бўлган.

Демак, “Мультикс” операцион тизимидан нималар кутилган? Ge-645 улкан ва қимматбаҳо компьютер, унинг ишлаш вақти жуда қимматга тушганлиги сабабли, процессор вақтини бўлиб, кўп фойдаланувчилар биргаликда ишлатишни таъминлайдиган тизим керак бўлган.

 

GE-645 русумли компьютер

 

“Мультикс” тизими 1969 йили ишга туширилган, лекин бу дастурий таъминотга қўйилган умидлар ўзини оқламаган. Шу боис кўп ўтмай “Белл Лабораториес”  ушбу лойиҳани ривожлантиришга бир неча йил сарфлаганига қарамай, уни тўхтатишга қарор қилади. Ўша пайт компаниянинг тўрт ходими: Руд Кенедей(Rudd Canaday), Даг Макилрой(Doug McIlroy), Денис Ричи(Dennis Ritchie) ва Кен Томсон(Ken Tompson) лойиҳанинг беркитилишига кўникмасдан “Мультикс” тизимини кучайтирмоқчи бўлишади. Улар янги дастурлар ҳамда янги файл тизимини яратишади. Қўшимча равишда, ҳордиқ чиқариш мақсадида Ge-645 учун Томсон тарафидан “Коинотга саёҳат” номли ўйин яратилган, лекин лойиҳа беркитилгач, ҳамкасблар уни ўйналмай қолишади. Бурчакда, кам ишлатиладиган PDP-7 компьютер топилгач, Томсон ва Ричи ўйинни шу компьютерга ўтказишга қарор қилишади. PDP-7 комьютери учун файл тизими ва буйруқлар қобиғини ишлаб чиқаришганда янги операцион тизим пайдо бўлади ва унга Брайн Керниган (Brian Kernighan) Мултиксга ўхшаш ном – Юникс (UNICS - Uniplexed Information and Computing Service – кейинчалик UNIX) беради.

PDP-7 компьютери

 

 Компьютер тарихининг бошланиш даврида барча дастурий таъминот ассемблер тилида муайян ҳисоблаш машина учун ёзилиб, бошқа компьютерларда ишламаган. Бундай муаммони бартараф қилиш учун Томсон турли компьютерларда ишлайдиган операцион тизимни тузиш мақсадида янги Би (“B”) номли дастурлаш тилини яратишга уринади. Бу ишни Ричи охиригача етказади ва янги, универсал дастурлаш тилга Си(“С”) номини беради. Кейинчалик бу тил кўп йилларга асосий дастурлаш тилига айланиб, жуда катта ҳурматга эга бўлади ва “дастурлаш тилларининг Қироли” номини олади.

“Белл Лабс” компаниясига Томсон ва Ричи яратган операцион тизим ёқиб, 1971 йили лойиҳани давом еттириш учун янги PDP-11 компьютер сотиб олади. Бу компьютер учун Юникс операцион тизим тўлиқ Си тилида қайта ёзилганда, бошқа компьютерларга ҳам  Юникс –ни кўчириб, ўрнатиш имконияти пайдо бўлади.

Томсон ва Ричи PDP-11 компьютерда ишлашяпти.

 

1974 йили Томсон ва Ричи “Communications of the ACM” журналида Юникс операцион тизими ҳақида биринчи мақолани нашр этишади. Улар Юникснинг умумий тузилиши ҳақида маълумотлар беришади. 1974 йил июль ойи ҳолатига 600-та компьютерга ўрнатилган деб ёзишади. Бу рақамларни тасаввур қилиш учун яна ўтмишни эслаш керак. У даврларда компьютер катта бойлик ҳисобланган ва уни фақат катта ташкилотлар сотиб олган. Компьютер матн териш, ёҳуд мусиқа эшитиш эмас, балки муайян саноат масалаларини ҳал қилиш учун харид қилинган.

Бошланиши.

  1965 йили Bell Telephone Laboratories фирмаси ўзини кучини General Electric компанияси ва MAC Массачусет технолик институтилари билан бирлаштирди. Натижада янги операцион тизим (Multics) ни яратишга киришишди.

•         Бу ОТ кўп даражали ҳимоя тамойилига асосланган эди.  Виртуаль хотира эса сегментли-саҳифали усулда ташкил этилган эди, маълумотлар ва дастурий код сегментларига бўлинган бўлиб, ҳар бир сегмент кириш (доступ) поғонаси билан боғланган эди.

•         Multics ОТ тўлиқ марказлашган файл тизимига асосланган ва ишлаб чиқилган эди.

•         Multics  ОТ ни асосий камчилиги керагидан ортиқ қийинлиги эди.

 

UNIX ОТ ни вужудга келиши ва биринчи версияси

•         UNIX ОТ ни вужудга келишига туртки бу Кен Томпсоннинг "Space Travel" номли компьютер ўйини билан боғлиқ ишидир.

•         Брайан Керниган номини топган. У бу иккита фойдаланувчили тизимни UNICS (Uniplexed Information and Computing System) деб номлашни таклиф қилган.

•         1971 йил ноябрь ойида ҳужжатлар бўйича UNIX ОТ нинг биринчи ишланмаси ишлаб чиқилди ("Биринчи редакция").

•         Иккинчи редакция 1972 йил ишлаб чиқилди.

•         1973 йил Томпсон ва Ритчи С дастурида қайтадан ёзиб чиқишди. Бу эса «Тўртинчи редакция" эди.

Кен Томпсон ва Денис Ритчи — UNIX яратувчилари

              

 

Unixни тарқалиши.

•         1974 йиллардан бошлаб тизим US университетлари бўйлаб тарқала бошлади.

•         Ўқитиш мақсадида ишлатиш учун UNIX нинг код тексти текинга олиш мумкин эди.

•         Уларни биринчилардан бўлиб Беркли шаҳридаги Калифорния ва Сидней (Австралия)шаҳридаги Янги Жанубий Уэльса университетлари олишган.

•         1975 йили Bell Labs компания UNIX ОТ нинг "Олтинчи редакция" сини тақдим этди.

•         Unix ни ривожлани кўплаб одамларни ўзига жалб қила бошлади…

 

13.2. Unix версиялари

•         AT&T фирмаси UNIX ОТ нинг барча янги версияларини яратилиш жараёнини тартиблашга ҳаракат қилди. Шу мақсадда 1982 йили бир нечта мавжуд версияларни биттага бирлаштириб System III деб номлади.

•         UNIX ОТ нинг яна бир йўналиши Калифорния университети билан боғлиқ бўлиб, у BSD (Berkley Software Distribution) номини олди.

•         SunOS, Solaris —Sun Microsystems фирмаси ОТ. SunOS SPARC ва UltraSPARC станциялари, шунингдек, Intel, Pentium Pro ва Power PC лар учун мўлжалланган эди.

•         AIX —IBM фирмаси томонидан ишлаб чиқилган ва RS/6000 сериясидаги компьютерлар учун мўлжалланган эди. У System V, BSD ва OSF/1 йўналишидаги ОТ ларга ўхшаб кетар, лекин , UNIX нинг бошқа версияларидан аниқ ажралиб турар эди.

•         BSD/OS — BSD UNIX нинг IBM ЭҲМ лари билан ишлайдиган тижорат версияси.

•         HP-UX —Hewlett Packard фирмаси ишланмаси. У симметрик мультипроцессорли тизимда катта ҳажмли (64-разрядли) файллар тизимини қўллаб қувватлаш учун ишлаб чиқилган.

•         IRIX —Silicon Graphics фирмаси ишланмаси. Ушбу ОТ кўппроцессорли  супер компьютерлар ва графикли станциялар учун мўлжалланган.

•         Digital UNIX —DEC фирмаси ишланмаси. Ушбу ОТ тармоқ интерфейслари, қаттиқ диск билан ишловчи юқори даражали драйверлар билан ишловчи серверлар оптимал даражада ишлаши учун мўлжалланган. Ҳозирда ОТ Tru64 UNIX деб номланади.  

•         SCO UNIX —Santa Cruz Operation фирмаси ишланмаси бўлиб, кўп сонли аппарат платфармали ва периферия қурилмалари билан ишлашга мўлжалланган.

 

UNIX ОТ оиласини текин версиялари

 

UNIX нинг кўплаб текин версиялари мавжуд: BSD ОТ асосида ишланган FreeBSD, NetBSD, OpenBSD ОТ лар.

•         UNIX-тизимини энг машҳур текин ОТ тўплами  – бу Linux тизими оиласи. Linux нинг биринчи версияси Линус Торвальд томонидан 1991 йилда ишлаб чиқилган. Ҳозирги кунда Linux нинг бир қанча версиялари мавжуд: Red Hat, Mandrake, Slackware, SuSE, Debian.

 

UNIX-тизимини умумий томонлари

•         UNIX нинг турли вариантлари умумий томонларга эга:

–       Кўп масалалиликни сиқиб чиқаришга асосланган вақтни тақсимлаш режимидаги мультидастурли қайта ишлаш;

–       Кўпфойдаланувчилик ишлаш режими;

–       Виртуаль хотира ва свопинг механизмини қўллаш;

–       Иерархик файллар тизими;

–       Файл тушунчасини кенг қўллаш орқали кириш/чиқиш операцияларини бирхиллаштириш (унификация);

–       Тизимни кўчувчанлиги;

–       Тармоқ муҳити билан ўзаро алоқани мавжудлиги.

UNIX-тизими афзалликлари

UNIX тизими оиласига кирувчи ОТ ларнинг афзалликлари:

–       Мослашувчанлик (бошқа тизимлар билан);

–       Кўпмасалалиликни самарали тадбиқ қилинганлиги;

–       Очиқлиги;

–       Стандартларга қатъий риоя қилиш ва мавжудлиги;

–       Ягона файл тизими;

–       Кучли буйруқ тили;

–       Дастурий маҳсулотларни кўплиги;

–       TCP/IP стек протоколлари жорий қилинганлиги;

–       Сервер ва ишчи станция сифатида ишлай олиши.

UNIX тизимидаги серверлар

•         Сервер – тармоқдаги бошқа компьютерларни масалаларини қайта ишловчи, ўзини шахсий маълумотини тақдим этувчи, сақловчи, қайта ишловчи ва узатувчи компьютер. UNIX бошқрувидаги сервер қуйидаги вазифаларни бажариши мумкин:

–       Файл сервер;

–       Web-сервер;

–       Почта сервер;

–       Масофадан рўйхатга олувчи сервер (аутентификация);

–       Web-хизматини ёрдамчи серверлари (DNS, DHCP);

–       Интернет тармоғига рухсат берувчи сервер.

 

 

 

 

 

 

1999 йили Томсон ва Ричи АҚШ миллий мукофоти билан тақдирланган.

 

Бу мақоладан сўнг Юникс тизими билан кўп илмий-тадқиқот ташкилотлар қизиқиб қолади. Қизиққанларга Томсон операцион тизимнинг дисклар тўпламини бепул тарқатади. Натижада Юникс тизими учун янги ривожланиш тўлқинлари содир бўлади. Масалан, Йел университет талабалари буйруқлар қобиғи (shell) –ни ишлаб чиқишади, бошқа университет талабалари Юникс асосида биринчи компьютерлар тармоғини яратишади. Беркли университет талабалари жуда кўп дастурлар ва янги буйруқлар киритиш қобиғини яратишади. Ўша вақтда машъур бир дастур яратилиб, ҳозиргача фаол ишлатилмоқда, бу - “vi” матн таҳрирловчиси. Беркли университетида операцион тизимнинг ўзгарган шакли BSD (Berkeley Software Distribution) номини олиб, ҳозирги FreeBSD номли донгдор операцион тизимнинг бошланиши бўлган.

1980 йили DARPA агентлигига ARPANET (Internet аждоди)тармоғини ривожлантириш учун қувватли компьютерлар керак бўлган. Янги компьютерларга TCP/IP баённомасини амалга оширадиган операцион тизим керак бўлганлиги учун DARPA агентлиги BSD тизимини танлаган. Бўлган воқеа Юникс ривожланишига ижобий таъсирини ўтказган ва у Интернетнинг асосий тизимига айланиб қолган. Шундай қилиб, 80 йилларда Юникс тизими ривожланиб, унинг жуда кўп турлари яратилган. Тарихда ҳатто “Юникс урушлари” деган термин вужудга келган.

 

 

 

13.3.    Архитектура умумий характеристикаси ва хусусиятлари

Бу тизимни ишлаб чиқишда биринчи асосий мақсад соддаликка эришиш ва функцияларни минимал миқдори билан иш олиб бориш эди. Ҳамма реал муаммолар, фойдаланувчи дастурларга қолдирилди.

Иккинчи мақсад эса – умумийликдир бу дегани кўп ҳолларда, бир хил усул ва механизмлардан фойдаланишлик хусусияти, м-н:

-                                файлларга, киритиш-чиқариш қурилмалари ва жараёнлар аро маълумотлар буферига мурожаатлар, бир хил примитивлар ёрдамида бажарилади;

-                                номловчи, альтернатив ном берувчи ва хуқуқсиз (несанкционированный доступ) мурожаат механизмлари, ҳам маълумотлар файлларига, ҳам каталог ва қурилмаларга ҳам ишлатилади;

-                                бир хил механизмлар, ҳам дастурли, ҳам интегралланувчи узилишларга нисбатан ҳам ишлатилади.

Учинчи мақсад эса, мураккаб масалаларни ечишда, мавжуд кичик дастурлардан биргаликда фойдаланиб, яъни уларни янгидан ишлаб чиқмасдан  ечиш имкониятини яратиш эди.

Ва ниҳоят 4-чи мақсад эса, нафақат процессор вақти, балки қолган бошқа ресурсларни ҳам тақсимловчи, самарали механизмли-мультитерминал ОТ ни яратишдан иборат эди. Мультитерминал ОТларда, биринчи ўринда, ҳисоблаш жараёнларини бошқа ҳисоблаш жараёнлари аралашувидан ҳимоя масалалари туради.

UNIX ОТ и, файл тизимига боғлиқ бўлмаган кучли ва содда команда тилига эгадир. Бундай имкониятни амалга оширишнинг энг муҳим ҳусусияти, шундан иборатки, бир дастур натижаси, иккинчи дастур учун бошланғич маълумот бўлиши мумкин. Бу дегани, катта дастур композициялари, мавжуд кичик дастурлар ёрдамида яратилиши мумкинлигидир. Бунда янги дастур яратишга хожат йўқлигидир.

UNIX – тизими тизимли ва амалий дастурларига, матн редакторлари, команда тилининг дастурловчи интерпретаторлари, бир нечта оммавий дастурлаш тиллари компилятори (С, С++, ассемблер, PERL, FORTRAN ва ҳ.к.лар), компановкачилар (дастурлараро алоқа редакторлари), созловчилар (отладчики), кўпсонли тизимли ва фойдаланувчи дастурлари кутубхонаси, маълумотлар базасини юритиш ва ажратиш воситалари, кўп сонли администрловчи ва хизмат қилувчи дастурлар киради. Бу дастурларнинг анчайин қисми учун хужжатлар мавжуд бўлиб, дастур матнлари яхши изохлангандир. Бундан ташқари, хужжат ва тавсифлардан фойдаланувчи интерактив режимда фойдалана олиш мумкин.

Тўлиқ ҳимояга эга бўлган файл тизимидан фойдаланилади, қурилмалар мустақиллиги таъминланади.

UNIX тизими марказий қисми-ядродир (kernel). У кўп сонли модуллардан иборат бўлиб, архитектура жиҳатдан монолит ҳисобланади. Аммо, ядрода ҳар доим 3 та тизимни ажратиш мумкин: жараёнларни бошқариш; файлларни бошқариш; марказий қисм ва периферик қурилмалар ўртасида киритиш ва чиқариш амалларини бошқариш.

Жараёнларни бошқариш тизими жараёнларни диспетчерлаш, ва бажаришни, уларни синхронлаштиришни ва ҳар турли жараёнлар аро алоқани ташкил этади. Жараёнларни бошқариш асосий функцияси – бу оператив хотирани бошқариш ва (замонавий тизимлар учун) виртуал хотирани ташкил этишдир.

Файлларни бошқариш тизими, жараёнларни бошқариш тизими билан ҳам, драйверлар билан ҳам қатъий боғлангандир. Компьютер таркибидаги қурилмаларга ва ечилаяпган масалаларга қараб, ядро қайта компиляция қилиниши мумкин. Ҳамма драйверлар ҳам ядро таркибида бўлмаслиги мумкин, бир қисми ядродан чақирилиши мумкин. Бундан ташқари, тизимли функцияларининг жуда кўпчилиги, ядрога кирмайдиган, аммо ядродан чақириладиган тизимли дастур модуллари ёрдамида бажарилади.

Ядро, бошқа тизимли модуллар билан бажариши керак бўлган функциялар қатъий равишда стандартлаштирилган.

Юқорида айтилганлар ҳисобига, UNIX нинг турли версиялари ва турли аппарат таъминоти ўртасидаги кодларни кўчириб ўтказувчанликка эришилади.

Асосий тушунчалар

UNIX ОТ ни асосий устунлиги шундан иборатки, бу тизим ҳам сонли тушунчларга асосланади.

Виртуал машина. UNIX тизими кўп фойдаланувчилидир. Ҳар бир фойдаланувчига, у рўйхатдан ўтгандан сўнг, виртуал компьютер берилади, бу виртуал компьютер ҳамма зарурий ресурсларга эга: процессор (процессор вақти, доира ёки коруселли, диспетчерлаш ва динамик приоритетлардан фойдаланиб ажратилади), оператив хотира, қурилма, файллар. Бундай виртуал компьютер жорий ҳолати “образ” деб аталади. Жараён-образли бажарилиши дейиш мумкин.

Жараён образи қуйидагилардан ташкил топади:

-                                образ хотираси

-                                процессор умумий регистрлари қиймати

-                                файл жорий каталоги

-                                бошқа маълумотлар

Фойдаланувчи

         Юқорида айтиб ўтганимиздек, UNIX ОТ и кўп фойдаланувчили интерактив тизим сифатида назарда тутилган эди. Бошқача айтганда, UNIX мультитерминалли ишлаш учун мўлжалланган. Иш бошлаш учун, фойдаланувчи ўз кириш пароли ва номини (name, login) киритади, бу ҳол ҳисобга олинган фойдаланувчи учун ўринлидир.

         Янги фойдаланувчини одатда администратор ҳисобга олади. Фойдаланувчи ўз ҳисоб номини ўзгартира олмайди, аммо ўз паролини ўрнатиши ёки ўзгартириш мумкин. Пароллар алоҳида файлда кодланган ҳолда сақланади.

         UNIX ОТ ядроси ҳар бир фойдаланувчини унинг идентификатори (user Identifier, UID) орқали идентификация қилади. (тизимда ҳисобга олинадиган ягона бутун қиймат орқали). Бундан ташқари, ҳар бир фойдаланувчи маълум гуруҳга мансубдир, бу ҳол ҳам маълум бутун қиймат орқали идентификация қилинади. (Group Identifier, GID). UID ва GID қиймати ҳар бир ҳисобга олинган фойдаланувчи учун, тизим ҳисоб файлларида сақланади ва фойдаланувчи тизимга кирганда ишга команда интерпретатори бажариладиган жараёнга ёзилади. Ва бу қиймат, шу фойдаланувчи номидан ишга тушириладиган ҳар бир жараёнга меърос бўлиб ўтади ва ядро томонидан файлларга мурожаат, дастурлар бажарилиши ҳуқуқини назорат қилиш учун фойдаланилади.

         UNIX ОТ и файл тизими дарахт структурасига эга. Ҳар бир ҳисобга олинган фойдаланувчи учун, файл тизими маълум каталоги мос келади (бу “домашний” каталог дейилади). Тизимга киришда, фойдаланувчи ўз каталогидаги барча каталог ва файллардан чексиз фойдаланиш ҳуқуқига эга бўлади. Фойдаланувчи ўз каталогидаги  каталог ва файлларни яратиши, олиб ташлаши ва ўзгартириши мумкин. Бошқа файлларга мурожаат ҳуқуқига қараб, чегараланган бўлади.

Супер фойдаланувчи.

         Албатта, ҳисобга олинган фойдаланувчи сифатида иш тутадиган тизим администратори, бутун тизимни бошқариш учун оддий фойдаланувчига нисбатан кўпроқ ҳуқуқга эгадир. UNIX ОТ да бу ҳол администратор UID га ягона нол қийматини бериш билан ечилади, бу фойдаланувчи демак суперфойдаланувчидир (яъни администратор).

         Бу фойдаланувчи тизим устидан тўлиқ назоратга эгадир. Суперфойдаланувчи учун ресурслардан фойдаланишга чегара йўқдир. Оддий фойдаланувчиларга файл ўлчами, бўлинадиган хотира максимал хажм ва х.к.ларга чегара қўйилган бўлади. Администратор бу чегараларни, бошқа фойдаланувчилар ўзгартириши мумкин. Администратор ҳам ўзи учун оддий  ҳисоб ёзуви  ташкил этади, аммо тизимни администрлаш учун “SU” командасидан фойдаланади (қайтиш командаси эса “exit”).

        

Фойдаланувчи интерфейси. Фойдаланувчининг UNIX тизими билан мулоқоти команда тилига асослангандир. Фойдаланувчи тизимга киргандан сўнг, унинг учун команда интерпретаторларидан бири ишга тушади. Одатда, тизимда бир-бирига ўхшаш, аммо ўз имкониятлари билан фарқ қиладиган тилли команда интерпретаторлари қўлланилади. Ихтиёрий команда интерпретатори UNIX ОТ и учун – қобиқ (“оболочка” – spell дир). Чунки ҳар қандай интерпретатор тизим ядроси ташқи муҳитидан иборатдир Linux тизимида команда интерпретори – “bash” дир.

         Чақирилган команда интепретатори, фойдаланувчига команда қатори киритишга таклиф беради (ёки командалар қатори ва х.к.). Навбатдаги команда бажарилганд сўнг, терминал экранига натижа чиққандан сўнг, интерпретатор яна команда қаторини киритишга таклиф беради, шундай қилиб  тизимдан чиқмагунча шу ҳол давом этади.

         UNIX да фойдаланувчи команда тиллари етарли даражада соддадир ва шу билан бирга мураккаб дастурлар ёзиш учун етарли даражада кучлидир.

         Ҳозирги вақтда кўпроқ график интерфейслардан фойдаланилгани учун, UNIX ОТ ларида ҳам кўпинча X-Window да ишлашмоқда. X-Window – бу фойдаланувчиларга ўз тизимлари ва масалалари билан график режимда мулоқот имконини беради.

         Команда қатори, команда номи (бажариладиган файл номи), унинг кетидан аргументлар рўйхатидан иборатдир. Ҳар қандай команда тили уч қисмдан иборатдир:

·        хизматчи конструкциялар; улар матн қатори билан амаллар бажариш ва оддий командалар асосида мураккаб командалар яратишга имкон беради.

·        қўйилган командалар (встроенный) команда тили томонидан бевосита бажариладиган команда

·        алоҳида бажариладиган файллар билан ифодаланадиган командалар.

Охирги кўринишдаги командалар ўз ичига  стандарт команда (тизимли утилиталар) ва фойдаланувчи яратган командалардан иборатдир.

         Жараёнлар. UNIX тизимида жараён – бу мумтоз маънода шахсий виртуал маконда бажариладиган жараёндир. Фойдаланувчи тизимга кирганда, команда интерпретатори дастури бажариладиган жараён автоматик тарзда яратилади. Агар команда интерпретаторига, бажарилаяпган  файлга мос команда учраса, у янги жараён яратади ва унда “main” функциясидан бошлаб мос дастурни ишга туширади. Бу ишга туширилган дастур ўз навбатида жараён яратиши ва унда бошқа дастурни ишга туширади ва х.к. Янги жараённи ташкил этиш ва унда дастурни ишга тушириш учун иккита тизимли чақириш API – fork () ва exec (имя выполняемого файла – бажарилувчи файл номи). fork () – тизимли чақириш, ҳолати асосий жараён ҳолатига ўхшаш бўлган  янги  адрес маконини яратишга олиб келади. (яъни унда ўша дастур ва маълумотлар мавжуддир). Янги жараён учун, ҳамма маълумотлар сегментик нусхалари ташкил этилади.

UNIX ОТ и ишлаши. Жараёнларни бажарилиши.

Жараёнлар икки ҳолатдан биттасида бажарилиши мумкин: фойдаланувчи ва тизимли фойдаланувчи ҳолатида, жараён фойдаланувчи дастурини бажаради ва фойдаланувчи маълумотлар сегментидан фойдаланиши мумкин. Тизимли ҳолатда жараён ядро дастурини бажаради ва тизимли маълумотлар сегментидан фойдаланиши мумкин.

         Фойдаланувчи жараёнига тизимли функцияни бажариш талаб этилса, у тизимли чақириқ қилади. Амалда, тизим ядросини дастур сифатида чақириғи рўй беради. Шу вақтдан бошлаб, тизимли чақириқдан бошлаб, жараён тизимли  жараён ҳисобланади. Шундай қилиб, фойдаланувчи ва тизимли жараёнлар, бир жараённинг икки фазосидир, аммо улар бир-бири билан хеч қачон кесишмайдилар. Ҳар бир фазо ўз стекидан фойдаланади.

Масала стеки, аргумент, локал ўзгарувчилар ва масала режимида бажариладиган функциялар маълумотларни ўз ичига олади. Диспетчер жараёни фойдаланувчи фазасига эга эмас.

UNIX тизимларида вақт ажратилиши ташкил этилади, яъни ҳар бир жараёнга вақт кванти ажратилади, ёки квант тугаши билан у тўхтайди ва вақт янги кванти берилиши билан, у ўзининг бажарилишини давом эттиради. 

Диспетчерлаш механизми, ҳамма жараёнлар орасида процессор вақтини тақсимлайди. Фойдаланувчи жараёнларига приоритет, у олган процессор вақтига қараб берилади. Ҳамма тизимли жараёнлар, фойдаланувчи жараёнларига нисбатан юқори приоритетга эгадир ва шунинг учун ҳам биринчи навбатда уларга хизмат қилинади.

Киритиш ва чиқариш тизими. UNIX да киритиш ва чиқариш функциялари асосан 5 та тизимли чақириш билан амалга оширилади: open, close, read, write  ва seek.

Файл тизими. UNIX тизимида файл ихтиёрий мурожаатли символлар мажмуасидан иборатдир. Файлга маълумотлар, фойдаланувчи томонидан жойлаштирилиши  мумкин, ва у бошқа структурага эга бўлмайди.

Файл тизими структураси.

Жараёнлар орасидаги ўзаро алоқа. UNIX ОТ и клиент-сервер технологияясига тўлиқ жавоб беради. Бу универсал модел ихтиёрий мураккабликдаги, шу билан бир қаторда тармоқ тизимларини қуриш учун асос бўлиб хизмат қилади. Клиент-сервер модели принципида ишлайдиган дастур тизимларини қуриш учун UNIX да қуйидаги механизмлар мавжуд:

-                                сигналлар

-                                семафорлар

-                                дастурли каналлар

-                                хабарлар (сообщении) навбати

-                                хотирани бўлинадиган сегментлари

-                                масофадаги процедураларни чақириш

Сигналлар.

Виртуал компьютерда жараён бажарилишини кўриб чиқсак, (фойдаланувчига бериладиган) у ҳолда бундай тизимда, стандарт талабларга жавоб берадиган узилишлар тизими мавжуд бўлиши керак:

-                                фавқулотда ҳолатларга ишлов бериш

-                                ички ва ташқи узилишиларга ишлов бериш воситалари

-                                узилишлар тизимини бошқариш воситалари

Бу ҳамма талабларга UNIX да сигналлар механизми жавоб беради, у нафақат сигналларни қабул қилиб ишлов беришга имкон беради, балки уларни юзага келтириб бошқа жараёнларга (машиналарга) жўнатишга имкон беради. Сигналлар синхрон ва асинхрон бўлиши мумкин.

Сигналлар, жараёнлар орасидаги ўзаро алоқани оддий формаси сифатида қараши мумкин. Улар бир жараёндан иккинчисига ёки ОТ ядросидан бирор жараёнга, маълум ҳодиса юзага келганлиги ҳақида хабар бериши учун фойдаланилади.

Дастур каналлари UNIX тизимида ўзаро алоқа ва жараёнларни синхронлаштирувчи муҳим воситадир.

Жараёнлар орасида маълумотлар алмашинуви  учун, хабар навбати механизми фойдаланилади.

 

Назорат саволлари

 

1.     Асосий замонавий ОТларни айтиб беринг.

2.     UNIX ОТлар оиласи асосий хусусиятлари.

3.     UNIX ОТини ишлаб чиқишда кўзда тутилган асосий мақсадлар.

4.     UNIX ОТ таркибий қисмлари.

5.     UNIX-кўп фойдаланувчили ОТ.

6.     UNIXда фойдаланувчи ва суперфойдаланувчи ва фойдаланувчи интерфейси.

 

Фойдаланилган адабиётлар

 

1.Бэкон Д., Харрис Т. Операционные системы. - СПб.: Питер, 2004. - 800 с.: ил.

2.Гордеев А.В.Операционные системы. - СПб.: Питер, 2005. - 418 с.: ил.

3.Олифер В.Г, Олифер Н. А. Сетевые операционные системы. - СПб.: Питер, 2001. - 544 с.: ил.

4.Основы операционных систем: Курс лекций. / Е. Карпов, К. А, Коньков. - М.: ИНТУИТ.РУ «Интернет-Университет Информационных Технологий», 2004. - 632 с.: ил.

5.Таненбаум Э. Современные операционные системы. - СПб.: Питер,

2010.       - 1040 с.: ил.

14-мавзу: Телекоммуникацияда LINUX операцион тизимларининг қўлланилиши.

 

Режа:

14.1.    Кириш.

14.2.    Барча маълумот эркин ва очиқ бўлиши керак.

14.3.    Linux ОТ.

 

Таянч сўзлар:   Free Software Foundation – FSF, COPYRIGHT, COPYLEFT, Linux, Free BSD, TUX.

 

14.1. Кириш.

Линус Торвальдс

 

1991 йили Линус бўлиб-бўлиб тўлаш шарти билан Интел 80386 процессори асосида янги компьютер сотиб олади. Компьютерга Миникс операцион тизимини ўрнатиб, мириқиб бир ой ўрганади, лекин фойдаланиш жараёнида унда тизимнинг ишлашига жуда кўп шикоятлар пайдо бўлади. Улардан асосийси масофадан ишлаб маълумот киритувчи терминал қисмидир. Бу қисм ёрдамида Линус уйидан университет компьютерига уланиб, янгиликлар ўқимоқчи бўлган. Бу муаммони ечиш учун ёш хакер ўзининг терминали, шахсий дастурини ёзишга киришади. У Миникс тизимига таянмаган ҳолда, компьютернинг аппарат қисмларига мувофиқ янги, мустақил дастур яратади. Модомики, яна, файлларни университетдан уйга тортиб олмоқчи болганлиги сабабли, йўл-йўлакай янги файл тизимини яратади.

Миникс тизимида нафақат масофадан киритиш қисми ёмон ишлар, балки ишлаётган дастурни вақтинча фойдаланмасдан, бошқа дастурни ишга тушириш имконияти ҳам йўқ еди. Тизимнинг бу камчилигини тўғирлаш учун Линусга бошқа, ҳақиқатдан янги операцион тизим тузиш керак бўлади. Дастлаб, у системали чақирувларини (янги тизим қисмларини) кетма-кет дастурлашга уринади. Лекин маълумот етишмаганли ва чақирувларни кўплиги сабабли Линус ишни уддалай олмай, ўзининг операцион тизимининг ядроси билан Интернетда эркин тарқатилаётган bash – буйруқлар қобиқ дастурини ишга туширмоқчи бўлади. Қобиқ дастур ишга тушаётган вақтда  тизимнинг керакли қисмига мурожаат қилинганда тўхтаб қолиш содир бўлган. Бу ҳолда ёш хакер ўзи яратган тизимнинг етишмовчи қисмини аниқлаб, ясаган. Натижада, иш жуда қизиқарли жараёнда олиб борилиб, 1991 йилнинг август ойи охирларида қобиқ дастури ишга тушади. Бу натижа жуда катта аҳамиятга эга бўлади, чунки Линус мураккаб қобиқ дастурини ишга туширгач, яна бир неча керакли дастурларни ясашга мувофиқ бўлади. Шундай қилиб, янги операцион тизимнинг асослари тайёр бўлади.

1991 йил 25 августида Торвальдс ўзининг тажрибалари ҳақида comp.os.minix конференцияга хабар беради:

Хабарда Линус бепул операцион тизимни яратгани, қандай дастурлар тайёрлаганлиги ва яна қандай дастурлар керак бўлиши ҳақида маслаҳат сўраб ёзади. 17 сентябрь куни эса серверга эркин кўчириш учун янги тизимнинг 0.01 рақамли нақлини қўйяди. Линус операцион тизимга FREAX номини бермоқчи бўлганда, Ари Лемке фтп серверида бошқалар кўчиришлари учун қўйилган тизимнинг файллар жилдига pub/OS/Linux деб ном беради. Кейинчалик айни шу тизимни Linux(Линукс) номи билан аташади.

1992 йилнинг февраль ойида Линус, қизиқишга, Линукс тизимни ишлатган ишлатаётган фойдаланувчиларга почта орқали очиқ хат жўнатишларини сўрайди. Натижада, дуненинг ҳар томонидан юзлаб очиқ хат келади. Линукснинг ишқибозлари Янги Зелландия, Япония, Голландия, АҚШ мамлакатларида борлиги аён бўлади. Линукс ядроси барча хоҳловчиларга GNU GPL лицензияси остида тарқатилгани сабабли, тизимнинг муҳлислари кескин равишда кўпайиб бораверади. Лойиҳанинг бошида Линусга юзлаб, кейин минглаб, кейинроқ еса юз минглаб кўнгилли ёрдамчилар тизимни яхшилашга қўмак бера бошлайди. Линукс GNU лойиҳасининг доирасига кириб, жуда кўп дастурлар билан тўлдирилади ва хакерлар ўйинчоғидан амалда қўлланиладиган жиддий операцион тизимга айланади. Ҳозирги кунларда янги операцион тизимнинг номи “GNU/Linux” деб ҳам аталмоқда.

 

Линус Бенедикт Торвальдо

 

1996 йил Интернетда бир неча Линукс фойдаланувчилари янги операцион тизимнинг эмблемасини (тамғасини) танлашни таклиф қилишади. Маслаҳатлашиш жараёнида Торвальдс пингвинларни ёқтиришини билдирганида баҳслашув тўхтаталиб, фақат пингвин ҳайвонининг тасвирлари танловда қолдирилади. Линус хоҳиши бўйича эмблемада пингвинча қорни тўқ ва бахтли қўринишда бўлиши керак. Техас штати университетининг илмий ходими Ларри Ивингнинг (Larry Ewing) графикаси танлов ғолиби деб топилган. Тасвир яратилиши ҳақида батафсил маълумот олиш учун Интернетнинг қуйидаги саҳифасини тафсия қилишади.

 

Ларри Ивинг

 

Шундай қилиб, расман Линукс операцион тизимнинг эмблемаси бўлиб “Тукс” (Tux) номли пингвинча қабул қилинган. Пингвинглар ҳудди нимча, жилет кийгандай бўлганликлари учун эмблемадаги тасвирга Тукс – tuxedo (инглизчадан – “жилет”) номи берилган. Лекин бошқа тушунтируви ҳам мавжуд: (T)orvalds (U)ni(X) --> TUX!

 

TUX – Линукс эмблемаси.

 

Линукс тарихининг шу жойида ҳозирча якун ясаб, келгусида яна давом эттиришни ният қилиб, Ўзбекистон Эркин ва Очиқ Кодли Дастурий Таъминотини ривожланиши учун вақт ва кучини сарфлаётган фидоий ватандошларимизга омад ва янги зафарлар тилаб, кейинги учрашувгача хайрлашамиз.

 

 

 

 

14.2. Барча маълумот эркин ва очиқ бўлиши керак.

 

Линукснинг иккинчи пойдевори – ГНУ лойиҳасидир. Вақт ўтиб, Юникс ХХ асрнинг 80-йилларида қимматбаҳо тижорат маҳсулотга айланиб қолган еди. Дастурчилар маҳфий гуруҳларга бўлиниб, бир-бирларидан янгиликларни сир тутишган. Бу ҳолатга қарши чиққан Массачусетс Технологик Институтининг талабаси ва хакери Ричард Столмен эркин ва очиқ операцион тизимни яратишга киришади.

 

Ричард Столмен

 

Хакерларнинг “Барча маълумот эркин ва очиқ бўлиши керак” деган маълум таълимотининг тарафдори Столмен ўзининг лойиҳасига ГНУ номини беради. ГНУ – рекурсив: “GNU - Not UNIX”, ўзбекча маъноси: “ГНУ – Юникс Эмас” қисқартмаси демакдир. Рекурсив дегани – ГНУ номи очилса, “GNU - Not UNIX” чиқади, ГНУ қисқартмаси қайта очилса яна ўша “GNU - Not UNIX” деган маъно чиқаверади. Бу эса – хакер дастурчиларнинг ном беришда қандайдир ҳазил, оригинал усули бўлади. Янги тизим учун Юникс асос қилиниб олинган бўлса ҳам, Столмен лойиҳа номи билан Юниксдан жиддий равишда фарқланишини таъкидламоқчи бўлган. У лойиҳани 1983 йил 27 сентябрда бутун дунёга эълон қилган. Эълоннинг тўлиқ матнини қуйидаги манзил бўйича кўриш мумкин:

 

ГНУ лойиҳасининг эмблемаси

 

Лойиҳанинг биринчи босқичида Столмен ўз олдига кўп тизимларда ишлайдиган компилятор (дастур йиғувчи) яратиш масаласини қўйяди. Компилятор – инсоний тилда ёзилган дастурни компьютер тилига ўгирувчи дастурдир. Лекин ҳаммага аён: компьютерда оддий матнни ёзиш учун ҳам муҳаррир дастури зарур. Шундай қилиб, лойиҳанинг ичида биринчи яратилган дастур – Emacs матн муҳаррири бўлган. Emacs муҳаррири билан бошқа дастурчилар ҳам қизиққанларида, Столмен хоҳловчиларга почта орқали дастурни 150 доллар пул эвазига жўнатган.

1985 йили Столмен лойиҳа маблағини бошқариш учун Еркин дастурий Таъминот Фондини (Free Software Foundation - FSF) ташқил қилади. Бу жамғарма орқали яратилаётган дастурлар сотилиб, ҳайр-эҳсонлар қабул қилинади ва тўпланган маблағлар лойиҳани қўллаб-қувватлашда сарфланади. Шу ерда айтиб ўтиш лозим: “эркин ва очиқ” дегани бу – дастурнининг коди очиқ ва у билан эркин фойдаланса бўлади, лекин тарқатилиниши пулли бўлиши мумкин. FSF яратилганидан сўнг, лойиҳага бир нарса етишмаган бу  – ҳуқуқий ҳимоя.

 

FSF эмблемаси

 

1989 йил февраль ойида ГНУ –нинг маҳсулотларини ҳуқуқий ҳимоялаш мақсадида Умумий оммабоп лицензияси (ГНУ General Public License, ёки GPL)эълон қилинган. Бу лицензиянининг моҳиятини тушуниш учун уни стандарт муаллифлик ҳуқуқлари билан солиштириш мумкин. Оддий муаллифлик ҳуқуқларида яратилган маҳсулотни ўзгартириш, нусха олиш, сотиш каби амалларни фақат эгадор ҳал қилиши, унинг розилиги бўлиши кафолатланган. Бундай ҳолат яна COPYRIGHT номи билан машҳур.

 

 

COPYRIGHT эмблемаси

 

 GPL лицензиясининг моҳияти оддий муаллифлик ҳуқуқларига тескари бўлиб, ҳужжат билан ҳимояланган маҳсулотларни кераклигича ўзгартириш, нусха олиш, ўзга шахсларга тарқатиш ёки ўзгартирилган турларини GPL лицензия асосида сотиш учун барчага руҳсат берилган. Уни яна “GPL – Guaranteed Public For Life” (“Ҳаёт учун оммабоплиги кафолатланган”) деб тушинтиришади. Оммабоп лицензия билан ҳимояланган дастурий таъминотдан нусха олиш эркин ёки COPYLEFT номи билан ҳам маълум.

 

 

COPYLEFT эмблемаси

 

1990 йилларга келиб, ГНУ лойиҳаси ичида эркин операцион тизим  ҳосил қилиниши учун асосий қисмлар яратилган эди. Emacs таҳрирловчисидан ташқари, Столмен янги дастурларни яратувчи “gcc” (GNU C Compiler) компилятор ва дастурларни тўғриловчи “gdb” созловчини ишлаб чиқди. ГНУ асосчиси машҳур дастурчи бўлиб, бир ўзи тижорат дастурлаш гуруҳларидан ўтиб, ҳақиқатдан такомиллаштирилган ва ишончли компилятор яратди. Ҳаттоки ҳозирги кунда ҳам gcc  компилятори деярли барча операцион тизимларга мослаштирилиб, амалда фаол ишлатилмоқда.

Бу даврда ГНУ лойиҳага қўшилган бошқа дастурчилар ҳам жуда кўп фойдали дастурлар ишлаб чиқишган. Улардан иккитасини алоҳида қайд қилиш мумкин: Си кутубхонаси ва “shell” қобиғи. Си тилининг амалий кутубхонасининг ГНУ ҳодими Роланд Макграс ҳосил қилган. яна бир дастурчи Брайян Фокс компьютерни бошқариш учун фойдаланувчини операцион тизим билан боғловчи, ўзаро мулоқотини таъминловчи машҳур BASH (Bourne Again Shell) қобиғини яратган.

Демак, 90 йилларда ГНУ тизимини якунлаш учун фақат битта асосий қисми – ядро етишмаган эди. Юта штати университетида “Hurd” номли ядро ишлаб чиқарилиши кутилган. Лекин тасоддифий инқилобчи, ёш фин талаба Линус Торвальдс сахнага чиқади.

 

Тасодифий инқилоб

 

1980 йилларда пайдо бўлган Microsoft операцион тизими билан қуролланган шахсий компьютерлар 1990 йилларга келиб, компьютер бозорида устунликка эришди. Шахсий компьютерларнинг техник имкониятлари етарли қувватга эга бўлмай Юникс турли тизимларини бундай компьютерларда қўллаб бўлмас эди. Модомики, шахсий компьютерларнинг имкониятлари шиддатли равишда ўсар экан, бундай компьютерлар учун Юникс турли тизимлари пайдо бўлиши табиий хол бўлган.

1987 йили Линукс тизимининг яратилишига ўзига хос ҳиссасини қўшган, голландиялик профессор Андрю Таненбаум Юникс турли тизимини яратади. Тизимга муаллиф Миникс номини бериб, уни шахсий компьютерларда ўқув қуроли сифатида ишлатишни тавсия қилади. Албатта, Миникс мукаммал ва бенуқсон операцион тизим бўлмаган, лекин унинг дастлабки коди очиқ бўлиб, Таненбаумнинг “Операцион тизимлар” китобида тизимнинг ишлаш жараёнлари батафсил ёритилган. Бу эса операцион тизимни ўрганишни хоҳловчилар учун бебаҳо ўқув қўлланма бўлган, шунинг учун Европа олийгоҳларининг талабалари бош кўтармай Миникс тизимининг 12 000 келтирилган сатр кодини астойдил ўрганишган. Шундай талабалар қатори Линус Торвальдс бўлган.

 

 

 

профессор А.Таненбаум ва унинг китоби.

 

Линус Бенедикт Торвальдс (1969 й. туғилган) Финляндия пойтахти Хелсинки университети компьютер фанлари факультетининг талабаси бўлиб, профессор Таненбаум китобини сотиб олган. “Тасоддифий инқилобчининг ҳикояси” хотираномасида Линус: “Кириш қисмини ўқиганимдаёқ, Юникс моҳиятига тушуниб, уни қудратли, мустаҳкам ва гўзал операцион тизим эканлигига иқрор бўлганман, ҳамда ўша заҳотиёқ Юникс ишлай оладиган компьютер сотиб олгим келган,” - деб ёзади.

 

14.3.Linux ОТ

 

Linux бу замонавий UNIX га ўхшаш, POSIX стандартини қондирувчи шахсий компьютерлар ва ишчи станциялар учун яратилган ОТ дир. Linux бу эркин тарқатиладиган UNIX – тизими версиясидир. Бу тизимни Линус Торвальд ишлаб чиқган бўлиб, у кодларни очиқ қилиб яратиш шартини таклиф қилди. Ихтиёрий фойдаланувчи коддан фойдаланиши ва ўзгартириши мумкин, аммо бу ҳолда албатта у тизимнинг модулларига киритган кодини очиқ қолдириши шарт. Тизимнинг ҳамма компоненталари (ҳатто берилган матнлар ҳам) эркин нусҳа олиш ва чегараланмаган сонли фойдаланувчиларга ўрнатиш шарти билан, лицензияли тарқатилади.

Шундай қилиб, Linux  тизими кўп сонли дастурчилар ва интернет орқали бир-бири билан мулоқот қилувчи UNIX тизими фидойилари ёрдамида яратилди.

Бошида Linux тизими, “қўлбола” UNIX га ўхшаш тизими сифатида i80 386 процессорли IBM PC типидаги машиналарга мўлжалланган эди. Аммо кейинчалик Linux – шу даражада оммавийлашиб кетдики, уларни шу даражада кўп команиялар қўллаб-қувватладики, ҳозирги вақтда бу операцион тизимнинг амалдаги версиялари деярли ҳамма типдаги процессор ва компьютерлар учун ишлаб чиқилди. Linux асосида суперкомпьютерлар ҳам яратилаяпти. Тизим кластерлаштириш, замонавий интерфейс ва техналогияларни қўллайди.

Linux – кўп масалали, кўп фойдаланувчили тўла қонли операцион тизимдир (худди UNIX бошқа версиялари каби). Бу, бир вақтнинг ўзида, битта машинада, кўп фойдаланувчилар, параллел ҳолда, кўпгина дастурларни бажарган ҳолда ишлаши деган сўздир.

Linux тизими. UNIX учун қатор стандартлар билан берилган матнлар даражасида мутаносибдир (совместим). UNIX учун интернет орқали эркин тарқатиладиган датсурлар, Linux  учун, амалда кам ўзгартиришларсиз компиляция қилиниши мумкин. Бундан ташқари, Linux учун ҳамма берилган матнлар, яъни ядро, қурилмалар драйверлари, кутубхоналар, фойдаланувчи дастурлари ва инструментал воситалар эркин тарқатилади.

Linux, маълумотларни сақлаш учун турли типдаги файл тизимларини қўллайди. EXT2FS каби файл тизими Linux учун махсус яратилган. М-н, Minix-1 ва Xinix каби файл тизимлари ҳам қўлланилади. Бундан ташқари, FAT асосидаги файлни бошқариш тизими амалга оширилган, бу эса бу файл тизими бўлимларидаги файлларга бевосита мурожаатга имкон беради. HPFS, NTFS ва FAT32 ларга мурожаат ва файлларни бошқариш тизими вариантлари яратилган.

Анъанавий UNIX тизимларидаги каби, Linux бизга маълум 3 та тизимни ўз ичига олган микроядрога эга.

Free BSD ОТ и. Linux ОТ дан ташқари эркин тарзда тарқатиладиган операцион тизимлар оиласига кирувчи Free BSD ни ҳам айтиш мумкин. Бу ОТ лар орасидаги принципиал ва энг муҳим фарқ шундаки, келишувга кўра, Linux тизимига ҳар ким ўз ўзгартиришларини киритиши мумкин, аммо бу ҳолда у ўзини кодини очиқ ҳолда колдириши керак. Аммо ҳамма компаниялар бунга рози эмас. Кўпчилик, берилган матнлар ва тайёр ечимлардан фойдаланишни ҳоҳлайдилар, аммо ўз дастурий таъминот сирларини очкилари келмайди. Шунинг учун ҳам, бу ОТ учун дистрибутивлар ишлаб чиқувчи компаниялар мавжуд. Ҳар бир компания ўз ОТ дан ташқари унга  ўз инсталляторини, утилиталарни, шу билан бирга дастурлар пакетини, конфигураторларни ва ниҳоят амалий дастурлар пакетининг катта тўпламини қўшади. Бунда у, ўз тизимига ўз ўзгаришларини бошқалар билан келишмасдан киритиши мумкин.

Linux га қарама-қарши равишда, Free BSD ОТ и ўз координаторига эгадир, бу колифорния Беркли университетидир. Ҳоҳлаган одам бу ОТ код матнларини ўрганиши ва унга ўз ўзгартиришларини киритишни таклиф этиши мумкин, аммо бу ўзгаришлар киритилади деган сўз эмас, ҳатто ўзгаришлар фойдали бўлса ҳам. Бунга фақат кординатор ҳуқуқи бор.

Шундай қилиб, Free BSD – бу UNIX га ўхшаш ОТ, у ҳам очиқ кодли, унинг ядроси микроядро принципида қурилган.

 

Назорат саволлари

 

1.     Асосий замонавий ОТларни айтиб беринг.

2.     LINUX ОТлар оиласи асосий хусусиятлари.

3.     LINUX ОТини ишлаб чиқишда кўзда тутилган асосий мақсадлар.

4.     LINUX ОТ таркибий қисмлари.

5.     LINUX -кўп фойдаланувчили ОТ.

6.     LINUXда фойдаланувчи ва суперфойдаланувчи ва фойдаланувчи интерфейси.

Фойдаланилган адабиётлар

 

1.Бэкон Д., Харрис Т. Операционные системы. - СПб.: Питер, 2004. - 800 с.: ил.

2.Гордеев А.В.Операционные системы. - СПб.: Питер, 2005. - 418 с.: ил.

3.Олаф Кирх. Linux: Руководство администратора сети. - СПб.: Питер, 2000. - 242 с.: ил.

4.Таненбаум Э. Современные операционные системы. - СПб.: Питер,

2011.       - 1040 с.: ил.

15-мавзу: Телекоммуникацияда Disk Operating System (DOS) операцион тизимларининг қўлланилиши.

 

Режа:

15.1.    MSDOS операцион тизими ва уларнинг қўлланилиши.

15.2.    Тармоқда ишлашни қўллаб-қувватлашнинг компьютерга қўшиб ишланган воситалари.

15.3.    MS-DOS ва Windowsнинг бирлашиб кетиши.

 

Таянч сўзлар:   MSDOS,   Control Panel,  File manager, Network Neighborhood, Plug and Play, Device Manager.

 

15.1. MSDOS операцион тизими ва уларнинг қўлланилиши.

 

Microsoft Windows нинг пайдо бўлиши микро компьютерлар тизими соҳасида янги эра бошланганининг белгисидир. MSDOS бошқарувида ишловчи 1980-йиллардаги ишланмаларнинг чўққисига айланган windows 3.1 га ишчи гуруҳлари учун мўлжалланган Windows тизимлари кучли иловаларни қулай ва ўзлаштиришга осон кўп вазифали график муҳитда ишга тушуриш имконини беради. Windowsда бу тизимларнинг имкониятлари такомиллаштирилган ва кенгайтирилган, шахсий компьютерда ишлашга янгича соддалаштирилган ёндошув таъминланган. Бундан ташқари Windows га замонавий шахсий компьютерларнинг қувватини максимал даражада ишлатиш имконини берадиган бир қатор энг янги техник ечимлар мужассамлаштирилган.

Windows фойдаланувчи ихтиёрига қуйидаги имкониятларни тақдим этади:

Фойдаланувчининг тўлиқ қайта ишланган интерфейси. Янги интерфейс шарофати билан Windows да дастурларни ишга тушириш, ҳужжатларни очиш ва сақлаш, дисклар ва архивлар билан ишлаш анча осон ва енгил. Мана фойдаланувчининг янги интерфейсининг асосий ҳусусиятлари:

· Ишга тушуриш тугмачасининг менюси (Start Menu, русча версияда - Бош меню) сиз сўнгги пайтларда ишлаган дастурлар ва ҳужжатларга, бошқарув панели (Control Panel)га, принтерларга ва тизим утилитлардан фойдаланиш, уларга йўллашнинг осонлашиши таъминланади;

· Бир дастурдан бошқасига ўтишга соддалаштирилгани;

· Олдинги версиялардаги файллар диспетчери (File manager)ни алмаштириб келган Windows ўтказувчиси (Windows Explorer)нинг кучли дастур эканлиги;

· Серверлар кўриб чиқишни ва тармоқ файлларига худди локал қаттиқ дискдагидек осон ишлов бериш имкоини берувчи тармоқ ўрами нишони (Network Neighborhood)нинг борлиги;

· Тез-тез ишлатиладиган дастурлар, панеллар ва ҳужжатлар учун ёрлиқлар яратиш имкони;

· Объектларнинг тизимини созлашни енгиллаштирувчи ҳусусиятларининг рўйхати;

· Ҳужжатга у яратилган иловани ишга тушурмай назар ташлаш имконини берувчи «тез кўриб чиқиш» воситаларининг тўплами;

· Сизнинг компьютерингиздаги бўлганидек, худди шунингдек тармоқ серверидан ҳам ҳохлаган ахборотни танлашга ёрдам берувчи кучли излаш дастури;

· Сиз тасодифан керакли бўлган ниманидир чиқариб ташлаганингизда сизга уни тиклашда қўл келадиган саватча (Recycle Bin);

· Принтерлар ва шрифтлар билан ишлаш учун оддий асбоблар;

· Тизимни ўрнатиш ва созлашда фойдаланувчини кузатувчи «усталар» жамоаси (Wizards).

· Унда контекстли излаш имкони пайдо бўлган такомиллаштирилган ёрдам тизимининг мавжудлиги.

Янги тизимга ўтиш Windowsга Windowsнинг олдинги версияларининг қобиқлари бўлган дастурлар диспетчери (Program Manager) ва файллар диспетчери ҳам кирганликлари туфайли ҳам осонлашади. Шуниси ҳам борки, улардан кимдир узоқ вақт фойдаланиши (агар умуман фойдаланса) эҳтимолдан узоқ.

(Файл номлари ҳақидаги маълумотларни қўллаб қувватлаш. Сиз Windows 3.X ва MS DOS тизимларидаги файлларнинг номларининг узунлигига чекловлар ҳақида ёдингиздан чиқариб қўйишингиз мумкин. Windowsда файлларниг номларининг узунлиги 255 тагача рамздан иборат бўлиши мумкин.

 

15.2.Тармоқда ишлашни қўллаб-қувватлашнинг компьютерга қўшиб ишланган воситалари.

Windows, шахсий компьютерлар учун мўлжалланган олдинги кўплаб операцион тизимлардан фарқли ўлароқ аввал бошиданоқ тармоқда ишлаш учун яратилган эди ва мана шунинг учун ҳам компьютердаги файллар ва ускуналар билан биргаликда фойдаланиш имокониятлари Windows дан фойдаланувчининг интерфейсига тўлиқ интеграллаштирилган.

* Plug and Play. Windows да периферия ускуналарини ўрнатиш ва созлашни максимал даражада соддалаштиришга уринишини ўзида мужассамланган,  Plug and Play стандартини қўллаб-қувватлаш амалга оширилган. Операцион тизим мана шу тарзда автоматик уланишни ва ускуналарнинг Plug and Play стандартлари талабларига жавоб берадиган ускуналарни конфигурациялашни таъминлайди, уларнинг эскирган ускуналар билан мослашиб ишлашни қўллаб-қувватлайди ва мобиль  компоненталарини улаш ва ўчириш учун динамик муҳитни яратади.

* Портатив компьютерларни қўллаб-қувватлаш. Plug and Play стандартини қўллаб-қувватлашни қўшимча қилиб Windows портатив компьютерлардан фойдаланувчиларга файлларни синхронлаштириш, файлларнинг бевосита кабельга уланиши ёрдамида ва масофадан узатиш воситалари тақдим этади.

* Мультимедия иловаларини қўллаб-қувватлашнинг яхшиланган воситалари. Компьютерга ўрнатилган ва овоз, видео компакт дисклар билан ишлаш имконини берувчи воситалар мультимедия иловаларининг ривожланиши учун янги туртки берадилар.  Windows 95 - бу windowsнинг ўйин дастурий таъминотининг қўллаб-қувватлаш соҳасида MSDOSни беллашувга чақирган биринчи версиясидир.

 

15.3.MS-DOS ва Windowsнинг бирлашиб кетиши.

 

Хозир Windows ва MS DOS (Windows ME дан ташқари) ягона операцион тизимни ташкил этадилар.

* 32 разрядли модуллар. Windows да 32 разрядли код имконияти бўлган ҳамма жойда ишлатилади, бу эса тизимнинг юқори даражадаги ишончлилиги ва бузулишга чидамлилигини таъминлаш имконини беради. Эскирган иловалар ва драйверлар билан мосликни таъминлашдан ташқари бу тизимда 16 разрядли код ҳам ишлатилади.

* Сиқиб чиқарувчи кўпвазифалик. Windows “қўшма” кўп вазифалик асосида кўрилган бўлиб, бунда иловалар процессордан биргаликда, уни вақти вақти билан бир-бирига ошириб фойдаланадилар. Агар иловалардан бири процессорни бўшатишдан бош тортса, тизим бунга қарши хеч қандай чора кўролмайди. Windows да сиқиб чиқарувчи кўп вазифалар жорий этилган. Бунда ҳамма иловалар операцион тизимнинг тўлиқ назорати остидадир, дастурларни биргаликда ишлатиш учун ажратилган ресурслардан самаралироқ фойдаланадилар ва хатоси бўлган ва хато тузулган дастурнинг тизимини “осиб қўйиши эҳтимоли сезиларли даражада пасайтирилган”.

* Кўп оқимлилик. Windows  кўп оқимликни тегишли тарзда ёзилган иловаларга ўз шахсий жараёнларининг кўп вазифали бажарилишини амалга ошириш учун имкон берувчи технологияни қўллаб қувватлайди. Масалан, электрон жадвалларга ишлов беришнинг кўп оқимлилик тамойиларига асосланиб яратилган дастури билан ишлаганда сиз бир электрон жадвални қайта ҳисоблаб туриб шу вақтнинг ўзида бошқасини чоп этаверишингиз мумкин.

* Тизимнинг конфигурацияси ва фойдаланувчилар танлаган созловлар ҳақидаги ахборотли маълумотларнинг марказлашган базаси. Windowsнинг рўйхати-реестирида тизимнинг иловалари ва турли параметрлари ҳақидаги ахборот сақланади. Windowsнинг аввалги версиялари билан мосликни таъминлаш учун тизим Win.ini ва System.ini файлларидан фойдаланади. Бироқ Windows ишлаётганида сиз у билан кўпам ишлайвермайсиз.

* Диагностиканинг оптималлаштириш ва хатоларни тузатишнинг такомиллаштирилган ва соддалаштирилган воситалари. Windows таркибига тизимнинг унумдорлигини оптималлаштиришнинг қуйидаги воситалари киради: ўзини ўзи созлайдиган динамик диск КЭШ, дискларниг мантиқий ва табиий тузилмасини текшириш учун Scan Disk дастури, дискларни қисувчи Driver Space тизими ва фойдаланишда ниҳоятда содда бўлган, дискларни дефрегментация қилиш учун дастур. Бундан ташқари Windowsга ускуналар ўратасидаги низоларни бартараф этишда ёрдам берадиган ускуналар диспетчери (Device Manager) махсус дастурга киритилган.

 

Назорат саволлари

 

1.     Асосий замонавий ОТларни айтиб беринг.

2.     DOS ОТлар оиласи асосий хусусиятлари.

3.     DOS ОТини ишлаб чиқишда кўзда тутилган асосий мақсадлар.

4.     DOS ОТ таркибий қисмлари.

 

Фойдаланилган адабиётлар

 

1. Бэкон Д., Харрис Т. Операционные системы. - СПб.: Питер, 2004. - 800 с.: ил.

2. Гордеев А.В.Операционные системы. - СПб.: Питер, 2005. - 418 с.: ил.

3. Основы операционных систем: Курс лекций. / Е. Карпов, К. А, Коньков. - М.: ИНТУИТ.РУ «Интернет-Университет Информационных Технологий», 2004. - 632 с.: ил.

 

 

 

16-мавзу: Телекоммуникацияда Windows операцион тизимларининг қўлланилиши.

 

Режа:

16.1.    Кириш.

16.2.    Телекоммуникацияда Windows операцион тизимларининг қўлланилиши.

16.3.    Windows NT/2000/XP ОТ лари.

 

Таянч сўзлар:   Windows,   Windows NT/2000/XP ОТ, Graphical User Interfase (GUI), Windows 9х  ОТ, буферлаш.

 

16.1. Кириш.

 

Ҳаммага маълумки, MS компанияси шахсий компьютерлар учун дастурий таъминот яратишда сўзсиз етакчи ролни эгаллаган. Бу компаниянинг турли дастурий таъминоти орасида, унинг ОТ лари алохида ўринни эгаллайди. Бу компания ўз фаолиятини биринчи шахсий компьютерлар учун бир дастурли операцион тизимлардан бошлаб, бу компания яқинда серверли ОТ ни бир нечта версияларини – яъни Win 2003 ни ишлаб чиқди улар корпоратив тармоқлар учун мўлжалланган бўлиб, ҳозирги кунда улар энг мураккаб ва тўлиқ функцияли ҳисобланади. Қўшиб чиқариладиган (шу жумладан чўнтак компьютерлари ва Мобил тизимлар учун)  MS, Win СЕ оиласи ОТ ларини ишлаб чиқди. Охирги шундай ОТ лари, Pocket PC типидаги оммавий компьютерлар учун ишлаб чиқилган. Унинг номи Microsoft  Win Mobile 2003 for Pocket PC.

Microsoft  компанияси, фойдаланувчиларга график интерфейс ва бир нечта иловалар билан бир вақтда ишлаш имконини берди. Win нинг биринчи тизимлари, MS DOS ОТ и билан ишлайдиган қобиқ дастурдан иборат эди. У   MS DOS тизимидан ишга туширилар, ва шундан MS DOS марказий процессорни ҳимояланган режимга ўтказар ва бир нечта масалани параллел бажарилишини ташкил этар эди. График интерфейс мавжудлиги ва уни Microsoft томонидан (Graphical User Interfase, GUI), кенг кўламда қувватланиш шунга олиб келдики, кўпгина янги дастур махсулотлари шу янги имкониятларга мўлжаллаб ишлаб чиқилди. Вақт ўтиши билан Microsoft компанияси, ҳисоблашлар ишончлилиги ва у самарадорлигини таъминлашга эътиборини қаратди, аммо фойдаланувчига интуитив жиҳатдан тушунарли ва умуман қулай интерфейс билан таъминлаш асосий масала бўлиб қолди.

Win ОТ лар ҳамма версиялари учун ишлаб чиқилган иловалар (Win мухити учун) ҳаммасидан ҳам бир хил кўринишга эгадир. (Win 95, …., Win ХР в х. лар учун), натижада бир ОТ билан ишлай оладиган фойдаланувчи бошқасида ишлашни бемалол уддалайди. Бу унинг устунлигидир.

Win ОТ ларнинг асосий хусусияти, улар диалог режимида ишлаш учун мўлжаллангандир, шунинг учун ҳам асосий интерфейс графикдир. М-н, Linux, QNX ёки OS/2 команда қатори интерфейсидан фойдаланиб ишланса, Win ҳамма ОТларидан команда қатори интерфейсини графикасиз олиб бўлмайди.

Баъзи ҳолда график режим керак эмас, чунки бажарилаяпган жараён, фойдаланувчи билан диалогни талаб этмайди. Бунга мисол қилиб серверлар ишини олиш мумкин. Яна технологик жараёнларни ва махсус автоматлашган қурилмани бошқариш масалаларини мисол қилиш мумкин.

Windowsнинг биринчи кириши

Windowsни ишга тушириш учун ҳеч қандай буйруқни киритиш керак эмас. Сиз шунчаки компьютерни ёқасиз ва бир неча дақиқадан сўнг тизимда бўласиз. Агар компьютер тармоқга уланган бўлса ишга туширилганида Windows сизнинг исмингизни ва паролингзни сўрайди. Бу жараён «тизимга кириш» ёки «рўйхатдан ўтиш» деб аталади. Ваҳоланки, янги тизимни шундай қилиш  мумкинки, унда сиз номингиз ва паролингизни компьютер тармоқга уланмаган бўлган ҳоллардагина киритишингизга тўғри келади.

Бундан ташқари тизим ишга тушгач сиз шу заҳотиёқ ишлаётган иловага тушиб қолишингиз мумкин. (Windows иловаларни сеанснинг энг бошида автоматик юклаш имкониятини тақдим этади). Агар старт пайтида экранда қайсидир дастурнинг деразаси пайдо бўлса, иш столининг устини тўлиқ тозалаб ташласангиз мақсадга мувофиқ бўларди, сизга Windowsнинг тақдим этилган “пейзаж”ларини шундай ўрганиш қулайроқ бўлади.

Шундай қилиб сиз иш столининг юзасини тозаладингиз ва Windows билан танишишга тайёрсиз, аммо бошланиши учун дастлаб тизимга киришни батафсилироқ кўриб чиқайлик.

Тармоқ компьютерлари фойдаланувчилари учун тизимга кириш. Пастдаги расмда Windowsнинг мулоқот дарчаси кўрсатилган. Унинг воситасида фойдаланувчининг рўйхатга олиниши таъминланади. Агар тизимга киришда исм ва паролни кўрсатиш зарур бўлса, сизнинг олдингизда расмдагига у ёки бу жиҳатдан ўхшаш дарча пайдо бўлади. Бироқ унинг кўриниши бошқача ҳам бўлиши мумкин. Бунинг  ҳаммаси сизнинг қайси тармоқга уланганингизга боғлиқ бўлади. Кўпчилик тармоқларда пароллар бош ёки кичик ҳарфлардан ёки уларнинг исталган хилдаги бирикмасидан иборатдир. Парол киритилаётганида маҳфийликни таъминлаш мақсадида рамзлар атайлаб юлдузчалар шаклида тасвирланади.

Маслаҳат

Агар сиз тармоқда ишлашни хоҳламасангиз, унда дисплейда бундай дераза пайдо бўлганда Esc тугмачасини босинг. Натижада, сизда ҳамма локал дисклар ва принтерларнинг ҳаммаси билан ишлаш имкониятингиз қолади. Бордию, тармоқ ресурсларидан қайсидир бири зарур бўлса, сиз уларга ҳар галгидек, аммо, тармоқ паролини кўрсатиб уланишингиз мумкин. Тармоқ ресурслари сизга зарурати бўлмаганда  тармоқга киришдан бош тортиб, сиз тизимнинг унумдорлигини кўтарасиз, лекин бу ерда биргаликда фойдаланиш учун зарур бўлган  локал ресурсларингиздан сизнинг ҳамкасбларингиз фойдалана олишмасликлари мумкин.

Агар сиз етарли даражада катта тармоқда, ажратилган серверлар билан ишлаётган бўлсангиз, унда қўшимча равишда яна сервер ёки доменнинг номини  ҳам кўрсатишингиз талаб қилинади. Агар сиз айнан нимани киритишингиз кераклигини билмасангиз ўз тармоғингизнинг маъмури билан маслаҳатлашинг. Бахтингизга, юкланаётган пайтда Windowsнинг ўзи ўтган иш сеанси аввалида киритилган белгилардан фойдаланиб, компьютердан фойдаланувчининг исми ва домен ҳақидаги ахборотни чиқаради.

 

Windowsда биринчи бор ишлаётганлар учун

Агар сиз ҳатто илгари Windows билан ишламаган бўлсангиз ҳам у билан ишлашга киришиш жуда осон. Навбатдаги расмда Windows (Windows Ме) нинг иш столининг асосий элементлари кўрсатилган. Иш столи – бу экранда пайдо бўлувчи иш соҳасидир. Иш столидан амалда барча вазифаларни ҳал қилишда: дастурларни ишга тушуриш, файллардан нусха олиш, интернетга уланиш, электрон почтани ўқиш ва бошқаларда фойдаланилади. Иш столининг ташқи кўриниши компьютерга windowsни ўрнатиш ва уни сақлашга боғлиқдир.

Windows иш столининг типик қиёфаси: локал компьютер тармоқлари билан танишиш имконини берувчи вазифалар панели, объектлар, шунингдек ҳужжатлар, папкалар ва дастурлардан фойдаланиш учун йўл кўрсатувчи ёрлиқлар кўриниб турибди.

Эслатилган барча объектлар учун фан бўлиб иш столининг юзаси хизмат қилади. Айнан унда сиз Windowsда ишлайсиз. Сизнинг мониторингиздаги тасвир расмда кўрсатилганидан бироз фарқланиши мумкин. Вазифалар сатри экранниг бошқа четида жойлашиши, юқори чап бурчакда белгилар жойлашган бўлиши (ёки худди шуларнинг ўзи бошқа номларда бўлиши) эҳтимол. Сизда ёрлиқлар кўп ёки оз бўлиши мумкин ва ҳар бир исталган ҳолатда улар орасида кўрсатилганларидан нимаси биландир ажралиб туради. Аммо шунга қарамай, сизнинг компьютерингизнинг экрани бу ҳозиргина қараб ўтган элементларнинг кўпчилигини ўзида мужассам қилган бўлади.

Windows маълумотномаси

Windows маълумотномаси Windows ҳақидаги маълумотларнинг асосий манбаидир. Бош менюдаги маълумотномадан исталган пайтда фойдаланиш мумкин ва у ушбу китобнинг электрон вариантига, ўзида электрон бошқарувга, носозликларни тузатиш воситалари тизим ҳақидаги маълумотлар ва интерфейсдаги ресурсларга таянади. Ва, энг муҳими, маълумотномада принтерни ўрнатишдан бошлаб интернетга уланишгача бўлган турли хилдаги энг хилма-хил вазифаларни бажаришнинг усуллари баён қилинган.

Windows малумотномасини ишга тушуриш

Ишга тушуриш (Пуск) тугмачасини босинг ва маълумотномани танланг.

Экранда Windows маълумотномасининг деразаси пайдо бўлади.

Хар бир илова маълумотларни қидиришнинг маълум бир усулига мувофиқ бўлади. Илова мазмуни бўлимлар бўйича излаш учун, предмет кўрсаткичи - қўшимча калит сўзлар бўйича қидириш учун, излаш иловаси эса матн бўйича қидириш учун хизмат қилади.

Бош меню

Вазифалар панелининг чап бурчагида (ёки тепада, агар панел иш столининг чап ёки ўнг четига жойлаштирилган бўлса) ишга тушуриш тугмачаси жойлашган. Ушбу тугмачани босилиши экранда расмда тасвирланган бош менюнинг пайдо бўлишига олиб келади.

Ушбу меню кейинги вақтда очилган, ҳамма дастурлар ва ҳужжатларга тезлик билан йўллашни таъминлайди. Керакли объектга ўтиш учун сичқончанинг тугмачасини бир марта босишнинг ўзи кифоя. Бундан ташқари бош меню локал ва тармоқ дисклардаги дастурлар ва ҳужжатларни излашни сезиларли даражада енгиллаштиради. Тизимдан  чиқиш ҳам бош меню ёрдамида амалга оширилади. “Ишни якунлаш” буйруғи мана шунинг учун хизмат қилади. У Windows билан ишлаш сеансини тугаллашга, компьютерни қайта юклаш ёки компьютерда бошқа одам ишлай олиши учун шунчаки тизимдан чиқишга ёрдам беради.

 

 

 

 

«Ишга тушириш» бош менюси билан ишлаш учун

1. «Ишга тушириш» тугмачасини босинг.

Экранда «ишга тушириш» менюси пайдо бўлади.

2. Очиш талаб қилинадиган элементни танланг.

Кисм менюни очиш учун стрелка ёрдамида керакли бандни танланг.

Маслаҳат. Бош менюни истаган пайтда, ҳатто у очиқ деразалар остига беркинган бўлганда ҳам, сичқончанинг ёрдамисиз ҳам очиш мумкин. Бунинг учун Ctrl+Esc тугмачаларини босиш кифоя.

 

Вазифалар тугмачалари

Вазифалар панелининг марказий қисмида ҳар бири айни шу пайтда ишлаб турган дастурни ёки очилган папкани ифода этувчи тугмачалар жойлашган. Бу тугмачаларни сичқонча ёрдамида «босиб», сиз бир топшириқдан иккинчисига ўтишингиз мумкин.

Агар бир вақтнинг ўзида кўп панеллар очилган ёки дастурлар юкланган бўлса, Windows тугмачалар номларини қисқартириши мумкин, аммо улардан исталганининг устида сичқончани кўрсаткичини икки сониягача ушлаб турсангиз топшириқнинг тўлиқ номи кўрсатилган тегишли матн қатори пайдо бўлади.

Қуйида вазифалар панелининг расми кўрсатилган.

Соатлар

Вазифалар панелининг ўнг бурчагида соат жойлашган. Соатни созлаш учун сичқонча билан унинг устига икки марта босиб қўйиш ва пайдо бўлган мулоқот деразасининг тегишли майдонларини тўлдириш керак.

Вақтдан ташқари соат санани ҳам кўрастиши мумкин. Бунинг учун сичқончанинг кўрсаткичини соат устида икки сония ушлаб туринг ва шунда экранда тегишли ахборотли сузиб чиқарувчи дарча пайдо бўлади. Windows катта минтақаларни қамраб олувчи тармоқлардаги вақт поясларининг орасидаги фарқни ҳисобга олувчи вақтнинг келишилган универсал форматини қўллаб-қувватлайди. Узинингизнинг вақт поясингиз ҳақидаги ахборотни киритиш учун сичқонча билан соатни икки марта босинг ва вақт пояси иловасини танланг .

Индикаторлар соҳаси

Соатдан чапда Windows вақти-вақти билан тизимнинг ҳолати индикаторини чиқариб турадиган майдон жойлашган. Масалан, локал принтер ишлаган пайтда у ерда принтернинг тасвири бўлган нишон пайдо бўлади. Бу нишон бўйича қўшалоқ босиш чоп этишининг навбати мазмуни билан танишиш ва унга ўзгартиришлар киритиш имкониятини беради. Агар сиз портатив компьютердаги Windowsда ишлаётган бўлсангиз индикаторлар майдонига компьютер аккумулятор батареясидан ишлаётгани ёки уни қувватландирганлиги ҳақидаги ахборот берувчи нишон чиқарилади. Microsoft Exсhange дастури билан ишлаганда бу ерда факс ёки электрон почтадан хат олингани ҳақида нишон пайдо бўлади.

Менинг компьютерим

Менинг компьютерим нишони сизнинг компьютерингизнинг ресурсларининг ҳолати билан танишиш имкониятини беради. Уни очиб, сиз экранда қуйидаги кўсатилган расмдагига ўхшаш папка дарчасини кўрасиз. Бу дарчада ҳар бир дисковод локал қаттиқ диск, компакт диск, компакт дискларнинг сими ва компьютерингиз уланган тармоқлар уланган тармоқ каталогларининг ҳаммаси учун биттадан нишон бўлади. Бундан ташқари бу дарчада бошқариш панелга, принтерларга, модем ёрдамида телефон каналлари бўйича тармоқ ресурслари билан алоқа учун мўлжалланган тармоққа узоқдан йўллаш дастурига йўллаш учун қўшимча тизимий манеллар ҳам мавжуд бўлиши мумкин.

Менинг компьютерим нишони ҳамма локал ва тармоқ ресурслари тақдим этилган панелни очади.

Мавжуд исталган нишон икки марта босилса, тегишли панелларни очади. Масалан, “STATION03” деб аталган нишонни очиб сиз ўзингизни компьютерингиздаги қаттиқ дисклардан бири билан танишишингиз мумкин.

Ёрлиқлар

Ёрлиқлар дастур ҳужжат, принтер локал қаттиқ диск ёки тармоқ сервери каби объектларга тез йўллашни таъминлайди. Сиз амалда тез-тез ишлатиладиган объектларнинг исталган типи учун ёрлиқлар тузушингиз мумкин.

Тармоқ ўрами

Тармоқ ўрами нишони сизнинг ишчи гуруҳингизнинг ҳамма серверлари ва компьютерлари акс эттирилган папкани очади. Бундан ташқари бу папкада бутун тармоқ нишони бор, унинг ёрдамида сиз ўз тармоғингизни бошқа ишчи гуруҳларга йўллаш имконини қўлга киритишингиз мумкин. Пастдаги расмда аъзолари 9 та бўлга ишчи гуруҳида бўлган компьютердаги тармоқ ўрамининг папкаси қандоқ бўлиши мумкинлиги кўрсатилган. Ушбу расмда кўрсатилган, компьютерлар тасвири тушурилган Sw 02, Sw04, Sw05, Sw06 ва ҳоказо деб номланган нишонлар – сизнинг ишчи гуруҳингизнинг аъзолари  ҳақидаги ахборотни сақловчи папканинг дарчасини очади.

Саватча

Саватча ўчирилган файлларни вақтинча сақлаш жойи бўлиб хизмат қилади. Агарда сиз қайсидир файлни ўчириб ташлаганингиздан афсусланган бўлсангиз, уни ҳали саватчадан чиқариб олиш йўли билан тиклаш имкони бўлиши мумкин. Пастдаги расмдан ўчириб ташланган объектларнинг ҳаммасининг номи, дастлабки ўрнатилган жойи, ўчирилган санаси, шунингдек уларнинг тури ва ўлчамларини эслаб қолиши кўриниб турибди.

Саватча сизни зарур ахборотни ўчириб ташланган пайтингизда суғурталайди, яъни бунда ахборотнинг йўқолмаслиги имконини беради. Агар сиз янглишиб мўлжалланганидан бошқа объектни ўчириб ташлаган бўлсангиз, саватча ёрдамида уни тиклашингиз мумкин.

Дарчалар

Windowsнинг барча иловалари дарча (ёки ойна) деб аталувчи тўғри бурчакли майдонларда ишлайдилар. Пастдаги расмда типик дарча ва амалда ҳамма дарчаларда бўлган элементлар кўрсатилган.

1. Сарлавҳа қатори – дарчанинг унинг номи дарчани бошқариш тугмачасини ўз ичига олган юқори қатори.    - йиғиштирилсин, дарчани вазифалар панелига йиғиштириш учун    - ёйилсин, дарчани бутун экранга ёйиш.    - тиклансин, дарчанинг олдинги ўлчамларини қайтариш. x- ёпилсин, иш тугаши билан дарчани тўлиқ ёпиш.

2. Меню қатори – ушбу дарча учун мўлжалланган буйруқлар бўлган бандларни ичига олган қатор.

3. Асбоблар панели. Тез-тез ишлатиладигани буйруқларнинг тугмачаларини ўз ичига олган панель.

4. Манзил сатри. Панелнинг йўналиши кўрсатилган  қатор.

5. Дарчанинг иш майдони. Дарчанинг унинг объектлари кўрсатилган асосий қисми.

6. Иш майдонининг кўринмайдиган қисмини кўриб чиқиш учун горизонтал ва вертикал чизғич минтақалари.

7. Ҳолат қатори. Дарчанинг қўшимча ахборот кўрсатилган пастки сатри.

8. Дарчанинг чегаралари – унинг периметрини ташкил этувчи чизиқлар.

Дарчанинг исталган ўлчамини ўзгартириш учун дарчанинг чегарасида туриш ва дарчанинг ўлчамини сичқончанинг тугмачасини босиб турган ҳолда ўзгартириш керак.

Тизим менюининг асбоблар панели

Дарчани унинг ўлчамларини ўзгартирмасдан сарлавҳанинг орқасига ўтказиш ҳам сичқончанинг тугмачаси босиб турган ҳолда амалга оширилади.

Экранда бир неча дарча очилганда, уларнинг бири файл (кўк рангли дарчанинг сарлавҳаси), бошқалари, эса пассив (кул рангдаги сарлавҳалар) бўлади. Бошқа дарчага ўтиш пассив дарчанинг кўриниб турувчи исталган майдонига босишнинг ёки вазифалар панелидан фойдаланишнинг ўзи кифоя.

 

16.2.Телекоммуникацияда Windows операцион тизимларининг қўлланилиши.

Windows 9х ОТ лари.

Биринчи Windows тизими 1985 йил ноябрида юзага келган, бу вақтда 180286 процессори асосида компьютерлар кенг тарқалган эди.

Кейинги  OS/2 ОТи ишлаб чиқилди. Windows NT OS/2 лойихасидан келиб чиқди (версия 3.0).

Windows 9х  ОТ лари фақат IBM га мутаносиб шахсий компьютерларда ишлаш учун яратилган. Улар бошқа платформаларга кўчириб ўтказувчанлик хонасига эга эмас. Ҳамма Microsoft дастурий таъминоти каби, ОТ берилган кодлари ёпиқдир, шунинг учун ҳам уларнинг архитектурасининг тўлиқ таснифи йўқдир, фақат бу тизимлардан қандай фойдаланиш тавсифларигина мавжуд.

Windows 9х  ОТлари оиласи, асосан уй шароитида, корпоратив қўллашга эмас, фойдаланишга мўлжалланган. Уларда, бир нечта фойдаланувчи компьютерлари билан ишлаш имконияти кўзда тутилган бўлса ҳам, уларда қайд қилиш механизми ишламайди. Ҳар бир фойдаланувчи ўз ишчи мухити, ўз ишчи столи кўриниши, масалалар панели таркиби ва «Пуск» менюси, фойдаланиладиган дастур созлаш параметрларига в х.к.ларга эгадир. Бу ишчи мухити, профил (profile) деб аталади.

Windows 9х   ОТ лари, асос архитектураси нуқтаи назаридан  олганда, 32- разрядли ва мультимасалали (кўп оқимли) ва сиқиб чиқарувчи кўп масалалидир. Бу ОТ ларнинг ҳаммасида ядро, макроядроли архитектура бўйича қурилган. Ядро 3 та асосий компонентадан иборатдир: Kernel, USER ва CGI  дан. Kernel- ОТ нинг асосий функционаллигини таъминлайди: жараёнларни режалаштириш; бажариш оқимларини қўллаш; объектлар хотирада акс эттириладиган файллар билан ишлаш; хотирани бошқариш; файлли кириш-чиқиш; консоллар иши ва х.к. функциялар.

USER компонентаси клавиатурадан ва координата қурилмаларидан (мышь - сичқонча) киришни ва фойдаланувчи интерфейс орқали чиқишни таъминлайди.

CGI компонентаси (қурилма график интерфейси – Graphical Device Interface), график примитивлар чизиш, растрли тасвирлар билан бўлган амаллар ва аппарат-мустақил график драйверларни  ўз ичига олади. GDI чиқаришни бошқаради.

Ҳамма Windows 9X ОТ лари марказлашган равишда аппарат воситалар ҳақидаги, тизимли ва амалий дастурий таъминот ва уни созлаш ҳақидаги маълумотларни ва ҳар бир фойдаланувчи параметрларини сақлайди.

Кўп масалаликни ташкил этиш.

Ихтиёрий кўп масалали ОТ, шу жумладан Win 9х тизимлар ҳам ечадиган энг долзарб масалалардан бири, процессор вақтини  турли параллел равишда бажарилувчи дастурларга иложи борича содда ва самарали тақсимлашдир. Бошқача қилиб айтганда, сўз масалани диспетчерлаш тўғрисида бормоқда.

Кўп масалалик, умумий ҳолда, ОТ нинг процессорни бир нечта дастур билан биргаликда фойдаланишини ташкил этиш қобилиятига айтилади.

Масалалар диспетчери (бажарилиш оқимлари), процессор вақтини, ҳамма ҳисоблашлар ўртасида тенг тақсимлаш учун, яъни тизимнинг узлуксиз ва бир вақтда тез реакциясини таъминлаш учун қуйидаги уч механизмдан фойдаланади:

·        приоритетни динамик ўзгартириш. Диспетчер, у ёки бу оқимнинг (приоритетини) вақтинча ё кўтариши ёки тушириши мумкин. М-н, клавишни ёки “сичқонча” ни босиш приоритетини (фойдаланувчи ҳаракати тегишли бўлган оқим) ошириш кераклигини билдиради.

·        приоритетни кейинги синхрон тушириш олдин кўтарилган приоритет қиймати аста-секин бошланғич қийматга қайтади.

·        приоритетни меърос қилиш. Бу приоритетни тез оширишга хизмат қилади. Бу кўпинча, монопол тарзда фойдаланилаяпган ресурсни тез бўшатиш зарур бўлган ҳолда бажарилар.

 

Оператив хотирани тақсимлаш

         Win 9х ОТ ларини юклаш учун MS DOS 7.0. (MS DOS 98) ОТ идан фойдаланилади.

         Win 9х  ядродан ташқари, илова ва тизимлари, хеч қачон физик хотира билан ишламайдилар. Виртуал ва физик хотирага бўлиниш, тизим ишлашининг асосий аспекти ҳисобланади. Win 9х  илова ва тизимлари, амалий дастурлаш ва виртуал адресли маконнинг маълум интерфейси билан иш кўради. Асос тизим ҳам физик хотира, ҳам виртуал адресли макон билан ишлайди.

16.3.Windows NT/2000/XP ОТ лари.

1990 й Microsoft команияси, принципиал жиҳатдан янги, IBM PC мутаносиб шахсий компьютерлар учун, ОТ яратиш учун иш бошлагани ҳақида эълон қилади. Бу ОТ қуйидаги хоссаларга эга бўлиши кўзда тутилган эди:

·        микроядро архитектура

·        аппарат мустақиллик, демак тизим осон кўчириб ўтказилади

·        мультипроцессорли ишлов бериш ва масштаблашитирганлик (у вақтда UNIX ОТ лари оиласи бу соҳада олдинда эди)

·        бошқа ОТ ларга мўлжаллаб ишлаб чиқарилган, хусусан UNIX иловалари ва OS/2 учун 16-разрядли иловаларнинг бажарилиши имконияти

·        ҳуқуқсиз мурожаатдан  ҳисоблашлар ва ахборатлар химояси

·        юқори унумдорлик ва ишончли файл тизими мавжудлиги ва бир нечта файл тизимлари билан ишлаш имконияти.

·        тармоқ функцияларини қўшилганлиги ва тақсимланган ҳисоблашларнинг қўлланилиши

 

Windows NT нинг биринчи версиялари, бир қанча камчиликларга эга эди, м-н, катта оператив хотира талаб қиларди, тезлиги паст эди ва дисклар билан ишлашда (FAT тизимида) узун номларни қўлламас эди. Ва шу билан бирга микроядро технологияси ғояларига қатъий риоя қилган тизим эди.

1996 йили MS компанияси Windows NT 4.0 server ва Windows NT 4.0 Workstation ОТ ларини ишлаб чиқди.

Бу тизимлар жуда қулай ва омадли чиқди. Аммо ўзининг янги ОТ да, Microsoft компанияси, юқори унумдорликка эга бўлган HPFS файл тизимини қўллашдан воз кечди.

Ўз сервер ОТ ини, корпоратив даражадаги машҳур, Novell Netware 4.x ва Netware 5.x ОТ лари билан рақобат қилиш учун, NT синфига мос, янги ОТ лар оиласини ишлаб чиқди ва унга Windows 2000 деб ном беришди. Бу ОТ лар оиласига 4 та ОТ кирди.

·        Windows 2000 Professional – Windows NT 4.0 Workstation ёки Windows 98 ўрнига ишчи станция сифатида ишлатиш учун. Бу ОТ 2-процессорли компьютерларда ишлаши мумкин.

·        Windows 2000 Server – домен контроллери ёки сервер сифатида фойдаланиш учун (файл, илова, МБ, Web ва/ёки FTP, босма ва х.к. сервер сифатида) ишлаб чиқилган. Бу ОТ кичик ва ўрта корхоналар катта бўлмаган тармоғида  ишлатиш мумкин. Бу ОТ 4-процессорли конфигурацияни қўллайди.

·        Windows 2000 Advanced Server – Windows 200 Server каби ишлатиш мумкин, қўшимча равишда иловалар сервери ва МБ сервери функцияларини бажариш мумкин. 8-процессорли ва асосийси 2 машинадан иборат кластерда ишлаши мумкин.

·        Windows 2000 Data center Server – йирик корхоналар ҳисоблаш тармоқларида ишлашга мўлжалланган ОТ махсус версияси. Тизим яхши масштабланади, 4-тугунли кластер қуриш имконини беради ва бунда ҳар бир машина 16 та процессорга эга бўлиши мумкин.

Бу ОТ ларнинг энг асосий хусусиятлари сифатида Plug and Play механизмини қўллаш ва клиент-сервер тармоқларини қуриш учун асос бўлган каталоглар хизматидан фойдаланишни айтиш мумкин. Microsoft  каталоглар хизмати Active Directory деб аталади ва бу технологиянинг принципиал хусусияти унинг TCP/IP билан чуқур интеграцияси ҳисобланади.

2001 йил кузида MS Windows 2000 Professional ни Windows XP (eXPerience) гача янгилади. У Windows XP Home Edition деб ном олди. Бу тизимлар янада мультимедиали ва интернетга мўлжаллангандир. Windows тизимлари учун янгилик бўлган 2 фойдаланувчи компьютери билан бир вақтда ишлашни ташкил этиш мумкин: бири учун бевосита (локал) иккинчиси учун бошқа компьютердан масофада туриб.

2003 й баҳорида, Windows 2000 ўрнига бир нечта сервер ОТ лари яратилди, ва улар 2003 деб аталди.

М-н: Windows Small Business Server 2003;

Windows Server 2003 Web Edition ва х.к.лар. Бу ОТ лар, ОТ лар учун катта ўзгаришлар олиб келмади, аммо олдинги сервер ОТ ларини янгилади.

Асосий хусусиятлар қуйидагилардир: админстрлаш соддалашди; анча хавфсизлиги юқори инфраструктура; юқори ишончлилик; NET технологиясини тизимга интеграция қилиш (технология ДОТ НЕТ).

Архитектура асосий хусусиятлари.

Кўп ОТ лар замонавий процессорларнинг, икки режимдан бирида ишлаш хусусиятидан, яъни имтиёзли (ядро режими, ёки супервизор режими) ва фойдаланувчи (иловалар бажарилиши режими) режимларида ишлаш хусусиятларидан фойдаланилади.

Windows NT ни яратишда, яратувчилар унинг мобиллигини, яъни бошқа платформаларга енгил кўчириб ўтказишликни таъминлаш учун 4 та имтиёзли даражаларидан фақат 2 та даражасидан фойдаланишга қарор қилдилар.

Windows NT/2000/XP операцион тизим асосий компоненталаридан бири, унинг микроядро принципи бўйича қурилишидан келиб чиққан компоненталаридан бири, унинг ижро тизимидир (Win 32 Executive). У ОТ нинг, жараёнлар ва оқимларни бошқариш, хотирани бошқариш, жараёнлар орасидаги  алоқа, ҳимоя, киритиш-чиқариш амаллари (файл амаллари, кэшлаш, тармоқда ишлаш ва бошқалар).

Ижро тизими компоненталари қуйида келтирилган:

·        жараёнлар диспетчери (Process Manager) – жараёнларни кузатади, яратади ва олиб ташлайди;

·        виртуал хотира диспетчери (Virtual Memory Manager) бажариладиган жараёнларга виртуал хотира беради.

·        объектлар диспетчери (Object Manager) объектларни яратади ва қўллайди.

·        хавфсизлик монитори (Security Reference Monitor) объектлар мурожаатни ҳуқуқлаштиришни, мурожаатни назорат ва аудитни таъминлайди. Тизимга кириш жараёни ва химояланган тизимлар билан Windows NT хавфсизлик моделини амалга оширади.

·        кириш-чиқиш диспетчери (Input/Output Manager) тизимда киритиш-чиқаришни бошқаради.

·        локал процедураларни  чақириш воситалари  (Local Procedure Call, LPC), бажарилиш муҳити ва фойдаланувчилар иловаларини коммуникация механизмлари ўртасида мулоқот клиент-сервер принципида ташкил этилишини таъминлайди.

Хавфсизлик модели

         Windows NT/2000/XP оиласи операцион тизимларини ишлаб чиқишда Microsoft компанияси ахборот хавфсизлигини таъминлашга катта эътибор берди. Натижада, бу тизимлар ижроси содда ва бошқариш осон химоя механизмларини беради. Хавфсизлик сертификати  С2 даражага мос, ва Windows NT 3.5 ва Windows NT 4.0 ОТ ларига хосдир.

         Windows NT синфи тизимлари бутунлай бошқа хавфсизлик моделига эгадирлар. Химоя воситалари, бошиданоқ ОТ нинг ўзига интеграллаштирилгандир. Хавфсизлик тизими, иш жараёнида ким ва қандай харакатларни бажарганлигини ва қандай объектларга мурожаат қилмоқчи эканлигини назорат қилади.

         Фойдаланувчининг ҳамма ҳаракатлари, шу жумладан ҳамма объектларга мурожаатлар ҳам, фақат ОТ ларга махсус сўровномалар орқали бажарилади. Ҳамма сўровномалар ҳам назорат қилади.

         ОТ лардан сўралаяпган амаллар ва маълум объектларга мурожаатлар, фақат фойдаланувчида бунга зарурий хуқуқ ва рухсатномалари бўлсагина, рухсат берилади.

         Хуқуқ (rights) тизимда ишлашда ҳуқуқлари даражасини аниқлайди. М-н., дискни форматлаш ҳуқуқи бўлмаса, фойдаланувчи бу амални бажара олмайди.

         “Рухсат” термини эса одатда, аниқ объектлар, м-н, файл ва каталоглар, принципи ва бошқаларга нисбатан ишлатилади. Ўқиш, ёзиш, бажариш, олиб ташлаш ва ҳ.к.ларга ишлатилади. Ҳуқуқлар, рухсатга нисбатан устунликка эга.

         Windows NT хавфсизлик модели, олдиндан аутентификация ва авторлаштиришдан ўтмасдан туриб унинг объектларига мурожаат қила олмасликка кафолат беради. Компьютерда ишлаш ҳуқуқига эга бўлиш учун, қайд ёзувига (account) эга бўлиш керак. Қайд ёзувлари . SAM (Security Account Management) файли орқали бериладиган маълумотлар базасида сақланади.

 

Назорат саволлари

 

1.     Асосий замонавий ОТларни айтиб беринг.

2.     Windows ОТлар оиласи асосий хусусиятлари.

3.     Windows ОТини ишлаб чиқишда кўзда тутилган асосий мақсадлар.

4.     Windows ОТ таркибий қисмлари.

5.     Windows кўп фойдаланувчили ОТ.

6.     Windowsда фойдаланувчи ва фойдаланувчи интерфейси.

 

Фойдаланилган адабиётлар

 

1.Андреев А. Г и др. Microsoft Windows 2000 Server и Professio-nal / Под общ. ред. А.Н. Чекмарева и Д.Б. Вишнякова. - СПб.: БХВ - Петербург, 2001. - 1056 с.: ил.

2.Андреев А. Г. и др. Microsoft Windows ХР. Руководство администратора/ Под общ. ред. А. Н. Чекмарева. - СПб.: БХВ - Петербург,

2012.       - 848 с.: ил.

3.Бэкон Д., Харрис Т. Операционные системы. - СПб.: Питер, 2004. - 800 с.: ил.

4.Вишневский А. В. Windows Server 2003. Для профессионалов. - СПб.: Питер, 2004. - 767 с.: ил.

5.Гордеев А.В.Операционные системы. - СПб.: Питер, 2005. - 418 с.: ил.

6.Гордеев А. В., Молчанов А. Ю. Системное программное обеспечение. - СПб.: Питер, 2001. - 736 с.: ил.

7.Таненбаум Э. Современные операционные системы. - СПб.: Питер,

2013.       - 1040 с.: ил.

8.Таненбаум Э., М. ван Сгпеен. Распределенные системы. Принципы и парадигмы. - СПб.: Питер, 2003. - 877 с.: ил.

9.Ханикаш Дж.Знакомство с Microsoft Windows Server 2003: Пер. с англ. - М.: Издательско-торговый дом «Русская Редакция», 2003. - 464 с.: ил.

10.Чекмарев А. Н, Вишневский А. В., Кокорева О. И. Microsoft Windows Server 2003. - СПб.: БХВ - Петербург, 2003. - 1184 с.: ил.

11.Microsoft Windows 2000 8егуег:Учебный курс MCSA/MCSE: Пер. с англ. - М.: Издательско-торговый дом «Русская Редакция», 2002. - 912 с.: ил.

12.Microsoft Windows ХР Professional: Учебный курс MCSA/MCSE: Пер. с англ. - М.: Издательско-торговый дом «Русская Редакция», 2002. - 1008 с.: ил.

 

17-мавзу: Мобил қурилмаларнинг операцион тизимлари ва улардан фойдаланиш: Android, iOS, Symbian, Windows Mobile

 

Режа:

17.1.    Особенности ОС для мобильных устройств.

17.2.    Windows Mobile.

17.3.    Symbian OS.

17.4.    Google Android.

17.5.    BlackBerry OS.

17.6.    Перспективы ОС для мобильных устройств.

 

Мобильные устройства стали неотъемлемой частью повседневной жизни и деятельности большинства людей во всем мире. Поэтому операционные системы для мобильных устройств в настоящее время бурно развиваются. Данная лекция является кратким обзором ОС для мобильных устройств.

17.1. Особенности ОС для мобильных устройств

К мобильным устройствам принято относить мобильные телефоны, смартфоны и коммуникаторы. Разработчики ОС для мобильных устройств работают над тем, чтобы приблизить возможности этих ОС к возможностям ОС для настольных и портативных компьютеров. Однако в ОС для мобильных устройств есть своя специфика. Их основные особенности следующие.

Учет более жестких ограничений по памяти мобильных устройств. Хотя мобильные устройства активно развиваются, по своим параметрам (объему памяти, быстродействию процессора) они все же пока уступают настольным компьютерам. Поэтому приложения для мобильных устройств, требующие большого объема памяти, воспроизводятся на мобильных устройствах с неполными возможностями. Ряд инструментов, например, Java, также доступны для мобильных устройств в специальных версиях, разработанных с целью экономии памяти, с ограничениями, не свойственными классическим версиям: на мобильных устройствах работает Java Micro Edition (JME), а не полная версия – Java Standard Edition (JSE) для настольных компьютеров. В ней, например, отсутствует вещественная арифметика в Java и ряд других важных возможностей.

Учет более низкой скорости процессора. По сравнению с настольными компьютерами, аналоги настольных приложений на мобильных устройствах работают заметно медленнее: например, медленно открывается изображение на экране мобильного телефона, текстовый файл для просмотра и т.д. Это неудобно для пользователей и, по-видимому, будет преодолено в последующих версиях самих мобильных устройств и их ОС.

Учет особенностей экранов и экранных навигаторов конкретных моделей мобильных устройств. Многие типы мобильных устройств различных фирм имеют существенно разные экраны и различные виды экранных навигаторов (трэкбол и др.). При разработке ОС и сервисных программ для мобильных устройств эти различия приходится учитывать, что осложняет разработку программного обеспечения.

Совместимость с основными форматами файлов: .doc/docx, .ppt/.pptx, .pdf, .jpg и др. При работе на мобильном устройстве необходимо иметь возможность визуализировать, редактировать и создавать файлы тех же привычных форматов, что и на настольных компьютерах. Обеспечение такой совместимости – одна из важных задач ОС и сервисных программ для мобильных устройств.

Мультимедийные возможности: рисунки, видео, аудио, обмен мультимедийными сообщениями. Обработка мультимедийной информации для мобильных устройств особенно важна: пользователи должны иметь возможность сделать фотографии, снять видео, просмотреть их на мобильном устройстве, опубликовать в Интернете, послать на настольный компьютер или в виде сообщения своим корреспондентам.

Поддержка коммуникационных и сетевых технологий: Wi-Fi / WiMAX, Bluetooth, GPRS, EVDO, GSM, CDMA. Мобильное устройство и его ОС должны обеспечивать для пользователей возможность современных видов коммуникации в беспроводных сетях.

Рынок ОС для мобильных устройств

В настоящее время на рынке мобильных устройств используется несколько десятков наиболее распространенных ОС. Некоторые из них разработаны на основе свободно распространяемого ядра Linux. Ведущие фирмы-производители мобильных устройств поддерживают собственные ОС либо ОС, приобретенные вместе с их фирмами-разработчиками. Наиболее распространенные ОС для мобильных устройств следующие:

·         Nokia Symbian OS

·         Google Android

·         Windows Mobile

·         Blackberry OS.

·         Apple iPhone OS

·         Samsung Bada

·         PalmOS.

В данной лекции мы рассмотрим первые четыре семейства ОС для мобильных устройств как наиболее популярные.

17.2. Windows Mobile

Windows Mobile – семейство ОС для мобильных устройств фирмы Microsoft. Оно относится к семейству Windows CE (Consumer and Embedded) – Windows для встроенных систем. Ядро ОС Windows Mobile основано на ОС Windows CE.

Текущая версия Windows Mobile (2010) – Windows Phone Classic 6.5. В США Windows Mobile - третья по популярности ОС для мобильных устройств (после Blackberry OS и iPhone OS). Windows Mobile поддерживает следующие виды мобильных устройств: PocketPC, смартфоны, коммуникаторы (например, Qtek). Первая версия Windows Mobile была выпущена в 1996 г.

Windows Mobile: возможности и ПО. ОС Windows Mobile предоставляет разнообразный набор возможностей и программного обеспечения:

·         Office Mobile – аналог Microsoft Office для мобильных устройств; полная совместимость по форматам;

·         Windows Media Player – мультимедийный проигрыватель, аналог проигрывателя для настольной версии Windows;

·         Internet Explorer Mobile – Web-браузер, аналог Internet Explorer для настольной версии Windows;

·         Программное обеспечение для поддержки Bluetooth и Wi-Fi – современных видов коммуникации;

·         Программное обеспечение Microsoft ActiveSync для синхронизации данных с настольными компьютерами.

·         Windows Mobile поддерживает пользовательский интерфейс с мобильным устройством с помощью касания экрана стайлусом и пальцами, в том числе (в современных версиях) – multi-touch.

         Новые версии Windows Mobile поддерживают также .NET Compact Framework, что дает возможность выполнения приложений для платформы .NET на мобильных устройствах.

         Версии Windows Mobile 6. Начиная с версии 6, Windows Mobile выпускается в трех основных версиях:

·         Windows Mobile 6 Classic — для КПК

·         Windows Mobile 6 Professional — для коммуникаторов

·         Windows Mobile 6 Standard — для смартфонов.

Пользовательский интерфейс Windows Mobile 6.5 представлен на рис. 17.1.

Рис. 17.1.  Пользовательский интерфейс Windows Mobile 6.5

 

Как видно из рисунка, он очень похож на пользовательский интерфейс настольных версий Windows, что существенно облегчает работу пользователей.

Перспективы Windows Mobile. На наш взгляд, ОС Windows Mobile имеет большие перспективы, хотя все сложнее и сложнее становится конкуренция с другими популярными ОС, прежде всего, с ОС фирм Apple (iPhone OS) и Google (Android). В целях конкуренции фирма Microsoft развивает новый проект – Microsoft KIN, новый смартфон, конкурирующий с Apple iPhone.

17.3. Symbian OS

Symbian OS – наиболее распространенная в настоящее время ОС для мобильных устройств, разработанная консорциумом Symbian (Nokia, Ericsson, Psion, Motorola), основанным в 1998 г. Фирма Nokia финансирует объединение Symbian Foundation, целью которого является разработка и поддержка единой (для мобильных устроцств различных компаний) мобильной платформы на основе Symbian OS. Symbian OS hазработана на основе ОС Psion EPOC32 (фирмы Psion). Язык реализации системы – C++; имеется также поддержка Java. Наиболее распространенные версии – Symbian OS Series 60 2nd edition; 3rd edition.

По данным на конец 2009 г., 47% смартфонов в мире используют Symbian OS. Для сравнения, показатели использования других ОС: Blackberry OS – 20%, Windows Mobile – около 9%, Google Android – около 5%.

Возможности Symbian OS. Symbian OS поддерживает удобный пользовательский интерфейс и имеет значительное число сервисных программ, в том числе – разработанных фирмой-производителем Nokia. Основные возможности для пользователя следующие:

·         Меню с иконками приложений;

·         Список контактов;

·         Поддержка встроенной фото- и видеокамеры, галереи изображений и видеоклипов;

·         Обработка файлов, управление памятью (SmartMedia);

·         Web-браузер;

·         Электронная почта;

·         Обмен сообщениями SMS и MMS;

·         Поддержка GPS-навигации;

·         Редакторы фото и видео;

·         Поддержка Java Micro Edition - загрузки и исполнения мидлетов;

·         Библиотека приложений фирмы Nokia.

17.4. Google Android

Google Android – стек приложений для мобильных устройств, включающий операционную систему (на базе ядра Linux), промежуточное программное обеспечение (middleware) и сервисные программы. Система Android разработана фирмой Android, Inc., приобретенной компанией Google (2005). В настоящее время (2010 г.) это четвертая по популярности ОС для смартфонов в США. Важной особенностью Google Android является то, что сервисные программы и библиотеки этой системы написаны на Java.

Возможности Google Android. Прежде всего, Google Android привлекает пользователей своим удобным и эстетичным пользовательским интерфейсом, который разработан с использованием двумерной и трехмерной графики (библиотеки OpenGL). Основные возможности системы следующие:

·         СУБД SQLite для хранения данных;

·         Поддерживаемые сетевые технологии: GSM/EDGE, IDEN, CDMA, EV-DO, UMTS, Bluetooth, Wi-Fi, WiMAX, Bluetooth 2.0;

·         Обмен сообщениями SMS и MMS;

·         Web-браузер на базе WebKit Application Framework.

Поддержка Java. Фирма Google по принципиальным соображениям использует в системе Android собственную реализацию Java – Dalvik Virtual Machine, разработанную специально для мобильных устройств. По мнению специалистов Google, cтандарт Java Micro Edition (JME) устарел, так как рассчитан на устаревшие типы мобильных устройств и их технические возможности. Поэтому в Google Android стандарт JME не поддерживается.

Поддержка мультимедиа. В системе Google Android имеются кодеки для всех распространенных мультимедийных стандартов, программное обеспечение для обработки мультимедийных файлов и взаимодействия с видео- и аудиоустройствами.

Поддержка разработки приложений. Система Google Android имеет свою собственную интегрированную среду для разработки приложений - Android SDK, включающий эмулятор мобильных устройств, средства отладки, профилирования, а также plug-in к популярной среде Eclipse для разработки Java-приложений.

Пользовательский интерфейс Google Android представлен на рис. 17.2.

Рис. 17.2.  Пользовательский интерфейс Google Android

17.5. BlackBerry OS

Blackberry OS - ОС для мобильных устройств с базовым набором приложений, работающая на смартфонах и коммуникаторах фирмы Research and Motion (RIM) – например, BlackBerry Torch 9800. Современная версия системы (2010) – BlackBerry OS 6.0.

Возможности BlackBerry OS. BlackBerry OS поддерживает широкий набор возможностей для пользователей, в том числе:

·                     Пометка сообщений и установка времени напоминаний на смартфоне BlackBerry;

·                     Просмотр вложенных папок персональных контактов и редактирование контактов. BES (BlackBerry Enterprise Server) вставляет все пользовательские контакты в приложение Contacts, даже если они находятся в различных папках;

·                     Просмотр и использование контактов, расположенных в общих папках, и копирование их в локальный список контактов пользователя, при наличии разрешения;

·                     Программа просмотра файлов для доступа в общие сетевые ресурсы с возможностью открывать, добавлять и сохранять документы. Возможность просмотра информации о документе, в том числе типа файла, размера и даты;

·                     Отправка приглашения на встречи и записи календаря со смартфона BlackBerry;

·                     Возможность добавлять, удалять, перемещать и переименовывать персональные папки;

·                     Возможность просматривать личный список рассылки в контактах Outlook и отправлять письма по нему;

·                     Фирма RIM также работает над решением, которое позволит письмам, пришедшим со смартфона, выглядеть так же, как если бы они были отправлены из Microsoft Outlook.

Новые возможности BlackBerry OS 6.0:

·         Новый пользовательский интерфейс предназначенный для широкого использования Multitouch-жестов, но при этом сохраняющий возможности управления с помощью трэкбола;

·         Структура рабочего стола, аналогичная операционным системам Apple iOS и Android;

·         Улучшенные мультимедийные возможности ОС;

·         Улучшенные возможности для веб-серфинга: в новой версии ОС используется мобильный браузер на основе инструмента WebKit, что позволяет запускать веб-приложения, написанные на языке HTML 5;

·         Упрощенный доступ к мобильным сообщениям, электронной почте и социальным сетям.

17.6. Перспективы ОС для мобильных устройств

В связи с активным развитием мобильных устройств, операционные системы для них имеют большие перспективы развития. На наш взгляд, основными направлениями дальнейшего развития ОС для мобильных устройств являются:

·         Улучшение и упрощение пользовательского интерфейса;

·         Улучшенная графика;

·         Более широкие мультимедийные возможности;

·         Развитие набора сервисных и игровых программ;

·         Обеспечение полной совместимости с настольными компьютерами и с используемыми на них форматами файлов;

·         Продолжение и развитие использования платформы Java для мобильных устройств; все ведущие производители мобильных устройств поддерживают платформу Java, что является гарантией развития самой Java-технологии;

Развитие самих мобильных устройств: улучшение разрешения экранов, ускорение процессоров, увеличение объема памяти, реализация новых быстрых коммуникационных технологий, и поддержка этих новых возможностей в ОС для мобильных устройств.

Контрольные вопросы

1.    Каковы основные разновидности мобильных устройств?

2.    Каковы основные особенности ОС для мобильных устройств?

3.    С какими основными форматами файлов необходимо обеспечить совместимость в ОС для мобильных устройств?

4.    Какие коммуникационные технологии поддержаны в ОС для мобильных устройств?

5.    Назовите наиболее широко используемые ОС для мобильных устройств.

6.    Что такое Windows Mobile?

7.    Ядро какой ОС использует Windows Mobile?

8.    Какие основные офисные и сервисные приложения предоставляет Windows Mobile?

9.    Какие современные версии (виды) Windows Mobile используются в настоящее время?

10.                       Каковы новые возможности Windows Mobile 6.1?

11.                       Что такое Symbian OS?

12.                       Какой компанией и на каком языке разработана Symbian OS?

13.                       Каковы основные возможности Symbian OS?

14.                       Какая ОС для мобильных устройств наиболее распространена в настоящее время?

15.                       Что такое Google Android?

16.                       Ядро какой ОС использует Google Android?

17.                       Каковы основные возможности Google Android?

18.                       Какую реализацию Java использует Google Android?

19.                       Каковы инструменты разработки приложений для Google Android?

20.                       Что такое BlackBerry OS?

21.                       Каковы основные возможности BlackBerry OS?

22.                       Каковы перспективы и направления дальнейшего развития ОС для мобильных устройств?

1.     http://www.ieee.org

2.     http://www.os.com

 

 

18-мавзу: Замонавий коммуникация тизимларининг операцион тизимлари. Операцион тизимларнинг ривожланиш истиқболлари. Кластер ва булутли ҳисоблаш тизимларининг операцион тизимлари.

 

Режа:

18.1.    Операцион тизимларнинг ва тармоқларнинг ривожланиш истиқболлари.

18.2.    Булутли ҳисоблаш (cloud computing) тизимларининг операцион тизимлари. Windows Azure.

 

18.1. Перспективы развития операционных систем и сетей

Данная лекция завершает курс по современным ОС. В ней суммируются тенденции развития современных ОС, дается обзор ОС, не рассмотренных в курсе, намечаются перспективы развития ОС и сетей.

Операционные системы других крупных фирм

В данном курсе рассмотрены как теоретические основы современных ОС, так и наиболее распространенные семейства ОС – Windows и Linux, а также дан обзор ОС для мобильных устройств и ОС для облачных вычислений. Имеется целый ряд весьма интересных и распространенных линий развития ОС, не нашедших подробного отражения в курсе. Это прежде всего операционные системы крупных фирм:

·         IBM – в 1960-х – 1970-х гг. гг. разработала OS IBM 360 / 370; затем – ОС для персональных компьютеров OS/2; в настоящее время наиболее современными ОС этой фирмы являются z/OS и z/VM;

·         Apple – с начала 1980-х гг. развивает семейство ОС MacOS, характеризующееся улучшенным графическим пользовательским интерфейсом (см. раздел MacOS);

·         Oracle / Sun – c начала 1980-х гг. фирма Sun развивает ОС Solaris, развитие UNIX (см. раздел Solaris );

·         Hewlett-Packard – развивает собственный диалект UNIX – систему HP/UX (см. раздел HP-UX);

·         Novell – одна из ведущих фирм в области сетевых технологий; развивает семейство сетевых операционных систем: NetWare; в настоящее время - Open Enterprise Server (сетевая ОС, включающая все сетевые возможности NetWare и возможности распространенного диалекта Linux - openSUSE).

         Это далеко не полный перечень коммерческих и исследовательских ОС, включающий сотни наименований.

 

Solaris – операционная система разработки фирмы Oracle / Sun

Она является развитием UNIX (линия Solaris 1.x – развитием диалекта UNIX BSD, линия Solaris 2.x – развитием диалекта UNIX AT&T SVR4). Автор имеет 10-летний опыт работы в системе Solaris, которая, по нашему личному опыту, весьма удобна и надежна и имеет удобные инструменты разработки программ. В различных разделах курса мы уже касались многих особенностей Solaris, таких, как поддержка многопоточности. Аппаратные платформы, поддерживаемые ОС Solaris, SPARC, x86, IA-32 и x64. В 1990-х гг. многие фирмы-пользователи предпочитали использовать именно Solaris как серверную ОС, а в качестве серверов – компьютеры SPARC фирмы Sun. Важным преимуществом Solaris является используемое в этой системе семейство оптимизирующих компиляторов Sun Studio (C, C++, Fortran), в разработке которых в 1990-х гг. автор принимал активное участие. В настоящее время компиляторы Sun Studio работают также на ОС Linux. Весьма интересным и мощным инструментом, доступным в системе Solaris, является jтладчик распределенных приложений DTrace. Новая файловая система ОС Solaris - ZFS (Zetabyte File System поддерживающая большие объемы файлов и возможность криптования информации в файлах с целью ее защиты. Система Solaris имеет мощную поддержку многопоточности и синхронизации потоков, а также удобную поддержка симметричного мультипроцессирования (SMP-архитектур). Используемые в системе Solaris графические оболочки - Common Desktop Environment (CDE), GNOME, Java Desktop; в 1990-х гг. использовалась также графическая оболочка OpenWindows.

Для студентов, аспирантов и преподавателей поддерживается проект OpenSolaris – академический исследовательский проект по ОС на основе открытых исходных кодов Solaris. Его результаты дадут возможность улучшить новые версии коммерческой ОС Solaris.

MacOS

Разработчиком MacOS является фирма Apple - законодатель мод в области GUI, начиная с 1980-х гг. Ключевой идеей MacOS с самого начала является разработка и развитие ОС только на основе графического пользовательского интерфейса - "ОС без командной строки". Аппаратная платформа MacOS – всевозможные семейства компьютеров Macintosh фирмы Apple (наиболее популярные среди рабочих станций в США), а также PowerPC – рабочая станция RISC-архитектуры, совместно разработанная Apple, IBM и HP. Диалекты (версии) MacOS различаются по своему подходу к реализации, хотя для пользователя, благодаря, удобному графическому интерфейсу, эти различия могут быть незаметны. Класическая MacOS (classic MacOS) - оригинальная разработка фирмы Apple; новая линия MacOS X – развитие ОС MacOS Classic и ОС NeXTSTEP (UNIX-подобной ОС), т.е. она является UNIX-совместимой.

HP-UX

Разработчиком ОС HP-UX Hewlett-Packard. Это UNIX-подобная 64-битовая ОС (одна из первых 64-битовых ОС в истории). Ее аппаратная платформа - рабочие станции фирмы HP. В системе HP-UX используется оригинальная виртуальная файловая система: Veritas File System (Vx-Fs) использующая представление файлов на основе расширений (extents) - см. "Виртуальные файловые системы (VFS). Реализации файловых систем. Сетевая файловая система NFS".

Современные тенденции в развитии ОС

На основе опыта использования многих современных ОС, можно выделить следующие основные тенденции в их развитии.

Графические оболочки. Любая современная ОС имеет графический пользовательский интерфейс, причем (по вполне понятным причинам острой конкуренции между фирмами-разработчиками) графические оболочки для всех ОС примерно одинаковы по возможностям. Подчас пользователю трудно сориентироваться, в какой именно ОС он работает, хотя для конечных пользователей (непрограммистов), по-видимому, такая унификация удобна.

Поддержка новых сетевых технологий и Web-технологий. Сети и Интернет активно развиваются. Появляются новые стандарты и протоколы – IPv6, HTML 5 (для облачных вычислений) и т.д. Современные ОС развиваются в направлении поддержки всех новых сетевых технологий.

Усиленное внимание к механизмам безопасности и защиты. Во многом благодаря инициативе Trustworthy Computing, начатой фирмой Microsoft в 2002 г. (она подробно рассмотрена в предыдущих лекциях), а также ввиду все усиливающейся киберпреступности, все современные ОС уделяют повышенное внимание безопасности: при просмотре веб-страниц браузеры выполняют их проверку на отсутствие phishing; загрузки и инсталляции программ из сети выполняются только с явного согласия пользователя и т.д.

Поддержка многопоточности и многоядерных процессоров. Ввиду широкого распространения многоядерных процессоров, все современные ОС имеют библиотеки программ, поддерживающие эту возможность аппаратуры. Именно благодаря многоядерной архитектуре, становится реально возможным параллельное выполнение потоков (threads).

Поддержка распределенных и параллельных вычислений. Современные ОС имеют в своем составе высокоуровневые библиотеки, позволяющие разрабатывать параллельные алгоритмы решения задач – например, поддерживающие стандарты параллелизма OpenMP и MPI.

Виртуализация ресурсов и аппаратуры. Современные ОС имеют в своем составе средства виртуализации, позволяющие выполнять приложения для других платформ в изолированных виртуальных машинах, в которые могут быть инсталлированы другие операционные системы.

Развитие файловых систем с целью защиты информации и значительного увеличения размера файлов (для мультимедиа). Современные требования обработки мультимедийной информации приводят к тому, что старые файловые системы (например, FAT) оказываются недостаточными для хранения мультимедийных файлов. Например, максимальный размер файла в системе FAT – 4 гигабайта – легко может быть превышен при переписи на компьютер цифровой видеопленки длительностью 10-15 минут. Поэтому разрабатываются новые файловые системы, допускающие хранение очень больших файлов, например, система ZFS в ОС Solaris. Другим требованием является обеспечение конфиденциальности информации, которое приводит к необходимости реализации в файловых системах возможности криптования (которая реализована, например, в файловой системе ZFS).

Поддержка облачных вычислений – совсем новая тенденция в развитии ОС, начало которой положила "облачная" ОС Windows Azure фирмы Microsoft (см. "ОС для облачных вычислений (cloud computing). Windows Azure").

Новые ОС семейства Windows

Приведем краткий обзор возможностей новых ОС семейства Windows, не нашедших подробного отражения в курсе.

Windows Vista имеет следующие новые возможности: новый стиль GUI (Windows Aero); встроенний инструментарий .NET Framework 3.0, обеспечивающий исполнение управляемого кода .NET; единую систему поиска информации WinFS; средства управления безопасностью приложений (в частности, запуск инсталляционных приложений только с явного согласия пользователя); подсистемы Windows Presentation Foundation (поддержка современного развитого GUI), Windows Communication Foundation (поддержка современных коммуникационных технологий с помощью сервисов); Windows Workflow Foundation (также называемая CardSpace) – поддержка аутентификации пользователей, планирования и организации работ.

Windows Server 2008 – наиболее современная верверная ОС семейства Windows. Она предоставляет: поддержку новой версии Интернет-протокола IPv6; улучшенную поддержку сетей; поддержку параллельного программирования; новый мощный командный процессор Windows PowerShell; средства виртуализации и эмуляции приложений с помощью технологии Hyper-V.

Windows 7 - наиболее новая на данный момент (2010 г.) ОС серии Windows. Она предоставляет поддержку нового вида пользовательского интерфейса - multi-touch; средства кэширования Интернет-трафика (Branch cache); уникальный набор фоновых рисунков рабочего стола для каждой страны; улучшенную поддержку драйверов устройств; более гибкие настройки безопасности и брандмауэра; развитие GUI-интерфейса Aero, впервые реализованного в Windows Vista.

Новые тенденции в развитии ОС

Проект Midori. Midori - проект Microsoft Research, который начат в начале 2000-х гг. под названием Singularity. Midori – исследовательская ОС, реализованная на управляемом коде (managed codeявляющемся основой платформы .NET и обеспечивающем полный контроль типов, безопасности и др., что значительно повышает надежность и безопасность кода. Однако до Midori разработчики ОС предпочитали менее надежные, но более эффективные способы реализации ОС на языках C и C++, так что, на наш взгляд, Midori – весьма смелый эксперимент. На управляемом коде в ОС Midori реализованы, в том числе, и ядро ОС, и драйверы устройств. Midori предоставляет эффективная поддержка распалаллеливания, что особенно важно при современных тенденциях развития аппаратных платформ. Для повышения безопасности выполнения приложений Midori обеспечивает их защита на основе исполнения каждого приложения в своей отдельной "песочнице" (sandboxОдна из основных особенностей Midori – то, что она явл яется Интернет-ориентированной ОС. В будущем не исключен переход развития ОС фирмы Microsoft с платформы Windows на новую платформу Midori.

Графические оболочки ОС

Как уже отмечалось, графическая оболочка имеется у каждой современной ОС. Графические оболочки ОС предоставляют следующие основные возможности.

Удобный графический пользовательский интерфейс.

Возможность выполнить любые системные настройки с помощью GUI. Следует, по нашему личному опыту, особо отметить в этом отношении графические оболочки ОС Linux.

Поддержка новых тенденций в развитии интерфейсов – multi-touch, Tablet PC и др.

Унификация графических оболочек для различных ОС. В разных операционных системах используются графические оболочки CDE, KDE, GNOME. Возможно, в ближайшем будущем их список расширится.

Отметим, что оболочки для разных ОС практически неотличимы (все они имеют, например, кнопку Start, папку My Documents и т.д.), что удобно для конечных пользователей, так как упрощает изучение рабочей среды.

Однако, с нашей точки зрения, использование только графических оболочек (без изучения командных языков и конфигурационных файлов) снижает уровень подготовки системных программистов. При изучении ОС программистам, в особенности – системным, следует иметь это в виду. В этом отношении полезные навыки специалисту дает использование ОС типа UNIX – прежде всего, знание командных языков и конфигурационных файлов.

Поддержка параллельных вычислений

Все современные ОС предоставляют библиотеки для разработки параллельных алгоритмов с использованием возможностей аппаратуры. Они поддерживают следующие основные виды, стандарты и инструменты параллелизма:

·         OpenMP - прагматы для распараллеливания программ для компиляторов с различных языков;

·         MPI (Message Passing Interface) – параллельное выполнение программ, взаимодействующих с помощью передачи сообщений.

ОС фирмы Microsoft поддерживают стандарт OpenMP. Имеются также библиотеки MPI.NET, поддерживающие стандарт MPI, а также библиотеки ParallelFx. Фирма Microsoft выпустила специальную версию операционной системы - Windows High Performance Computing (HPC) 2008, поддерживающую параллельное программирование.

Развитие беспроводных сетей

Важной современной тенденцией является развитие все более и более высокопроизводительных беспроводных сетей, которое находит свое отражение и в развитии операционных систем. Выделим следующие перспективные сетевые технологии.

WiMAX – региональные беспроводные сети на основе технологии Wi-Fi (беспроводной радиосвязи по стандартам IEEE.802.11) производительностью до 1 Гбит / с.

3G – мобильная связь третьего поколения на основе стандартов CDMA и UMTS (быстродействием до 14 МБит / с); в России "первопроходцем" 3G является компания СкайЛинк; в настоящее время все провайдеры мобильной связи переходят на стандарты 3G .

4G – новое поколение мобильных сетей связи со скоростью передачи до 1 ГБит / с, обеспечивающих также повышенное качество голосовой связи. Формально стандарт на сети 4G еще не принят, это – дело ближайшего будущего.

Интересной тенденцией является также использование цифровых телевизионных каналов для выхода в Интернет с помощью специальных устройств set-top boxes.

Перспективы развития ОС

Как видно из содержания данной лекции и всего курса, операционные системы остаются активно развивающимся направлением, одним из наиболее интересных в области системного программирования. Перечислим некоторые характерные тенденции их развития.

Тенденция к интеграции ОС (не только на уровне графических оболочек, но и на уровне общего ядра); развитие семейств ОС на основе модулей общего кода.

Значительное повышение надежности, безопасности и отказоустойчивости ОС; разработка ОС на управляемом коде или его аналогах.

Дальнейшая тенденция к проектам по ОС с открытым кодом; это вполне понятно, так как фирмам-разработчикам необходимы новые идеи, что является отличной возможностью проявить себя для молодых программистов.

Развитие виртуализации: Необходимо обеспечить возможность выполнить или эмулировать любое приложение в среде любой современной ОС.

Краткие итоги

Операционные системы, кроме Windows и Linux, подробно рассмотренных в курсе, разрабатываются многими другими крупными фирмами: IBM (z/OS); Apple (MacOS); Oracle / Sun (Solaris); Hewlett-Packard (HP-UX); Novell (NetWare – сетевая ОС).

ОС Solaris – UNIX-подобная система, работающая на платформах SPARC и x86. Ее наиболее важные возможности – семейство оптимизирующих компиляторов Sun Studio; отладчик распределенных приложений DTrace; файловая система ZFS с поддержкой файлов очень большого объема и криптованием информации; развитая поддержка многопоточности и симметричного мультипроцессирования. Используемые графические оболочки: CDE, KDE, GNOME, Java Desktop. Академический проект OpenSolaris обеспечивает доступ к исходному коду Solaris с исследовательскими и учебными целями.

MacOS – ОС фирмы Apple, работающая на компьютерах Macintosh. Она характеризуется развитым GUI (ОС без командной строки). Ее диалекты – Classic Mac OS (фирмы Apple) и MacOS X – гибрид классической MacOS и ОС типа UNIX.

HP-UX – UNIX-подобная ОС фирмы Hewlett-Packard. Ее особенность – использование виртуальной файловой системы Vx-Fs (см. "Виртуальные файловые системы (VFS). Реализации файловых систем. Сетевая файловая система NFS").

Современные тенденции в развитии ОС: Графические оболочки (для всех ОС примерно одинаковы по возможностям); Поддержка новых сетевых технологий и Web-технологий; Усиленное внимание к механизмам безопасности и защиты; Поддержка многопоточности; Поддержка многоядерных процессоров; Поддержка распределенных и параллельных вычислений; Виртуализация ресурсов и аппаратуры; Развитие файловых систем с целью защиты информации и значительного увеличения размера файлов (для мультимедиа); Поддержка облачных вычислений.

Новые ОС семейства Windows – Windows Vista, Windows Server 2008, Windows 7. В лекции приведено краткое описание их новых возможностей в части GUI, поддержки сетей, безопасности и др.

Проект Midori – проект Microsoft Research по разработке исследовательской ОС на управляемом коде (с повышенной надежностью). На управляемом коде написаны даже ядро и драйверы. Midori – Интернет-ориентированная ОС, которая в будущем может стать основой для развития нового семейства ОС фирмы Microsoft.

Каждая ОС имеет графическую оболочку, основные возможности которой следующие: Удобный графический пользовательский интерфейс; Возможность выполнить любые системные настройки с помощью GUI; Поддержка новых тенденций в развитии интерфейсов – multi-touch, Tablet PC и др. Имеется тенденция к унификации графических оболочек для различных ОС (CDE, KDE, GNOME). Однако, на наш взгляд. изучение и использование только графических оболочек ОС для системных программистов недостаточно. Необходимы хорошие знания командных языков и конфигурационных файлов.

Современные ОС поддерживают параллельные вычисления. Например, новые версии Windows поддерживают стандарты параллельных вычислений OpenMP и MPI. Microsoft выпустила специальную ОС для поддержки параллельных вычислений – Windows 2008 HPC.

Развиваются беспроводные сети: Wi-MAX, 3G, 4G. Также используются цифровые телевизионные каналы как способ подключения к Интернету. Это находит отражение и в ОС.

Перспективы развития ОС: Тенденция к интеграции ОС (не только на уровне графических оболочек, но и на уровне общего ядра); развитие семейств ОС на основе модулей общего кода; Значительное повышение надежности, безопасности и отказоустойчивости ОС; разработка ОС на управляемом коде или его аналогах; Дальнейшая тенденция к проектам по ОС с открытым кодом (необходимы новые идеи – отличная возможность для молодых программистов); Развитие виртуализации: Необходимо обеспечить возможность выполнить или эмулировать любое приложение в среде любой современной ОС; Дальнейшее сближение по возможностям ОС для настольных компьютеров и ОС для мобильных устройств; Дальнейшая интеграция ОС и сетей; Перенос ОС и базовых инструментов в среды для облачных вычислений.

ОС остаются активно развивающимся направлением, одним из наиболее интересных в области системного программирования.

 

18.2.ОС для облачных вычислений (cloud computing). Windows Azure

Понятие облака (cloud) уже давно ассоциируется с метафорическим изображением Интернета, с помощью которого доступны некоторые сервисы. Облачные вычисления (сloud computing) – это практическая реализация данной идеи. Облачные вычисления основаны на масштабированных и виртуализованных ресурсах (данных и программах), которые доступны пользователям через Интернет и реализуются на базе мощных центров обработки данных (data centers).

С пользовательской точки зрения, имеются доступные "облака", предоставляемые различными компаниями, которые можно использовать для доступа к мощным вычислительным ресурсам, отсутствующим у пользователя (который может работать, например, на нетбуке). Пользователь платит абонентскую плату за использование облачных сервисов какой-либо фирмы.

Недостатком данного подхода является полная зависимость пользователя от используемого им облака, так как через облако доступны не только программы, но и данные самого пользователя. Возникает много вопросов относительно безопасности данных пользователя, хранимых в облаке.

Из облачных платформ наиболее популярной является Microsoft Windows Azure - операционная система с поддержкой облачных вычислений - и Microsoft Azure Services Platform - платформа для разработки и использования облачных сервисов на базе Microsoft.NET.

В настоящее время многие крупные компании – Microsoft, Google. IBM, Oracle/Sun, Amazon и многие более мелкие фирмы, конкурируя друг с другом, заняты разработкой своих облачных сервисов и инструментов для их создания. Имеется тенденция к интеграции "корпоративных облаков" в единое доступное пользователю облако.

Элементы концепции и архитектуры облачных вычислений

Элементами концепции облачных вычислений являются: инфраструктура как сервис, платформа как сервис, программное обеспечение как сервис, а также бизнес-приложения доступные через Интернет. Иными словами, организация облачных вычислений коренным образом меняет архитектуру системы: в ней необходимо представить все возможности обработки данных, использования программ настройки и т.д. как облачные сервисы.

Различаются следующие уровни архитектуры облачных вычислений.

Уровень клиента – это клиентское ПО, используемое для доступа к облачным сервисам, например, web- браузер.

Уровень сервисов – это сами сервисы, используемые через облачную модель.

Уровень приложений – это программы, доступные через облако и не требующие инсталляции на компьютере пользователя (в последнем – одно из главных преимуществ облачной модели).

Уровень платформы – это программная платформа, объединяющая полный набор инструментов для развертывания и использования облачных вычислений на пользовательском компьютере (без дополнительных инсталляций, покупки оборудования и др.). Пример такой платформы: Microsoft.NET Azure Services Platform.

Уровень памяти – поддержка хранения данных пользователя и доступа к ним через облако.

Уровень инфраструктуры – предоставление полной виртуализованной платформы через облако, например, Amazon EC2.

Рассмотрим схему архитектуры облачных вычислений:

·         Сервисы, доступные через облако

·         Инфраструктура для их развертывания и использования

·         Платформа – набор инструментов для использования облака

·         Память – поддержка хранения пользовательских данных в ЦОД, реализующем облако

·         Архитектор облака – это главный разработчик его архитектуры.

·         Интегратор облака – это его системный администратор, отвечающий за добавление компонент в облако и их изменение.

·         Компоненты облака – как правило, являются Web-сервисами.

         Облако может быть общедоступным или частным (корпоративным).

При использовании облачных вычислений несколько изменяются и роли участвующих в них специалистов.

Поставщиком облака является центр обработки данных.

Пользователями облака могут быть любые пользователи Интернета.

Производитель оборудования или ПО – это компания, обеспечивающая разработку аппаратуры и программного обеспечения для центра обработки данных.

Модель облачных вычислений основана на соблюдении целого ряда стандартов.

Для взаимодействия приложений используются стандарты HTTP (основной Web-протокол), XMPP (Jabber) – стандарт для отправки и получения мгновенных сообщений, SSL (Secure Socket Layer)– уровень безопасных сокетных сетевых соединений.

Для работы клиентов в облаке используются Web-браузеры (с активным использованием технологии AJAX, позволяющей уменьшить число перенаправлений с одной веб-страницы на другую и, тем самым, время доступа пользователя к необходимой ему информации) и offline-клиенты, работа которых основана на HTML 5 (специальной версии HTML для облачных вычислений).

Для реализации облака используются принципы виртуализации программ и данных и стандарт OMF.

Для взаимодействия с сервисами данные передаются в формате XML.

Windows Azure

Windows Azure – облачная платформа, разработанная фирмой Microsoft (по существу, операционная система и набор инструментов "в облаке"). На рис. 17.3 иллюстрируется роль Windows Azure в организации использования облачных сервисов, предоставляемых центром обработки данных Microsoft, фирмами и индивидуальными заказчиками.

Рис. 18.1.  Windows Azure, пользователи и центры обработки данных

 

Важно подчеркнуть, что Windows Azure обеспечивает хранение, использование и модификацию данных и запуск программ только на компьютерах центров обработки данных Microsoft. Никакого программного обеспечения, кроме веб-браузера, на пользовательских компьютерах не требуется.

На рис. 17.4 изображена схема организации работы пользователя в Windows Azure.

Рис. 18.2.  Организация работы пользователя в Windows Azure

 

С точки зрения пользователя, существуют две категории приложений – внутренние (on-premises applications), исполняемые на компьютере пользователя, и облачные (cloud applications), фактически исполняемые в среде Windows Azure на компьютерах центра обработки данных. На пользовательском компьютере могут быть установлены ОС Windows и, возможно, другие ОС. Независимо от этого, через Web-браузер пользователь получает доступ к "Windows в облаке" – Windows Azure. Функционирование Windows Azure основано на Web-сервисах .NET. Windows Azure для хранения данных обеспечивает доступ к аналогу СУБД Microsoft SQL Server "в облаке" – SQL Azure.

На рис. 17.5 изображены основные компоненты Windows Azure.

Рис. 18.3.  Компоненты Windows Azure

 

Основные компоненты Windows Azure – внешний облик, интерфейс (fabric, дословно – одежда), вычисления (Compute), память (Storage) и конфигурация (config). Все компоненты – вычисления, память и интерфейс – являются web-сервисами .NET. Сервис вычисления выполняет пользовательские облачные приложения, сервис память хранит пользовательские данные, сервис интерфейс обеспечивает общие средства управления приложениями, использующими облачную платформу.

Основная проблема, решаемая сервисом вычисления, - исполнение огромного числа (возможно, миллионов) пользовательских приложений самого разного вида и назначения в едином облаке. Иначе говоря, основная проблема сервиса вычисления и облачных вычислений в целом – масштабирование. Данная проблема решается путем выполнения каждого экземпляра пользовательского облачного приложения в своей отдельной виртуальной машине. Данные виртуальные машины исполняются в среде 64-битовой ОС Windows 2008 Server - наиболее мощной серверной ОС фирмы Microsoft.

Сервис память предоставляет пользователю средства работы с данными различной структуры – большими бинарными объектами (blobs), размером до 50 Гб, хранящимися в контейнерах, таблицами (tables) и очередями (queues). Работа со структурами данных реализована на основе ADO.NET – библиотеками поддержки обработки структурированных данных в .NET.

Сервис интерфейс реализован как большая группа машин, на каждой из которых работает приложение – агент интерфейса (fabric agent). Сервис интерфейс в целом управляется программным обеспечением. называемым контроллер интерфейса (fabric controller). Контроллер интерфейса взаимодействует с агентами интерфейса, а также с сервисом память как с обычными приложениями (поэтому детали представления данных от контроллера интерфейса скрыты). Контроллер интерфейса управляет каждым облачным приложением с помощью конфигурационного файла в формате XML.

На рис. 17.6 изображена структура сервисов .NET как основы для реализации Windows Azure. Как уже говорилось, вся реализация Windows Azure основана на надежной и безопасной платформе .NET, исполнение программ в которой обеспечивается в особом безопасном режиме (managed execution – управляемое выполнение). Часть .NET, называемая Windows Comminucation Foundation (WCF) и предоставляемый ею механизм сервисов и является основой реализации платформы Windows Azure. Облачными сервисами управляют две компоненты – управление доступом (access control) и сервисная шина (service bus), детальное рассмотрение которых выходит за рамки данного курса.

Рис. 18.4. Управление сервисами Windows Azure

 

Перспективы облачных вычислений, несмотря на их критику и пока осторожное отношение к ним, очень велики, так как облачные вычисления позволяют получить доступ к мощным вычислительным возможностям и данным большого объема практически с любых пользовательских компьютеров (в том числе – карманных, мобильных устройств и т.д.), имеющих веб-браузер.

 

Контрольные вопросы

1.    Что такое z/OS?

2.    Что такое MacOS?

3.    Что такое Solaris?

4.    Что такое HP-UX?

5.    Что такое NetWare?

6.    Каковы основные возможности ОС Solaris?

7.    Каковы основные особенности MacOS?

8.    Каковы основные особенности HP-UX?

9.    Каковы современные тенденции в развитии ОС?

10.                       Каковы новые ОС семейства Windows и их новые возможности?

11.                       Что такое Midori?

12.                       Каковы возможности графических оболочек ОС?

13.                       Какие стандарты параллельных вычислений поддерживают современные ОС?

14.                       Какие новые виды беспроводных сетей находят распространение в настоящее время?

15.                       Каковы перспективы развития ОС?

16.                       Что такое облачные вычисления?

17.                       Что понимается в облачных вычислений под "облаком"?

18.                       Что такое центр обработки данных?

19.                       Каковы элементы концепции облачных вычислений?

20.                       Какие уровни выделяются при организации облачных вычислений?

21.                       Что такое уровень клиента?

22.                       Что такое уровень сервисов?

23.                       Что такое уровень приложений?

24.                       Что такое уровень платформы?

25.                       Что такое уровень памяти?

26.                       Что такое уровень инфраструктуры?

27.                       Каковы роли клиентов и реализаторов в облачных вычислениях?

28.                       Какие стандарты используются в облачных вычислениях?

29.                       Что такое Microsoft Windows Azure?

30.                       Из каких основных компонент состоит Microsoft Windows Azure?

31.           На какой платформе основана реализация Microsoft Windows Azure?

3.     http://www.ieee.org

4.     http://www.os.com

 

IV. КЕЙСЛАР БАНКИ

Коммуникация тизимларида операцион тизимлар ва уларнинг асосий вазифалари.

Берилган кейс-стадининг мақсади: Тингловчиларда операцион тизимлар ва уларнинг асосий вазифалари Телекоммуникацияда қўлланилиши бўйича билим ва кўникмаларни ривожлантириш, ўтилган мавзулар бўйича эгалланган билимларини текшириб кўришдан иборат.

Кутилаётган натижалар: Ўрганилаётган мавзу бўйича амалий кўникмаларга эга бўлади; операцион тизимларнинг асосий вазифалари, уларнинг тузилиши, ишлаш принципларини ўрганиш ва улардан фойдаланиш асосларини ўрганади; ҳар бир фаолият тури бўйича тавсиялар ишлаб чиқиш кўникмалари шаклланади.

Кейс-стадини муваффақиятли бажариш учун тингловчи қуйидаги билимларга эга бўлиши лозим:

Тингловчи билиши керак: информатика, дастурлаш асослари, математика фанларидан билимларга.

Тингловчи амалга ошириши керак: мавзуни мустақил ўрганади; муаммонинг моҳиятини аниқлаштиради; ғояларни илгари суради; маълумотларни танқидий нуқтаи назардан кўриб чиқиб, мустақил қарор қабул қилишни ўрганади; ўз нуқтаи назарига эга бўлиб, мантиқий хулоса чиқаради; маълумотларни таққослайди, таҳлил қилади ва умумлаштиради;

Кейс-стадида реал вазият баён қилинган. Кейс-стадининг объекти – Телекоммуникацияда қўлланиладиган операцион тизимларнинг синфланиши,  тузилиши, операцион тизимларнинг асосий вазифалари, уларнинг тузилиши, ишлаш принципларини ўрганиш ва улардан фойдаланиш асослари.

Кейс-стадида ишлатилган маълумотлар манбаи: Телекоммуникацияда қўлланиладиган операцион тизимлар асосида олинган маълумотлар асосида ишлаб чиқилган.

Кейс-стадининг типологик хусусиятларига кўра характеристикаси: мазкур кейс-стади кабинетли кейс-стади тоифасига кириб, сюжетсиз ҳисобланади. Кейс-стади муаммоларни тақдим қилишга, уларни ҳал этишга ҳамда таҳлил қилишга қаратилган.

Бу ташкилий-институционал кейс-стади, таҳлилий ёзишма кўринишида тузилган.

У тузилмаланмаган, қисқа ҳажмдаги кейс-стади – технология ҳисобланади. Ўқув топшириғини тақдим этиш усули бўйича – кейс-стади топшириқ.

Дидактик мақсадларга кўра тренингли кейс-стади ҳисобланади, шунингдек бу кейс-стади амалий машғулоти давомида белгиланган мавзу бўйича олинган билимларни мустаҳкамлашга мўлжалланган. Ушбу кейс-стади ОТМ тингловчилари учун “Телекоммуникацияда операцион тизимлар” фанида фойдаланилиши мумкин.

 

Кейс-стади: UNIX операцион тизими.

UNIX ОТ ни вужудга келиши ва биринчи версияси

•         UNIX ОТ ни вужудга келишига туртки бу Кен Томпсоннинг "Space Travel" номли компьютер ўйини билан боғлиқ ишидир.

•         Брайан Керниган номини топган. У бу иккита фойдаланувчили тизимни UNICS (Uniplexed Information and Computing System) деб номлашни таклиф қилган.

•         1971 йил ноябрь ойида ҳужжатлар бўйича UNIX ОТ нинг биринчи ишланмаси ишлаб чиқилди ("Биринчи редакция").

•         Иккинчи редакция 1972 йил ишлаб чиқилди.

•         1973 йил Томпсон ва Ритчи С дастурида қайтадан ёзиб чиқишди. Бу эса «Тўртинчи редакция" эди.

 

Unixни тарқалиши.

•         1974 йиллардан бошлаб тизим US университетлари бўйлаб тарқала бошлади.

•         Ўқитиш мақсадида ишлатиш учун UNIX нинг код тексти текинга олиш мумкин эди.

•         Уларни биринчилардан бўлиб Беркли шаҳридаги Калифорния ва Сидней (Австралия) шаҳридаги Янги Жанубий Уэльса университетлари олишган.

•         1975 йили Bell Labs компания UNIX ОТ нинг "Олтинчи редакция" сини тақдим этди.

•         Unix ни ривожлани кўплаб одамларни ўзига жалб қила бошлади…

 

Unix версиялари

•         AT&T фирмаси UNIX ОТ нинг барча янги версияларини яратилиш жараёнини тартиблашга ҳаракат қилди. Шу мақсадда 1982 йили бир нечта мавжуд версияларни биттага бирлаштириб System III деб номлади.

•         UNIX ОТ нинг яна бир йўналиши Калифорния университети билан боғлиқ бўлиб, у BSD (Berkley Software Distribution) номини олди.

•         SunOS, Solaris —Sun Microsystems фирмаси ОТ. SunOS SPARC ва UltraSPARC станциялари, шунингдек, Intel, Pentium Pro ва Power PC лар учун мўлжалланган эди.

•         AIX —IBM фирмаси томонидан ишлаб чиқилган ва RS/6000 сериясидаги компьютерлар учун мўлжалланган эди. У System V, BSD ва OSF/1 йўналишидаги ОТ ларга ўхшаб кетар, лекин , UNIX нинг бошқа версияларидан аниқ ажралиб турар эди.

•         BSD/OS — BSD UNIX нинг IBM ЭҲМ лари билан ишлайдиган тижорат версияси.

•         HP-UX —Hewlett Packard фирмаси ишланмаси. У симметрик мультипроцессорли тизимда катта ҳажмли (64-разрядли) файллар тизимини қўллаб қувватлаш учун ишлаб чиқилган.

•         IRIX —Silicon Graphics фирмаси ишланмаси. Ушбу ОТ кўппроцессорли  супер компьютерлар ва графикли станциялар учун мўлжалланган.

•         Digital UNIX —DEC фирмаси ишланмаси. Ушбу ОТ тармоқ интерфейслари, қаттиқ диск билан ишловчи юқори даражали драйверлар билан ишловчи серверлар оптимал даражада ишлаши учун мўлжалланган. Ҳозирда ОТ Tru64 UNIX деб номланади.  

•         SCO UNIX —Santa Cruz Operation фирмаси ишланмаси бўлиб, кўп сонли аппарат платфармали ва периферия қурилмалари билан ишлашга мўлжалланган.

 

UNIX ОТ оиласини текин версиялари

UNIX нинг кўплаб текин версиялари мавжуд: BSD ОТ асосида ишланган FreeBSD, NetBSD, OpenBSD ОТ лар.

•         UNIX-тизимини энг машҳур текин ОТ тўплами  – бу Linux тизими оиласи. Linux нинг биринчи версияси Линус Торвальд томонидан 1991 йилда ишлаб чиқилган. Ҳозирги кунда Linux нинг бир қанча версиялари мавжуд: Red Hat, Mandrake, Slackware, SuSE, Debian.

 

UNIX-тизимини умумий томонлари

•         UNIX нинг турли вариантлари умумий томонларга эга:

–       Кўп масалалиликни сиқиб чиқаришга асосланган вақтни тақсимлаш режимидаги мультидастурли қайта ишлаш;

–       Кўпфойдаланувчилик ишлаш режими;

–       Виртуаль хотира ва свопинг механизмини қўллаш;

–       Иерархик файллар тизими;

–       Файл тушунчасини кенг қўллаш орқали кириш/чиқиш операцияларини бирхиллаштириш (унификация);

–       Тизимни кўчувчанлиги;

–       Тармоқ муҳити билан ўзаро алоқани мавжудлиги.

 

UNIX-тизими афзалликлари

UNIX тизими оиласига кирувчи ОТ ларнинг афзалликлари:

–       Мослашувчанлик (бошқа тизимлар билан);

–       Кўпмасалалиликни самарали тадбиқ қилинганлиги;

–       Очиқлиги;

–       Стандартларга қатъий риоя қилиш ва мавжудлиги;

–       Ягона файл тизими;

–       Кучли буйруқ тили;

–       Дастурий маҳсулотларни кўплиги;

–       TCP/IP стек протоколлари жорий қилинганлиги;

–       Сервер ва ишчи станция сифатида ишлай олиши.

UNIX тизимидаги серверлар

•         Сервер – тармоқдаги бошқа компьютерларни масалаларини қайта ишловчи, ўзини шахсий маълумотини тақдим этувчи, сақловчи, қайта ишловчи ва узатувчи компьютер. UNIX бошқрувидаги сервер қуйидаги вазифаларни бажариши мумкин:

–       Файл сервер;

–       Web-сервер;

–       Почта сервер;

–       Масофадан рўйхатга олувчи сервер (аутентификация);

–       Web-хизматини ёрдамчи серверлари (DNS, DHCP);

–       Интернет тармоғига рухсат берувчи сервер.

 

Архитектура умумий характеристикаси ва хусусиятлари

Бу тизимни ишлаб чиқишда биринчи асосий мақсад соддаликка эришиш ва функцияларни минимал миқдори билан иш олиб бориш эди. Ҳамма реал муаммолар, фойдаланувчи дастурларга қолдирилди.

Иккинчи мақсад эса – умумийликдир бу дегани кўп ҳолларда, бир хил усул ва механизмлардан фойдаланишлик хусусияти, м-н:

-                                файлларга, киритиш-чиқариш қурилмалари ва жараёнлар аро маълумотлар буферига мурожаатлар, бир хил примитивлар ёрдамида бажарилади;

-                                номловчи, муқобил ном берувчи ва хуқуқсиз (несанкционированный доступ) мурожаат механизмлари, ҳам маълумотлар файлларига, ҳам каталог ва қурилмаларга ҳам ишлатилади;

-                                бир хил механизмлар, ҳам дастурли, ҳам интегралланувчи узилишларга нисбатан ҳам ишлатилади.

Учинчи мақсад эса, мураккаб масалаларни ечишда, мавжуд кичик дастурлардан биргаликда фойдаланиб, яъни уларни янгидан ишлаб чиқмасдан  ечиш имкониятини яратиш эди.

Ва ниҳоят 4-чи мақсад эса, нафақат процессор вақти, балки қолган бошқа ресурсларни ҳам тақсимловчи, самарали механизмли-мультитерминал ОТ ни яратишдан иборат эди. Мультитерминал ОТларда, биринчи ўринда, ҳисоблаш жараёнларини бошқа ҳисоблаш жараёнлари аралашувидан ҳимоя масалалари туради.

UNIX ОТ и, файл тизимига боғлиқ бўлмаган кучли ва содда команда тилига эгадир. Бундай имкониятни амалга оширишнинг энг муҳим ҳусусияти, шундан иборатки, бир дастур натижаси, иккинчи дастур учун бошланғич маълумот бўлиши мумкин. Бу дегани, катта дастур композициялари, мавжуд кичик дастурлар ёрдамида яратилиши мумкинлигидир. Бунда янги дастур яратишга хожат йўқлигидир.

UNIX – тизими тизимли ва амалий дастурларига, матн редакторлари, команда тилининг дастурловчи интерпретаторлари, бир нечта оммавий дастурлаш тиллари компилятори (С, С++, ассемблер, PERL, FORTRAN ва ҳ.к.лар), компановкачилар (дастурлараро алоқа редакторлари), созловчилар (отладчики), кўпсонли тизимли ва фойдаланувчи дастурлари кутубхонаси, маълумотлар базасини юритиш ва ажратиш воситалари, кўп сонли администрловчи ва хизмат қилувчи дастурлар киради. Бу дастурларнинг анчайин қисми учун хужжатлар мавжуд бўлиб, дастур матнлари яхши изохлангандир. Бундан ташқари, хужжат ва тавсифлардан фойдаланувчи интерактив режимда фойдалана олиш мумкин.

Тўлиқ ҳимояга эга бўлган файл тизимидан фойдаланилади, қурилмалар мустақиллиги таъминланади.

UNIX тизими марказий қисми-ядродир (kernel). У кўп сонли модуллардан иборат бўлиб, архитектура жиҳатдан монолит ҳисобланади. Аммо, ядрода ҳар доим 3 та тизимни ажратиш мумкин: жараёнларни бошқариш; файлларни бошқариш; марказий қисм ва периферик қурилмалар ўртасида киритиш ва чиқариш амалларини бошқариш.

Жараёнларни бошқариш тизими жараёнларни диспетчерлаш, ва бажаришни, уларни синхронлаштиришни ва ҳар турли жараёнлар аро алоқани ташкил этади. Жараёнларни бошқариш асосий функцияси – бу оператив хотирани бошқариш ва (замонавий тизимлар учун) виртуал хотирани ташкил этишдир.

Файлларни бошқариш тизими, жараёнларни бошқариш тизими билан ҳам, драйверлар билан ҳам қатъий боғлангандир. Компьютер таркибидаги қурилмаларга ва ечилаяпган масалаларга қараб, ядро қайта компиляция қилиниши мумкин. Ҳамма драйверлар ҳам ядро таркибида бўлмаслиги мумкин, бир қисми ядродан чақирилиши мумкин. Бундан ташқари, тизимли функцияларининг жуда кўпчилиги, ядрога кирмайдиган, аммо ядродан чақириладиган тизимли дастур модуллари ёрдамида бажарилади.

Ядро, бошқа тизимли модуллар билан бажариши керак бўлган функциялар қатъий равишда стандартлаштирилган.

Юқорида айтилганлар ҳисобига, UNIX нинг турли версиялари ва турли аппарат таъминоти ўртасидаги кодларни кўчириб ўтказувчанликка эришилади.

 

Асосий тушунчалар

UNIX ОТ ни асосий устунлиги шундан иборатки, бу тизим ҳам сонли тушунчларга асосланади.

Виртуал машина. UNIX тизими кўп фойдаланувчилидир. Ҳар бир фойдаланувчига, у рўйхатдан ўтгандан сўнг, виртуал компьютер берилади, бу виртуал компьютер ҳамма зарурий ресурсларга эга: процессор (процессор вақти, доира ёки коруселли, диспетчерлаш ва динамик приоритетлардан фойдаланиб ажратилади), оператив хотира, қурилма, файллар. Бундай виртуал компьютер жорий ҳолати “образ” деб аталади. Жараён-образли бажарилиши дейиш мумкин.

Жараён образи қуйидагилардан ташкил топади:

-                                образ хотираси

-                                процессор умумий регистрлари қиймати

-                                файл жорий каталоги

-                                бошқа маълумотлар

 

Фойдаланувчи

Юқорида айтиб ўтганимиздек, UNIX ОТ и кўп фойдаланувчили интерактив тизим сифатида назарда тутилган эди. Бошқача айтганда, UNIX мультитерминалли ишлаш учун мўлжалланган. Иш бошлаш учун, фойдаланувчи ўз кириш пароли ва номини (name, login) киритади, бу ҳол ҳисобга олинган фойдаланувчи учун ўринлидир.

Янги фойдаланувчини одатда администратор ҳисобга олади. Фойдаланувчи ўз ҳисоб номини ўзгартира олмайди, аммо ўз паролини ўрнатиши ёки ўзгартириш мумкин. Пароллар алоҳида файлда кодланган ҳолда сақланади.

UNIX ОТ ядроси ҳар бир фойдаланувчини унинг идентификатори (user Identifier, UID) орқали идентификация қилади. (тизимда ҳисобга олинадиган ягона бутун қиймат орқали). Бундан ташқари, ҳар бир фойдаланувчи маълум гуруҳга мансубдир, бу ҳол ҳам маълум бутун қиймат орқали идентификация қилинади. (Group Identifier, GID). UID ва GID қиймати ҳар бир ҳисобга олинган фойдаланувчи учун, тизим ҳисоб файлларида сақланади ва фойдаланувчи тизимга кирганда ишга команда интерпретатори бажариладиган жараёнга ёзилади. Ва бу қиймат, шу фойдаланувчи номидан ишга тушириладиган ҳар бир жараёнга меърос бўлиб ўтади ва ядро томонидан файлларга мурожаат, дастурлар бажарилиши ҳуқуқини назорат қилиш учун фойдаланилади.

UNIX ОТ и файл тизими дарахт структурасига эга. Ҳар бир ҳисобга олинган фойдаланувчи учун, файл тизими маълум каталоги мос келади (бу “домашний” каталог дейилади). Тизимга киришда, фойдаланувчи ўз каталогидаги барча каталог ва файллардан чексиз фойдаланиш ҳуқуқига эга бўлади. Фойдаланувчи ўз каталогидаги  каталог ва файлларни яратиши, олиб ташлаши ва ўзгартириши мумкин. Бошқа файлларга мурожаат ҳуқуқига қараб, чегараланган бўлади.

Албатта, ҳисобга олинган фойдаланувчи сифатида иш тутадиган тизим администратори, бутун тизимни бошқариш учун оддий фойдаланувчига нисбатан кўпроқ ҳуқуқга эгадир. UNIX ОТ да бу ҳол администратор UID га ягона нол қийматини бериш билан ечилади, бу фойдаланувчи демак суперфойдаланувчидир (яъни администратор).

         Бу фойдаланувчи тизим устидан тўлиқ назоратга эгадир. Суперфойдаланувчи учун ресурслардан фойдаланишга чегара йўқдир. Оддий фойдаланувчиларга файл ўлчами, бўлинадиган хотира максимал хажм ва х.к.ларга чегара қўйилган бўлади. Администратор бу чегараларни, бошқа фойдаланувчилар ўзгартириши мумкин. Администратор ҳам ўзи учун оддий  ҳисоб ёзуви  ташкил этади, аммо тизимни администрлаш учун “SU” командасидан фойдаланади (қайтиш командаси эса “exit”).

Фойдаланувчи интерфейси. Фойдаланувчининг UNIX тизими билан мулоқоти команда тилига асослангандир. Фойдаланувчи тизимга киргандан сўнг, унинг учун команда интерпретаторларидан бири ишга тушади. Одатда, тизимда бир-бирига ўхшаш, аммо ўз имкониятлари билан фарқ қиладиган тилли команда интерпретаторлари қўлланилади. Ихтиёрий команда интерпретатори UNIX ОТ и учун – қобиқ (“оболочка” – spell дир). Чунки ҳар қандай интерпретатор тизим ядроси ташқи муҳитидан иборатдир Linux тизимида команда интерпретори – “bash” дир.

         Чақирилган команда интепретатори, фойдаланувчига команда қатори киритишга таклиф беради (ёки командалар қатори ва х.к.). Навбатдаги команда бажарилганд сўнг, терминал экранига натижа чиққандан сўнг, интерпретатор яна команда қаторини киритишга таклиф беради, шундай қилиб  тизимдан чиқмагунча шу ҳол давом этади.

         UNIX да фойдаланувчи команда тиллари етарли даражада соддадир ва шу билан бирга мураккаб дастурлар ёзиш учун етарли даражада кучлидир.

         Ҳозирги вақтда кўпроқ график интерфейслардан фойдаланилгани учун, UNIX ОТ ларида ҳам кўпинча X-Window да ишлашмоқда. X-Window – бу фойдаланувчиларга ўз тизимлари ва масалалари билан график режимда мулоқот имконини беради.

         Команда қатори, команда номи (бажариладиган файл номи), унинг кетидан аргументлар рўйхатидан иборатдир. Ҳар қандай команда тили уч қисмдан иборатдир:

·        хизматчи конструкциялар; улар матн қатори билан амаллар бажариш ва оддий командалар асосида мураккаб командалар яратишга имкон беради.

·        қўйилган командалар (встроенный) команда тили томонидан бевосита бажариладиган команда

·        алоҳида бажариладиган файллар билан ифодаланадиган командалар.

Охирги кўринишдаги командалар ўз ичига  стандарт команда (тизимли утилиталар) ва фойдаланувчи яратган командалардан иборатдир.

         Жараёнлар. UNIX тизимида жараён – бу мумтоз маънода шахсий виртуал маконда бажариладиган жараёндир. Фойдаланувчи тизимга кирганда, команда интерпретатори дастури бажариладиган жараён автоматик тарзда яратилади. Агар команда интерпретаторига, бажарилаяпган  файлга мос команда учраса, у янги жараён яратади ва унда “main” функциясидан бошлаб мос дастурни ишга туширади. Бу ишга туширилган дастур ўз навбатида жараён яратиши ва унда бошқа дастурни ишга туширади ва х.к. Янги жараённи ташкил этиш ва унда дастурни ишга тушириш учун иккита тизимли чақириш API – fork () ва exec (имя выполняемого файла – бажарилувчи файл номи). fork () – тизимли чақириш, ҳолати асосий жараён ҳолатига ўхшаш бўлган  янги  адрес маконини яратишга олиб келади. (яъни унда ўша дастур ва маълумотлар мавжуддир). Янги жараён учун, ҳамма маълумотлар сегментик нусхалари ташкил этилади.

UNIX ОТ и ишлаши. Жараёнларни бажарилиши.

Жараёнлар икки ҳолатдан биттасида бажарилиши мумкин: фойдаланувчи ва тизимли фойдаланувчи ҳолатида, жараён фойдаланувчи дастурини бажаради ва фойдаланувчи маълумотлар сегментидан фойдаланиши мумкин. Тизимли ҳолатда жараён ядро дастурини бажаради ва тизимли маълумотлар сегментидан фойдаланиши мумкин.

         Фойдаланувчи жараёнига тизимли функцияни бажариш талаб этилса, у тизимли чақириқ қилади. Амалда, тизим ядросини дастур сифатида чақириғи рўй беради. Шу вақтдан бошлаб, тизимли чақириқдан бошлаб, жараён тизимли  жараён ҳисобланади. Шундай қилиб, фойдаланувчи ва тизимли жараёнлар, бир жараённинг икки фазосидир, аммо улар бир-бири билан хеч қачон кесишмайдилар. Ҳар бир фазо ўз стекидан фойдаланади.

Масала стеки, аргумент, локал ўзгарувчилар ва масала режимида бажариладиган функциялар маълумотларни ўз ичига олади. Диспетчер жараёни фойдаланувчи фазасига эга эмас.

UNIX тизимларида вақт ажратилиши ташкил этилади, яъни ҳар бир жараёнга вақт кванти ажратилади, ёки квант тугаши билан у тўхтайди ва вақт янги кванти берилиши билан, у ўзининг бажарилишини давом эттиради. 

Диспетчерлаш механизми, ҳамма жараёнлар орасида процессор вақтини тақсимлайди. Фойдаланувчи жараёнларига приоритет, у олган процессор вақтига қараб берилади. Ҳамма тизимли жараёнлар, фойдаланувчи жараёнларига нисбатан юқори приоритетга эгадир ва шунинг учун ҳам биринчи навбатда уларга хизмат қилинади.

Киритиш ва чиқариш тизими. UNIX да киритиш ва чиқариш функциялари асосан 5 та тизимли чақириш билан амалга оширилади: open, close, read, write  ва seek.

Файл тизими. UNIX тизимида файл ихтиёрий мурожаатли символлар мажмуасидан иборатдир. Файлга маълумотлар, фойдаланувчи томонидан жойлаштирилиши  мумкин, ва у бошқа структурага эга бўлмайди.

 

Файл тизими структураси.

Жараёнлар орасидаги ўзаро алоқа. UNIX ОТ и клиент-сервер технологияясига тўлиқ жавоб беради. Бу универсал модел ихтиёрий мураккабликдаги, шу билан бир қаторда тармоқ тизимларини қуриш учун асос бўлиб хизмат қилади. Клиент-сервер модели принципида ишлайдиган дастур тизимларини қуриш учун UNIX да қуйидаги механизмлар мавжуд:

-                                сигналлар

-                                семафорлар

-                                дастурли каналлар

-                                хабарлар (сообщении) навбати

-                                хотирани бўлинадиган сегментлари

-                                масофадаги процедураларни чақириш

Сигналлар.

Виртуал компьютерда жараён бажарилишини кўриб чиқсак, (фойдаланувчига бериладиган) у ҳолда бундай тизимда, стандарт талабларга жавоб берадиган узилишлар тизими мавжуд бўлиши керак:

-                                фавқулотда ҳолатларга ишлов бериш

-                                ички ва ташқи узилишиларга ишлов бериш воситалари

-                                узилишлар тизимини бошқариш воситалари

Бу ҳамма талабларга UNIX да сигналлар механизми жавоб беради, у нафақат сигналларни қабул қилиб ишлов беришга имкон беради, балки уларни юзага келтириб бошқа жараёнларга (машиналарга) жўнатишга имкон беради. Сигналлар синхрон ва асинхрон бўлиши мумкин.

Сигналлар, жараёнлар орасидаги ўзаро алоқани оддий формаси сифатида қараши мумкин. Улар бир жараёндан иккинчисига ёки ОТ ядросидан бирор жараёнга, маълум ҳодиса юзага келганлиги ҳақида хабар бериши учун фойдаланилади.

Дастур каналлари UNIX тизимида ўзаро алоқа ва жараёнларни синхронлаштирувчи муҳим воситадир.

Жараёнлар орасида маълумотлар алмашинуви  учун, хабар навбати механизми фойдаланилади.

 

Саволлар:

 

1.UNIX ОТлар оиласи асосий хусусиятлари?

2.UNIX ОТини ишлаб чиқишда кўзда тутилган асосий мақсадлар?

3.UNIX ОТ таркибий қисмлари?

4.UNIX-кўп фойдаланувчилик ОТ?

5.UNIXда фойдаланувчи ва суперфойдаланувчи ва фойдаланувчи интер-фейси?

 

Амалий вазиятни босқичма – босқич таҳлил қилиш ва ҳал этиш бўйича тингловчига методик кўрсатмалар

Кейс-стадини ечиш бўйича индивидуал иш йўриқномаси

1. Аввало, кейс-стади билан танишинг. Муаммоли вазият ҳақида тушунча ҳосил қилиш учун бор бўлган бутун ахборотни диққат билан ўқиб чиқинг. Ўқиш пайтида вазиятни таҳлил қилишга ҳаракат қилинг.

2. Биринчи саволга жавоб беринг.

3. Маълумотларни яна бир маротаба диққат билан ўқиб чиқинг. Сиз учун муҳим бўлган сатрларни қуйидаги ҳарфлар ёрдамида белгиланг:

“Д” ҳарфи – муаммони тасдиқловчи далиллар,

“С” ҳарфи – муаммо сабабларини,

“О.О.Й.” ҳарфлари – муаммони олдини олиш йўллари.

4. Ушбу белгилар 2,3,4 саволларга ечим топишга ёрдам беради.

5. Яна бир бор саволларга жавоб беришга ҳаракат қилинг.

Гуруҳларда кейс-стадини ечиш бўйича йўриқнома.

1. Индивидуал ечилган кейс-стади вазиятлар билан танишиб чиқинг.

2. Гуруҳ сардорини танланг.

3. Ватман қоғозларда қуйидаги жадвални чизинг.

Муаммони таҳлил қилиш ва ечиш жадвали

 

Ишни якунлаб, тақдимотга тайёрланг.

Аудиториядан ташқари бажарилган иш учун баҳолаш мезонлари ва кўрсаткичлари

Тингловчилар рўйхати	Асосий муаммо ажратиб олиниб, тадқиқот объекти аниқланган макс. 6 б	Муаммоли вазиятнинг келиб чиқиш сабаби ва далиллари аниқ кўрсатилган макс. 4 б	Вазиятдан чиқиб кетиш ҳаракатлари аниқ кўрса- тилган макс. 10 б	Жами макс. 20 б

 

 

Аудиторияда бажарилган иш учун баҳолаш мезонлари ва кўрсаткичлари

Гуруҳлар рўйхати	Гуруҳ фаол   макс. 1 б	Маълумотлар кўргазмали тақдим этилди макс. 4 б	Жавоблар тўлиқ ва аниқ берилди   макс. 5 б	Жами   макс. 10 б
1.
2.

 

8-10 балл – “аъло”, 6-8 балл – “яхши”, 4-6 балл – “қониқарли”,              0-4 балл – “қониқарсиз”.

 

IV. Ўқитувчи томонидан кейс-стадини ечиш ва таҳлил қилиш варианти

Кейс-стадидаги асосий муаммо: Телекоммуникацияда қўлланиладиган операцион тизимларнинг афзалликлари ва камчиликларига қаратилган.

Муаммони тасдиқловчи далиллар: Муаммоли вазиятни таҳлил қилишга ҳаракат қиламиз. Қўлланилиш соҳасига кўра операцион тизимларнинг синфланиши.

Бир вақтда бажарадиган масалалар сони бўйича

•      бирмасалали (MS DOS) 

•      кўпмасалали

Ø Пакетли қайта ишлаш тизимли (ОС ЕС)

Ø Вақтни тақсимловчи тизимли (Unix, Linux, Windows)

Ø Реал вақт тизимли (RT11, QNX)

ЭҲМ ОТ дан бир вақтни ўзида фойдаланадиган фойдаланувчилар сони бўйича

•      Бир фойдаланувчилик (MS DOS);

•      Кўп фойдаланувчилик  (Unix, Linux, Windows 95 - XP)

Лицензиялаш тури бўйича:

•      Ёпиқ (Windows оиласи)

•      Очиқ (Linux ва UNIX тизимлари).

Архитектураси бўйича:

•      микроядорли (VxWorks, QNX);

•      монолитли (Windows XP);

•      гибридли (Windows NT, Linux);

Процессорни ишлатиш бўйича:

•      Бир процессорли;

•      Кўп процессорли (OS/2, Net Ware, Widows NT, Охирги замонавий ОТ).

Қўлланиши бўйича:

•      Ишчи станция (DOS, МАС OS, Windows 98, XP, Vista),

•      Сервер (AIX, Windows 2000, Windows Server 2003, Windows Vista Server 2008),

•      Реал вақтли ОТ;

•      Ўрнатилган ОТ (VxWorks, QNX, Nucleus),

•      Мобил қурилмалар учун (Windows CE, Pocket PC, Windows Mobile, Palm OS, Symbian OS, Android OS),

•      Тармоқ маршрутизаторлар учун (Ciscoдан IOS),

Тармоқдаги ҳолати бўйича:

•      локал (DOS);

•      тармоқ (Netware 3.x – 6.x, UNIX, Linux, FreeBSD).

 

Муаммоли вазиятнинг келиб чиқиш сабаблари:

Телекоммуникацияда қўлланиладиган операцион тизимларни танлаш ва тармоқ операцион тизимлари учун хавфсизлик ва ишончлилик масаласи.

 

Муаллиф ўз таклифида муаммони олдини олишда қуйидаги йўлларини кўрсатиб берган:

Операцион тизимларни танлашда фойдаланувчи биринчи навбатда хавфсизлик, ишончлилик ва фойдаланувчи учун қулай бўлган операцион тизимни танлаши ва уларни афзалликлари, камчиликлари, улардан фойдаланишни ўрганиши лозим.

 

Якуний хулоса

Муаммонинг ечими: Операцион тизимлардан фойдаланишни  ўрганиш.

 

Кейс-стади ўқитиш технологияси

Ўқув машғулотининг технологияси модели

Машғулот вақти-2 соат	Тингловчилар сони: 25 –30 та гача
Машғулот шакли ва тури	Амалий-билимларни мустаҳкамлаш ва кўникма ва малакаларни шакллантириш бўйича амалий машғулот
Ўқув машғулот режаси	1. Тингловчилар билимларини фаоллаштириш мақсадида блиц - сўров ўтказиш. 2.Кейс-стади мазмунига кириш. Муаммони ва уни ечиш вазифаларини аниқ ифода этиш. 3.Кейс-стадини гуруҳларда ечиш. 4. Натижалар тақдимоти ва муҳокамасини ўтказиш. 5.Якуний хулоса чиқариш. Эришилган ўқув натижаларига кўра Тингловчилар фаолиятини баҳолаш
Ўқув машғулотининг мақсади: Телекоммуникацияда қўлланиладиган операцион тизимларни танлаш ва тармоқ операцион тизимлари учун хавфсизлик ва ишончлилик масалалари учун оптимал вариантларни танлай олиш кўникмаларини шакллантириш.
Педагогик вазифалар: - кейс-стади вазияти билан таништириш, муаммони ва уни ечиш вазифаларини ажратишни ўргатиш; - муаммони ечиш бўйича операцион тизимларни тушунтириш; - операцион тизимларни таҳлил этишни тушунтириш. - бўйича операцион тизимларда энг оптимал вариантни танлашни ўргатиш - мантиқий хулоса чиқаришга кўмак бериш	Ўқув фаолиятининг натижалари: - кейс-стади мазмуни билан олдиндан танишиб чиқиб, ёзма тайёргарлик кўради; - вазиятга қараб муаммони ва уни ечиш бўйича вазифаларни таърифлайди; - муаммони ечиш бўйича аниқ вазиятларнинг кетма – кетлигини аниқлайди: - уларни қиёсий таҳлил қила олади; - муаммоли вазифаларни ечишда назарий билимларини қўллайди; - муаммони аниқлаб, уни ҳал қилишда ечим топади; - якуний мантиқий хулосалар чиқаради.
Ўқитиш методлари	Кейс-стади, ақлий ҳужум, инсерт, мунозара, амалий усул
Ўқув фаолиятини ташкил этиш шакллари	Ўқув материали, тингловчига услубий кўрсатмалар, тақдимот, флипчарт
Ўқитиш воситалари	Индивидуал, фронтал, жамоа, гуруҳларда ишлаш
Ўқитиш шароити	Гуруҳларда ишлашга мўлжалланган, аудитория
Қайтар алоқанинг йўл ва воситалари	Блиц-сўров, тақдимот, кузатув

 

1-илова

Блиц-сўров савол ва жавоблари

№	Савол	Жавоб
1.	Кўп фойдаланувчилик  ОТ турлари.....?	Unix, Linux, Windows 95 – XP операцион тизимлари.
2.	UNIX-тизими афзалликлари	–       Мослашувчанлик (бошқа тизимлар билан); –       Кўпмасалалиликни самарали тадбиқ қилинганлиги; –       Очиқлиги; –       Стандартларга қатъий риоя қилиш ва мавжудлиги; –       Ягона файл тизими; –       Кучли буйруқ тили; –       Дастурий маҳсулотларни кўплиги; –       TCP/IP стек протоколлари жорий қилинганлиги; –       Сервер ва ишчи станция сифатида ишлай олиши.
3.	Замонавий ОТ ларга талаблар	·                    Кенгаювчанлик ·                    Кўп платформалик ·                    Мосланувчанлик ·                    Ишончлилик, барқарорлик ва тайёргарлик ·                    Хавфсизлик
4.	ОТ ни қурилишини асосий тамойиллари	1.     Модуллилик 2.     Танловчанлик 3.     Қайта шаклланувчанлик/ҳосил қилувчанлик 4.     Қўшимча функциялилик 5.     Виртуаллаштириш 6.     Ташқи қурилма дастурига боғланмаганлик 7.     Мосланувчанлик 8.     ОТ ни очиқлилиги ва кенгаювчанлиги 9.     Мобиллилик 10.                       Ҳисоблаш хавфсизлигини таъминлаш
5.	ОТ ядро модули нима?	ОТ ядро модули қуйидаги базавий функцияларни бажаради: -жараёнларни бошқариш -хотирани бошқариш -киритиш/чиқариш қурилмаларини бошқариш Ядро ҳисоблаш жараёнини ташқил этиш вазифасини ҳал қилишни таъминлайди: варақларни юклаш, ёпиш, узилишларни қайта ишлаш.

 

 

 

V. МУСТАҚИЛ ТАЪЛИМ МАВЗУЛАРИ

 

Мустақил ишни ташкил этишнинг шакли ва мазмуни

 

Талаба мустақил ишининг асосий мақсади – ўқитувчининг раҳбарлиги ва назоратида муайян ўқув ишларини мустақил равишда бажариш учун билим ва кўникмаларни шакллантириш ва ривожлантириш.

Талаба мустақил ишни тайёрлашда муайян фаннинг хусусиятларини ҳисобга олган ҳолда қуйидаги шакллардан фойдаланиш тавсия этилади:

-       дарслик ёки ўқув қўлланмалар бўйича фанлар боблари ва мавзуларини ўрганиш;

-       тарқатма материаллар бўйича маърузалар қисмини ўзлаштириш;

-       махсус ёки илмий адабиётлар (монографиялар, мақолалар) бўйича фанлар бўлимлари ёки мавзулари устида ишлаш;

-       талабанинг ўқув-илмий-тадқиқот ишларини бажариш билан боғлиқ бўлган фанлар бўлимлари ёки мавзуларни чуқур ўрганиш.

“Телекоммуникацияда операцион тизимлар” фанидан талабаларнинг мустақил ишларини реферат, семинар, маъруза тайёрлаш, бошқа шаклларда ташкил этилиши тавсия этилади. Мустақил иш мавзуларини белгилашда маъруза ва амалиёт машғулотлари мавзуларини тўлдиришга ҳаракат қилиниши лозим.

Тавсия этилаётган мустақил ишларнинг мавзулари

1. Телекоммуникацияда операцион тизимлар фанига кириш. Фаннинг мақсади ва вазифалари. Операцион тизим тушунчаси ва ОТ ларнинг классификацияланиши.

2. Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Процессор ишини бошқариш.

3. Операцион тизимларнинг асосий функциялари. Операцион тизимлар-да жараёнларни лойиҳалаштириш ва бошқариш.

4. Операцион тизимларнинг амалиётда ва телекоммуникацияда қўллани-лиши.

5. Операцион тизимларда маълумот алмашиш ва тармоқ функциялари-нинг ташкиллаштирилиши. Тармоқ операцион тизимлари.

6. Замонавий коммуникация тизимларининг тузилиши. Коммуникация тизимларида операцион тизимлар ва уларнинг асосий вазифалари.

7. Windows операцион тизими ва унинг тузилиш ва ишлаш принциплари.

8. Unix операцион тизимлари (Solaris, FreeBSD) ва унинг тузилиш ва ишлаш принциплари.

9. Linux операцион тизими ва унинг тузилиш ва ишлаш принциплари.

10. Android операцион тизими ва унинг тузилиш ва ишлаш принциплари.

11. Cisco IOS операцион тизими ва унинг тузилиш ва ишлаш принцип-лари.

12. Novell NetWare операцион тизими ва унинг тузилиш ва ишлаш принциплари.

13. ZyXEL ZyNOS операцион тизими ва унинг тузилиш ва ишлаш принциплари.

14. Ўрнатилган тизимларнинг операцион тизимлари. Мини ва микро операцион тизимларнинг тузилиши. Embedded Linux операцион тизими.

VI. ГЛОССАРИЙ

 

VII. АДАБИЁТЛАР РЎЙХАТИ

 

Махсус адабиётлар:

 

1.     Андреев А. Г и др. Microsoft Windows 2000 Server и Professio-nal / Под общ. ред. А.Н. Чекмарева и Д.Б. Вишнякова. - СПб.: БХВ - Петербург, 2001. - 1056 с.: ил.

2.    Андреев А. Г. и др. Microsoft Windows ХР. Руководство администратора/ Под общ. ред. А. Н. Чекмарева. - СПб.: БХВ - Петербург,

2014.       - 848 с.: ил.

3.    Бэкон Д., Харрис Т. Операционные системы. - СПб.: Питер, 2004. - 800 с.: ил.

4.    Вишневский А. В. Windows Server 2003. Для профессионалов. - СПб.: Питер, 2004. - 767 с.: ил.

5.       Гордеев А.В.Операционные системы. - СПб.: Питер, 2005. - 418 с.: ил.

6.    Гордеев А. В., Молчанов А. Ю. Системное программное обеспечение. - СПб.: Питер, 2001. - 736 с.: ил.

7.    Назаров С. В. Администрирование локальных сетей Windows NT/2000/NET: Учеб, пособие. - М.: Финансы и статистика, 2003. - 478 с.: ил.

8.    Новиков Ю., Черепанов А. Персональные компьютеры: аппаратура, системы, Интернет: Учебный курс. - СПб.: Питер, 2001- 464 с.: ил.

9.    Олаф Кирх. Linux: Руководство администратора сети. - СПб.: Питер, 2000. - 242 с.: ил.

10.    Олифер В.Г, Олифер Н. А. Сетевые операционные системы. - СПб.: Питер, 2001. - 544 с.: ил.

11.    Основы операционных систем: Курс лекций. / Е. Карпов, К. А, Коньков. - М.: ИНТУИТ.РУ «Интернет-Университет Информационных Технологий», 2004. - 632 с.: ил.

12.    Партыка Т. Л., Попов И. И. Операционные системы, среды и оболочки. - М.: ФОРУМ - ИНФРА-М, 2005. - 400 с.: ил.

13.     Таненбаум Э. Современные операционные системы. - СПб.: Питер,

2015.       - 1040 с.: ил.

14.    Таненбаум Э., М. ван Сгпеен. Распределенные системы. Принципы и парадигмы. - СПб.: Питер, 2003. - 877 с.: ил.

15.  Ханикаш Дж.Знакомство с Microsoft Windows Server 2003: Пер. с англ. - М.: Издательско-торговый дом «Русская Редакция», 2003. - 464 с.: ил.

16.   Чекмарев А. Н, Вишневский А. В., Кокорева О. И. Microsoft Windows Server 2003. - СПб.: БХВ - Петербург, 2003. - 1184 с.: ил.

17.    Microsoft Windows 2000 8егуег:Учебный курс MCSA/MCSE: Пер. с англ. - М.: Издательско-торговый дом «Русская Редакция», 2002. - 912 с.: ил.

18.    Microsoft Windows ХР Professional: Учебный курс MCSA/MCSE: Пер. с англ. - М.: Издательско-торговый дом «Русская Редакция», 2002. - 1008 с.: ил

 

 

Интернет ресурслар:

 

5.     http://www.ieee.org

6.     http://www.os.com

7.     http://www.tuit.uz

8.     http://www.ni.com

9.     http://www.oculus-rift.com