Pengantar Sistem Operasi Komputer

Plus Studi Kasus Kernel Linux

Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR)

Silakan menyalin, mengedarkan, dan/atau, memodifikasi bagian dari dokumen – $Revision: 1.9.2.10 $ – – yang dikarang oleh Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR), sesuai dengan ketentuan "GNU Free Documentation License versi 1.1" atau versi selanjutnya dari FSF (Free Software Foundation); tanpa bagian "Invariant", tanpa teks "Front-Cover", dan tanpa teks "Back-Cover". Lampiran A ini berisi salinan lengkap dari lisensi tersebut. Ketentuan ini TIDAK berlaku untuk bagian dan/atau kutipan yang bukan dikarang oleh Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR).



Persembahan

Buku ini dipersembahkan dari Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR), oleh Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR), untuk siapa saja yang ingin mempelajari Sistem Operasi dari sebuah komputer. Buku ini bukan merupakan karya individual, melainkan merupakan hasil keringat dari ratusan peserta Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR)! Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR) ini merupakan Gabungan Kelompok Kerja 21–28 Semester Genap 2002/2003, 41–49 Semester Ganjil 2003/2004, dan 51 Semester Genap 2003/2004, Mata Kuliah IKI-20230 Sistem Operasi, Fakultas Ilmu Komputer Universitas Indonesia (http://rms46.vlsm.org/2/101.html -- http://www.cs.ui.ac.id/), yang namanya tercantum berikut ini:

Kelompok 21. Kelompok ini merupakan penjamin mutu yang bertugas mengkoordinir kelompok 22-28 pada tahap pertama dari pengembangan buku ini. Kelompok ini telah mengakomodir semua ide dan isu yang terkait, serta proaktif dalam menanggapi isu tersebut. Tahap ini cukup sulit dan membingungkan, mengingat sebelumnya belum pernah ada tugas kelompok yang dikerjakan secara bersama dengan jumlah anggota yang besar. Anggota dari kelompok ini ialah: Dhani Yuliarso (Ketua), Fernan, Hanny Faristin, Melanie Tedja, Paramanandana D.M., Widya Yuwanda.

Kelompok 22. Kelompok ini merancang bab 1 (lama) yang merupakan penjelasan umum perihal sistem operasi serta perangkat keras/lunak yang terkait. Anggota dari kelompok ini ialah: Budiono Wibowo (Ketua), Agus Setiawan, Baya U.H.S., Budi A. Azis Dede Junaedi, Heriyanto, Muhammad Rusdi.

Kelompok 23. Kelompok ini merancang bab 2 (lama) yang menjelaskan managemen proses, thread, dan penjadualan. Anggota dari kelompok ini ialah: Indra Agung (Ketua), Ali Khumaidi, Arifullah, Baihaki Ageng Sela, Christian K.F. Daeli, Eries Nugroho, Eko Seno P., Habrar, Haris Sahlan.

Kelompok 24. Kelompok ini merancang bab 3 (lama) yang menjelaskan komunikasi antar proses dan deadlock. Anggota dari kelompok ini ialah: Adzan Wahyu Jatmiko (Ketua), Agung Pratomo, Dedy Kurniawan, Samiaji Adisasmito, Zidni Agni.

Kelompok 25. Kelompok ini merancang bab 4 (lama) yang menjelaskan segala hal yang berhubungan dengan memori komputer. Anggota dari kelompok ini ialah: Nasrullah (Ketua), Amy S. Indrasari, Ihsan Wahyu, Inge Evita Putri, Muhammad Faizal Ardhi, Muhammad Zaki Rahman, N. Rifka N. Liputo, Nelly, Nur Indah, R. Ayu P., Sita A.R.

Kelompok 26. Kelompok ini merancang bab 5 (lama) yang menjelaskan segala hal yang berhubungan dengan managemen sistem berkas. Anggota dari kelompok ini ialah: Rakhmad Azhari (Ketua), Adhe Aries P., Adityo Pratomo, Aldiantoro Nugroho, Framadhan A., Pelangi, Satrio Baskoro Y.

Kelompok 27. Kelompok ini merancang bab 6 (lama) yang menjelaskan segala hal yang berhubungan dengan managemen I/O dan Disk. Anggota dari kelompok ini ialah: Teuku Amir F.K. (Ketua), Alex Hendra Nilam, Anggraini Widjanarti, Ardini Ridhatillah, R. Ferdy Ferdian, Ripta Ramelan, Suluh Legowo, Zulkifli.

Kelompok 28. Kelompok ini merancang bab 7 (lama) yang menjelaskan segala hal yang berhubungan dengan Studi Kasus GNU/Linux. Anggota dari kelompok ini ialah: Christiono H3ndra (Ketua), Arief Purnama L.K., Arman Rahmanto, Fajar, Muhammad Ichsan, Rama P. Tardan, Unedo Sanro Simon.

Kelompok 41. Kelompok ini menulis ulang bab 1 yang merupakan pecahan bab 1 yang lama. Anggota dari kelompok ini ialah: Aristo (Ketua), Ahmad Furqan S K., Obeth M S.

Kelompok 42. Kelompok ini menulis ulang bab 2 yang merupakan bagian akhir dari bab 1 yang lama. Anggota dari kelompok ini ialah: Puspita Kencana Sari (Ketua), Retno Amelia, Susi Rahmawati, Sutia Handayani.

Kelompok 43. Kelompok ini menulis ulang/memperbaiki bab 2 lama (kini bab 3) yang membahas managemen proses, thread, dan penjadualan. Anggota dari kelompok ini ialah: Agus Setiawan (Ketua), Adhita Amanda, Afaf M, Alisa Dewayanti, Andung J Wicaksono, Dian Wulandari L, Gunawan, Jefri Abdullah, M Gantino, Prita I.

Kelompok 44. Kelompok ini menulis ulang/memperbaiki bab 3 lama (kini bab 4) yang membahas komunikasi antar proses dan deadlock. Anggota dari kelompok ini ialah: Arnold W (Ketua), Antonius H, Irene, Theresia B, Ilham W K, Imelda T, Dessy N, Alex C.

Kelompok 45. Kelompok ini menulis ulang/memperbaiki bab 4 lama (kini bab 5) yang membahas segala hal yang berhubungan dengan memori komputer. Anggota dari kelompok ini ialah: Bima Satria T (Ketua), Adrian Dwitomo, Alfa Rega M, Boby, Diah Astuti W, Dian Kartika P, Pratiwi W, S Budianti S, Satria Graha, Siti Mawaddah, Vita Amanda.

Kelompok 46. Kelompok ini menulis ulang/memperbaiki bab 5 lama (kini bab 6) yang membahas segala hal yang berhubungan dengan managemen sistem berkas. Anggota dari kelompok ini ialah: Josef (Ketua), Arief Aziz, Bimo Widhi Nugroho, Chrysta C P, Dian Maya L, Monica Lestari P, Muhammad Alaydrus, Syntia Wijaya Dharma, Wilmar Y Ignesjz, Yenni R.

Kelompok 47. Kelompok ini menulis ulang/memperbaiki bab 6 lama (kini bab 7) yang membahas segala hal yang berhubungan dengan managemen I/O dan Disk. Anggota dari kelompok ini ialah: Bayu Putera (Ketua), Enrico, Ferry Haris, Franky, Hadyan Andika, Ryan Loanda, Satriadi, Setiawan A, Siti P Wulandari, Tommy Khoerniawan, Wadiyono Valens, William Hutama.

Kelompok 48. Kelompok ini menulis ulang/memperbaiki bab 6 lama (kini bab 7) yang membahas segala hal yang berhubungan dengan Studi Kasus GNU/Linux. Anggota dari kelompok ini ialah: Amir Murtako (Ketua), Dwi Astuti A, M Abdushshomad E, Mauldy Laya, Novarina Azli, Raja Komkom S.

Kelompok 49. Kelompok ini merupakan koordinator kelompok 41-48 pada tahap kedua pengembangan buku ini. Kelompok ini selain kompak, juga sangat kreatif dan inovatif. Anggota dari kelompok ini ialah: Fajran Iman Rusadi (Ketua), Carroline D Puspa.

Kelompok 51. Kelompok ini bertugas untuk memperbaiki bab 4 yang membahas komunikasi antar proses dan deadlock. Anggota dari kelompok ini ialah: V.A. Pragantha (Ketua), Irsyad F.N., Jaka N.I., Maharmon, Ricky, Sylvia S.

Daftar Isi
Kata Pengantar
1. Konsep Dasar Perangkat Komputer
Pengenalan Sistem Operasi Komputer
Definisi Umum Sistem Operasi
Sejarah Perkembangan Sistem Operasi
Sistem Operasi Komputer Meja (Desktop)
Sistem Operasi Prosesor Jamak
Sistem Operasi Terdistribusi dan Terkluster
Sistem Operasi Waktu Nyata
Aspek Lain Sistem Operasi
Struktur Sistem Komputer
Operasi Sistem Komputer
Struktur I/O
Struktur Penyimpanan
Penyimpanan Hirarkis
Proteksi Perangkat Keras dan Struktur Jaringan
Proteksi Perangkat Keras
Struktur Jaringan
Rangkuman
Latihan
Rujukan
Bibliografi
2. Konsep Dasar Sistem Operasi
Struktur Sistem Operasi
Komponen-komponen Sistem
Managemen Proses
Managemen Memori Utama
Managemen Berkas
Managemen Sistem I/O
Managemen Penyimpanan Sekunder
Sistem Proteksi
Jaringan
Command-Interpreter System
Layanan Sistem Operasi, System Calls, dan System Program
Layanan Sistem Operasi
System Calls
System Program
Struktur Sistem
Struktur Sederhana
Pendekatan Berlapis
Mikrokernel
Mesin Virtual, Desain Sistem dan Implementasinya, dan System Generation
Mesin Virtual Java
Desain Sistem dan Implementasinya
System Generation
Rangkuman
Latihan
Rujukan
3. Proses dan Penjadualan
Konsep Proses
Definisi Proses
Status Proses
Process Control Block
Threads
Penjadualan Proses
Queue Scheduling
Scheduler
Context Switch
Interaksi Proses
Proses yang Kooperatif
Masalah Produser/Konsumer
Hubungan Antara Proses dan Client/Server
Hubungan Antara Proses
Socket Client/Server System
Konsep Thread
Apa itu Thread
Keuntungan Thread
User dan Kernel Threads
Multithreading Models
Fork dan Exec System Call
Cancellation
Penanganan Sinyal
Thread Pools
Thread Specific Data
Pthreads
Ilustrasi Thread dengan Linux dan Java
Thread dengan Linux
Thread dengan Java
Penjadual CPU
Konsep Dasar
Siklus Burst CPU-I/O
Penjadualan CPU
Penjadualan Preemptive
Dispatcher
Kriteria Penjadualan
Penjadualan Preemptive
Algoritma Penjadualan
First-Come, First-Served
Shortest-Job First
Priority
Round-Robin
Multilevel Queue
Multilevel Feedback Queue
Prioritas dan Multiprosesor
Prioritas
Multiprosesor
Sistem Waktu Nyata
Sistem Hard Real-Time
Sistem Soft Real-Time
Rangkuman
Proses
Thread
Penjadualan CPU
Latihan
Proses
Thread
Penjadualan CPU
Client/Server System
Rujukan
4. Sinkronisasi dan Deadlock
Latar Belakang Sinkronisasi
Problema Critical Section
Pengertian Critical Section
Solusi Untuk Dua Proses
Solusi Untuk Proses Jamak: Algoritma Tukang Roti
Perangkat Keras dan Semafor
Peran Perangkat Keras Dalam Proses Sinkronisasi
Metode dalam sinkronisasi perangkat keras
Processor Synchronous
Memory Synchronous
Instruksi Atomic
Semafor
Wait dan Signal
Macam-macam Semafor
Semafor Menyelesaikan Masalah Critical Section
Semafor Menyelesaikan Masalah Sinkronisasi antar Proses
Solusi Pembuatan Counting Semaphore dari Binary Semaphore.
Pemrograman Windows
Pemrograman Javatm
Masalah Umum yang Berkaitan dengan Sinkronisasi
Bounded Buffer(masalah produser konsumer)
Masalah Readers/Writers dan Dining Philosophers
Gambaran Umum Masalah Readers/Writers
Solusi Dengan Pembaca Diprioritaskan
Solusi Dengan Penulis Diprioritaskan
Solusi Dengan Pembaca Dan Penulis Mendapat Prioritas Secara Bergantian
Masalah Dining Philosophers
critical region dan monitor
latar belakang
Critical Region
monitor
Deadlock
Prinsip dari Deadlock
Sumber Daya yang Bisa Dipakai Berulang-Ulang
Sumber Daya Sekali Pakai
Kondisi untuk Terjadinya deadlock
Mengabaikan Masalah deadlock
Mendeteksi dan Memperbaiki
Menghindari deadlock
Pencegahan deadlock
Diagram Graf
Komponen Graf Alokasi Sumber Daya
Deteksi Deadlock Berdasarkan Graf Alokasi Sumber Daya
Algoritma Graf Alokasi Sumber Daya untuk Mencegah Deadlock
Deteksi Deadlock dengan Menggunakan Graf Tunggu
Rangkuman
Latihan
Rujukan
Bibliografi
5. Managemen Memori
Managemen Memori
Latar Belakang
Pemberian Alamat
Ruang Alamat Logika dan Fisik
Pemanggilan Dinamis
Penghubungan Dinamis dan Perpustakaan Bersama
Overlays
Penukaran dan Alokasi Memori
Penukaran
Alokasi Memori Berkesinambungan
Alokasi Memori dan Fragmentasi
Pemberian Halaman
Metode Dasar
Dukungan Perangkat Keras
Proteksi
Keuntungan dan Kerugian Pemberian Halaman
Struktur Tabel Halaman
Tabel Halaman
Pemberian Page Secara Multilevel
Tabel Halaman secara Inverted
Berbagi Halaman
Segmentasi
Arsitektur Segmentasi
Saling Berbagi dan Proteksi
Masalah Dalam Segmentasi
Segmentasi dengan Pemberian Halaman
Penggunaan Segmentasi
Memori Virtual dan Demand Paging
Pengertian
Demand Paging
Skema Bit Valid - Tidak Valid
Penanganan Kesalahan Halaman
Apa yang terjadi pada saat kesalahan?
Kinerja Demand Paging
Permasalahan Lain yang berhubungan dengan Demand Paging
Persyaratan Perangkat Keras
Aspek Permintaan Halaman: Pembuatan Proses
Copy-On-Write
Memory-Mapped Files
Konsep Dasar Pemindahan Halaman
Algoritma Pemindahan Halaman
Algoritma First In First Out (FIFO)
Algoritma Optimal
Algoritma Least Recently Used (LRU)
Algoritma Perkiraan LRU
Algoritma Counting
Algoritma Page Buffering
Strategi Alokasi Frame
Alokasi Frame
Thrashing
Pertimbangan Lain
Prepaging
Ukuran halaman
Jangkauan TLB
Tabel Halaman yang Dibalik
Struktur Program
I/O Interlock
Pemrosesan Waktu Nyata
Windows NT
Solaris 2
Linux
Rangkuman
Latihan
Rujukan
6. Sistem Berkas
Sistem Berkas
Konsep Berkas
Atribut berkas
Jenis Berkas
Operasi Berkas
Struktur Berkas
Metode Akses
Struktur Direktori
Operasi Direktori
Direktori Satu Tingkat (Single Level Directory)
Direktori Dua Tingkat (Two Level Directory)
Direktori dengan Struktur Tree (Tree-Structured Directory)
Direktori dengan Struktur Graf Asiklik (Acyclic-Structured Directory)
Direktori dengan Struktur Graf Umum
Konsep Mounting, Sharing, dan Proteksi
Mounting
Sharing
Proteksi
Implementasi Sistem Berkas
Struktur Sistem Berkas
Implementasi Sistem Berkas
Implementasi Direktori
Filesystem Hierarchy Standard
Pendahuluan
Sistem Berkas
Sistem Berkas Root
Hirarki /usr
Hirarki /var
Konsep Alokasi Blok Sistem Berkas
Metode Alokasi
Manajemen Ruang Kosong
Efisiensi dan Kinerja
Recovery
Log-Structured File System
Rangkuman
Latihan
Rujukan
Rujukan Buku
Rujukan Internet
7. I/O
Perangkat Keras I/O
Perangkat I/O
Pengendali Perangkat
Polling
Interupsi
Direct Memory Access (DMA)
Aplikasi Antarmuka I/O; Subsistem Kernel; Operasi Perangkat Keras
Aplikasi Antarmuka I/O
Kernel I/O Subsystem
Penanganan Permintaan I/O
I/O Streams dan Kinerja I/O
I/O Streams
Kinerja I/O
Managemen Disk
Struktur Disk
Penjadualan Disk
Penjadualan FCFS
Penjadualan SSTF
Penjadualan SCAN
Penjadualan C-SCAN
Penjadualan LOOK
Penjadualan C-LOOK
Pemilihan Algoritma Penjadualan Disk
Managemen Disk; Swap, Struktur RAID; Kaitan Langsung dan Jaringan; Implementasi Penyimpanan Stabil.
Managemen Disk
Managemen Ruang Swap
Struktur RAID
Kaitan Disk
Perangkat Penyimpanan Tersier
Macam-macam Struktur Penyimpanan Tersier
Future Technology
Aplikasi Antarmuka
Masalah Kinerja
Rangkuman
I/O
Disk
Latihan
Daftar Pustaka
8. Studi Kasus: GNU/Linux
Perangkat Lunak Bebas
Konsep Kebebasan
Open source
Public Domain
Copylefted/Non-Copylefted
GPL-covered
GNU
Perangkat Lunak Semi-Bebas
Perangkat Lunak Berpemilik
Freeware
Shareware
Perangkat Lunak Komersial
Sejarah dan Rancangan Dasar GNU/Linux
Sejarah
Kernel Linux
Sistem Linux
Distribusi Linux
Lisensi Linux
Linux Saat Ini
Tux: Logo Linux
Prinsip Rancangan
Prinsip Desain Linux
Komponen Sistem Linux
Kernel
Perpustakaan Sistem
Utilitas Sistem
Modul Kernel Linux
Proses dan Memori
Manajemen Proses
Manajemen Memori
Sistem Berkas dan I/O Linux
Sistem Berkas Linux
I/O Linux
Rangkuman
Latihan
Rujukan
9. Rujukan
Bibliografi
A. GNU Free Documentation License
PREAMBLE
APPLICABILITY AND DEFINITIONS
VERBATIM COPYING
COPYING IN QUANTITY
MODIFICATIONS
COMBINING DOCUMENTS
COLLECTIONS OF DOCUMENTS
AGGREGATION WITH INDEPENDENT WORKS
TRANSLATION
TERMINATION
FUTURE REVISIONS OF THIS LICENSE
How to use this License for your documents
Indeks
Daftar Tabel
3-1. Tabel Flag dan Fungsinya
3-2. Tabel untuk soal 4 - 5
6-1. Direktori/link yang dibutuhkan dalam /.
6-2. Direktori/link yang dibutuhkan dalam /.
6-3. Direktori/link yang dibutuhkan dalam /usr.
6-4. Direktori/link yang merupakan pilihan dalam /usr.
6-5. Direktori/link yang dibutuhkan dalam /var.
6-6. Direktori/link yang dibutuhkan di dalam /var
Daftar Gambar
1-1. Abstraksi Komponen Sistem Komputer
1-2. Arsitektur Komputer von Neumann
1-3. Bagan Memori Untuk Sistem Monitor Batch Sederhana
1-4. Bagan Memori untuk Model Multiprogram System
1-5. Distributed System
1-6. Arsitektur Umum Komputer
1-7. Arsitektur PC Modern
1-8. Struktur I/O
1-9. Struktur Harddisk
1-10. Struktur Optical Drive
1-11. Penyimpanan Hirarkis
1-12. Dual Mode Operation
1-13. I/O Protection
1-14. Memory Protection
1-15. Local Area Network
1-16. Wide Area Network
2-1. Memberikan parameter melalui tabel
2-2. Eksekusi MS-DOS
2-3. Multi program pada Unix
2-4. Mekanisme komunikasi
2-5. Lapisan pada Sistem Operasi
2-6. Tabel Level pada Sistem Operasi
2-7. Lapisan Sistem Operasi secara umum
3-1. Status Proses
3-2. Process Control Block
3-3. Status Proses
3-4. Device Queue
3-5. Diagram Antrian
3-6. Medium-term Scheduler
3-7. Context Switch
3-8. Bounded Buffer Problem
3-9. Produser Bounded Buffer Problem
3-10. Konsumer Bounded Buffer Problem
3-11. Bounded Buffer
3-12. Producer Consumer
3-13. Consumer
3-14. Keluaran Program (1)
3-15. Keluaran Program (2)
3-16. Mailbox
3-17. WebServer
3-18. Thread
3-19. Many-To-One
3-20. One-To-One
3-21. Many-To-Many
3-22. Thread
3-23. Siklus Burst
3-24. Burst
3-25. Grafik Hard Real-Time
3-26. Grafik Soft Real-Time
4-1. Produser/Konsumer
4-2. Counter (1)
4-3. Counter (2)
4-4. Critical Section (1)
4-5. Critical Section (2)
4-6. Algoritma Tukang Roti
4-7. Critical Section
4-8. testANDset
4-9. waitSpinLock
4-10. signalSpinLock
4-11. bounded buffer dengan sinkronisasi
4-12. Ilustrasi Penulis/Pembaca
4-13. Tampilan Layar
4-14. Ilustrasi Penulis/Pembaca
4-15. Tampilan Layar
4-16. Program Dining Philosopher
4-17. Contoh deadlock pada rel kereta
4-18. Contoh Deadlock di Jembatan Gantung
4-19. Contoh Deadlock di Persimpangan Jalan
4-20. Lalulintas
4-21. P-Q
4-22. Deadlock
4-23. Kondisi Deadlock Dilihat dari Safe State
4-24. Proses Pi
4-25. Sumber daya Rj dengan 2 instans
4-26. Proses Pi meminta sumber daya Rj
4-27. Sumber daya Rj yang mengalokasikan salah satu instansnya pada proses Pi
4-28. Graf Alokasi Sumber Daya
4-29. Graf dengan deadlock
4-30. Tanpa deadlock
4-31. Graf alokasi sumber daya dalam status aman
4-32. Graf alokasi sumber daya dalam status tidak aman
4-33. Graf alokasi sumber daya
4-34. Graf tunggu
5-1. Memory Management Unit
5-2. Two-Pass Assembler
5-3. Permasalahan alokasi penyimpanan dinamis
5-4. Penerjemahan Halaman
5-5. Struktur MMU
5-6. Skema Tabel Halaman Dua tingkat
5-7. Tabel Halaman secara Multilevel
5-8. Tabel Halaman secara Inverted
5-9. Arsitektur Segmentasi
5-10. Segmentasi dengan Pemberian Halaman
5-11. Penggunaan Segmentasi dengan Pemberian Halaman pada MULTICS
5-12. Penggunaan Segmentasi dengan Pemberian Halaman pada INTEL 30386
5-13. Memori Virtual
5-14. Bagan proses memory-mapped files
5-15. Kondisi yang memerlukan Pemindahan Halaman
5-16. Pemindahan halaman
5-17. Contoh Algoritma FIFO
5-18. Contoh Algoritma Optimal
5-19. Contoh Algoritma LRU
5-20. Derajat dari Multiprogramming
5-21. Kecepatan page-fault
5-22. Solar Page Scanner
6-1. Single Level Directory
6-2. Two Level Directory
6-3. Tree-Structured Directory
6-4. Acyclic-Structured Directory
6-5. General Graph Directory
6-6. Mount Point
6-7. Disk Organization
6-8. Layered File System
6-9. Schematic View of Virtual File System
6-10. A UNIX directory entry
6-11. Contiguous allocation
6-12. Linked allocation
6-13. Indexed allocation
6-14. Ruang kosong linked list
6-15. Tanpa unified buffer cache
6-16. Menggunakan unified buffer cache
6-17. Macam-macam lokasi disk-caching
7-1. Model Bus Tunggal
7-2. Proses Polling
7-3. Struktur Kernel
7-4. Spooling
7-5. Struktur Stream
7-6. Gambar Komunikasi Interkomputer
7-7. Penjadualan FCFS
7-8. Penjadualan SSTF
7-9. Penjadualan SCAN
7-10. Penjadualan C-SCAN
7-11. Penjadualan LOOK
7-12. Penjadualan C-LOOK
7-13. Contoh Managemen ruang swap: pemetaan swap segmen teks 4.3 BSD
7-14. Contoh Managemen ruang swap: pemetaan swap segmen data 4.3 BSD
7-15. Level RAID
7-16. RAID 0 + 1 dan 1 + 0
8-1. Logo Linux. Sumber: . . .
8-2. Pemetaan Memori Virtual ke Alamat Fisik. Sumber: . . .
8-3. Struktur Sistem Berkas EXT2. Sumber: . . .
8-4. Inode Sistem Berkas EXT2. Sumber: . . .
8-5. CharDev. Sumber: . . .
8-6. Buffer. Sumber: . . .
Daftar Teladan
8-1. Isi Deskriptor Proses
8-2. Antrian Tunggu

Kata Pengantar

Buku ini merupakan hasil karya Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR) Fakultas Ilmu Komputer Universitas Indonesia (Fasilkom UI). Kelompok Kerja 21-28 mengawali penulisan buku ini, lalu Kelompok Kerja 41-49, 51 melakukan revisi dan perbaikan. Tujuan utama penulisan buku ini ialah untuk dimanfaatkan sendiri sebagai rujukan utama pada mata ajar IKI-20230 Sistem Operasi di Fakultas Ilmu Komputer Universitas Indonesia.

Buku ini mencakup delapan pokok bahasan bidang Sistem Operasi. Setiap pokok bahasan dipisahkan ke dalam bab yang tersendiri, yang kemudian dibagi menjadi beberapa sub-pokok bahasan. Setiap sub-pokok bahasan dirancang untuk mengisi satu jam tatap muka kuliah. Buku yang terdiri dari 52 sub-pokok bahasan ini, sehingga cocok untuk sebuah mata ajar dengan bobot empat Satuan Kredit Semester (SKS).

Pembahasan buku ini diawali dengan pengenalan Konsep Dasar Sistem Komputer (Bab 1). Bab ini akan membahas tiga sub-pokok bahasan, yaitu Pengenalan Sistem Operasi Komputer, Pengenalan Perangkat Keras Komputer, serta Aspek Lainnya seperti: Proteksi, Keamanan, Jaringan. Bab ini bersifat pengulangan hal-hal yang menjadi prasyarat untuk buku ini. Jika mengalami kesulitan memahami bab ini, sebaiknya mendalami kembali subyek yang berhubungan dengan Pengantar Organisasi Komputer serta Pengantar Struktur Data.

Bab 2 akan membahas Konsep Dasar Sistem Operasi. Ini merupakan bab yang paling penting dari buku ini.

Bab 3 akan membahas Proses dan Penjadualan.

Bab 4 akan membahas Sinkronisasi dan Deadlock.

Bab 5 akan membahas Managemen Memori.

Bab 6 akan membahas Sistem Berkas.

Bab 7 akan membahas I/O.

Akhirnya, Bab 8 akan membahas sebuah studi kasus yaitu sistem GNU/Linux.

Setiap bab berisi soal-soal latihan agar para pembaca dapat mengulas kembali pembahasan pada bab tersebut dan mengevaluasi sejauh mana pengetahuan mengenai bab tersebut. Gambar dipilih sedemikian rupa sehingga dapat memberikan ilustrasi yang membantu pembaca untuk lebih memahami pembahasan.

Kami menyadari bahwa pada buku ini sangat berbau buku karya Schilberschatz dan kawan-kawan. Kebanyakan sub-pokok bahasan buku ini memang berbasis kerangka kerja (framework) buku tersebut. Diharapkan secara perlahan, bau tersebut akan pudar pada revisi-revisi yang mendatang. Silakan menyampaikan kritik/tanggapan/usulan anda ke .


Bab 1. Konsep Dasar Perangkat Komputer

Sebuah komputer modern merupakan sistem yang kompleks. Komputer tersebut, secara fisik terdiri dari beberapa bagian seperti prosesor, memori, disk, pencetak (printer), serta perangkat lainnya. Sebuah komputer dapat menjalankan berbagai perangkat lunak aplikasi (software aplication). Sebuah sistem operasi merupakan perangkat lunak penghubung antara perangkat keras (hardware) dengan perangkat lunak aplikasi tersebut di atas.

Secara singkat, bab pendahuluan ini akan memberikan gambaran umum perihal komponen-komponen komputer tersebut. Mula-mula, akan diperkenalkan apa yang dimaksud dengan sistem operasi. Uraian yang lebih lengkap akan dilanjutkan pada bab berikutnya (Bab 2). Selanjutnya, akan diuraikan aspek-aspek yang terkait dengan perangkat keras komputer. Aspek-aspek tersebut diperlukan untuk memahami konsep-konsep sistem operasi yang akan dijabarkan dalam buku ini. Selain itu, akan dibahas perihal proteksi perangkat keras, keamanan, serta jaringan komputer. Tentunya tidak dapat diharapkan bahwa pembahasan yang dalam. Rincian lanjut, sebaiknya dilihat pada rujukan yang berhubungan dengan "Pengantar Organisasi Komputer", "Pengantar Struktur Data", serta "Pengantar Jaringan Komputer".


Pengenalan Sistem Operasi Komputer

Definisi Umum Sistem Operasi

Gambar 1-1. Abstraksi Komponen Sistem Komputer

Para pembaca sepertinya pernah mendengar istilah "sistem operasi". Mungkin pula pernah berhubungan secara langsung atau pun tidak langsung dengan istilah tersebut. Namun, belum tentu dapat menjabarkan perihal apa yang sebetulnya dimaksud dengan kata "sistem operasi". Sebaliknya, banyak pula yang pernah mendengar merek dagang "WindowsTM [1])" atau pun istilah "GNU/Linux [2])", lalu mengidentikkan nama Windows TM atau GNU/Linux dengan istilah "sistem operasi" tersebut. Mendefinisikan istilah "sistem operasi" mungkin merupakan hal yang mudah, namun mungkin juga merupakan hal yang sangat ribet!

Sistem operasi merupakan salah satu komponen utama dari sebuah "sistem komputer". Komponen komputer lainnya ialah "perangkat keras", "perangkat lunak aplikasi", dan "para pengguna" (Gambar 1-1). "Perangkat keras" merupakan penyedia sumber daya untuk komputasi. Perangkat keras merupakan benda konkret yang dapat dilihat dan disentuh. Perangkat lunak merupakan sarana yang memberitahukan perangkat keras apa yang harus dikerjakannya. Berbeda dengan perangkat keras, perangkat lunak merupakan benda abstrak yang hanya dapat dilihat dari sudut apa yang dilakukannya terhadap perangkat keras. Perangkat lunak dibagi lagi menjadi dua bagian yaitu "sistem operasi" dan "program aplikasi". Program aplikasi merupakan perangkat lunak yang menentukan bagaimana sumber daya digunakan untuk menyelesaikan masalah para pengguna. Terakhir, istilah "pengguna komputer" yang dimaksud di sini dapat berupa manusia, program aplikasi lain, atau pun komputer lain.

Secara lebih rinci, sistem operasi didefinisikan sebagai sebuah program yang mengatur perangkat keras komputer, dengan menyediakan landasan untuk aplikasi yang berada di atasnya, serta bertindak sebagai penghubung antara para pengguna dengan perangkat keras. Sistem operasi bertugas untuk mengendalikan (kontrol) serta mengkoordinasikan pengunaan perangkat keras untuk berbagai program aplikasi untuk bermacam-macam pengguna. Dengan demikian, sebuah sistem operasi bukan merupakan bagian dari perangkat keras komputer, dan juga bukan merupakan bagian dari perangkat lunak aplikasi komputer, apalagi tentunya bukan merupakan bagian dari para pengguna komputer.

Sistem operasi berada di antara perangkat keras komputer dan perangkat aplikasinya. Namun, bagaimana caranya menentukan secara pasti, letak perbatasan antara "perangkat keras komputer" dan "sistem operasi", dan terutama antara "perangkat lunak aplikasi" dan "sistem operasi"? Umpamanya, apakah "Internet Explorer TM[3])" merupakan aplikasi atau bagian dari sistem operasi? Siapakah yang berhak menentukan perbatasan tersebut? Apakah para pengguna? Apakah perlu didiskusikan habis-habisan melalui milis? Apakah perlu diputuskan oleh sebuah pengadilan? Apakah para politisi (busuk?) sebaiknya mengajukan sebuah Rencana Undang Undang Sistem Operasi terlebih dahulu? Ha!

Pengertian dari sistem operasi dapat dilihat dari berbagai sudut pandang. Dari sudut pandang pengguna, sistem operasi merupakan sebagai alat untuk mempermudah penggunaan komputer. Dalam hal ini sistem operasi seharusnya dirancang dengan mengutamakan kemudahan penggunaan, dibandingkan mengutamakan kinerja atau pun utilisasi sumber daya. Sebaliknya dalam lingkungan berpengguna-banyak (multi-user), sistem operasi dapat dipandang sebagai alat untuk memaksimalkan penggunaan sumber daya komputer. Akan tetapi pada sejumlah komputer, sudut pandang pengguna dapat dikatakan hanya sedikit atau tidak ada sama sekali. Misalnya embedded computer pada peralatan rumah tangga seperti mesin cuci dan sebagainya mungkin saja memiliki lampu indikator untuk menunjukkan keadaan sekarang, tetapi sistem operasi ini dirancang untuk bekerja tanpa campur tangan pengguna.

Dari sudut pandang sistem, sistem operasi dapat dianggap sebagai alat yang menempatkan sumber daya secara efisien (Resource Allocator). Sistem operasi ialah manager bagi sumber daya, yang menangani konflik permintaan sumber daya secara efisien. Sistem operasi juga mengatur eksekusi aplikasi dan operasi dari alat I/O. Fungsi ini dikenal juga sebagai program pengendali (Control Program). Lebih lagi, sistem operasi merupakan suatu bagian program yang berjalan setiap saat yang dikenal dengan istilah kernel.

Dari sudut pandang tujuan sistem operasi, sistem operasi dapat dipandang sebagai alat yang membuat komputer lebih nyaman digunakan (convenient) untuk menjalankan aplikasi dan menyelesaikan masalah pengguna. Tujuan lain sistem operasi ialah membuat penggunaan sumber daya komputer menjadi efisien.

Dapat disimpulkan, bahwa sistem operasi merupakan komponen penting dari setiap sistem komputer. Akibatnya, pelajaran "sistem operasi" selayaknya merupakan komponen penting dari sistem pendidikan berbasis "ilmu komputer".

Konsep sistem operasi dapat lebih mudah dipahami, jika juga memahami jenis perangkat keras yang digunakan. Demikian pula sebaliknya. Dari sejarah diketahui bahwa sistem operasi dan perangkat keras saling mempengaruhi dan saling melengkapi. Struktur dari sebuah sistem operasi sangat tergantung pada perangkat keras yang pertama kali digunakan untuk mengembangkannya. Sedangkan perkembangan perangkat keras sangat dipengaruhi dari hal-hal yang diperlukan oleh sebuah sistem operasi. Dalam bagian-bagian berikut ini, akan diberikan berbagai ilustrasi perkembangan dan jenis sistem operasi beserta perangkat kerasnya.


Sejarah Perkembangan Sistem Operasi

Arsitektur komputer tradisional terdiri dari empat komponen utama yaitu "Prosesor", "Memori Penyimpanan", "Masukan" (Input), dan "Keluaran" (Output). Model tradisional tersebut sering dikenal dengan nama arsitektur von Neumann (Gambar 1-2). Pada saat awal, komputer berukuran sangat besar sehingga komponen-komponennya dapat memenuhi sebuah ruangan yang sangat besar. Sang pengguna -- menjadi programmer yang sekali gus merangkap menjadi menjadi operator komputer -- juga bekerja di dalam ruang komputer tersebut.

Gambar 1-2. Arsitektur Komputer von Neumann

Walau pun berukuran besar, sistem tersebut diketegorikan sebagai "komputer pribadi" (PC). Siapa saja yang ingin melakukan koputasi; harus memesan/antri untuk mendapatkan alokasi waktu (rata-rata 30-120 menit). Jika ingin melakukan kompilasi Fortran, maka pengguna pertama kali akan me-load kompilator Fortran, yang diikuti dengan "load" program dan data. Hasil yang diperoleh, biasanya berbentuk cetakan (print-out).

Timbul beberapa masalah pada sistem PC tersebut. Umpama, alokasi pesanan harus dilakukan dimuka. Jika pekerjaan rampung sebelum rencana semula, maka sistem komputer menjadi "idle"/ tidak tergunakan. Sebaliknya, jika perkerjaan rampung lebih lama dari rencana semula, para calon pengguna berikutnya harus menunggu hingga pekerjaan selesai. Selain itu, seorang pengguna kompilator Fortran akan beruntung, jika pengguna sebelumnya juga menggunakan Fortran. Namun, jika pengguna sebelumnya menggunakan Cobol, maka pengguna Fortran harus me-"load" Masalah ini ditanggulangi dengan menggabungkan para pengguna kompilator sejenis ke dalam satu kelompok batch yang sama. Medium semula yaitu punch card diganti dengan tape.

Selanjutnya, terjadi pemisahan tugas antara programer dan operator. Para operator biasanya secara eksklusif menjadi penghuni "ruang kaca" seberang ruang komputer. Para programer yang merupakan pengguna (users), mengakses komputer secara tidak langsung melalui bantuan para operator. Para pengguna mempersiapkan sebuah job yang terdiri dari program aplikasi, data masukan, serta beberapa perintah pengendali program. Medium yang lazim digunakan ialah kartu berlubang (punch card). Setiap kartu dapat menampung informasi satu baris hingga 80 karakter Set kartu job lengkap tersebut kemudian diserahkan kepada para operator.

Perkembangan sistem operasi dimulai dari sini, dengan memanfaatkan sistem batch (Gambar 1-3). Para operator mengumpulkan job-job yang mirip yang kemudian dijalankan secara berkelompok. Umpama, job yang memerlukan kompilator Fortran akan dikumpulkan ke dalam sebuah batch bersama dengan job-job lainnya yang juga memerlukan kopilator Fortran. Setelah sebuah kelompok job rampung, maka kelompok job berikutnya akan dijalankan secara otomatis.

Gambar 1-3. Bagan Memori Untuk Sistem Monitor Batch Sederhana

Pada perkembangan berikutnya, diperkenalkan konsep Multiprogrammed System. Dengan sistem ini job-job disimpan di main memory di waktu yang sama dan CPU dipergunakan bergantian. Hal ini membutuhkan beberapa kemampuan tambahan yaitu: penyediaan I/O routine oleh sistem, pengaturan memori untuk mengalokasikan memory pada beberapa Job, penjadualan CPU untuk memilih job mana yang akan dijalankan, serta pengalokasian perangkat keras lain (Gambar 1-4).

Gambar 1-4. Bagan Memori untuk Model Multiprogram System

Peningkatan lanjut dikenal sistem "bagi waktu"/"tugas ganda"/"komputasi interaktif" (Time-Sharing System/Multitasking - Interactive Computing). Sistem ini, secara simultan dapat diakses lebih dari satu pengguna. CPU digunakan bergantian oleh job-job di memori dan di disk. CPU dialokasikan hanya pada job di memori dan job dipindahkan dari dan ke disk. Interaksi langsung antara pengguna dan komputer ini melahirkan konsep baru, yaitu response time yang diupayakan wajar agar tidak terlalu lama menunggu.

Hingga akhir tahun 1980-an, sistem komputer dengan kemampuan yang "normal", lazim dikenal dengan istilah main-frame. Sistem komputer dengan kemampuan jauh lebih rendah (dan lebih murah) disebut "komputer mini". Sebaliknya, komputer dengan kemampuan jauh lebih canggih disebut komputer super (super-computer). CDC 6600 merupakan yang pertama dikenal dengan sebutan komputer super menjelang akhir tahun 1960-an. Namun prinsip kerja dari sistem operasi dari semua komputer tersebut lebih kurang sama saja.

Komputer klasik seperti diungkapkan di atas, hanya memiliki satu prosesor. Keuntungan dari sistem ini ialah lebih mudah diimplementasikan karena tidak perlu memperhatikan sinkronisasi antar prosesor, kemudahan kontrol terhadap prosesor karena sistem proteksi tidak, teralu rumit, dan cenderung murah (bukan ekonomis). Perlu dicatat yang dimaksud satu buah prosesor ini ialah satu buah prosesor sebagai Central Processing Unit (CPU). Hal ini ditekankan sebab ada beberapa perangkat yang memang memiliki prosesor tersendiri di dalam perangkatnya seperti VGA Card AGP, Optical Mouse, dan lain-lain.


Sistem Operasi Komputer Meja (Desktop)

Dalam pembahasan ini, semua yang layak diletakan di atas meja kerja dikategorikan ke dalam keluarga "komputer meja" (desktop). Salah satu jenis desktop yang paling mudah dikenal ialah komputer personal (PC). Pada awalnya, perangkat keras dari jenis komputer ini relatif sederhana. Sedangkan sistem operasinya hanya mampu secara nyaman, melayani satu pengguna dengan satu job per saat.

Komputer meja beserta sistem operasinya sangat popular sehingga mungkin tidak perlu diperkenalkan di sini. Bahkan, mungkin banyak yang belum menyadari bahwa masih terdapat banyak jenis komputer dan sistem operasi lainnya. Dewasa ini, komputer meja lebih canggih ribuan kali dibandingkan IBM PC yang pertama (1981, prosesor 8088, 4.77 MHz). Sedangkan PC pertama tersebut, beberapa kali lebih canggih dibandingkan Main-Frame tahub 1960-an.

Titik fokus perancangan sistem operasi jenis komputer meja, agak berbeda dibadingkan dengan sistem operasi "main-frame". Pertama, kinerja serta derajat kerumitan komponen perangkat keras komputer meja jauh lebih sederhana (dan murah). Karena itu, "utilisasi" perangkat keras tidak lagi menjadi masalah utama. Kedua, para pengguna Komuputer Meja tidak selalu merupakan "pakar", sehingga kemudahan penggunaan menjadi prioritas utama dalam perancangan sistem operasinya. Ketiga, akibat dari butir kedua di atas, "keamanan" dan "perlindungan" kurang mendapatkan perhatian. Dewasa ini, "virus" dan "cacing" (worm) telah menjadi masalah utama yang dihadapi para pengguna sistem operasi komputer meja tertentu.

Komputer portable (mudah dipindahkan) meniru konsep desktop tetapi jauh lebih hemat dalam penggunaan daya listrik. Dapat digunakan di tempat tanpa catu daya listrik (baterai bertahan cukup lama). Lebih nyaman digunakan untuk bekerja di perjalanan atau pekerjaan yang menuntut fleksibilitas tempat. Kadang masih sulit untuk menjalankan berbagai sistem operasi.

Yang juga termasuk keluarga komputer meja ini ialah komputer jinjing. Pada dasarnya, tidak terdapat banyak perbedaan, kecuali:

a. harganya relatif lebih mahal.

b. penggunaa catu daya internal (beterei) agar catu daya dapat bertahan selama mungkin (rata-rata 3-6 jam).

bobot komputer yang lebih ringan, serta ukuran komputer yang nyaman untuk dijinjing.


Sistem Operasi Prosesor Jamak

Komputer ini memiliki lebih dari satu prosesor. Akibatnya meningkatkan jumlah suatu proses yang dapat diselesaikan dalam satu unit waktu (pertambahan throughput). Perlu diingat hal ini tidak berarti daya komputasinya menjadi meningkat sejumlah prosesornya. Yang meningkat ialah jumlah pekerjaan yang bisa dilakukannya dalam waktu tertentu. Prosesor-prosesor terdapat dalam satu komputer dan dapat membagi peripheral (ekonomis) seperti disk dan catu daya listrik.

Jika satu prossor mengalami suatu gangguan, maka proses yang terjadi masih dapat berjalan dengan baik karena tugas prosesor yang terganggu diambil alih oleh prosesor lain. Hal ini dikenal dengan istilah Graceful Degradation. Sistemnya sendiri dikenal bersifat fault tolerant atau fail-soft system.

Ada dua jenis multiprocessor system yaitu Symmetric MultiProcessing (SMP) dan Asymmetric MultiProcessing (ASMP). Dalam SMP setiap prosesor menjalankan salinan identik dari sistem operasi dan banyak job yang dapat berjalan di suatu waktu tanpa pengurangan kinerja. Sementara itu dalam ASMP setiap prosesor diberikan suatu tugas yang spesifik. Sebuah prosesor bertindak sebagai Master processor yang bertugas menjadualkan dan mengalokasikan pekerjaan pada prosesor lain yang disebut slave processors. Umumnya ASMP digunakan pada sistem yang besar.

Sistem Operasi Jamak memiliki beberapa keunggulan:

a. peningkatan throughput karena lebih banyak proses/thread yang dapat dijalankan sekali gus.

b. Economy of Scale: Ekonomis dalam peralatan yang dibagi bersama.

c. Peningkatan Kehandalan: Jika ada prosesor yang tidak berfungsi.


Sistem Operasi Terdistribusi dan Terkluster

Melaksanakan komputasi secara terdistribusi diantara beberapa prosesor. Hanya saja komputasinya bersifat loosely coupled system yaitu setiap prosesor mempunyai local memory sendiri. Komunikasi terjadi melalui bus atau jalur telepon. Keuntungannya hampir sama dengan multiprocessor, yaitu adanya pembagian sumber daya dan komputasi lebih cepat. Namun, pada distributed system juga terdapat keuntungan lain, yaitu memungkinkan komunikasi antar komputer.

Terdiri atas dua model yaitu Client-Server Systems di mana hampir seluruh proses dilakukan terpusat di server berdasarkan permintaan client. Model ini masih dibagi dua jenis lagi yaitu compute server system di mana server menyediakan sarana komputasi dan file server system di mana server menyediakan tempat penyimpanan data. Model yang lain ialah Peer-to-peer System (P2P) beberapa komputer saling bertukar data.

Sistem operasi tersebut diatas, ialah NetOS/Distributed OS.

Contoh penerapan Distributed System: Small Area Network (SAN), Local Area Network (LAN), Metropolitan Area Network (MAN), Online Service (OL)/Outernet, Wide Area Network (WAN)/Internet.

Gambar 1-5. Distributed System

Secara umum, sistem kluster ialah gabungan dari beberapa sistem individual (komputer) yang dikumpulkan pada suatu lokasi, saling berbagi tempat penyimpanan data (storage), dan saling terhubung dalam jaringan lokal (Local Area Network).

Sistem kluster memiliki persamaan dengan sistem paralel dalam hal menggabungkan beberapa CPU untuk meningkatkan kinerja komputasi. Jika salah satu mesin mengalami masalah dalam menjalankan tugas maka mesin lain dapat mengambil alih pelaksanaan tugas itu. Dengan demikian, sistem akan lebih andal dan fault tolerant dalam melakukan komputasi.

Dalam hal jaringan, sistem kluster mirip dengan sistem terdistribusi (distributed system). Bedanya, jika jaringan pada sistem terdistribusi melingkupi komputer-komputer yang lokasinya tersebar maka jaringan pada sistem kluster menghubungkan banyak komputer yang dikumpulkan dalam satu tempat.

Dalam ruang lingkup jaringan lokal, sistem kluster memiliki beberapa model dalam pelaksanaannya: asimetris dan simetris. Kedua model ini berbeda dalam hal pengawasan mesin yang sedang bekerja.

Pengawasan dalam model asimetris menempatkan suatu mesin yang tidak melakukan kegiatan apapun selain bersiap-siaga mengawasi mesin yang bekerja. Jika mesin itu mengalami masalah maka pengawas akan segera mengambil alih tugasnya. Mesin yang khusus bertindak pengawas ini tidak diterapkan dalam model simetris. Sebagai gantinya, mesin-mesin yang melakukan komputasi saling mengawasi keadaan mereka. Mesin lain akan mengambil alih tugas mesin yang sedang mengalami masalah.

Jika dilihat dari segi efisiensi penggunaan mesin, model simetris lebih unggul daripada model asimetris. Hal ini disebabkan terdapat mesin yang tidak melakukan kegiatan apapun selain mengawasi mesin lain pada model asimetris. Mesin yang 'menganggur' ini dimanfaatkan untuk melakukan komputasi pada model simetris. Inilah yang membuat model simetris lebih efisien.

Isu yang menarik tentang sistem kluster ialah bagaimana mengatur mesin-mesin penyusun sistem dalam berbagi tempat penyimpanan data (storage). Untuk saat ini, biasanya sistem kluster hanya terdiri dari 2 hingga 4 mesin berhubung kerumitan dalam mengatur akses mesin-mesin ini ke tempat penyimpanan data.

Isu di atas juga berkembang menjadi bagaimana menerapkan sistem kluster secara paralel atau dalam jaringan yang lebih luas (Wide Area Network). Hal penting yang berkaitan dengan penerapan sistem kluster secara paralel ialah kemampuan mesin-mesin penyusun sistem untuk mengakses data di storage secara serentak. Berbagai software khusus dikembangkan untuk mendukung kemampuan itu karena kebanyakan sistem operasi tidak menyediakan fasilitas yang memadai. Salah satu contoh perangkat-lunak-nya-nya ialah Oracle Parallel Server yang khusus didesain untuk sistem kluster paralel.

Seiring dengan perkembangan pesat teknologi kluster, sistim kluster diharapkan tidak lagi terbatas pada sekumpulan mesin pada satu lokasi yang terhubung dalam jaringan lokal. Riset dan penelitian sedang dilakukan agar pada suatu saat sistem kluster dapat melingkupi berbagai mesin yang tersebar di seluruh belahan dunia.

Sistem terdistribusi merupakan kebalikan dari Sistem Operasi Prosesor Jamak. Pada sistem tersebut, setiap prosesor memiliki memori lokal tersendiri. Kumpulan prosesornya saling berinteraksi melalui saluran komunikasi seperti LAN dan WAN menggunakan protokol standar seperti TCP/IP. Karena saling berkomunikasi, kumpulan prosesor tersebut mampu saling berbagi beban kerja, data, serta sumber daya lainnya. Namun, keduanya berbagi keunggulan yang serupa seperti dibahas sebelum ini.


Sistem Operasi Waktu Nyata

Sistem waktu nyata (Real Time Systems) ialah suatu sistem yang mengharuskan suatu komputasi selesai dalam jangka waktu tertentu. Jika komputasi ternyata belum selesai maka sistem dianggap gagal dalam melakukan tugasnya. Sistem waktu nyata memiliki dua model dalam pelaksanaannya: hard real time system dan soft real time system. Hard real time system menjamin suatu proses yang paling penting dalam sistem akan selesai dalam jangka waktu yang valid. Jaminan waktu yang ketat ini berdampak pada operasi dan perangkat keras (hardware) yang mendukung sistem. Operasi I/O dalam sistem, seperti akses data ke storage, harus selesai dalam jangka waktu tertentu. Dari segi (hardware), memori jangka pendek (short-term memory) atau read-only memory (ROM) menggantikan hard-disk sebagai tempat penyimpanan data. Kedua jenis memori ini dapat mempertahankan data mereka tanpa suplai energi. Ketatnya aturan waktu dan keterbatasan hardware dalam sistem ini membuat ia sulit untuk dikombinasikan dengan sistem lain, seperti sistim multiprosesor dengan sistem time-sharing.

Soft real time system tidak memberlakukan aturan waktu seketat hard real time system. Namun, sistem ini menjamin bahwa suatu proses terpenting selalu mendapat prioritas tertinggi untuk diselesaikan diantara proses-proses lainnya. Sama halnya dengan hard real time system, berbagai operasi dalam sistem tetap harus ada batas waktu maksimum.

Aplikasi sistem waktu nyata banyak digunakan dalam bidang penelitian ilmiah, sistem pencitraan medis, sistem kontrol industri, dan industri peralatan rumah tangga. Dalam bidang pencitraan medis, sistem kontrol industri, dan industri peralatan rumah tangga, model waktu nyata yang banyak digunakan ialah model hard real time system. Sedangkan dalam bidang penelitian ilmiah dan bidang lain yang sejenis digunakan model soft real time system.

Menurut Morgan [MORG92], terdapat sekurangnya lima karakteristik dari sebuah sistem waktu nyata

  • deterministik, dapat ditebak berapa waktu yang dipergunakan untuk mengeksekusi operasi.

  • responsif, kapan secara pasti eksekusi dimulai serta diakhiri.

  • kendali pengguna, dengan menyediakan pilihan lebih banyak daripada sistem operasi biasa.

  • kehandalan, sehingga dapat menanggulangi masalah-masalah pengecualian dengan derajat tertentu.

  • penanganan kegagalan, agar sistem tidak langsung crash.


Aspek Lain Sistem Operasi

Masih terdapat banyak aspek sistem operasi yang lain; yang kurang cocok diuraikan dalam bab pendahuluan ini. Sebagai penutup dari sub-pokok bahasan ini; akan disinggung secara singkat perihal:

  • Embeded System

  • Komputasi Berbasis Jaringan

  • PDA dan Telepon Seluler

  • Smart Card

  • Sistem Multimedia

MultiMedia

Sistem multimedia merupakan sistem yang mendukung sekali gus berbagai medium seperti gambar tidak bergerak, video (gambar bergerak), data teks, suara, dan seterusnya. Sistem operasi yang mendukung multimedia seharunya memiliki karakteristik sebagai berikut:

  • Handal: Para pengguna tidak akan gembira jika sistem terlalu sering crash/tidak handal.

  • Sistem Berkas: Ukuran berkas multimedia cenderung sangat besar. Sebagai gambaran, berkas video dalam format MPEG dengan durasi 60 menit akan berukuran sekitar 650 MBytes. Untuk itu, diperlukan sistem operasi yang mampu menangani berkas-berkas dengan ukuran tersebut secara efektif dan efisien.

  • Bandwidth: diperlukan Bandwidth (ukuran saluran data) yang besar untuk multimedia.

  • Waktu Nyata Real Time: Selain bandwidth yang besar, berkas multimedia harus disampaikan secara lancar berkesinambungan, serta tidak terputus-putus. Walau pun demikian, terdapat toleransi tertendu terhadap kualitas gambar/suara. soft real time.

Klasifikasi ini berdasarkan ukuran komputer, yang juga dapat menunjukkan seberapa besar sumber daya yang mungkin. Hal yang lebih penting lagi ialah ukuran daya komputasinya.

Lingkungan komputasi ialah suatu lingkungan di mana sistem komputer digunakan. Lingkungan komputasi dapat dikelompokkan menjadi empat jenis: komputasi tradisional, komputasi berbasis jaringan, dan komputasi embedded, serta komputasi grid.

Pada awalnya komputasi tradisional hanya meliputi penggunaan komputer meja (desktop) untuk pemakaian pribadi di kantor atau di rumah. Namun, seiring dengan perkembangan teknologi maka komputasi tradisional sekarang sudah meliputi penggunaan teknologi jaringan yang diterapkan mulai dari desktop hingga sistem genggam. Perubahan yang begitu drastis ini membuat batas antara komputasi tradisional dan komputasi berbasis jaringan sudah tidak jelas lagi.

Komputasi berbasis jaringan menyediakan fasilitas pengaksesan data yang luas oleh berbagai perangkat elektronik. Akses tersedia asalkan perangkat elektronik itu terhubung dalam jaringan, baik dengan kabel maupun nirkabel.

Komputasi embedded melibatkan komputer embedded yang menjalankan tugasnya secara real-time. Lingkungan komputasi ini banyak ditemui pada bidang industri, penelitian ilmiah, dan lain sebagainya.

Komputasi model terbaru ini juga berbasis jaringan dengan clustered system. Digunakan super computer untuk melakukan komputasinya. Pada model ini komputasi dikembangkan melalui pc-farm. Perbedaan yang nyata dengan komputasi berbasis jaringan ialah bahwa komputasi berbasis grid dilakukan bersama-sama seperti sebuah multiprocessor dan tidak hanya melakukan pertukaran data seperti pada komputasi berbasis jaringan.

Klasifikasi ini berdasarkan ukuran sifat data yang menjadi masukan bagi komputer.

Komputer yang mengolah data berdasarkan input-input dari pulsa elektronik dan bersifat abstrak.

Menurut Gramacomp Team, komputer ini ialah komputer yang mengolah data berdasarkan input-input dari keadaan lingkungan komputer yang nyata seperti suhu, kelembaban, dll

Gabungan komputer digital dan analog, mengolah data digital sekaligus data analog.

Mengacu pada sistem komputer yang bertugas mengendalikan tugas spesifik dari suatu alat seperti mesin cuci digital, tv digital, radio digital. Terbatas dan hampir tak memiliki user-interface. Biasanya melakukan tugasnya secara real-time merupakan sistem paling banyak dipakai dalam kehidupan.

Klasifikasi ini berdasarkan ukuran sifat khas dari sebuah komputer. Biasanya berkaitan erat dengan fungsinya.

Sistem genggam ialah sebutan untuk komputer-komputer dengan kemampuan tertentu, serta berukuran kecil sehingga dapat digenggam. Beberapa contoh dari sistem ini ialah Palm Pilots, PDA, dan telepon seluler.

Isu yang berkembang tentang sistem genggam ialah bagaimana merancang perangkat lunak dan perangkat keras yang sesuai dengan ukurannya yang kecil.

Dari sisi perangkat lunak, hambatan yang muncul ialah ukuran memori yang terbatas dan ukuran monitor yang kecil. Kebanyakan sistem genggam pada saat ini memiliki memori berukuran 512 KB hingga 8 MB. Dengan ukuran memori yang begitu kecil jika dibandingkan dengan PC, sistem operasi dan aplikasi yang diperuntukkan untuk sistem genggam harus dapat memanfaatkan memori secara efisien. Selain itu mereka juga harus dirancang agar dapat ditampilkan secara optimal pada layar yang berukuran sekitar 5 x 3 inci.

Dari sisi hardware, hambatan yang muncul ialah penggunaan sumber tenaga untuk pemberdayaan sistem. Tantangan yang muncul ialah menciptakan sumber tenaga (misalnya baterai) dengan ukuran kecil tapi berkapasitas besar atau merancang hardware dengan konsumsi sumber tenaga yang sedikit.

Secara umum, keterbatasan yang dimiliki oleh sistem genggam sesuai dengan kegunaan/layanan yang disediakan. Sistem genggam biasanya dimanfaatkan untuk hal-hal yang membutuhkan portabilitas suatu mesin seperti kamera, alat komunikasi, MP3 Player dan lain lain.


Struktur Sistem Komputer

Tidak ada suatu ketentuan khusus tentang bagaimana seharusnya struktur sistem sebuah komputer. Setiap ahli dan desainer arsitektur komputer memiliki pandangannya masing-masing. Akan tetapi, untuk mempermudah kita memahami detail dari sistem operasi di bab-bab berikutnya, kita perlu memiliki pengetahuan umum tentang struktur sistem komputer.


Operasi Sistem Komputer

Secara umum, sistem komputer terdiri atas CPU dan sejumlah device controller yang terhubung melalui sebuah bus yang menyediakan akses ke memori. Umumnya, setiap device controller bertanggung jawab atas sebuah hardware spesisfik. Setiap device dan CPU dapat beroperasi secara konkuren untuk mendapatkan akses ke memori. Adanya beberapa hardware ini dapat menyebabkan masalah sinkronisasi. Karena itu untuk mencegahnya sebuah memory controller ditambahkan untuk sinkronisasi akses memori.

Gambar 1-6. Arsitektur Umum Komputer

Pada sistem komputer yang lebih maju, arsitekturnya lebih kompleks. Untuk meningkatkan performa, digunakan beberapa buah bus. Tiap bus merupakan jalur data antara beberapa device yang berbeda. Dengan cara ini RAM, Prosesor, GPU (VGA AGP) dihubungkan oleh bus utama berkecepatan tinggi yang lebih dikenal dengan nama FSB (Front Side Bus). Sementara perangkat lain yang lebih lambat dihubungkan oleh bus yang berkecepatan lebih rendah yang terhubung dengan bus lain yang lebih cepat sampai ke bus utama. Untuk komunikasi antar bus ini digunakan sebuah bridge.

Tanggung jawab sinkronisasi bus yang secara tak langsung juga mempengaruhi sinkronisasi memori dilakukan oleh sebuah bus controller atau dikenal sebagai bus master. Bus master akan mengendalikan aliran data hingga pada satu waktu, bus hanya berisi data dari satu buah device. Pada prakteknya bridge dan bus master ini disatukan dalam sebuah chipset.

Gambar 1-7. Arsitektur PC Modern

NB: GPU = Graphics Processing Unit; AGP = Accelerated Graphics Port; HDD = Hard Disk Drive; FDD = Floppy Disk Drive; FSB = Front Side Bus; USB = Universal Serial Bus; PCI = Peripheral Component Interconnect; RTC = Real Time Clock; PATA = Pararel Advanced Technology Attachment; SATA = Serial Advanced Technology Attachment; ISA = Industry Standard Architecture; IDE = Intelligent Drive Electronics/Integrated Drive Electronics; MCA = Micro Channel Architecture; PS/2 = Sebuah port yang dibangun IBM untuk menghubungkan mouse ke PC;

Jika komputer dinyalakan, yang dikenal dengan nama booting, komputer akan menjalankan bootstrap program yaitu sebuah program sederhana yang disimpan dalam ROM yang berbentuk chip CMOS (Complementary Metal Oxide Semiconductor). Chip CMOS modern biasanya bertipe Electrically Erasable Programmable Read Only Memory (EEPROM), yaitu memori non-volatile (tak terhapus jika power dimatikan) yang dapat ditulis dan dihapus dengan pulsa elektronik. Lalu bootsrap program ini lebih dikenal sebagai BIOS (Basic Input Output System).

Bootstrap program utama, yang biasanya terletak di motherboard akan memeriksa perangkat keras utama dan melakukan inisialisasi terhadap program dalam hardware yang dikenal dengan nama firmware.

Bootstrap program utama kemudian akan mencari dan meload kernel sistem operasi ke memori lalu dilanjutkan dengan inisialisasi sistem operasi. Dari sini program sistem operasi akan menunggu kejadian tertentu. Kejadian ini akan menentukan apa yang akan dilakukan sistem operasi berikutnya (event-driven).

Kejadian ini pada komputer modern biasanya ditandai dengan munculnya interrupt dari software atau hardware, sehingga Sistem Operasi ini disebut Interrupt-driven. Interrupt dari hardware biasanya dikirimkan melalui suatu signal tertentu, sedangkan software mengirim interrupt dengan cara menjalankan system call atau juga dikenal dengan istilah monitor call. System/Monitor call ini akan menyebabkan trap yaitu interrupt khusus yang dihasilkan oleh software karena adanya masalah atau permintaan terhadap layanan sistem operasi. Trap ini juga sering disebut sebagai exception.

Setiap interrupt terjadi, sekumpulan kode yang dikenal sebagai ISR (Interrupt Service Routine) akan menentukan tindakan yang akan diambil. Untuk menentukan tindakan yang harus dilakukan, dapat dilakukan dengan dua cara yaitu polling yang membuat komputer memeriksa satu demi satu perangkat yang ada untuk menyelidiki sumber interrupt dan dengan cara menggunakan alamat-alamat ISR yang disimpan dalam array yang dikenal sebagai interrupt vector di mana sistem akan memeriksa Interrupt Vector setiap kali interrupt terjadi.

Arsitektur interrupt harus mampu untuk menyimpan alamat instruksi yang di- interrupt. Pada komputer lama, alamat ini disimpan di tempat tertentu yang tetap, sedangkan padakomputer baru, alamat itu disimpan di stack bersama-sama dengan informasi state saat itu.


Struktur I/O

Ada dua macam tindakan jika ada operasi I/O. Kedua macam tindakan itu adalah:

Setelah proses I/O dimulai, kendali akan kembali ke user program saat proses I/O selesai (Synchronous). Instruksi wait menyebabkan CPU idle sampai interrupt berikutnya. Akan terjadi Wait loop (untuk menunggu akses berikutnya). Paling banyak satu proses I/O yang berjalan dalam satu waktu.

Setelah proses I/O dimulai, kendali akan kembali ke user program tanpa menunggu proses I/O selesai (Asynchronous). System call permintaan pada sistem operasi untuk mengizinkan user menunggu sampai I/O selesai.Device-status table mengandung data masukkan untuk tiap I/O device yang menjelaskan tipe, alamat, dan keadaannya. Sistem operasi memeriksa I/O device untuk mengetahui keadaan device dan mengubah tabel untuk memasukkan interrupt. Jika I/O device mengirim/mengambil data ke/dari memory hal ini dikenal dengan nama Direct Memory Access (DMA).

Gambar 1-8. Struktur I/O

Direct Memory Access

Digunakan untuk I/O device yang dapat memindahkan data dengan kecepatan tinggi (mendekati frekuensi bus memori). Device controller memindahkan data dalam blok-blok dari buffer langsung ke memory utama atau sebaliknya tanpa campur tangan prosesor. Interrupt hanya terjadi tiap blok bukan tiap word atau byte data. Seluruh proses DMA dikendalikan oleh sebuah controller bernama DMA Controller (DMAC). DMA Controller mengirimkan atau menerima signal dari memori dan I/O device. Prosesor hanya mengirimkan alamat awal data, tujuan data, panjang data ke DMA Controller. Interrupt pada prosesor hanya terjadi saat proses transfer selesai. Hak terhadap penggunaan bus memory yang diperlukan DMA controller didapatkan dengan bantuan bus arbiter yang dalam PC sekarang berupa chipset Northbridge.

Bus

Suatu jalur transfer data yang menghubungkan setiap device pada komputer. Hanya ada satu buah device yang boleh mengirimkan data melewati sebuah bus, akan tetapi boleh lebih dari satu device yang membaca data bus tersebut. Terdiri dari dua buah model: Synchronous bus di mana digunakan dengan bantuan clock tetapi berkecepatan tinggi, tapi hanya untuk device berkecepatan tinggi juga; Asynchronous bus digunakan dengan sistem handshake tetapi berkecepatan rendah, dapat digunakan untuk berbagai macam device.


Struktur Penyimpanan

Hal penting yang perlu diingat adalah program adalah bagian dari data.

Register

Tempat penyimpanan beberapa buah data volatile yang akan diolah langsung di prosesor yang berkecepatan sangat tinggi. Register ini berada di dalam prosesor dengan jumlah yang sangat terbatas karena fungsinya sebagai tempat perhitungan/komputasi data

Cache Memory

Tempat penyimpanan sementara (volatile) sejumlah kecil data untuk meningkatkan kecepatan pengambilan atau penyimpanan data di memori oleh prosesor yang berkecepatan tinggi. Dahulu cache disimpan di luar prosesor dan dapat ditambahkan. Misalnya pipeline burst cache yang biasa ada di komputer awal tahun 90-an. Akan tetapi seiring menurunnya biaya produksi die atau wafer dan untuk meningkatkan kinerja, cache ditanamkan di prosesor. Memori ini biasanya dibuat berdasarkan desain static memory.

Random Access Memory

Tempat penyimpanan sementara sejumlah data volatile yang dapat diakses langsung oleh prosesor. Pengertian langsung di sini berarti prosesor dapat mengetahui alamat data yang ada di memori secara langsung. Sekarang, RAM dapat diperoleh dengan harga yang cukup murah dangan kinerja yang bahkan dapat melewati cache pada komputer yang lebih lama.

Memori Ekstensi

Tambahan memory yang digunakan untuk membantu proses-proses dalam komputer, biasanya berupa buffer. Peranan tambahan memori ini sering dilupakan akan tetapi sangat penting artinya untuk efisiensi. Biasanya tambahan memori ini memberi gambaran kasar kemampuan dari perangkat tersebut, sebagai contoh misalnya jumlah VGA memory, soundcard memory.

Secondary Storage

Media penyimpanan data yang non-volatile yang dapat berupa Flash Drive, Optical Disc, Magnetic Disk, Magnetic Tape. Media ini biasanya daya tampungnya cukup besar dengan harga yang relatif murah. Portability-nya juga relatif lebih tinggi.

Gambar 1-9. Struktur Harddisk

Gambar 1-10. Struktur Optical Drive


Penyimpanan Hirarkis

Dasar susunan sistem storage adalah kecepatan, biaya, sifat volatilitas. Caching menyalin informasi ke storage media yang lebih cepat; Main memory dapat dilihat sebagai cache terakhir untuk secondary storage. Menggunakan memory berkecepatan tinggi untuk memegang data yang diakses terakhir. Dibutuhkan cache management policy. Cache juga memperkenalkan tingkat lain di hirarki storage. Hal ini memerlukan data untuk disimpan bersama-sama di lebih dari satu level agar tetap konsisten.

Gambar 1-11. Penyimpanan Hirarkis


Proteksi Perangkat Keras dan Struktur Jaringan

Proteksi Perangkat Keras

Dual Mode Operation

Membagi sumber daya sistem yang memerlukan sistem operasi untuk menjamin bahwa program yang salah tidak menyebabkan program lain berjalan salah juga. Menyediakan dukungan perangkat keras untuk membedakan minimal dua mode operasi yaitu: User Mode - Eksekusi dikendalikan oleh user; Monitor/Kernel/System Mode - Eksekusi dikendalikan oleh sistem operasi. Instruksi tertentu hanya berjalan di mode ini (Privileged Instruction). Ditambahkan sebuah bit penanda operasi. Jika terjadi interrupt, maka perangkat keras berpindah ke monitor mode.

Gambar 1-12. Dual Mode Operation

I/O Protection

Semua instruksi I/O umumnya Privileged Instruction (kecuali pada DOS, dan program tertentu). Harus menjamin user program tidak dapat mengambil alih kontrol komputer di monitor mode.

Gambar 1-13. I/O Protection

Proteksi Memori

Harus menyediakan perlindungan terhadap memori minimal untuk interrupt vector dan interrupt service routine. Ditambahkan dua register yang menentukan di mana alamat legal sebuah program boleh mengakses, yaitu base register untuk menyimpan alamat awal yang legal dan limit register untuk menyimpan ukuran memori yang boleh diakses Memori di luar jangkauan dilindungi.

Gambar 1-14. Memory Protection

Proteksi CPU

Timer melakukan interrupt setelah perioda waktu tertentu untuk menjamin kontrol sistem operasi. Timer diturunkan setiap clock. Ketika timer mencapai nol, sebuah Interrupt terjadi. Timer biasanya digunakan untuk mengimplementasikan pembagian waktu. Timer dapat juga digunakan untuk menghitung waktu sekarang walaupun fungsinya sekarang ini sudah digantikan Real Time Clock (RTC). System Clock Timer terpisah dari Pencacah Waktu. Timer sekarang secara hardware lebih dikenal sebagai System Timer/CPU Timer. Load Timer juga Privileged Instruction.


Struktur Jaringan

Local Area Network

Muncul untuk menggantikan komputer besar. Dirancang untuk melingkupi suatu daerah yang kecil. Menggunakan peralatan berkecepatan lebih tinggi daripada WAN. Hanya terdiri atas sejumlah kecil komputer.

Gambar 1-15. Local Area Network

Wide Area Network

Menghubungkan daerah yang lebih luas. Lebih lambat, dihubungkan oleh router melalui jaringan data telekomunikasi.

Gambar 1-16. Wide Area Network


Rangkuman

Sistem operasi telah berkembang selama lebih dari 40 tahun dengan dua tujuan utama. Pertama, sistem operasi mencoba mengatur aktivitas-aktivitas komputasi untuk memastikan pendayagunaan yang baik dari sistem komputasi tersebut. Kedua, menyediakan lingkungan yang nyaman untuk pengembangan dan jalankan dari program.

Pada awalnya, sistem komputer digunakan dari depan konsol. Perangkat lunak seperti assembler, loader, linkerdan compiler meningkatkan kenyamanan dari sistem pemrograman, tapi juga memerlukan waktu set-up yang banyak. Untuk mengurangi waktu set-up tersebut, digunakan jasa operator dan menggabungkan tugas-tugas yang sama (sistem batch).

Sistem batch mengizinkan pengurutan tugas secara otomatis dengan menggunakan sistem operasi yang resident dan memberikan peningkatan yang cukup besar dalam utilisasi komputer. Komputer tidak perlu lagi menunggu operasi oleh pengguna. Tapi utilisasi CPU tetap saja rendah. Hal ini dikarenakan lambatnya kecepatan alat-alat untuk I/O relatif terhadap kecepatan CPU. Operasi off-line dari alat-alat yang lambat bertujuan untuk menggunakan beberapa sistem reader-to-tape dan tape-to-printer untuk satu CPU. Untuk meningkatkan keseluruhan kemampuan dari sistem komputer, para developer memperkenalkan konsep multiprogramming.

Dengan multiprogramming, beberapa tugas disimpan dalam memori dalam satu waktu; CPU digunakan secara bergantian sehingga menambah utilisasi CPU dan mengurangi total waktu yang dibutuhkan untuk menyelesaikan tugas-tugas tersebut. Multiprogramming, yang dibuat untuk meningkatkan kemampuan, juga mengizinkan time sharing. Sistem operasi yang bersifat time-shared memperbolehkan banyak pengguna untuk menggunakan komputer secara interaktif pada saat yang bersamaan.

PC adalah mikrokomputer yang dianggap lebih kecil dan lebih murah dibandingkan komputer mainframe. Sistem operasi untuk komputer-komputer seperti ini diuntungkan oleh pengembangan sistem operasi untuk komputer mainframe dalam beberapa hal. Namun, semenjak penggunaan komputer untuk keperluan pribadi, maka utilisasi CPU tidak lagi menjadi perhatian utama. Karena itu, beberapa desain untuk komputer mainframe tidak cocok untuk sistem yang lebih kecil.

Paralel System mempunyai lebih dari satu CPU yang mempunyai hubungan yang erat; CPU-CPU tersebut berbagi bus komputer, dan kadang-kadang berbagi memori dan perangkat yang lainnya. Sistem seperti itu dapat meningkatkan throughput dan reliabilititas.

Sistem hard real-time sering kali digunakan sebagai alat pengontrol untuk applikasi yang dedicated. Sistem operasi yang hard real-time mempunyai batasan waktu yang tetap yang sudah didefinisikan dengan baik.Pemrosesan harus selesai dalam batasan-batasan yang sudah didefinisikan, atau sistem akan gagal.

Sistem soft real-time mempunyai lebih sedikit batasan waktu yang keras, dan tidak mendukung penjadualan dengan menggunakan batas akhir. Pengaruh dari internet dan World Wide Webbaru-baru ini telah mendorong pengembangan sistem operasi modern yang menyertakan web browser serta perangkat lunak jaringan dan komunikasi sebagai satu kesatuan.

Multiprogramming dan sistem time-sharing meningkatkan kemampuan komputer dengan melampaui batas operasi (overlap) CPU dan I/O dalam satu mesin. Hal seperti itu memerlukan perpindahan data antara CPU dan alat I/O, ditangani baik dengan polling atau interrupt-drivenakses ke I/O port, atau dengan perpindahan DMA. Agar komputer dapat menjalankan suatu program, maka program tersebut harus berada di memori utama (main memory).

Memori utama adalah satu-satunya tempat penyimpanan yang besar yang dapat diakses secara langsung oleh prosessor, merupakan suatu array dari word atau byte, yang mempunyai ukuran ratusan sampai jutaan ribu. Setiap word memiliki alamatnya sendiri. Memori utama adalah tempat penyimpanan yang volatile, dimana isinya hilang bila sumber energinya (energi listrik) dimatikan. Kebanyakan sistem komputer menyediakan secondary storage sebagai perluasan dari memori utama. Syarat utama dari secondary storage adalah dapat menyimpan data dalam jumlah besar secara permanen.

Secondary storage yang paling umum adalah disk magnetik, yang meyediakan penyimpanan untuk program mau pun data. Disk magnetik adalah alat penyimpanan data yang nonvolatile yang juga menyediakan akses secara random. Tape magnetik digunakan terutama untuk backup, penyimpanan informasi yang jarang digunakan, dan sebagai media pemindahan informasi dari satu sistem ke sistem yang lain.

Beragam sistem penyimpanan dalam sistem komputer dapat d isusun dalam hirarki berdasarkan kecepatan dan biayanya. Tingkat yang paling atas adalah yang paling mahal, tapi cepat. Semakin kebawah, biaya perbit menurun, sedangkan waktu aksesnya semakin bertambah (semakin lambat).

Sistem operasi harus memastikan operasi yang benar dari sistem komputer. Untuk mencegah pengguna program mengganggu operasi yang berjalan dalam sistem, perangkat keras mempunyai dua mode: mode pengguna dan mode monitor. Beberapa perintah (seperti perintah I/O dan perintah halt) adalah perintah khusus, dan hanya dapat dijalankan dalam mode monitor. Memori juga harus dilindungi dari modifikasi oleh pengguna. Timer mencegah terjadinya pengulangan secara terus menerus (infinite loop). Hal-hal tersebut (dual mode, perintah khusus, pengaman memori, timer interrupt) adalah blok bangunan dasar yang digunakan oleh sistem operasi untuk mencapai operasi yang sesuai.


Latihan

  1. Sebutkan tiga tujuan utama dari sebuah sistem operasi!

  2. Apakah keuntungan utama dari multiprogramming?

  3. Apakah perbedaan utama antara komputer mainframe dengan PC?

  4. Untuk jenis operasi apakah DMA itu berguna? Jelaskan jawabannya!

  5. Sebutkan kendala-kendala yang harus diatasi oleh programmer dalam menulis sistem operasi untuk lingkungan waktu nyata!

  6. Jelaskan perbedaan antara symmetric dan asymmetric multiprocessing. Sebutkan keuntungan dan kerugian dari sistem multiprocessor.

  7. Beberapa CPU menyediakan lebih dari dua mode operasi. Sebutkan dua kemungkinan penggunaan dari mode tersebut?

  8. Sebutkan dua kegunaan dari memory cache! Problem apakah yang dapat dipecahkan dan juga muncul dengan adanya cache tersebut?

  9. Apakah perbedaan antara trap dan interrupt? Sebutkan penggunaan dari setiap fungsi tersebut

  10. Sebutkan 3 kelas komputer menurut jenis datanya!


Rujukan

Berikut merupakan rangkuman dari semua rujukan yang digunakan di bab ini.

Bibliografi

[Morgan1992] K Morgan, "The RTOS Difference", Byte, August 1992.

[Silberschatz2002] Abraham Silberschatz, Peter Galvin, dan Greg Gagne, 2002, Applied Operating Systems: Sixth Edition, Edisi Keenam, John Wiley & Sons.


Bab 2. Konsep Dasar Sistem Operasi

Struktur Sistem Operasi

Menurut Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Greg Gagne, memandang atau mengartikan apa itu sistem Operasi bisa diketahui dari beberapa hal, diantaranya dengan mengetahui komponen-komponen sistemnya dan layanan yang disediakan oleh sistem operasi.


Komponen-komponen Sistem

Tidak semua sistem operasi mempunyai struktur yang sama. Namun menurut Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Greg Gagne, umumnya sebuah sistem operasi modern mempunyai komponen sebagai berikut:

  • Managemen Proses.

  • Managemen Memori Utama.

  • Managemen Berkas.

  • Managemen Sistem I/O.

  • Managemen Penyimpanan Sekunder.

  • Sistem Proteksi.

  • Jaringan.

  • Command-Interpreter System.

Sedangkan menurut A.S. Tanenbaum, sistem operasi mempunyai empat komponen utama, yaitu managemen proses, input/output, managemen memori, dan sistem berkas.


Managemen Proses

Proses adalah sebuah program yang sedang dieksekusi. Sebuah proses membutuhkan beberapa sumber daya untuk menyelesaikan tugasnya. Sumber daya tersebut dapat berupa CPU time, memori, berkas-berkas, dan perangkat-perangkat I/O. Sistem operasi mengalokasikan sumber daya-sumber daya tersebut saat proses itu diciptakan atau sedang diproses/dijalankan. Ketika proses tersebut berhenti dijalankan, sistem operasi akan mendapatkan kembali semua sumber daya yang bisa digunakan kembali.

Sistem operasi bertanggung jawab atas aktivitas-aktivitas yang berkaitan dengan managemen proses seperti:

  • Membuat dan menghapus proses pengguna dan sistem proses.

  • Menunda atau melanjutkan proses.

  • Menyediakan mekanisme untuk proses sinkronisasi.

  • Menyediakan mekanisme untuk proses komunikasi.

  • Menyediakan mekanisme untuk penanganan deadlock.


Managemen Memori Utama

Memori utama atau lebih dikenal sebagai memori adalah sebuah array yang besar dari word atau byte, yang ukurannya mencapai ratusan, ribuan, atau bahkan jutaan. Setiap word atau byte mempunyai alamat tersendiri. Memori utama berfungsi sebagai tempat penyimpanan instruksi/data yang akses datanya digunakan oleh CPU dan perangkat I/O. Memori utama termasuk tempat penyimpanan data yang yang bersifat volatile -- tidak permanen -- yaitu data akan hilang kalau komputer dimatikan.

Sistem operasi bertanggung-jawab atas aktivitas-aktivitas yang berkaitan dengan managemen memori seperti:

  • Menjaga track dari memori yang sedang digunakan dan siapa yang menggunakannya.

  • Memilih program yang akan di-load ke memori.


Managemen Berkas

Berkas adalah kumpulan informasi yang berhubungan, sesuai dengan tujuan pembuat berkas tersebut. Umumnya berkas merepresentasikan program dan data. Berkas dapat mempunyai struktur yang bersifat hirarkis (direktori, volume, dll.). Sistem operasi mengimplementasikan konsep abstrak dari berkas dengan mengatur media penyimpanan massa, misalnya tapes dan disk.

Sistem operasi bertanggung-jawab dalam aktivitas yang berhubungan dengan managemen berkas:

  • Pembuatan dan penghapusan berkas.

  • Pembuatan dan penghapusan direktori.

  • Mendukung manipulasi berkas dan direktori.

  • Memetakan berkas ke secondary-storage.

  • Mem-back-up berkas ke media penyimpanan yang permanen (non-volatile).


Managemen Sistem I/O

Sering disebut device manager. Menyediakan device driver yang umum sehingga operasi I/O dapat seragam (membuka, membaca, menulis, menutup). Contoh: pengguna menggunakan operasi yang sama untuk membaca berkas pada perangkat keras, CD-ROM dan floppy disk.

Komponen Sistem Operasi untuk sistem I/O:

  • Penyangga: menampung sementara data dari/ ke perangkat I/O.

  • Spooling: melakukan penjadualan pemakaian I/O sistem supaya lebih efisien (antrian dsb.).

  • Menyediakan driver: untuk dapat melakukan operasi rinci untuk perangkat keras I/O tertentu.


Managemen Penyimpanan Sekunder

Data yang disimpan dalam memori utama bersifat sementara dan jumlahnya sangat kecil. Oleh karena itu, untuk menyimpan keseluruhan data dan program komputer dibutuhkan penyimpanan sekunder yang bersifat permanen dan mampu menampung banyak data, sebagai back-up dari memori utama. Contoh dari penyimpanan sekunder adalah hard-disk, disket, dll.

Sistem operasi bertanggung-jawab atas aktivitas-aktivitas yang berkaitan dengan managemen disk seperti:

  • free-space management.

  • alokasi penyimpanan.

  • penjadualan disk.


Sistem Proteksi

Proteksi mengacu pada mekanisme untuk mengontrol akses yang dilakukan oleh program, prosesor, atau pengguna ke sistem sumber daya. Mekanisme proteksi harus:

  • Membedakan antara penggunaan yang sudah diberi izin dan yang belum.

  • Menspesifikasi kontrol untuk dibebankan/diberi tugas.

  • Menyediakan alat untuk pemberlakuan sistem.


Jaringan

Sistem terdistribusi adalah sekumpulan prosesor yang tidak berbagi memori, atau clock. Setiap prosesor mempunyai memori dan clock tersendiri. Prosesor-prosesor tersebut terhubung melalui jaringan komunikasi Sistem terdistribusi menyediakan akses pengguna ke bermacam sumber-daya sistem. Akses tersebut menyebabkan peningkatan kecepatan komputasi dan meningkatkan kemampuan penyediaan data.


Command-Interpreter System

Sistem Operasi menunggu instruksi dari pengguna (command driven). Program yang membaca instruksi dan mengartikan control statements umumnya disebut: control-card interpreter, command-line interpreter dan terkadang dikenal sebagai shell. Command-Interpreter System sangat bervariasi dari satu sistem operasi ke sistem operasi yang lain dan disesuaikan dengan tujuan dan teknologi perangkat I/O yang ada. Contohnya: CLI, Windows, Pen-based (touch), dan lain-lain.


Layanan Sistem Operasi, System Calls, dan System Program

Layanan Sistem Operasi

Layanan sistem operasi dirancang untuk membuat pemrograman menjadi lebih mudah.

  1. Pembuatan Program

    Sistim operasi menyediakan berbagai fasilitas yang membantu programer dalam membuat program seperti editor. Walaupun bukan bagian dari sistim operasi, tapi layanan ini diakses melalui sistim operasi.

  2. Eksekusi Program

    Sistem harus bisa me-load program ke memori, dan menjalankan program tersebut. Program harus bisa menghentikan pengeksekusiannya baik secara normal maupun tidak (ada error).

  3. Operasi I/O

    Program yang sedang dijalankan kadang kala membutuhkan I/O. Untuk efisiensi dan keamanan, pengguna biasanya tidak bisa mengatur peranti I/O secara langsung, untuk itulah sistem operasi harus menyediakan mekanisme dalam melakukan operasi I/O.

  4. Manipulasi Sistem Berkas

    Program harus membaca dan menulis berkas, dan kadang kala juga harus membuat dan menghapus berkas.

  5. Komunikasi

    Kadang kala sebuah proses memerlukan informasi dari proses yang lain. Ada dua cara umum dimana komunikasi dapat dilakukan. Komunikasi dapat terjadi antara proses dalam satu komputer, atau antara proses yang berada dalam komputer yang berbeda, tetapi dihubungkan oleh jaringan komputer. Komunikasi dapat dilakukan dengan share-memory atau message-passing, dimana sejumlah informasi dipindahkan antara proses oleh sistem operasi.

  6. Deteksi Error

    Sistem operasi harus selalu waspada terhadap kemungkinan error. Error dapat terjadi di CPU dan memori perangkat keras, I/O, dan di dalam program yang dijalankan pengguna. Untuk setiap jenis error sistem operasi harus bisa mengambil langkah yang tepat untuk mempertahankan jalannya proses komputasi. Misalnya dengan menghentikan jalannya program, mencoba kembali melakukan operasi yang dijalankan, atau melaporkan kesalahan yang terjadi agar pengguna dapat mengambil langkah selanjutnya.

Disamping pelayanan diatas, sistem operasi juga menyediakan layanan lain. Layanan ini bukan untuk membantu pengguna tapi lebih pada mempertahankan efisiensi sistem itu sendiri. Layanan tambahan itu yaitu:

  1. Alokasi Sumber Daya

    Ketika beberapa pengguna menggunakan sistem atau beberapa program dijalankan secara bersamaan, sumber daya harus dialokasikan bagi masing-masing pengguna dan program tersebut.

  2. Accounting

    Kita menginginkan agar jumlah pengguna yang menggunakan sumber daya, dan jenis sumber daya yang digunakan selalu terjaga. Untuk itu maka diperlukan suatu perhitungan dan statistik. Perhitungan ini diperlukan bagi seseorang yang ingin merubah konfigurasi sistem untuk meningkatkan pelayanan.

  3. Proteksi

    Layanan proteksi memastikan bahwa segala akses ke sumber daya terkontrol. Dan tentu saja keamanan terhadap gangguan dari luar sistem tersebut. Keamanan bisa saja dilakukan dengan terlebih dahulu mengidentifikasi pengguna. Ini bisa dilakukan dengan meminta password bila ingin menggunakan sumber daya.


System Calls

Biasanya tersedia sebagai instruksi bahasa assembly. Beberapa sistem mengizinkan system calls dibuat langsung dari program bahasa tingkat tinggi. Beberapa bahasa pemrograman (contoh: C, C++) telah didefenisikan untuk menggantikan bahasa assembly untuk sistem pemrograman.

Tiga metoda umum yang digunakan dalam memberikan parameter kepada sistem operasi:

  • Melalui register.

  • Menyimpan parameter dalam block atau tabel pada memori dan alamat block tersebut diberikan sebagai parameter dalam register.

  • Menyimpan parameter (push) ke dalam stack oleh program, dan melakukan pop off pada stack oleh sistem operasi.

Gambar 2-1. Memberikan parameter melalui tabel

Sumber: Silberschatz, 2003, hal. 65.

Jenis System Calls

Gambar 2-2. Eksekusi MS-DOS

Sumber: Silberschatz, 2003, hal. 68.

  1. Kontrol Proses

    System calls yang berhubungan dengan kontrol proses antara lain ketika penghentian pengeksekusian program. Baik secara normal (end) maupun tidak normal (abort). Selama proses dieksekusi kadang kala diperlukan untuk me-load atau mengeksekusi program lain, disini diperlukan lagi suatu system calls. Juga ketika membuat suatu proses baru dan menghentikan sebuah proses. Ada juga system calls yang dipanggil ketika kita ingin meminta dan merubah atribut dari suatu proses.

    MS-DOS adalah contoh dari sistem single-tasking. MS-DOS menggunakan metoda yang sederhana dalam menjalankan program aan tidak menciptakan proses baru. Program di-load ke dalam memori, kemudian program dijalankan.

    Berkeley Unix adalah contoh dari sistem multi-tasking. Command Interpereter masih tetap bisa dijalankan ketika program lain dieksekusi.

  2. Managemen Berkas

    System calls yang berhubungan dengan berkas sangat diperlukan. Seperti ketika kita ingin membuat atau menghapus suatu berkas. Atau ketika ingin membuka atau menutup suatu berkas yang telah ada, membaca berkas tersebut, dan menulis berkas itu. System calls juga diperlukan ketika kita ingin mengetahui atribut dari suatu berkas atau ketika kita juga ingin merubah atribut tersebut. Yang termasuk atribut berkas adalah nama berkas, jenis berkas, dan lain-lain.

    Ada juga system calls yang menyediakan mekanisme lain yang berhubungan dengan direktori atau sistim berkas secara keseluruhan. Jadi bukan hanya berhubungan dengan satu spesifik berkas. Contohnya membuat atau menghapus suatu direktori, dan lain-lain.

  3. Managemen Peranti

    Program yang sedang dijalankan kadang kala memerlukan tambahan sumber daya. Jika banyak pengguna yang menggunakan sistem, maka jika memerlukan tambahan sumber daya maka harus meminta peranti terlebih dahulu. Dan setelah selesai penggunakannnya harus dilepaskan kembali. Ketika sebuah peranti telah diminta dan dialokasikan maka peranti tersebut bisa dibaca, ditulis, atau direposisi.

  4. Informasi Maintenance

    Beberapa system calls disediakan untuk membantu pertukaran informasi antara pengguna dan sistem operasi. Contohnya system calls untuk meminta dan mengatur waktu dan tanggal. Atau meminta informasi tentang sistem itu sendiri, seperti jumlah pengguna, jumlah memori dan disk yang masih bisa digunakan, dan lain-lain. Ada juga system calls untuk meminta informasi tentang proses yang disimpan oleh sistem dan system calls untuk merubah (reset) informasi tersebut.

  5. Komunikasi

    Dua model komunikasi:

    • Message-passing

      Pertukaran informasi dilakukan melalui fasilitas komunikasi antar proses yang disediakan oleh sistem operasi.

    • shared-memory

      Proses menggunakan memori yang bisa digunakan oleh berbagai proses untuk pertukaran informasi dengan membaca dan menulis data pada memori tersebut.

    Dalam message-passing, sebelum komunikasi dapat dilakukan harus dibangun dulu sebuah koneksi. Untuk itu diperlukan suatu system calls dalam pengaturan koneksi tersebut, baik dalam menghubungkan koneksi tersebut maupun dalam memutuskan koneksi tersebut ketika komunikasi sudah selesai dilakukan. Juga diperlukan suatu system calls untuk membaca dan menulis pesan (message) agar pertukaran informasi dapat dilakukan.

Gambar 2-3. Multi program pada Unix

Sumber: Silberschatz, 2003, hal. 69.

Gambar 2-4. Mekanisme komunikasi

Sumber: Silberschatz, 2003, hal. 72.


System Program

System program menyediakan lingkungan yang memungkinkan pengembangan program dan eksekusi berjalan dengan baik.

Dapat dikategorikan:

  • Managemen/manipulasi Berkas

    Membuat, menghapus, copy, rename, print, memanipulasi berkas dan direktori.

  • Informasi status

    Beberapa program meminta informasi tentang tanggal, jam, jumlah memori dan disk yang tersedia, jumlah pengguna dan informasi lain yang sejenis.

  • Modifikasi berkas

    Membuat berkas dan memodifikasi isi berkas yang disimpan pada disk atau tape.

  • Pendukung bahasa pemrograman

    Kadang kala compiler, assembler, interpreter dari bahasa pemrograman diberikan kepada pengguna dengan bantuan sistem operasi.

  • Loading dan eksekusi program

    Ketika program di-assembly atau di-compile, program tersebut harus di-load ke dalam memori untuk dieksekusi. Untuk itu sistem harus menyediakan absolute loaders, relocatable loaders, linkage editors, dan overlay loaders.

  • Komunikasi

    Menyediakan mekanisme komunikasi antara proses, pengguna, dan sistem komputer yang berbeda. Sehingga pengguna bisa mengirim pesan, browse web pages, mengirim e-mail, atau mentransfer berkas.

Umumnya sistem operasi dilengkapi oleh system-utilities atau program aplikasi yang di dalamnya termasuk web browser, word prossesor dan format teks, sistem database, games. System program yang paling penting adalah command interpreter yang mengambil dan menerjemahkan user-specified command selanjutnya.


Struktur Sistem

Sebuah sistem yang besar dan kompleks seperti sistem operasi modern harus diatur dengan cara membagi task kedalam komponen-komponen kecil agar dapat berfungsi dengan baik dan mudah dimodifikasi. Pada bab ini, kita akan membahas cara komponen-komponen ini dihubungkan satu sama lain. Menurut Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Greg Gagne, ada tiga cara yaitu:

  • Struktur Sederhana

  • Pendekatan Berlapis

  • Mikrokernel

Sedangkan menurut William Stallings, kita bisa memandang sistem sebagai seperangkat lapisan. Tiap lapisan menampilkan bagian fungsi yang dibutuhkan oleh sistem operasi. Bagian yang terletak pada lapisan yang lebih rendah akan menmpilkan fungsi yang lebih primitif dan menyimpan detail fungsi tersebut.


Struktur Sederhana

Banyak sistem yang tidak terstruktur dengan baik, sehingga sistem operasi seperti ini dimulai dengan sistem yang lebih kecil, sederhana, dan terbatas. Kemudian berkembang dengan cakupan yang original. Contoh sistem seperti ini adalah MS-DOS, yang disusun untuk mendukung fungsi yang banyak pada ruang yang sedikit karena keterbatasan perangkat keras untuk menjalankannya.

Contoh sistem lainnya adalah UNIX, yang terdiri dari dua bagian yang terpisah, yaitu kernel dan program sistem. Kernel selanjutnya dibagi dua bagian, yaitu antarmuka dan device drivers. Kernel mendukung sistem berkas, penjadualan CPU, managemen memori, dan fungsi sistem operasi lainnya melalui system calls.


Pendekatan Berlapis

Sistem operasi dibagi menjadi sejumlah lapisan yang masing-masing dibangun diatas lapisan yang lebih rendah. Lapisan yang lebih rendah menyediakan layanan untuk lapisan yang lebih tinggi. Lapisan yang paling bawah adalah perangkat keras, dan yang paling tinggi adalah user-interface.

Gambar 2-5. Lapisan pada Sistem Operasi

Sumber: Silberschatz, 2003, hal. 77.

Sebuah lapisan adalah implementasi dari objek abstrak yang merupakan enkapsulasi dari data dan operasi yang bisa memanipulasi data tersebut. Keuntungan utama dengan sistem ini adalah modularitas. Pendekatan ini mempermudah debug dan verifikasi sistem. Lapisan pertama bisa di debug tanpa mengganggu sistem yang lain karena hanya menggunakan perangkat keras dasar untuk implementasi fungsinya. Bila terjadi error saat debugging sejumlah lapisan, error pasti pada lapisan yang baru saja di debug, karena lapisan dibawahnya sudah di debug.

Sedangkan menurut Tanenbaum dan Woodhull, sistem terlapis terdiri dari enam lapisan, yaitu:

  • Lapisan 0

    Mengatur alokasi prosesor, pertukaran antar proses ketika interupsi terjadi atau waktu habis. Lapisan ini mendukung dasar multi-programming pada CPU.

  • Lapisan 1

    Mengalokasikan ruang untuk proses di memori utama dan pada 512 kilo word drum yang digunakan untuk menahan bagian proses ketika tidak ada ruang di memori utama.

  • Lapisan 2

    Menangani komunikasi antara masing-masing proses dan operator console. Pada lapis ini masing-masing proses secara efektif memiliki opertor console sendiri.

  • Lapisan 3

    Mengatur peranti I/O dan menampung informasi yang mengalir dari dan ke proses tersebut.

  • Lapisan 4

    Tempat program pengguna. Pengguna tidak perlu memikirkan tentang proses, memori, console, atau managemen I/O.

  • Lapisan 5

    Merupakan operator sistem.

Menurut Stallings, model tingkatan sistem operasi yang mengaplikasikan prinsip ini dapat dilihat pada tabel berikut, yang terdiri dari level-level dibawah ini:

Gambar 2-6. Tabel Level pada Sistem Operasi

Sumber: Stallings, 2001, hal. 69.

  • Level 1

    Terdiri dari sirkuit elektronik dimana objek yang ditangani adalah register memory cell, dan gerbang logika. Operasi pada objek ini seperti membersihkan register atau membaca lokasi memori.

  • Level 2

    Pada level ini adalah set instruksi pada prosesor. Operasinya adalah instruksi bahasa-mesin, seperti menambah, mengurangi, load dan store.

  • Level 3

    Tambahan konsep prosedur atau subrutin ditambah operasi call atau return.

  • Level 4

    Mengenalkan interupsi yang menyebabkan prosesor harus menyimpan perintah yang baru dijalankan dan memanggil rutin penanganan interupsi.

Empat level pertama bukan bagian sistem operasi tetapi bagian perangkat keras. Meskipun demikian beberapa elemen sistem operasi mulai tampil pada level-level ini, seperti rutin penanganan interupsi. Pada level 5, kita mulai masuk kebagian sistem operasi dan konsepnya berhubungan dengan multi-programming.

  • Level 5

    Level ini mengenalkan ide proses dalam mengeksekusi program. Kebutuhan-kebutuhan dasar pada sistem operasi untuk mendukung proses ganda termasuk kemampuan men-suspend dan me-resume proses. Hal ini membutuhkan register perangkat keras untuk menyimpan agar eksekusi bisa ditukar antara satu proses ke proses lainnya.

  • Level 6

    Mengatasi penyimpanan sekunder dari komputer. Level ini untuk menjadualkan operasi dan menanggapi permintaan proses dalam melengkapi suatu proses.

  • Level 7

    Membuat alamat logik untuk proses. Level ini mengatur alamat virtual ke dalam blok yang bisa dipindahkan antara memori utama dan memori tambahan. Cara-cara yang sering dipakai adalah menggunakan ukuran halaman yang tetap, menggunakan segmen sepanjang variabelnya, dan menggunakan cara keduanya. Ketika blok yang dibutuhkan tidak ada dimemori utama, alamat logis pada level ini meminta transfer dari level 6.

Sampai point ini, sistem operasi mengatasi sumber daya dari prosesor tunggal. Mulai level 8, sistem operasi mengatasi objek eksternal seperti peranti bagian luar, jaringan, dan sisipan komputer kepada jaringan.

  • Level 8

    Mengatasi komunikasi informasi dan pesan-pesan antar proses. Dimana pada level 5 disediakan mekanisme penanda yang kuno yang memungkinkan untuk sinkronisasi proses, pada level ini mengatasi pembagian informasi yang lebih banyak. Salah satu peranti yang paling sesuai adalah pipe (pipa) yang menerima output suatu proses dan memberi input ke proses lain.

  • Level 9

    Mendukung penyimpanan jangka panjang yang disebut dengan berkas. Pada level ini, data dari penyimpanan sekunder ditampilkan pada tingkat abstrak, panjang variabel yang terpisah. Hal ini bertentangan tampilan yang berorientasikan perangkat keras dari penyimpanan sekunder.

  • Level 10

    Menyediakan akses ke peranti eksternal menggunakan antarmuka standar.

  • Level 11

    Bertanggung-jawab mempertahankan hubungan antara internal dan eksternal identifier dari sumber daya dan objek sistem. Eksternal identifier adalah nama yang bisa dimanfaatkan oleh aplikasi atau pengguna. Internal identifier adalah alamat atau indikasi lain yang bisa digunakan oleh level yang lebih rendah untuk meletakkan dan mengontrol objek.

  • Level 12

    Menyediakan suatu fasilitator yang penuh tampilan untuk mendukung proses. Hal ini merupakan lanjutan dari yang telah disediakan pada level 5. Pada level 12, semua info yang dibutuhkan untuk managemen proses dengan berurutan disediakan, termasuk alamat virtual di proses, daftar objek dan proses yang berinteraksi dengan proses tersebut serta batasan interaksi tersebut, parameter yang harus dipenuhi proses saat pembentukan, dan karakteristik lain yang mungkin digunakan sistem operasi untuk mengontrol proses.

  • Level 13

    Menyediakan antarmuka dari sistem operasi dengan pengguna yang dianggap sebagai shell atau dinding karena memisahkan pengguna dengan sistem operasi dan menampilkan sistem operasi dengan sederhana sebagai kumpulan servis atau pelayanan.

Dari ketiga sumber diatas dapat kita simpulkan bahwa lapisan sistem operasi secara umum terdiri atas 4 bagian, yaitu:

  1. Perangkat keras

    Lebih berhubungan kepada perancang sistem. Lapisan ini mencakup lapisan 0 dan 1 menurut Tanenbaum, dan level 1 sampai dengan level 4 menurut Stallings.

  2. Sistem operasi

    Lebih berhubungan kepada programmer. Lapisan ini mencakup lapisan 2 menurut Tanenbaum, dan level 5 sampai dengan level 7 menurut Stallings.

  3. Kelengkapan

    Lebih berhubungan kepada programmer. Lapisan ini mencakup lapisan 3 menurut Tanenbaum, dan level 8 sampai dengan level 11 menurut Stallings.

  4. Program aplikasi

    Lebih berhubungan kepada pengguna aplikasi komputer. Lapisan ini mencakup lapisan 4 dan lapisan 5 menurut Tanebaum, dan level 12 dan level 13 menurut Stallings.

Gambar 2-7. Lapisan Sistem Operasi secara umum

Sumber: Stallings, 2001, hal. 46.

Salah satu kesulitan besar dalam sistem terlapis disebabkan karena sebuah lapisan hanya bisa menggunakan lapisan-lapisan dibawahnya, misalnya: backing-store driver, normalnya diatas penjadual CPU sedangkan pada sistem yang besar, penjadual CPU punya informasi tentang proses yang aktif yang ada di memori. Oleh karena itu, info ini harus dimasukkan dan dikeluarkan dari memori, sehingga membutuhkan backing-store driver dibawah penjadual CPU. Kesulitan lainnya adalah paling tidak efisien dibandingkan tipe lain. Ketika pengguna mengeksekusi I/O, akan mengeksekusi lapisan I/O, lapisan managemen memori, yang memanggil lapisan penjadual CPU.


Mikrokernel

Metode ini menyusun sistem operasi dengan menghapus semua komponen yang tidak esensial dari kernel, dan mengimplementasikannya sebagai program sistem dan level pengguna. Hasilnya kernel yang lebih kecil. Pada umumnya mikrokernel mendukung proses dan menagemen memori yang minimal, sebagai tambahan utnuk fasilitas komunikasi.

Fungsi utama mikrokernel adalah mendukung fasilitas komunikasi antara program klien dan bermacam-macam layanan yang juga berjalan di user space. Komunikasi yang dilakukan secara tidak langsung, didukung oleh sistem message passing, dengan bertukar pesan melalui mikrokernel.

Salah satu keuntungan mikrokernel adalah ketika layanan baru akan ditambahkan ke user space, kernel tidak perlu dimodifikasi. Kalau pun harus, perubahan akan lebih sedikit. Hasil sistem operasinya lebih mudah untuk ditempatkan pada suatu desain perangkat keras ke desain lainnya. Mikrokernel juga mendukung keamanan reliabilitas lebih, karena kebanyakan layanan berjalan sebagai pengguna proses. Jika layanan gagal, sistem operasi lainnya tetap terjaga. Beberapa sistem operasi yang menggunakan metode ini adalah TRU64 UNIX, MacOSX, dan QNX.


Mesin Virtual, Desain Sistem dan Implementasinya, dan System Generation

Mesin Virtual Java

Pada dasarnya, sistem komputer dibangun atas lapisan-lapisan (layers). Perangkat keras adalah lapisan terendah. Kernel yang berada di lapisan atasnya menggunakan instruksi perangkat keras untuk menciptakan seperangkat system calls yang dapat digunakan oleh komponen-komponen lain yang berada pada level di atasnya. Sistem program pada level di atasnya dapat menggunakan system call dan perangkat keras seolah-olah mereka berada pada level yang sama.

Meski sistem program berada di level tertinggi, program aplikasi bisa melihat segala sesuatu di bawahnya (pada tingkatan) seakan mereka adalah bagian dari mesin. Pendekatan dengan lapisan-lapisan inilah yang diambil sebagai kesimpulan logis pada konsep mesin virtual atau virtual machine (VM). Pendekatan VM menyediakan sebuah antarmuka yang identik dengan underlying bare hardware. VM dibuat dengan pembagian sumber daya oleh physical computer. VM perangkat lunak membutuhkan ruang pada disk untuk menyediakan memori virtual dan spooling sehingga perlu ada disk virtual.

Meski sangat berguna, VM sulit untuk diimplementasikan. Banyak hal yang dibutuhkan untuk menyediakan duplikat yang tepat dari underlying machine. VM dapat dieksekusi pada only user mode sehingga kita harus mempunyai virtual user mode sekaligus virtual memory mode yang keduanya berjalan di physical user mode. Ketika instruksi yang hanya membutuhkan virtual user mode dijalankan, ia akan mengubah isi register yang berefek pada virtual monitor mode sehingga dapat memulai ulang VM tersebut. Sebuah instruksi I/O yang membutuh waktu 100 ms, dengan menggunakan VM bisa dieksekusi lebih cepat karena spooling atau lebih lambat karena interpreter. Terlebih lagi, CPU menjadi multiprogrammed di antara banyak VM. Jika setiap user diberi 1 VM, dia akan bebas menjalankan sistem operasi (kernel) yang diinginkan pada VM tersebut.

Selain kekurangan yang telah disebutkan diatas, jelas VM memiliki kelebihan-kelebihan, yaitu: Keamanan yang terjamin karena VM mempunyai perlindungan lengkap pada berbagai sistem sumber daya, tidak ada pembagian resources secara langsung. Pembagian disk mini dan jaringan diimplementasikan dalam perangkat lunak. Sistem VM adalah kendaraan yang sempurna untuk penelitian dan pengembangan Sistem Operasi. Dengan VM, perubahan satu bagian dari mesin dijamin tidak akan mengubah komponen lainnya.

Mesin Virtual Java atau Java Virtual Machine (JVM) terdiri dari sebuah kelas loader dan java interpreter yang mengeksekusi the architecture-neutral bytecodes. Java interpreter bisa berupa perangkat lunak yang menginterpretasikan kode byte setiap waktu atau hanya Just-In-Time (JIT) yang mengubah architecture-neutral bytecodes menjadi bahasa mesin lokal. Interpreter bisa juga diimplementasikan pada sebuah chip perangkat keras. Instance dari JVM dibentuk ketika aplikasi java atau applet dijalankan. JVM mulai berjalan saat method main dipanggil. Pada applet, JVM menciptakan method main sebelum membuat applet itu sendiri.

Java Development Environment terdiri dari sebuah Compile Time Environment dan RunTime Environment. Compile berfungsi mengubah java sourcecode menjadi kode byte. Sedangkan RunTime merupakan Java Platform untuk sistem Host.


Desain Sistem dan Implementasinya

Desain sistem memiliki masalah dalam menentukan tujuan dan spesifikasi sistem. Pada level paling tinggi, desain sistem akan dipengaruhi oleh pilihan perangkat keras dan jenis sistem. Kebutuhannya akan lebih sulit untuk dispesifikasikan. Kebutuhan terdiri dari target user dan target sistem. User menginginkan sistem yang nyaman digunakan, mudah dipelajari, dapat dipercaya, aman, dan cepat. Namun itu semua tidaklah signifikan untuk desain sistem. Orang yang mendesain ingin sistem yang mudah didesain, diimplementasikan, fleksibel, dapat dipercaya, bebas eror, efisien. Sampai saat ini belum ada solusi yang pas untuk menentukan kebutuhan dari sistem operasi. Lain lingkungan, lain pula kebutuhannya.

Mekanisme dan Kebijakan

Mekanisme menentukan bagaimana melakukan sesuatu. Kebijakan menentukan apa yang akan dilakukan.Pemisahan antara mekanisme dan kebijakan sangatlah penting untuk fleksibilitas. Perubahan kebijakan akan membutuhkan definisi ulang pada beberapa parameter sistem, bahkan bisa mengubah mekanisme yang telah ada. Sistem operasi Microkernel-based menggunakan pemisahan mekanisme dan kebijakan secara ekstrim dengan mengimplementasikan perangkat dari primitive building blocks. Semua aplikasi mempunyai antarmuka yang sama karena antarmuka dibangun dalam kernel.

Kebijakan penting untuk semua alokasi sumber daya dan penjadualan problem. Perlu atau tidaknya sistem mengalokasikan sumber daya, kebijakan yang menentukan. Tapi bagaimana dan apa, mekanismelah yang menentukan.

Implementasi

Umumnya sistem operasi ditulis dalam bahasa rakitan, tapi sekarang ini sering ditulis dalam bahasa tingkat tinggi. Keuntungannya adalah kodenya bisa ditulis lebih cepat, lebih padat, mudah dimengerti dan di-debug. Sistem operasi mudah diport (dipindahkan ke perangkat keras lain). Kerugiannya adalah mengurangi kecepatan dan membutuhkan tempat penyimpanan yang lebih banyak.


System Generation

Adalah mungkin untuk mendesign, mengkode, dan megimplementasikan sebuah sistem operasi khusus untuk satu mesin di suatu site. Pada umumnya sistem operasi dibuat untuk berjalan pada beberapa kelas mesin di berbagai site dan berbagai konfigurasi peripheral. Kemudian, sistem dikonfigurasikan untuk masing-masing komputer, untuk site yang spesifik. Proses ini terkadang disebut sebagai System Generation.

Sistem program membaca dari berkas yang diberikan atau mungkin bertanya pada operator tentang informasi yang berhubungan dengan perangkat keras tersebut, antara lain adalah sebagai berikut:

  • CPU apa yang digunakan, pilihan yang diinstall?

  • Berapa banyak memori yang tersedia?

  • Peralatan yang tersedia?

  • Pilihan Sistem operasi apa yang diinginkan atau parameter yang digunakan?

Satu kali informasi didapat, bisa digunakan dengan berbagai cara.


Rangkuman

Pada umumnya, komponen sistem operasi terdiri dari managemen proses, managemen memori utama, managemen berkas, managemen sistem I/O, managemen penyimpanan sekunder, sistem proteksi, jaringan dan Command-Interpreter System.

Layanan sistem operasi dirancang untuk membuat programming menjadi lebih mudah. Sistem operasi mempunyai lima layanan utama dan tiga layanan tambahan. System calls ada lima jenis. System program menyediakan environment yang memungkinkan pengembangan program dan eksekusi berjalan dengan baik.

Komponen-komponen sistem operasi dapat dihubungkan satu sama lain dengan tiga cara. Pertama, dengan struktur sederhana, kemudian berkembang dengan cakupan yang original. Kedua, dengan pendekatan terlapis atau level. Lapisan yang lebih rendah menyediakan layanan untuk lapisan yang lebih tinggi. Model sistem operasi seperti ini terdiri dari tiga belas level. Ketiga, dengan metode mikrokernel, dimana sistem operasi disusun dalam bentuk kernel yang lebih kecil.

Penggunaan mesin virtual amat berguna, tapi sulit untuk diimplementasikan. Sebagaimana perangkat-perangkat lainnya, penggunaan mesin virtual ini memiliki kelebihan dan kekurangan. Masalah utama dari desain sistem adalah menentukan kebijakan dan mekanisme yang sesuai dengan keinginan pengguna dan pendisainnya. System generation adalah proses mengkonfigurasikan sistem untuk masing-masing komputer.


Latihan

  1. Sebutkan komponen-komponen Sistem Operasi!

  2. Sebutkan aktivitas yang dilakukan oleh sistem operasi yang berkaitan dengan managemen proses!

  3. Sebutkan aktivitas yang dilakukan oleh sistem operasi yang berkaitan dengan managemen berkas!

  4. Jelaskan apa yang dimaksud dengan Command-Interpreter System!

  5. Apakah tujuan dari System calls?

  6. Sebutkan lima layanan yang disediakan oleh sistem operasi!

  7. Sebutkan tujuan dari system program!

  8. Jelaskan dua model komunikasi pada sistem operasi!

  9. Sebutkan keuntungan dalam penggunaan sistem lapisan! Jelaskan!

  10. Jelaskan salah satu kesulitan besar dalam penggunaan sistem lapisan !

  11. Sebutkan beberapa objek-objek yang ada pada level 2 sistem lapisan!

  12. Sebutkan cara-cara yang dipakai untuk membuat alamat logis yang dilakukan pada level 7!

  13. Sebutkan salah satu keuntungan mikrokernel!

  14. Sebutkan keuntungan dan kelebihan menggunakan mesin virtual!

  15. Jelaskan masalah utama dari desain sistem!

  16. Jelaskan perbedaan mekanisme dan kebijakan!


Rujukan

Abraham Silberschatz, Peter Galvin, Greg Gagne.2003. Operating System Concepts, Sixth Edition.John Wiley & Sons.

Andrew S Tanenbaum, Albert S Woodhull.1997.Operating System Design and Implementation, Second Edition. Prentice Hall.

Andrew S Tanenbaum.2001.Modern Operating System, Second Edition.Prentice Hall.

William Stallings.2001.Operating Systems, Fourth Edition. Prentice Hall.

http://bebas.vlsm.org/v06/Kuliah/SistemOperasi/ BUKU/SistemOperasi/x395.html


Bab 3. Proses dan Penjadualan

Konsep Proses

Jika kita berdiskusi mengenai sistem operasi, maka akan timbul sebuah pertanyaan yaitu mengenai istilah apa yang tepat untuk menyebut semua kegiatan yang dilakukan oleh CPU. Sistem batch mengeksekusi jobs sebagaimana suatu sistem time-share menggunakan program pengguna (user programs) atau tasks. Bahkan pada sistem dengan pengguna tunggal pun, seperti pada Microsoft Windows dan Macintosh OS, seorang pengguna mampu menjalankan beberapa program pada saat yang sama, contohnya Word Processor, Web Browser, dan paket e-mail. Bahkan jika pengguna hanya dapat menjalankan satu program pada satu waktu, sistem operasi perlu untuk mendukung aktivitas program internalnya sendiri, seperti managemen memori. Dalam banyak hal, seluruh aktivitas ini adalah serupa, maka kita menyebut seluruh program itu proses-proses.

Istilah job dan proses digunakan hampir dapat dipertukarkan pada tulisan ini. Walau kami sendiri lebih menyukai istilah proses, banyak teori dan terminologi sistem operasi dikembangkan selama suatu waktu ketika aktivitas utama sistem operasi adalah job processing. Akan membingungkan jika kita menghindari penggunaan istilah yang telah diterima oleh masyarakat yang memasukkan kata job hanya karena proses memiliki istilah job sebagai pengganti atau pendahulunya.


Definisi Proses

Secara tidak langsung, proses merupakan program yang sedang dieksekusi. Menurut Silberschatz, suatu proses adalah lebih dari sebuah kode program, yang terkadang disebut text section. Proses juga mencakup program counter, yaitu sebuah stack untuk menyimpan alamat dari instruksi yang akan dieksekusi selanjutnya dan register. Sebuah proses pada umumnya juga memiliki sebuah stack yang berisikan data-data yang dibutuhkan selama proses dieksekusi seperti parameter metoda, alamat return dan variabel lokal, dan sebuah data section yang menyimpan variabel global.

Sama halnya dengan Silberschatz, Tanenbaum juga berpendapat bahwa proses adalah sebuah program yang dieksekusi yang mencakup program counter, register, dan variabel di dalamnya.

Kami tekankan bahwa program itu sendiri bukanlah sebuah proses; suatu program adalah satu entitas pasif; seperti isi dari sebuah berkas yang disimpan didalam disket. Sedangkan sebuah proses dalam suatu entitas aktif, dengan sebuah program counter yang menyimpan alamat instruksi selanjut yang akan dieksekusi dan seperangkat sumber daya (resource) yang dibutuhkan agar sebuah proses dapat dieksekusi.

Untuk mempermudah kita membedakan program dengan proses, kita akan menggunakan analogi yang diberikan oleh Tanenbaum. Misalnya ada seorang tukang kue yang ingin membuat kue ulang tahun untuk anaknya. Tukang kue tersebut memiliki resep kue ulang tahun dan bahan-bahan yang dibutuhkan untuk membuat kue ulang tahun di dapurnya seperti: tepung terigu, telur, gula, bubuk vanila dan bahan-bahan lainnya. Dalam analogi ini, resep kue ulang tahun adalah sebuah program, si tukang kue tersebut adala prosesor (CPU), dan bahan-bahan untuk membuat kue tersebut adalah data input. Sedangkan proses-nya adalah kegiatan sang tukang kue untuk membaca resep, mengolah bahan, dan memanggang kue tersebut.

Walau dua proses dapat dihubungkan dengan program yang sama, program tersebut dianggap dua urutan eksekusi yang berbeda. Sebagai contoh, beberapa pengguna dapat menjalankan salinan yang berbeda pada mail program, atau pengguna yang sama dapat meminta banyak salinan dari program editor. Tiap-tiap proses ini adakah proses yang berbeda dan walau bagian text-section adalah sama, data section-nya bervariasi. Adalah umum untuk memiliki proses yang menghasilkan banyak proses begitu ia bekerja. Hal ini akan dijelaskan lebih detail pada bagian berjudul Hubungan Antara Proses.


Status Proses

Bila sebuah proses dieksekusi, maka statusnya akan berubah-ubah. Status dari sebuah proses mencerminkan aktivitas atau keadaan dari proses itu sendiri. Berikut ini adalah status-status yang mungkin dimiliki sebuah proses menurut Tanenbaum:

  • Running: pada saat menggunakan CPU pada suatu waktu.

  • Ready: proses diberhentikan sementara karena menunggu proses lain untuk dieksekusi.

  • Blocked: tidak dijalankan sampai event dari luar, yang berhubungan dengan proses tersebut terjadi.

Sedangkan menurut Silberschatz, terdapat lima macam jenis status yang mungkin dimiliki oleh suatu proses:

  • New: status yang dimiliki pada saat proses baru saja dibuat.

  • Running: status yang dimiliki pada saat instruksi-instruksi dari sebuah proses dieksekusi.

  • Waiting: status yang dimiliki pada saat proses menunggu suatu event (contohnya: proses I/O).

  • Ready: status yang dimiliki pada saat proses siap untuk dieksekusi oleh prosesor.

  • Terminated: status yang dimiliki pada saat proses telah selesai dieksekusi.

Nama-nama tersebut adalah berdasar opini, istilah tersebut bervariasi di sepanjang sistem operasi. Keadaan yang mereka gambarkan ditemukan pada seluruh sistem. Namun, pada sistem operasi tertentu lebih baik menggambarkan keadaan/status proses. Penting untuk diketahui bahwa hanya satu proses yang dapat berjalan pada prosesor mana pun pada satu waktu. Namun, banyak proses yang dapat berstatus ready atau waiting. Keadaan diagram yang berkaitan dengan keadaan tersebut dijelaskan pada Gambar 3-1.

Gambar 3-1. Status Proses

Sumber: http://bebas.vlsm.org/v06/Kuliah/SistemOperasi/BUKU/SistemOperasi/img/4-1.png; per Desember 2003.

Ada tiga kemungkinan bila sebuah proses memiliki status running:

  • Jika program telah selesai dieksekusi maka status dari proses tersebut akan berubah menjadi Terminated.

  • Jika waktu yang disediakan oleh OS untuk proses tersebut sudah habis maka akan terjadi interrupt dan proses tersebut kini berstatus Ready.

  • Jika suatu event terjadi pada saat proses dieksekusi (seperti ada request I/O) maka proses tersebut akan menunggu event tersebut selesai dan proses berstatus Waiting.


Process Control Block

Tiap proses digambarkan dalam sistem operasi oleh sebuah process control block (PCB) - juga disebut sebuah control block. Sebuah PCB ditunjukkan dalam Gambar 3-2. PCB berisikan banyak bagian dari informasi yang berhubungan dengan sebuah proses yang spesifik, termasuk hal-hal di bawah ini:

  • Status proses: status mungkin, new, ready, running, waiting, halted, dan juga banyak lagi.

  • Program counter: suatu stack yang berisi alamat dari instruksi selanjutnya untuk dieksekusi untuk proses ini.

  • CPU register: Register bervariasi dalam jumlah dan jenis, tergantung pada rancangan komputer. Register tersebut termasuk accumulator, register indeks, stack pointer, general-purposes register, ditambah code information pada kondisi apa pun. Beserta dengan program counter, keadaan/status informasi harus disimpan ketika gangguan terjadi, untuk memungkinkan proses tersebut berjalan/bekerja dengan benar setelahnya (lihat Gambar 3-3).

  • Informasi managemen memori: Informasi ini dapat termasuk suatu informasi sebagai nilai dari dasar dan batas register, tabel page/halaman, atau tabel segmen tergantung pada sistem memori yang digunakan oleh sistem operasi (lihat Bab 5).

  • Informasi pencatatan: Informasi ini termasuk jumlah dari CPU dan waktu riil yang digunakan, batas waktu, jumlah akun jumlah job atau proses, dan banyak lagi.

  • Informasi status I/O: Informasi termasuk daftar dari perangkat I/O yang di gunakan pada proses ini, suatu daftar berkas-berkas yang sedang diakses dan banyak lagi.

  • PCB hanya berfungsi sebagai tempat penyimpanan informasi yang dapat bervariasi dari proses yang satu dengan yang lain.

Gambar 3-2. Process Control Block

Sumber: http://bebas.vlsm.org/v06/Kuliah/SistemOperasi/BUKU/SistemOperasi/img/4-2.png; per Desember 2003.

Gambar 3-3. Status Proses

Sumber: http://bebas.vlsm.org/v06/Kuliah/SistemOperasi/BUKU/SistemOperasi/img/4-3.png; per Desember 2003.


Threads

Model proses yang didiskusikan sejauh ini telah menunjukkan bahwa suatu proses adalah sebuah program yang menjalankan eksekusi thread tunggal. Sebagai contoh, jika sebuah proses menjalankan sebuah program Word Processor, ada sebuah thread tunggal dari instruksi-instruksi yang sedang dilaksanakan.

Kontrol thread tunggal ini hanya memungkinkan proses untuk menjalankan satu tugas pada satu waktu. Banyak sistem operasi modern telah memiliki konsep yang dikembangkan agar memungkinkan sebuah proses untuk memiliki eksekusi multi-threads, agar dapat secara terus menerus mengetik dan menjalankan pemeriksaan ejaan didalam proses yang sama, maka sistem operasi tersebut memungkinkan proses untuk menjalankan lebih dari satu tugas pada satu waktu. Pada bagian berjudul Konsep Thread, thread akan dibahas proses multi-threaded lebih lanjut.


Penjadualan Proses

Multiprogramming bertujuan untuk memaksimalkan penggunaan CPU dengan cara mengatur alokasi waktu yang digunakan oleh CPU, sehingga proses berjalan sepanjang waktu dan memperkecil waktu idle. Untuk sistem yang bersifat prosesor tunggal (uniprosesor), hanya ada satu proses yang dapat berjalan setiap waktunya. Jika proses yang ada lebih dari satu, maka proses yang lain harus menunggu sampai CPU bebas dan siap untuk dijadualkan kembali.


Queue Scheduling

Ketika sebuah proses memasuki sistem, proses itu diletakkan di dalam job queue. Pada antrian ini terdapat seluruh proses yang berada dalam sistem. Sedangkan proses yang berada pada memori utama, siap dan menunggu untuk mengeksekusi disimpan dalam sebuah daftar yang bernama ready queue. Antrian ini biasanya disimpan sebagai linked list. Header dari ready queue berisi pointer untuk PCB pertama dan PCB terakhir pada list. Setiap PCB memiliki pointer field yang menunjuk kepada PCB untuk proses selanjutnya dalam ready queue.

Sistem operasi juga memiliki antrian lain. Ketika sebuah proses dialokasikan ke CPU, proses tersebut berjalan sebentar lalu berhenti, di-interupsi, atau menunggu suatu hal tertentu, seperti selesainya suatu permintaan I/O. Dalam permintaan I/O, dapat saja yang diminta itu adalah tape drive, atau peralatan yang di-share secara bersama-sama, seperti disk. Karena ada banyak proses dalam sistem, disk dapat saja sibuk dengan permintaan I/O dari proses lainnya. Untuk itu proses tersebut mungkin harus menunggu disk tersebut. Daftar dari proses-proses yang menunggu peralatan I/O tertentu disebut dengan device queue. Tiap peralatan memiliki device queue-nya masing-masing (Gambar 3-4).

Gambar 3-4. Device Queue

Sumber: http://bebas.vlsm.org/v06/Kuliah/SistemOperasi/BUKU/SistemOperasi/img/4-4.png; per Desember 2003.

Penjadualan proses dapat direpresentasikan secara umum dalam bentuk diagram antrian, seperti yang ditunjukkan oleh Gambar 3-5. Setiap kotak segi empat menunjukkan sebuah antrian. Dua tipe antrian menunjukan antrian yang siap dan seperangkat device queues. Lingkaran menunjukkan sumber daya yang melayani antrian, dan tanda panah mengindikasikan alur dari proses-proses yang ada dalam sistem.

Gambar 3-5. Diagram Antrian

Sumber: http://bebas.vlsm.org/v06/Kuliah/SistemOperasi/BUKU/SistemOperasi/img/4-5.png; per Desember 2003.

Sebuah proses baru pertama-tama diletakkan dalam ready queue. Proses tersebut menunggu di dalam ready antrian sampai dia dipilih untuk eksekusi, atau dengan kata lain di-dispatched. Begitu proses tersebut dialokasikan ke CPU dan sedang berjalan, beberapa kemungkinan di bawah ini dapat terjadi:

  • Proses tersebut mengeluarkan permintaan I/O, lalu ditempatkan dalam sebuah antrian I/O.

  • Proses tersebut dapat membuat sub proses yang baru dan menunggu untuk di-terminasi.

  • Proses tersebut dapat dikeluarkan secara paksa dari CPU, sebagai hasil dari suatu interupsi, dan diletakkan kembali dalam ready queue.

Pada dua kemungkinan pertama (proses meminta I/O atau membuat sub proses baru), proses berganti keadaan dari waiting state menjadi ready state, lalu diletakkan kembali dalam ready queue. Proses akan meneruskan siklus ini sampai dia di-terminasi, yaitu saat dimana proses tersebut dikeluarkan dari seluruh antrian yang ada dan memiliki PCB-nya sendiri dan seluruh sumber daya yang dia gunakan dialokasikan kembali.


Scheduler

Sebuah proses berpindah-pindah di antara berbagai penjadualan antrian seumur hidupnya. Sistem operasi harus memilih dan memproses antrian-antrian ini berdasarkan kategorinya dengan cara tertentu. Oleh karena itu, proses seleksi ini harus dilakukan oleh scheduler yang tepat.

Dalam sistem batch, seringkali proses yang diserahkan lebih banyak daripada yang dapat dilaksanakan dengan segera. Proses-proses ini disimpan pada suatu mass-storage device (disk), dimana proses tersebut disimpan untuk eksekusi di lain waktu. Long-term scheduler, atau job scheduler, memilih proses dari tempat ini dan mengisinya ke dalam memori. Sedangkan short-term scheduler, atau CPU scheduler, hanya memilih proses yang sudah siap untuk melakukan eksekusi, dan mengalokasikan CPU untuk proses tersebut.

Hal yang cukup jelas untuk membedakan kedua jenis scheduler ini adalah frekuensi dari eksekusinya. Short-term scheduler harus memilih proses baru untuk CPU sesering mungkin. Sebuah proses dapat mengeksekusi hanya dalam beberapa milidetik sebelum menunggu permintaan I/O. Seringkali, short-term scheduler mengeksekusi paling sedikit sekali setiap 100 milidetik. Karena durasi waktu yang pendek antara eksekusi-eksekusi tersebut, short-term scheduler seharusnya cepat. Jika memerlukan waktu 10 mili detik untuk menentukan suatu proses eksekusi selama 100 mili detik, maka 10/(100 + 10) = 9 persen dari CPU sedang digunakan (atau terbuang) hanya untuk pekerjaan penjadualan.

Long-term scheduler, pada sisi lain, mengeksekusi jauh lebih jarang. Mungkin ada beberapa menit waktu yang dibutuhkan untuk pembuatan proses baru dalam sistem. Long-term scheduler mengontrol degree of multiprogramming (jumlah proses dalam memori). Jika degree of multiprogramming stabil, maka tingkat rata-rata penciptaan proses harus sama dengan tingkat rata rata proses meninggalkan sistem. Maka dari itu long-term scheduler mungkin dipanggil hanya ketika suatu proses meninggalkan sistem. Karena interval yang lebih panjang antara eksekusi, long-term scheduler dapat menggunakan waktu yang lebih lama untuk menentukan proses mana yang harus dipilih untuk dieksekusi.

Sangat penting bagi long-term scheduler membuat seleksi yang hati-hati. Secara umum, proses dapat dibedakan atas dua macam, yaitu proses I/O bound dan proses CPU bound. Proses I/O bound adalah proses yang lebih banyak menghabiskan waktunya untuk mengerjakan I/O dari pada melakukan komputasi. Proses CPU-bound, di sisi lain, jarang melakukan permintaan I/O, dan menggunakan lebih banyak waktunya untuk melakukan komputasi. Oleh karena itu, long-term scheduler harus memilih gabungan proses yang baik antara proses I/O bound dan CPU bound. Jika seluruh proses adalah I/O bound, ready queue akan hampir selalu kosong, dan short-term scheduler akan memiliki sedikit tugas. Jika seluruh proses adalah CPU bound, I/O waiting queue akan hampir selalu kosong, peralatan akan tidak terpakai, dan sistem akan menjadi tidak seimbang. Sistem dengan kinerja yang terbaik akan memiliki kombinasi yang baik antara proses CPU bound dan I/O bound.

Pada sebagian sistem, long-term scheduler dapat jadi tidak ada atau kerjanya sangat minim. Sebagai contoh, sistem time-sharing seperti UNIX sering kali tidak memiliki long-term scheduler. Stabilitas sistem-sistem seperti ini bergantung pada keterbatasan fisik (seperti jumlah terminal yang ada) atau pada penyesuaian sendiri secara alamiah oleh manusia sebagai pengguna. Jika kinerja menurun pada tingkat yang tidak dapat diterima, sebagian pengguna akan berhenti.

Sebagian sistem operasi, seperti sistem time-sharing, dapat memperkenalkan sebuah scheduler tambahan, yaitu medium-term scheduler. Scheduler ini digambarkan pada Gambar 3-6. Ide utama atau kunci dari scheduler ini terkadang akan menguntungkan untuk memindahkan proses dari memori (dan dari pengisian aktif dari CPU), dan akibatnya degree of multiprogramming akan berkurang. Di kemudian waktu, proses dapat dibawa kembali dalam memori dan eksekusinya dapat dilanjutkan pada keadaan dimana proses itu dipindahkan tadi. Skema ini disebut swapping. Proses di-swapped out dan di-swapped in oleh scheduler ini. Swapping mungkin diperlukan untuk meningkatkan mutu penggabungan proses, atau karena perubahan dalam kebutuhan memori yang mengakibatkan memori harus dibebaskan. Swapping dibahas dalam bagian berjudul Penukaran di Bab 5.

Gambar 3-6. Medium-term Scheduler

Sumber: http://bebas.vlsm.org/v06/Kuliah/SistemOperasi/BUKU/SistemOperasi/img/4-6.png; per Desember 2003.


Context Switch

Mengganti CPU ke proses lain memerlukan penyimpanan keadaan dari proses lama dan mengambil keadaan dari proses yang baru. Hal ini dikenal dengan sebutan context switch. Context switch sebuah proses direpresentasikan dalam PCB dari suatu proses; termasuk nilai dari CPU register, status proses (dapat dilihat pada Gambar 3-7) dan informasi managemen memori. Ketika context switch terjadi, kernel menyimpan data dari proses lama ke dalam PCB nya dan mengambil data dari proses baru yang telah terjadual untuk berjalan. Waktu context switch adalah murni overhead, karena sistem melakukan pekerjaan yang tidak begitu berarti selama melakukan pengalihan. Kecepatannya bervariasi dari mesin ke mesin, bergantung pada kecepatan memori, jumlah register yang harus di-copy, dan ada tidaknya instruksi khusus (seperti instruksi tunggal untuk mengisi atau menyimpan seluruh register). Tingkat kecepatan umumnya berkisar antara 1 sampai 1000 mikro detik.

Gambar 3-7. Context Switch

Sumber: http://bebas.vlsm.org/v06/Kuliah/SistemOperasi/BUKU/SistemOperasi/img/4-3.png; per Desember 2003.

Waktu context switch sangat begantung pada dukungan perangkat keras. Sebagai contoh, prosesor seperti UltraSPARC menyediakan beberapa set register. Sebuah proses context switch hanya memasukkan perubahan pointer ke set register yang ada saat itu. Tentu saja, jika proses aktif yang ada lebih banyak daripada proses yang ada pada set register, sistem menggunakan bantuan untuk meng-copy data register dari dan ke memori, sebagaimana sebelumnya. Semakin kompleks suatu sistem operasi, semakin banyak pekerjaan yang harus dilakukan selama context switch. Dapat dilihat pada Bab 5, teknik managemen memori tingkat lanjut dapat mensyaratkan data tambahan untuk diganti dengan tiap data. Sebagai contoh, ruang alamat dari proses yang ada saat itu harus dijaga sebagai ruang alamat untuk proses yang akan dikerjakan berikutnya. Bagaimana ruang alamat dijaga, berapa banyak pekerjaan dibutuhkan untuk menjaganya, tergantung pada metode managemen memori dari sistem operasi. Akan kita lihat pada Bab 5, context switch terkadang dapat menyebabkan bottleneck, dan programmer menggunakan struktur baru (threads) untuk menghindarinya kapan pun memungkinkan.


Interaksi Proses

Proses yang dijalankan pada suatu sistem operasi dapat bekerja secara bersama-sama ataupun sendiri saja. Bagian sebelum ini telah menjelaskan mengenai konsep proses dan bagaimana penjadualan proses itu. Disini kita akan melihat bagaimana hubungan antara proses-proses itu.


Proses yang Kooperatif

Proses yang bersifat concurrent bekerja sama dengan proses lain. Proses itu kooperatif jika mereka dapat saling mempengaruhi. Kerja sama antar proses itu penting karena beberapa alasan:

  • Pembagian informasi: Beberapa proses dapat mengakses beberapa data yang sama.

  • Kecepatan komputasi: Tugas yang dijalankan dapat berjalan dengan lebih cepat jika tugas tersebut dipecah-pecah menjadi beberapa sub bagian dan dieksekusi secara paralel dengan sub bagian yang lain. Peningkatan kecepatan ini dapat dilakukan jika komputer tersebut mempunyai beberapa elemen pemrosesan, seperti CPU atau jalur I/O.

  • Modularitas: Akan lebih mudah untuk mengatur tugas yang kompleks jika tugas tersebut dipecah menjadi beberapa sub bagian, kemudian mempunyai proses atau thread yang berbeda untuk menjalankan setiap sub bagian.

  • Kenyamanan: User dapat dengan mudah mengerjakan sesuatu yang berbeda dalam waktu yang sama. Contohnya satu user dapat mengetik, mengedit, dan mencetak suatu halaman tertentu secara bersamaan.

Kerja sama antar proses membutuhkan suatu mekanisme yang memperbolehkan proses-proses untuk mengkomunikasikan data dengan yang lain dan meng-synchronize kerja mereka sehingga tidak ada yang saling menghalangi. Salah satu cara proses dapat saling berkomunikasi adalah Interprocess Communication (IPC) yang akan dijelaskan lebih lanjut di bagian berikut.


Masalah Produser/Konsumer

Produser membuat suatu informasi yang dapat dibagi dengan proses lainnya. Konsumer menghabiskan data yang dibuat oleh produser. Misalnya program cetak memproduksi karakter yang dipakai oleh printer.

Masalah yang biasanya dihadapi oleh produser dan konsumer adalah bagaimana caranya mensinkronisasikan kerja mereka sehingga tidak ada yang saling mengganggu. Salah satu contoh bagaimana masalah ini dapat terjadi adalah Bounded Buffer Problem.

Solusi pembagian memori untuk Bounded Buffer Problem diterangkan dengan program sebagai berikut:

Gambar 3-8. Bounded Buffer Problem

import java.util.*;

public class BoundedBuffer {

    public BoundedBuffer() {
        // buffer diinisialisasikan kosong
        count   = 0;
        in      = 0;
        out     = 0;

        buffer = new Object[BUFFER_SIZE];
    }

    // produser memanggil method ini
    public void enter (Object item) {
        while ( count == BUFFER_SIZE )
        ; // tidak melakukan apa-apa

        // menambahkan suatu item ke dalam buffer
        ++count;
        buffer[in]  = item;
        in  = ( in + 1 ) % BUFFER_SIZE;

        if ( count == BUFFER_SIZE )
            System.out.println( "Producer Entered " +
            item + " Buffer FULL" );
        else
            System.out.println( "Producer Entered " +
            item + " Buffer Size = " + count );
    }

    // konsumer memanggil method ini  
    public Object remove() {
        Object item ;

        while ( count == 0 )
        ; // tidak melakukan apa-apa
    
        // menyingkirkan suatu item dari buffer
        --count;
        item  = buffer[out];
        out   = ( out + 1 ) % BUFFER_SIZE;

        if ( count == 0 )
        System.out.println( "Consumer consumed " +
        item + " Buffer EMPTY" );
        else
        System.out.println( "Consumer consumed " +
        item + " Buffer Size = " +count );

        return item;
    }

    public static final int NAP_TIME = 5;
    private static final int BUFFER_SIZE = 5;

    private volatile int count;
    private int in;     // arahkan ke posisi kosong selanjutnya
    private int out;        // arahkan ke posisi penuh selanjutnya
    private Object[] buffer;
}
    

Buffer adalah tempat penyimpanan data dimana produser mengisinya dan konsumer mengosongkan buffer tersebut. Jika buffer kosong, konsumer harus menunggu, dan ketika buffer penuh, produser harus menunggu. Disinilah produser harus bekerja sama dengan konsumer. Konsumer harus menunggu sampai ada barang yang diproduksi.

Program di bawah ini menggambarkan proses yang dijalankan oleh produser untuk Bounded Buffer Problem.

Gambar 3-9. Produser Bounded Buffer Problem

//Producer.java
import java.util.*;

public class Producer extends Thread {
    public Producer(BoundedBuffer b) {
        buffer = b;
    }
    public void run() {
        Date message;
        while (true) {
           int sleeptime = 
             (int) (BoundedBuffer.NAP_TIME * Math.random() );
           System.out.println("Producer sleeping for " 
             + sleeptime + " seconds");
       
           try { sleep(sleeptime*1000); } 
           catch(InterruptedException e) {}
           // membuat suatu barang & memasukkannya ke buffer
           message = new Date();      
           System.out.println("Producer produced " + message);
           buffer.enter(message);
       }
    }
    private  BoundedBuffer buffer;
}
    

Program berikut menggambarkan proses yang dijalankan oleh konsumer pada Bounded Buffer Problem

Gambar 3-10. Konsumer Bounded Buffer Problem

// Consumer.java
 
import java.util.*;

public class Consumer extends Thread {
    public Consumer(BoundedBuffer b) {
       buffer = b;
    }
    public void run() {
       Date message;
       while (true) {
          int sleeptime = 
            (int) (BoundedBuffer.NAP_TIME * Math.random() );
          System.out.println("Consumer sleeping for " 
            + sleeptime + " seconds");
 
          try { sleep(sleeptime*1000); } 
          catch(InterruptedException e) {}
     
          // mengambil barang dari buffer
          System.out.println("Consumer wants to consume.");
          message = (Date)buffer.remove();
       }
    }  
   
    private  BoundedBuffer buffer;
}
    

Masalah produser-konsumer dengan unbounded-buffer tidak menempatkan batas praktikal pada ukuran pada buffer. Konsumer harus menunggu untuk barang baru, tetapi produser dapat selalu memproduksi barang baru. Sedangkan masalah produser-konsumer bounded-buffer mengasumsikan ukuran buffer yang ditetapkan. Pada kasus ini, konsumer harus menunggu sampai buffer kosong dan produser harus menunggu sampai buffer penuh.


Hubungan Antara Proses dan Client/Server

Sebelumnya kita telah ketahui seluk beluk dari suatu proses mulai dari pengertiannya, cara kerjanya, sampai operasi-operasinya seperti proses pembentukannya dan proses pemberhentiannya setelah selesai melakukan eksekusi. Kali ini kita akan mengulas bagaimana hubungan antar proses dapat berlangsung, misal bagaimana beberapa proses dapat saling berkomunikasi dan bekerja-sama.

Kalau pada sub-bab sebelumnya kita banyak membahas mengenai buffer, dan lingkungan yang berbagi memori. Pada bagian ini kita lebih banyak membahas teknik komunikasi antara proses melalui kirim (send) dan terima (receive) yang biasa dikenal sebagai IPC.

Selain itu pada bagian ini kita akan menyingung sedikit mengenai client/server proses. Beberapa topik yang akan dibahas adalah Java Remote Method Invocation (RMI) dan Remote Procedure Call (RPC). Yang keduanya juga menggunakan mekanisme komunikasi IPC, namun menggunakan sistem yang terdistribusi yang melibatkan jaringan. Pada bagian ini juga akan dibahas mengenai infrastruktur dasar jaringan yaitu socket.


Hubungan Antara Proses

Proses yang Kooperatif

Proses yang bersifat simultan (concurrent) dijalankan pada sistem operasi dapat dibedakan menjadi yaitu proses independen dan proses kooperatif. Suatu proses dikatakan independen apabila proses tersebut tidak dapat terpengaruh atau dipengaruhi oleh proses lain yang sedang dijalankan pada sistem. Berarti, semua proses yang tidak membagi data apa pun (baik sementara/tetap) dengan proses lain adalah independent. Sedangkan proses kooperatif adalah proses yang dapat dipengaruhi atau pun terpengaruhi oleh proses lain yang sedang dijalankan dalam sistem. Dengan kata lain, proses dikatakan kooperatif bila proses dapat membagi datanya dengan proses lain.

Ada empat alasan untuk penyediaan sebuah lingkungan yang memperbolehkan terjadinya proses kooperatif:

  1. Pembagian informasi: apabila beberapa pengguna dapat tertarik pada bagian informasi yang sama (sebagai contoh, sebuah berkas bersama), kita harus menyediakan sebuah lingkungan yang mengizinkan akses secara terus menerus ke tipe dari sumber-sumber tersebut.

  2. Kecepatan penghitungan/komputasi: jika kita menginginkan sebuah tugas khusus untuk menjalankan lebih cepat, kita harus membagi hal tersebut ke dalam subtask, setiap bagian dari subtask akan dijalankan secara parallel dengan yang lainnya. Peningkatan kecepatan dapat dilakukan hanya jika komputer tersebut memiliki elemen-elemen pemrosesan ganda (seperti CPU atau jalur I/O).

  3. Modularitas: kita mungkin ingin untuk membangun sebuah sistem pada sebuah model modular-modular, membagi fungsi sistem menjadi beberapa proses atau thread.

  4. Kenyamanan: bahkan seorang pengguna individu mungkin memiliki banyak tugas untuk dikerjakan secara bersamaan pada satu waktu. Sebagai contoh, seorang pengguna dapat mengedit, mencetak, dan meng-compile secara parallel.

Gambar 3-11. Bounded Buffer

import java.util.*;

public class BoundedBuffer {
    public BoundedBuffer() {
        // buffer diinisialisasikan kosong
        count   = 0;
        in      = 0;
        out     = 0;

        buffer = new Object[BUFFER_SIZE];
     }

     // produser memanggil method ini
     public void enter( Object item ) {
        while ( count == BUFFER_SIZE )
            ; // do nothing
        // menambahkan suatu item ke dalam buffer
        ++count;
        buffer[in]  = item;
        in  = ( in + 1 ) % BUFFER_SIZE;
        if ( count == BUFFER_SIZE )
            System.out.println( "Producer Entered " +
                item + " Buffer FULL" );
        else
            System.out.println( "Producer Entered " +
                item + " Buffer Size = " + count );
    }

    // consumer memanggil method ini  
    public Object remove() {
        Object item ;
        while ( count == 0 )
            ; // do nothing
        // menyingkirkan suatu item dari buffer
        --count;
        item  = buffer[out];
        out   = ( out + 1 ) % BUFFER_SIZE;
        if ( count == 0 )
            System.out.println( "Consumer consumed " +
              item + " Buffer EMPTY" );
        else
            System.out.println( "Consumer consumed " +
              item + " Buffer Size = " +count );
        return item;
    }
    public static final int NAP_TIME = 5;
    private static final int BUFFER_SIZE = 5;
    private volatile int count;
    private int in;     // arahkan ke posisi kosong selanjutnya
    private int out;    // arahkan ke posisi penuh  selanjutnya
    private Object[] buffer;
}
        

Sebuah produsen proses membentuk informasi yang dapat digunakan oleh konsumen proses. Sebagai contoh sebuah cetakan program yang membuat banyak karakter yang diterima oleh driver pencetak. Untuk memperbolehkan produser dan konsumer proses agar dapat berjalan secara terus menerus, kita harus menyediakan sebuah item buffer yang dapat diisi dengan proses produser dan dikosongkan oleh proses konsumer. Proses produser dapat memproduksi sebuah item ketika konsumer sedang mengkonsumsi item yang lain. Produser dan konsumer harus dapat selaras. Konsumer harus menunggu hingga sebuah item diproduksi.

Komunikasi Proses Dalam Sistem

Cara lain untuk meningkatkan efek yang sama adalah untuk sistem operasi yaitu untuk menyediakan alat-alat proses kooperatif untuk berkomunikasi dengan yang lain lewat sebuah komunikasi dalam proses Inter-Process Communication (IPC). IPC menyediakan sebuah mekanisme untuk megizinkan proses-proses untuk berkomunikasi dan menyelaraskan aksi-aksi mereka tanpa berbagi ruang alamat yang sama. IPC adalah khusus digunakan dalam sebuah lingkungan yang terdistribusi dimana proses komunikasi tersebut mungkin saja tetap ada dalam komputer-komputer yang berbeda yang tersambung dalam sebuah jaringan. IPC adalah penyedia layanan terbaik dengan menggnakan sebuah sistem penyampaian pesan, dan sistem-sistem pesan dapat diberikan dalam banyak cara.

Fungsi dari sebuah sistem pesan adalah untuk memperbolehkan komunikasi satu dengan yang lain tanpa perlu menggunakan pembagian data. Sebuah fasilitas IPC menyediakan paling sedikit dua operasi yaitu kirim (pesan) dan terima (pesan). Pesan dikirim dengan sebuah proses yang dapat dilakukan pada ukuran pasti atau variabel. Jika hanya pesan dengan ukuran pasti dapat dikirimkan, level sistem implementasi adalah sistem yang sederhana. Pesan berukuran variabel menyediakan sistem implementasi level yang lebih kompleks.

Jika dua buah proses ingin berkomonikasi, misalnya proses P dan proses Q, mereka harus mengirim pesan atau menerima pesan dari satu ke yang lainnya. Jalur ini dapat diimplementasikan dengan banyak cara, namun kita hanya akan memfokuskan pada implementasi logiknya saja, bukan implementasi fisik (seperti shared memory, hardware bus, atau jaringan). Berikut ini ada beberapa metode untuk mengimplementasikan sebuah jaringan dan operasi pengiriman/penerimaan secara logika:

  • Komunikasi langsung atau tidak langsung.

  • Komunikasi secara simetris/asimetris.

  • Buffer otomatis atau eksplisit.

  • Pengiriman berdasarkan salinan atau referensi.

  • Pesan berukuran pasti dan variabel.

Komunikasi Langsung

Proses-proses yang ingin dikomunikasikan harus memiliki sebuah cara untuk memilih satu dengan yang lain. Mereka dapat menggunakan komunikasi langsung/tidak langsung.

Setiap proses yang ingin berkomunikasi harus memiliki nama yang bersifat eksplisit baik penerimaan atau pengirim dari komunikasi tersebut. Dalam konteks ini, pengiriman dan penerimaan pesan secara primitive dapat dijabarkan sebagai:

  • Send (P, message) - mengirim sebuah pesan ke proses P.

  • Receive (Q, message) - menerima sebuah pesan dari proses Q.

Sebuah jaringan komunikasi pada bahasan ini memiliki beberapa sifat, yaitu:

  • Sebuah jaringan yang didirikan secara otomatis diantara setiap pasang dari proses yang ingin dikomunikasikan. Proses tersebut harus mengetahui identitas dari semua yang ingin dikomunikasikan.

  • Sebuah jaringan adalah terdiri dari penggabungan dua proses.

  • Diantara setiap pesan dari proses terdapat tepat sebuah jaringan.

Pembahasan ini memperlihatkan sebuah cara simetris dalam pemberian alamat. Oleh karena itu, baik keduanya yaitu pengirim dan penerima proses harus memberi nama bagi yang lain untuk berkomunikasi, hanya pengirim yang memberikan nama bagi penerima sedangkan penerima tidak menyediakan nama bagi pengirim. Dalam konteks ini, pengirim dan penerima secara sederhana dapat dijabarkan sebagai:

  • Send (P, message) - mengirim sebuah pesan kepada proses P.

  • Receive (ID, message) - menerima sebuah pesan dari semua proses. Variabel ID diatur sebagai nama dari proses dengan komunikasi.

Kerugian dari kedua cara yang disebutkan diatas adalah adanya keterbatasan modularitas, merubah nama proses mungkin mengharuskan kita untuk merubah semua definisi proses yang lain. Semua referensi kepada nama yang lama harus ditemukan.

Komunikasi Tidak Langsung

Dengan komunikasi tidak langsung, pesan akan dikirimkan pada dan diterima dari/melalui mailbox (Kotak Surat) atau terminal-terminal, sebuah mailbox dapat dilihat secara abstrak sebagai sebuah objek didalam setiap pesan yang dapat ditempatkan dari proses dan dari setiap pesan yang bias dipindahkan. Setiap kotak surat memiliki sebuah identifikasi (identitas) yang unik, sebuah proses dapat berkomunikasi dengan beberapa proses lain melalui sebuah nomor dari mailbox yang berbeda. Dua proses dapat saling berkomunikasi apabila kedua proses tersebut sharing mailbox. Pengirim dan penerima dapat dijabarkan sebagai:

  • Send (A, message) - mengirim pesan ke mailbox A.

  • Receive (A, message) - menerima pesan dari mailbox A.

Dalam masalah ini, link komunikasi mempunyai sifat sebagai berikut:

  • Sebuah link dibangun diantara sepasang proses dimana kedua proses tersebut membagi mailbox.

  • Sebuah link mungkin dapat berasosiasi dengan lebih dari dua proses.

  • Diantara setiap pasang proses komunikasi, mungkin terdapat link yang berbeda-beda, dimana setiap link berhubungan pada satu mailbox.

Misalkan terdapat proses P1, P2 dan P3 yang semuanya share mailbox. Proses P1 mengirim pesan ke A, ketika P2 dan P3 masing-masing mengeksekusi sebuah kiriman dari A. Proses mana yang akan menerima pesan yang dikirim P1? Jawabannya tergantung dari jalur yang kita pilih:

  • Mengizinkan sebuah link berasosiasi dengan paling banyak dua proses.

  • Mengizinkan paling banyak satu proses pada suatu waktu untuk mengeksekusi hasil kiriman (receive operation).

  • Mengizinkan sistem untuk memilih secara mutlak proses mana yang akan menerima pesan (apakah itu P2 atau P3 tetapi tidak keduanya, tidak akan menerima pesan). Sistem mungkin mengidentifikasi penerima kepada pengirim.

Mailbox mungkin dapat dimiliki oleh sebuah proses atau sistem operasi. Jika mailbox dimiliki oleh proses, maka kita mendefinisikan antara pemilik (yang hanya dapat menerima pesan melalui mailbox) dan pengguna dari mailbox (yang hanya dapat mengirim pesan ke mailbox). Selama setiap mailbox mempunyai kepemilikan yang unik, maka tidak akan ada kebingungan tentang siapa yang harus menerima pesan dari mailbox. Ketika proses yang memiliki mailbox tersebut diterminasi, mailbox akan hilang. Semua proses yang mengirim pesan ke mailbox ini diberi pesan bahwa mailbox tersebut tidak lagi ada.

Dengan kata lain, mempunyai mailbox sendiri yang independent, dan tidak melibatkan proses yang lain. Maka sistem operasi harus memiliki mekanisme yang mengizinkan proses untuk melakukan hal-hal dibawah ini:

  • Membuat mailbox baru.

  • Mengirim dan menerima pesan melalui mailbox.

  • Menghapus mailbox.

Proses yang membuat mailbox pertama kali secara default akan memiliki mailbox tersebut. Untuk pertama kali, pemilik adalah satu-satunya proses yang dapat menerima pesan melalui mailbox ini. Bagaimanapun, kepemilikan dan hak menerima pesan mungkin dapat dialihkan ke proses lain melalui sistem pemanggilan.

Sinkronisasi

Komunikasi antara proses membutuhkan place by calls untuk mengirim dan menerima data primitive. Terdapat design yang berbeda-beda dalam implementasi setiap primitive. Pengiriman pesan mungkin dapat diblok (blocking) atau tidak dapat dibloking (nonblocking) - juga dikenal dengan nama sinkron atau asinkron.

  • Pengiriman yang diblok: Proses pengiriman di blok sampai pesan diterima oleh proses penerima (receiving process) atau oleh mailbox.

  • Pengiriman yang tidak diblok: Proses pengiriman pesan dan mengkalkulasi operasi.

  • Penerimaan yang diblok: Penerima memblok samapai pesan tersedia.

  • Penerimaan yang tidak diblok: Penerima mengembalikan pesan valid atau null.

Buffering

Baik komunikasi itu langsung atau tak langsung, penukaran pesan oleh proses memerlukan antrian sementara. Pada dasarnya, terdapat tiga jalan dimana antrian tersebut diimplementasikan:

  • Kapasitas nol: antrian mempunyai panjang maksimum 0, maka link tidak dapat mempunyai penungguan pesan (message waiting). Dalam kasus ini, pengirim harus memblok sampai penerima menerima pesan.

  • Kapasitas terbatas: antrian mempunyai panjang yang telah ditentukan, paling banyak n pesan dapat dimasukkan. Jika antrian tidak penuh ketika pesan dikirimkan, pesan yang baru akan menimpa, dan pengirim pengirim dapat melanjutkan eksekusi tanpa menunggu. Link mempunyai kapasitas terbatas. Jika link penuh, pengirim harus memblok sampai terdapat ruang pada antrian.

  • Kapasitas tak terbatas: antrian mempunyai panjang yang tak terhingga, maka, semua pesan dapat menunggu disini. Pengirim tidak akan pernah di blok.

Contoh Produser-Konsumer

Sekarang kita mempunyai solusi problem produser-konsumer yang menggunakan penyampaian pesan. Produser dan konsumer akan berkomunikasi secara tidak langsung menggunakan mailbox yang dibagi. Buffer menggunakan java.util.Vector class sehingga buffer mempunyai kapasitas tak terhingga. Dan send() dan read() method adalah nonblocking. Ketika produser memproduksi suatu item, item tersebut diletakkan ke mailbox melalui send() method. Konsumer menerima item dari mailbox menggunakan receive() method. Karena receive() nonblocking, konsumer harus mengevaluasi nilai dari objek yang dikembalikan dari receive(). Jika null, mailbox kosong.

Gambar 3-12. Producer Consumer

    import java.util.*;
    
    public class Producer extends Thread {
        private MessageQueueueue mbox;
        public Producer( MessageQueueueue m ) {
            mbox  = m;
        }
        public void run() {
            Date message;
            while ( true ) {
                int sleeptime   = ( int ) ( Server.NAP_TIME * Math.random() );
                System.out.println( "Producer sleeping for " + sleeptime + " seconds" );
                try {
                    Thread.sleep(sleeptime*1000);
                } catch( InterruptedException e ) {}
                message = new Date();
                System.out.println( "Producer produced " + message );
                mbox.send( message );
            }
        }
    }
      

Gambar 3-13. Consumer

    import java.util.*;
    
    public class Consumer extends Thread {
        private MessageQueueueue mbox;
        public Consumer( MessageQueueueue m ) {
            mbox  = m;
    }
   
    public void run() {
        Date message;
        while ( true ) {
            int sleeptime = ( int ) ( Server.NAP_TIME * Math.random());
            System.out.println("Consumer sleeping for " + sleeptime + " seconds" );
            try {
                Thread.sleep( sleeptime * 1000 );
            } catch( InterruptedException e ) {}
            message = ( Date ) mbox.receive();
            if ( message != null )
                System.out.println("Consumer consume " + message );
            }
        }
    }
      

Kita memiliki dua aktor di sini, yaitu Produser dan Konsumer. Produser adalah thread yang menghasilkan waktu(Date) kemudian menyimpannya ke dalam antrian pesan. Produser juga mencetak waktu tersebut di layer (sebagai umpan balik bagi kita). Konsumer adalah thread yang akan mengakses antrian pesan untuk mendapatkan waktu(Date) itu dan tak lupa mencetaknya di layer. Kita menginginkan supaya konsumer itu mendapatkan waktu sesuatu dengan urutan sebagaimana produser menyimpan waktu tersebut. Kita akan menghadapi salah satu dari dua kemungkinan situasi di bawah ini:

  • Bila p1 lebih cepat dari c1, kita akan memperoleh output sebagai berikut:

    Gambar 3-14. Keluaran Program (1)

    . . .
    Consumer consume Wed May 07 14:11:12 ICT 2003
    Consumer sleeping for 3 seconds
    Producer produced Wed May 07 14:11:16 ICT 2003
    Producer sleeping for 4 seconds
    // p1 sudah mengupdate isi mailbox waktu dari Wed May 07 
    // 14:11:16 ICT 2003 ke Wed May 07 14:11:17 ICT 2003,   
    // padahal c1 belum lagi mengambil waktu Wed May 07 14:11:16
    Producer produced Wed May 07 14:11:17 ICT 2003
    Producer sleeping for 4 seconds
    Consumer consume Wed May 07 14:11:17 ICT 2003
    Consumer sleeping for 4 seconds  
    // Konsumer melewatkan waktu Wed May 07 14:11:16
    . . .
                  

  • Bila p1 lebih lambat dari c1, kita akan memperoleh keluaran seperti berikut:

    Gambar 3-15. Keluaran Program (2)

    . . .
    Producer produced Wed May 07 14:11:11 ICT 2003
    Producer sleeping for 1 seconds
    Consumer consume Wed May 07 14:11:11 ICT 2003
    Consumer sleeping for 0 seconds
    // c1 sudah mengambil isi dari mailbox, padahal p1 belum 
    // lagi megupdate isi dari mailbox dari May 07 14:11:11
    // ICT 2003 ke May 07 14:11:12 ICT 2003, c1 mendapatkan 
    // waktu Wed May 07 14:11:11 ICT 2003 dua kali.
    Consumer consume Wed May 07 14:11:11 ICT 2003
    Consumer sleeping for 0 seconds
    Producer sleeping for 0 seconds
    Producer produced Wed May 07 14:11:12 ICT 2003 
    . . .
                  

Situasi di atas dikenal dengan race conditions. Kita dapat menghindari situasi itu dengan mensinkronisasikan aktivitas p1 dan c1 sehubungan dengan akses mereka ke mailbox. Proses tersebut akan didiskusikan pada bagian berjudul Konsep Thread.

Mailbox

Gambar 3-16. Mailbox

import java.util.*;

public class MessageQueue {
    private Vector q;
    public MessageQueue() {
        q = new Vector();
    }
    
    // Mengimplementasikan pengiriman nonblocking
    public void send( Object item ) {
        q.addElement( item );
    }
    
    // Mengimplementasikan penerimaan nonblocking
    public Object receive() {
        Object item;
        if ( q.size() == 0 ) {
            return null;
        }
        else {
            item = q.firstElement();
            q.removeElementAt(0);
            return item;
        }
    }
}
      

  1. Menunggu sampai batas waktu yang tidak dapat ditentukan sampai terdapat ruang kosong pada mailbox.

  2. Menunggu paling banyak n milidetik.

  3. Tidak menunggu, tetapi kembali (return) secepatnya.

  4. Satu pesan dapat diberikan kepada sistem operasi untuk disimpan, walaupun mailbox yang dituju penuh. Ketika pesan dapat disimpan pada mailbox, pesan akan dikembalikan kepada pengirim (sender). Hanya satu pesan kepada mailbox yang penuh yang dapat diundur (pending) pada suatu waktu untuk diberikan kepada thread pengirim.


Socket Client/Server System

Dengan makin berkembangnya teknologi jaringan komputer, sekarang ini ada kecenderungan sebuah sistem yang bekerja sama menggunakan jaringan. Dalam topik ini akan kita bahas beberapa metoda komunikasi antar proses yang melibatkan jaringan komputer.

Socket adalah sebuah endpoint untuk komunikasi didalam jaringan. Sepasang proses atau thread berkomunikasi dengan membangun sepasang socket, yang masing-masing proses memilikinya. Socket dibuat dengan menyambungkan dua buah alamat IP melalui port tertentu. Secara umum socket digunakan dalam client/server system, dimana sebuah server akan menunggu client pada port tertentu. Begitu ada client yang mengkontak server maka server akan menyetujui komunikasi dengan client melalui socket yang dibangun.

Server dan Thread

Pada umumnya sebuah server melayani client secara konkuren, oleh sebab itu dibutuhkan thread yang masing-masing thread melayani clientnya masing-masing. Jadi server akan membentuk thread baru begitu ada koneksi dari client yang diterima (accept).

Server menggunakan thread apabila client melakukan koneksi, sehingga server memiliki tingkat reabilitas yang tinggi. Pada sistem yang memiliki banyak pemakai sekaligus thread mutlak dibutuhkan, karena setiap pemakai sistem pasti menginginkan respon yang baik dari server.

Java Socket

Java menyediakan dua buah tipe socket yang berbeda dan sebuah socket spesial. Semua soket ini tersedia dalam paket jaringan, yang merupakan paket standar java. Berikut ini soket yang disediakan oleh java:

  • Connection-Oriented (TCP) socket, yang diimplementasikan pada kelas java.net.Socket

  • Connectionless Socket (UDP), yang diimplentasikan oleh kelas java.net.DatagramSocket

  • Dan yang terakhir adalah java.net.MulticastSocket, yang merupakan perluasan (extended) dari Socket UDP. Tipe socket ini memiliki kemampuan untuk mengirim pesan kebanyak client sekaligus (Multicast), sehingga baik digunakan pada sistem yang memiliki jenis layanan yang sama.

Gambar 3-17. WebServer

...
public WebServer(int port, String docRoot) throws IOException
{
   this.docRoot =  new File(docRoot);
   if(!this.docRoot.isDirectory())
   {
        throw new IOException(docRoot + " bukan direktori.");
   }
   System.out.println("Menghidupkan Web server ");
   System.out.println("port: " + port);
   System.out.println("docRoot: " + docRoot);
   try
   {
        serverSocket = new ServerSocket(port);
   }
   catch(IOException ioe)
   {
        System.out.println("Port sudah digunakan");
        System.exit(1);
   }
}
               
public void run()
{
   while(true)
   {
        try{
            System.out.println("Menanti connection ... ");
            Socket socket = serverSocket.accept();
            String alamatClient = socket.getInetAddress().getHostAddress();
                        
            System.out.println("Menangkap connection dari " + alamatClient);
            InputStream inputStream = socket.getInputStream();
            InputStreamReader inputStreamReader = new InputStreamReader(inputStream);
            BufferedReader bufferedReader = new BufferedReader(inputStreamReader);
                        
            OutputStream outputStream = socket.getOutputStream();
            ...	

Potongan kode diatas memperlihatkan teknik yang digunakan oleh java untuk membuka socket (pada kasus ini server socket). Selanjutnya server dapat berkomunikasi dengan clientnya menggunakan InputStream untuk menerima pesan dan OutputStream untuk mengirim pesan.

Remote Procedure Call

Remote Procedure Call (RPC) adalah sebuah metoda yang memungkinkan kita untuk mengakses sebuah prosedur yang berada di komputer lain. Untuk dapat melakukan ini sebuah komputer (server) harus menyediakan layanan remote prosedur. Pendekatan yang dilakuan adalah, sebuah server membuka socket, menunggu client yang meminta proseduryang disediakan oleh server.

RPC masih menggunakan cara primitive dalam pemrograman, yaitu menggunakan paradigma procedural programming. Hal itu membuat kita sulit ketika menyediakan banyak remote procedure.

RPC menggunakan soket untuk berkomunikasi dengan proses lainnya. Pada sistem seperti SUN, RPC secara default sudah terinstall kedalam sistemnya, biasanya RPC ini digunakan untuk administrasi sistem. Sehingga seorang administrator jaringan dapat mengakses sistemnya dan mengelola sistemnya dari mana saja, selama sistemnya terhubung ke jaringan.

Pembuatan Objek Remote

Pendekatan kedua yang akan kita bahas adalah Remote Method Invocation (RMI), sebuah teknik pemanggilan method remote yang lebih secara umum lebih baik daripada RPC. RMI menggunakan paradigma pemrograman berorientasi objek (OOP). Dengan RMI memungkinkan kita untuk mengirim objek sebagai parameter dari remote method. Dengan dibolehkannya program java memanggil method pada remote objek, RMI membuat pengguna dapat mengembangkan aplikasi java yang terdistribusi pada jaringan

Untuk membuat remote method dapat diakses RMI mengimplementasikan remote object menggukan stub dan skleton. Stub bertindak sebagai proxy disisi client, yaitu yang menghubungkan client dengan skleton yang berada disisi server. Stub yang ada disisi client bertanggung jawab untuk membungkus nama method yang akan diakses, dan parameternya, hal ini biasa dikenal dengan marshalling. Stub mengirim paket yang sudah dibungkus ini ke server dan akan di buka (unmarshalling) oleh skleton. Skleton akan menerima hasil keluaran yang telah diproses oleh method yang dituju, lalu akan kembali dibungkus (marshal) dan dikirim kembali ke client yang akan diterima oleh stub dan kembali dibuka paketnya (unmarshall).

Untuk membuat remote objek kita harus mendefinisikan semua method yang akan kita sediakan pada jaringan, setelah itu dapat digunakan RMI compiler untuk membuat stub dan skleton. Setelah itu kita harus mem-binding remote objek yang kita sediakan kedalam sebuah RMI registry. Setelah itu client dapat mengakses semua remote method yang telah kita sediakan menggunkan stub yang telah dicompile menggunakan RMI compiler terebut.

Akses ke Objek Remote

Sekali objek didaftarkan ke server, client dapat mengakses remote object dengan menjalankan Naming.lookup() method. RMI menyediakan url untuk pengaksesan ke remote objek yaitu rmi://host/objek, dimana host adalah nama server tempat kita mendaftarkan remote objek dan objek adalah parameter yang kita gunakan ketika kita memanggil method Naming.rebind(). Client juga harus menginstall RMISecurityManager untuk memastikan keamanan client ketika membuka soket kejaringan.

Java memiliki sistem security yang baik sehingga user dapat lebih nyaman dalam melakukan komunikasi pada jaringan. Selain itu java sudah mendukung pemorograman berorientasi object, sehingga pengembangan software berskala besar sangat dimungkinkan dilakukan oleh java. RMI sendiri merupakan sistem terdistribusi yang dirancang oleh SUN pada platfrom yang spesifik yaitu Java, apabila anda tertarik untuk mengembangkan sistem terdistribusi yang lebih portable dapat digunakan CORBA sebagai solusi alternatifnya.


Konsep Thread

Apa itu Thread

Thread merupakan unit dasar dari penggunaan CPU, yang terdiri dari Thread_ID, program counter, register set, dan stack. Sebuah thread berbagi code section, data section, dan sumber daya sistem operasi dengan Thread lain yang dimiliki oleh proses yang sama. Thread juga sering disebut lightweight process. Sebuah proses tradisional atau heavyweight process mempunyai thread tunggal yang berfungsi sebagai pengendali. Perbedaan antara proses dengan thread tunggal dengan proses dengan thread yang banyak adalah proses dengan thread yang banyak dapat mengerjakan lebih dari satu tugas pada satu satuan waktu.

Gambar 3-18. Thread

Banyak perangkat lunak yang berjalan pada PC modern dirancang secara multi-threading. Sebuah aplikasi biasanya diimplementasi sebagai proses yang terpisah dengan beberapa thread yang berfungsi sebagai pengendali. Contohnya sebuah web browser mempunyai thread untuk menampilkan gambar atau tulisan sedangkan thread yang lain berfungsi sebagai penerima data dari network.

Kadang kala ada situasi dimana sebuah aplikasi diperlukan untuk menjalankan beberapa tugas yang serupa. Sebagai contohnya sebuah web server dapat mempunyai ratusan klien yang mengaksesnya secara concurrent. Kalau web server berjalan sebagai proses yang hanya mempunyai thread tunggal maka ia hanya dapat melayani satu klien pada pada satu satuan waktu. Bila ada klien lain yang ingin mengajukan permintaan maka ia harus menunggu sampai klien sebelumnya selesai dilayani. Solusinya adalah dengan membuat web server menjadi multi-threading. Dengan ini maka sebuah web server akan membuat thread yang akan mendengar permintaan klien, ketika permintaan lain diajukan maka web server akan menciptakan thread lain yang akan melayani permintaan tersebut.

Java mempunyai pengunaan lain dari thread. Perlu diketahui bahwa Java tidak mempunyai konsep asynchronous. Sebagai contohnya kalau program java mencoba untuk melakukan koneksi ke server maka ia akan berada dalam keadaan block state sampai koneksinya jadi (dapat dibayangkan apa yang terjadi apabila servernya mati). Karena Java tidak memiliki konsep asynchronous maka solusinya adalah dengan membuat thread yang mencoba untuk melakukan koneksi ke server dan thread lain yang pertamanya tidur selamabeberap waktu (misalnya 60 detik) kemudian bangun. Ketika waktu tidurnya habis maka ia akan bangun dan memeriksa apakah thread yang melakukan koneksi ke server masih mencoba untuk melakukan koneksi ke server, kalau thread tersebut masih dalam keadaan mencoba untuk melakukan koneksi ke server maka ia akan melakukan interrupt dan mencegah thread tersebut untuk mencoba melakukan koneksi ke server.


Keuntungan Thread

Keuntungan dari program yang multithreading dapat dipisah menjadi empat kategori:

  1. Responsi: Membuat aplikasi yang interaktif menjadi multithreading dapat membuat sebuah program terus berjalan meskipun sebagian dari program tersebut diblok atau melakukan operasi yang panjang, karena itu dapat meningkatkan respons kepada pengguna. Sebagai contohnya dalam web browser yang multithreading, sebuah thread dapat melayani permintaan pengguna sementara thread lain berusaha menampilkan image.

  2. Berbagi sumber daya: thread berbagi memori dan sumber daya dengan thread lain yang dimiliki oleh proses yang sama. Keuntungan dari berbagi kode adalah mengizinkan sebuah aplikasi untuk mempunyai beberapa thread yang berbeda dalam lokasi memori yang sama.

  3. Ekonomi: dalam pembuatan sebuah proses banyak dibutuhkan pengalokasian memori dan sumber daya. Alternatifnya adalah dengan penggunaan thread, karena thread berbagi memori dan sumber daya proses yang memilikinya maka akan lebih ekonomis untuk membuat dan context switch thread. Akan susah untuk mengukur perbedaan waktu antara proses dan thread dalam hal pembuatan dan pengaturan, tetapi secara umum pembuatan dan pengaturan proses lebih lama dibandingkan thread. Pada Solaris, pembuatan proses lebih lama 30 kali dibandingkan pembuatan thread, dan context switch proses 5 kali lebih lama dibandingkan context switch thread.

  4. Utilisasi arsitektur multiprocessor: Keuntungan dari multithreading dapat sangat meningkat pada arsitektur multiprocessor, dimana setiap thread dapat berjalan secara pararel di atas processor yang berbeda. Pada arsitektur processor tunggal, CPU menjalankan setiap thread secara bergantian tetapi hal ini berlangsung sangat cepat sehingga menciptakan ilusi pararel, tetapi pada kenyataannya hanya satu thread yang dijalankan CPU pada satu-satuan waktu (satu-satuan waktu pada CPU biasa disebut time slice atau quantum).


User dan Kernel Threads

User Thread

User thread didukung di atas kernel dan diimplementasi oleh thread library pada user level. Library menyediakan fasilitas untuk pembuatan thread, penjadualan thread, dan managemen thread tanpa dukungan dari kernel. Karena kernel tidak menyadari user-level thread maka semua pembuatan dan penjadualan thread dilakukan di user space tanpa intervensi dari kernel. Oleh karena itu, user-level thread biasanya cepat untuk dibuat dan diatur. Tetapi user thread mempunyai kelemahan yaitu apabila kernelnya merupakan thread tunggal maka apabila salah satu user-level thread menjalankan blocking system call maka akan mengakibatkan seluruh proses diblok walau pun ada thread lain yang dapat jalan dalam aplikasi tersebut. Contoh user-thread libraries adalah POSIX Pthreads, Mach C-threads, dan Solaris threads.

Kernel Thread

Kernel thread didukung langsung oleh sistem operasi. Pembuatan, penjadualan, dan managemen thread dilakukan oleh kernel pada kernel space. Karena pengaturan thread dilakukan oleh sistem operasi maka pembuatan dan pengaturan kernel thread lebih lambat dibandingkan user thread. Keuntungannya adalah thread diatur oleh kernel, karena itu jika sebuah thread menjalankan blocking system call maka kernel dapat menjadualkan thread lain di aplikasi untuk melakukan eksekusi. Keuntungan lainnya adalah pada lingkungan multiprocessor, kernel dapat menjadual thread-thread pada processor yang berbeda. Contoh sistem operasi yang mendukung kernel thread adalah Windows NT, Solaris, Digital UNIX.


Multithreading Models

Many-to-One Model

Many-to-One model memetakan banyak user-level thread ke satu kernel thread. Pengaturan thread dilakukan di user space, oleh karena itu ia efisien tetapi ia mempunyai kelemahan yang sama dengan user thread. Selain itu karena hanya satu thread yang dapat mengakses thread pada suatu waktu maka multiple thread tidak dapat berjalan secara pararel pada multiprocessor. User-level thread yang diimplementasi pada sistem operasi yang tidak mendukung kernel thread menggunakan Many-to-One model.

Gambar 3-19. Many-To-One

One-to-One Model

One-to-One model memetakan setiap user thread ke kernel thread. Ia menyediakan lebih banyak concurrency dibandingkan Many-to-One model. Keuntungannya sama dengan keuntungan kernel thread. Kelemahannya model ini adalah setiap pembuatan user thread membutuhkan pembuatan kernel thread. Karena pembuatan thread dapat menurunkan performa dari sebuah aplikasi maka implmentasi dari model ini membatasi jumlah thread yang dibatasi oleh sistem. Contoh sistem operasi yang mendukung One-to-One model adalah Windows NT dan OS/2.

Gambar 3-20. One-To-One

Many-to-Many Model

Many-to-many model multiplexes banyak user-level thread ke kernel thread yang jumlahnya lebih kecil atau sama banyaknya dengan user-level thread. Jumlah kernel thread dapat spesifik untuk sebagian aplikasi atau sebagian mesin. Many-to-One model mengizinkan developer ntuk membuat user thread sebanyak yang ia mau tetapi concurrency tidak dapat diperoleh karena hanya satu thread yang dapat dijadual oleh kernel pada suatu waktu. One-to-One menghasilkan concurrency yang lebih tetapi developer harus hati-hati untuk tidak menciptakan terlalu banyak thread dalam suatu aplikasi (dalam beberapa hal, developer hanya dapat membuat thread dalam jumlah yang terbatas). Many-to-Many model tidak menderita kelemahan dari 2 model di atas. Developer dapat membuat user thread sebanyak yang diperlukan, dan kernel thread yang bersangkutan dapat bejalan secara pararel pada multiprocessor. Dan juga ketika suatu thread menjalankan blocking system call maka kernel dapat menjadualkan thread lain untuk melakukan eksekusi. Contoh sistem operasi yang mendukung model ini adalah Solaris, IRIX, dan Digital UNIX.

Gambar 3-21. Many-To-Many


Fork dan Exec System Call

Ada dua kemungkinan dalam system UNIX jika fork dipanggil oleh salah satu thread dalam proses:

  1. Semua thread diduplikasi.

  2. Hanya thread yang memanggil fork.

Kalau thread memanggil exec System Call maka program yang dispesifikasi di parameter exec akan mengganti keseluruhan proses termasuk thread dan LWP.

Penggunaan dua versi dari fork di atas tergantung dari aplikasi. Kalau exec dipanggil seketika sesudah fork, maka duplikasi seluruh thread tidak dibutuhkan, karena program yang dispesifikasi di parameter exec akan mengganti seluruh proses. Pada kasus ini cukup hanya mengganti thread yang memanggil fork. Tetapi jika proses yang terpisah tidak memanggil exec sesudah fork maka proses yang terpisah tersebut hendaknya menduplikasi seluruh thread.


Cancellation

Thread cancellation adalah tugas untuk memberhentikan thread sebelum ia menyelesaikan tugasnya. Sebagi contohnya jika dalam program java kita hendak mematikan Java Virtual Machine (JVM) maka sebelum JVM-nya dimatikan maka seluruh thread yang berjalan dihentikan terlebuh dahulu. Thread yang akan diberhentikan biasa disebut target thread.

Pemberhentian target thread dapat terjadi melalui dua cara yang berbeda:

  1. Asynchronous cancellation: suatu thread seketika itu juga memberhentikan target thread.

  2. Defered cancellation: target thread secara perodik memeriksa apakah dia harus berhenti, cara ini memperbolehkan target thread untuk memberhentikan dirinya sendiri secara terurut.

Hal yang sulit dari pemberhentian thread ini adalah ketika terjadi situasi dimana sumber daya sudah dialokasikan untuk thread yang akan diberhentikan. Selain itu kesulitan lain adalah ketika thread yang diberhentikan sedang meng-update data yang ia bagi dengan thread lain. Hal ini akan menjadi masalah yang sulit apabila digunakan asynchronous cancellation. Sistem operasi akan mengambil kembali sumber daya dari thread yang diberhentikan tetapi seringkali sistem operasi tidak mengambil kembali semua sumber daya dari thread yang diberhentikan.

Alternatifnya adalah dengan menggunakan deffered cancellation. Cara kerja dari deffered cancellation adalah dengan menggunakan satu thread yang berfungsi sebagai pengindikasi bahwa target thread hendak diberhentikan. Tetapi pemberhentian hanya akan terjadi jika target thread memeriksa apakah ia harus berhenti atau tidak. Hal ini memperbolehkan thread untuk memeriksa apakah ia harus berhenti pada waktu dimana ia dapat diberhentikan secara aman yang aman. Pthread merujuk tersebut sebagai cancellation points.

Pada umumnya sistem operasi memperbolehkan proses atau thread untuk diberhentikan secara asynchronous. Tetapi Pthread API menyediakan deferred cancellation. Hal ini berarti sistem operasi yang mengimplementasikan Pthread API akan mengizinkan deferred cancellation.


Penanganan Sinyal

Sebuah sinyal digunakan di sistem UNIX untuk notify sebuah proses kalau suatu peristiwa telah terjadi. Sebuah sinyal dapat diterima secara synchronous atau asynchronous tergantung dari sumber dan alasan kenapa peristiwa itu memberi sinyal.

Semua sinyal (asynchronous dan synchronous) mengikuti pola yang sama:

  1. Sebuah sinyal dimunculkan oleh kejadian dari suatu persitiwa.

  2. Sinyal yang dimunculkan tersebut dikirim ke proses.

  3. Sesudah dikirim, sinyal tersebut harus ditangani.

Contoh dari sinyal synchronous adalah ketika suatu proses melakukan pengaksesan memori secarai ilegal atau pembagian dengan nol, sinyal dimunculkan dan dikirim ke proses yang melakukan operasi tersebut. Contoh dari sinyal asynchronous misalnya kita mengirimkan sinyal untuk mematikan proses dengan keyboard (ALT-F4) maka sinyal asynchronous dikirim ke proses tersebut. Jadi ketika suatu sinyal dimunculkan oleh peristiwa diluar proses yang sedang berjalan maka proses tersebut menerima sinyal tersebut secara asynchronous.

Setiap sinyal dapat ditangani oleh salah satu dari dua penerima sinyal:

  1. Penerima sinyal yang merupakan set awal dari sistem operasi.

  2. Penerima sinyal yang didefinisikan sendiri ole user.

Penanganan sinyal pada program yang hanya memakai thread tunggal cukup mudah yaitu hanya dengan mengirimkan sinyal ke prosesnya. Tetapi mengirimkan sinyal lebih rumit pada program yang multithreading, karena sebuah proses dapat memiliki beberapa thread.

Secara umum ada empat pilihan kemana sinyal harus dikirim:

  1. Mengirimkan sinyal ke thread yang dituju oleh sinyal tersebut.

  2. Mengirimkan sinyal ke setiap thread pada proses tersebut.

  3. Mengirimkan sinyal ke thread tertentu dalam proses.

  4. Menugaskan thread khusus untuk menerima semua sinyal yang ditujukan pada proses.

Cara untuk mengirimkan sebuah sinyal tergantung dari jenis sinyal yang dimunculkan. Sebagai contoh sinyal synchronous perlu dikirimkan ke thread yang memunculkan sinyal tersebut bukan thread lain pada proses tersebut. Tetapi situasi dengan sinyal asynchronous menjadi tidak jelas. Beberapa sinyal asynchronous seperti sinyal yang berfungsi untuk mematikan proses (contoh: alt-f4) harus dikirim ke semua thread. Beberapa versi UNIX yang multithreading mengizinkan thread menerima sinyal yang akan ia terima dan menolak sinyal yang akan ia tolak. Karena itu sinyal asynchronouns hanya dikirimkan ke thread yang tidak memblok sinyal tersebut. Solaris 2 mengimplementasikan pilihan ke-4 untuk menangani sinyal. Windows 2000 tidak menyediakan fasilitas untuk mendukung sinyal, sebagai gantinya Windows 2000 menggunakan asynchronous procedure calls (APCs). Fasilitas APC memperbolehkan user thread untuk memanggil fungsi tertentu ketika user thread menerima notifikasi peristiwa tertentu.


Thread Pools

Pada web server yang multithreading ada dua masalah yang timbul:

  1. Ukuran waktu yang diperlukan untuk menciptakan thread untuk melayani permintaan yang diajukan terlebih pada kenyataannya thread dibuang ketika ia seketika sesudah ia menyelesaikan tugasnya.

  2. Pembuatan thread yang tidak terbatas jumlahnya dapat menurunkan performa dari sistem.

Solusinya adalah dengan penggunaan Thread Pools, cara kerjanya adalah dengan membuat beberapa thread pada proses startup dan menempatkan mereka ke pools, dimana mereka duduk diam dan menunggu untuk bekerja. Jadi ketika server menerima permintaan maka maka ia akan membangunkan thread dari pool dan jika thread tersedia maka permintaan tersebut akan dilayani. Ketika thread sudah selesai mengerjakan tugasnya maka ia kembali ke pool dan menunggu pekerjaan lainnya. Bila tidak thread yang tersedia pada saat dibutuhkan maka server menunggu sampai ada satu thread yang bebas.

Keuntungan thread pool:

  1. Biasanya lebih cepat untuk melayani permintaan dengan thread yang ada dibanding dengan menunggu thread baru dibuat.

  2. Thread pool membatasi jumlah thread yang ada pada suatu waktu. Hal ini pentingpada sistem yang tidak dapat mendukung banyak thread yang berjalan secara concurrent.

Jumlah thread dalam pool dapat tergantung dari jumlah CPU dalam sistem, jumlah memori fisik, dan jumlah permintaan klien yang concurrent.


Thread Specific Data

Thread yang dimiliki oleh suatu proses memang berbagi data tetapi setiap thread mungkin membutuhkan duplikat dari data tertentu untuk dirinya sendiri dalam keadaan tertentu. Data ini disebut thread-specific data.


Pthreads

Pthreads merujuk kepada POSIX standard (IEEE 1003.1 c) mendefinisikan sebuah API untuk pembuatan thread dan sinkronisasi. Pthreads adalah spesifikasi untuk thread dan bukan merupakan suatu implementasi. Desainer sistem operasi boleh mengimplementasikan spesifikasi tersebut dalam berbagai cara yang mereka inginkan. Secara umum Libraries yang mengimplementasikan Pthreads dilarang pada sistem berbasis UNIX seperti Solaris 2. Sistem operasi Windows secara umum belum mendukung Pthreads, walau pun versi shareware-nya sudah ada di domain publik.


Ilustrasi Thread dengan Linux dan Java

Dewasa ini, banyak sistem operasi yang telah mendukung proses multithreading. Setiap sistem operasi memiliki konsep tersendiri dalam mengimplementasikannya ke dalam sistem.


Thread dengan Linux

Kernel Linux mulai menggunakan thread pada versi 2.2. Thread dalam Linux dianggap sebagai task, seperti halnya proses. Kebanyakan sistem operasi yang mengimplementasikan multithreading menjalankan sebuah thread terpisah dari proses. Linus Torvalds mendefinisikan bahwa sebuah thread adalah Context of Execution (COE), yang berarti bahwa hanya ada sebuah Process Control Block (PCB) dan sebuah penjadual yang diperlukan. Linux tidak mendukung multithreading, struktur data yang terpisah, atau pun rutin kernel.

Linux menyediakan dua macam system call, yaitu fork dan clone. fork memiliki fungsi untuk menduplikasi proses dimana proses anak yang dihasilkan bersifat independent. clone memiliki sifat yang mirip dengan fork yaitu sama-sama membuat duplikat dari proses induk. Namun demikian, selain membuat proses baru yang terpisah dari proses induk, clone juga mengizinkan terjadinya proses berbagi ruang alamat antara proses anak dengan proses induk, sehingga proses anak yang dihasilkan akan sama persis dengan proses induknya.

Setiap proses memiliki struktur data yang unik. Namun demikian, proses-proses di Linux hanya menyimpan pointer-pointer ke struktur data lainnya dimana instruksi disimpan, sehingga tidak harus menyimpan instruksi ke setiap struktur data yang ada. Hal ini menyebabkan context switch antar proses di Linux menjadi lebih cepat.

Ketika fork dieksekusi, sebuah proses baru dibuat bersamaan dengan proses penyalinan struktur data dari proses induk. Ketika clone dieksekusi, sebuah proses baru juga dibuat, namun proses tersebut tidak menyalin struktur data dari proses induknya. Proses baru tersebut hanya menyimpan pointer ke struktur data proses induk. Oleh karena itu, proses anak dapat berbagi ruang alamat dan sumber daya dengan proses induknya. Satu set flag digunakan untuk mengindikasikan seberapa banyak kedua proses tersebut dapat berbagi. Jika tidak ada flag yang ditandai, maka tidak ada sharing, sehingga clone berlaku sebagai fork. Jika kelima flag ditandai, maka proses induk harus berbagi semuanya dengan proses anak.

Tabel 3-1. Tabel Flag dan Fungsinya

FlagKeterangan
CLONE_VMBerbagi data dan Stack
CLONE_FSBerbagi informasi sistem berkas
CLONE_FILESBerbagi berkas
CLONE_SIGHANDBerbagi sinyal
CLONE_PIDBerbagi PID dengan proses induk


Thread dengan Java

Sistem operasi mendukung thread pada tingkat kernel atau tingkat pengguna. Java merupakan salah satu dari sedikit bahasa pemrograman yang mendukung thread di tingkat bahasa untuk pembuatan dan managemen thread. Karena thread dalam Java diatur oleh Java Virtual Machine (JVM), tidak dengan user level library ataupun kernel, sulit mengelompokkan thread di Java apakah di tingkat pengguna atau kernel.

Setiap program dalam Java memiliki minimal sebuah thread, yaitu main thread yang merupakan single-thread tersendiri di JVM. Java juga menyediakan perintah untuk membuat dan memodifikasi thread tambahan sesuai kebutuhan di program.

Pembuatan Thread

Ada dua cara untuk membuat thread dalam Java. Pertama, thread dapat dibuat secara eksplisit dengan cara membuat objek baru dari class yang telah meng-extends class Thread yang menyebabkan class tersebut mewarisi method-method dan field dari class super. Dalam kasus ini, sebuah class hanya dapat meng-extends sebuah class. Keterbatasan ini dapat diatasi dengan cara kedua yaitu meng-implements interface Runnable, yang merupakan cara yang paling sering digunakan untuk membuat thread, sehingga class tersebut dapat meng-extends class lain.

Sebuah objek yang berasal dari subkelas Thread dapat dijalankan sebagai thread pengontrol yang terpisah dalam JVM. Membuat objek dari class Thread tidak akan membuat thread baru. Hanya dengan method start thread baru akan terbentuk. Memanggil method start untuk membuat objek baru akan mengakibatkan dua hal, yaitu:

  • Pengalokasian memori dan menginisialisasikan sebuah thread baru dalam JVM.

  • Memanggil method run, yang sudah di-override, membuat thread dapat dijalankan oleh JVM.

(Catatan: Method run dijalankan jika method start dipanggil. Memanggil method run secara langsung hanya menghasilkan sebuah single-thread tambahan selain main thread)

Contoh pembuatan thread dengan membuat objek baru dari class yang meng-extends class Thread:

Gambar 3-22. Thread

public class TestThread1 {
    public static void main (String[] args) {    
        BuatThread1 b = new BuatThread1();
        for(int i = 0; i < angka; i++) {
            b.start();
        }
    }
}

class BuatThread1 extends Thread {  
    public void run() {
        try {
            System.out.println("Thread baru dibuat.");
        }
        catch (InterruptedException e) {
        }
    }
}
      

JVM dan Host Operating System

Implementasi umum dari JVM adalah di atas sebuah host operating system. Hal ini memungkinkan JVM untuk menyembunyikan implementasi detail dari sistem operasi tempat JVM dijalankan dan menyediakan lingkungan abstrak dan konsisten yang memungkinkan program-program Java untuk beroperasi di atas platform apa pun yang mendukung JVM. Spesifikasi untuk JVM tidak mengindikasikan bagaimana thread-thread Java dipetakan ke sistem operasi tempat JVM dijalankan, melainkan menyerahkan keputusan tersebut kepada implementasi tertentu dari JVM. Windows 95/98/NT/2000 menggunakan model One-to-One, sehingga setiap thread Java untuk JVM pada sistem operasi tersebut dipetakan kepada sebuah kernel thread. Solaris 2 awalnya mengimplementasikan JVM menggunakan model Many-to-One (disebut Green Threads). Akan tetapi, sejak JVM versi 1.1 dengan Solaris 2.6, mulai diimplementasikan menggunakan model Many-to-Many.


Penjadual CPU

Penjadualan CPU adalah basis dari multi programming sistem operasi. Dengan men-switch CPU diantara proses. Akibatnya sistem operasi dapat membuat komputer produktif. Dalam bab ini kami akan mengenalkan tentang dasar dari konsep penjadualan dan beberapa algoritma penjadualan. Dan kita juga memaparkan masalah dalam memilih algoritma dalam suatu sistem.


Konsep Dasar

Tujuan dari multi programming adalah untuk mempunyai proses berjalan secara bersamaan, unutk memaksimalkan kinerja dari CPU. Pada sistem prosesor tunggal, tidak pernah ada proses yang berjalan lebih dari satu. Bila ada proses yang lebih dari satu maka proses yang lain harus mengantri sampai CPU bebas proses.

Ide dari multi porgamming sangat sederhana. Ketika sebuah proses dieksekusi maka proses yang lain harus menunggu sampai proses pertama selesai. Pada sistem komputer yang sederhana CPU akan banyak dalam posisi idle. Sehingga waktu CPU ini sangat terbuang,. Akan tetapi dengan multiprogamming, kita mencoba menggunakan waktu secara produktif. Beberapa proses di simpan di memori dalam satu waktu. Ketika suatu proses harus menuggu, Sistem operasi dapat saja akan menghentikan CPU dari suatu proses yang sedang diekseskusi dan memberikan sumberdaya kepada proses yang lainnya. Begitu seterusnya.

Penjadualan adalah fungsi dasar dari suatu sistem opersai. Hampir semua sumber komputer dijadualkan sebelum digunakan. CPU salah satu sumber dari komputer yang penting yang menjadi sentral dari sentral penjadualan di sistem operasi.


Siklus Burst CPU-I/O

Keberhasilan dari penjadualan CPU tergantung dari beberapa properti prosesor. Pengeksekusian dari proses tersebut terdiri atas siklus CPU ekskusi dan I/O Wait. Proses hanya akan bolak-balik dari dua state ini. Pengeksekusian proses dimulai dengan CPU Burst, setelah itu diikuti oleh I/O burst, kemudian CPU Burst lagi lalu I/O Burst lagi begitu seterusnya dan dilakukan secara bergiliran. Dan, CPU Burst terakhir, akan berakhir dengan permintaan sistem untuk mengakhiri pengeksekusian daripada melalui I/O Burst lagi. Kejadian siklus Burst akan dijelaskan pada Gambar 3-23

Gambar 3-23. Siklus Burst

Durasi dari CPU bust ini telah diukur secara ekstensif, walau pun mereka sangat berbeda dari proses ke prose. Mereka mempunyai frekeunsi kurva yang sama seperti yang diperlihatkan pada Gambar 3-24

Gambar 3-24. Burst


Penjadualan CPU

Kapanpun CPU menjadi idle, sistem operasi harus memilih salah satu proses untuk masuk kedalam antrian ready (siap) untuk dieksekusi. Pemilihan tersebut dilakukan oleh penjadual short term. Penjadualan memilih dari sekian proses yang ada di memori yang sudah siap dieksekusi, den mengalokasikan CPU untuk mengeksekusinya.


Penjadualan Preemptive

Penjadualan CPU mungkin akan dijalankan ketika proses:

  1. Berubah dari running ke waiting state

  2. Berubah dari running ke ready state

  3. Berubah dari waiting ke ready

  4. Terminates

Penjadualan dari no 1 sampai 4 non premptive sedangkan yang lain premptive. Dalam penjadualan nonpreemptive sekali CPU telah dialokasikan untuk sebuah proses, maka tidak dapat di ganggu, penjadualan model seperti ini digunakan oleh windows 3.X; windows 95 telah menggunakan penjadualan preemptive.


Dispatcher

Komponen yang lain yang terlibat dalam penjadualan CPU adalan dispatcher. Dispatcher adalah modul yang memberikan kontrol CPU kepada proses yang fungsinya adalah:

  1. Switching context

  2. Switching to user mode

  3. Lompat dari suatu bagian di progam user untuk mengulang progam.

Dispatcher seharusnya secepat mungkin.


Kriteria Penjadualan

Algoritma penjadualan CPU yang berbeda mempunyai property yang berbeda. Dalam memilih algoritma yang digunakan untuk situasi tertentu, kita harus memikirkan properti yang berbeda untuk algoritma yang berbeda. Banyak kriteria yang dianjurkan untuk membandingkan penjadualan CPU algoritma.


Penjadualan Preemptive

Kritria yang biasanya digunakan dalam memilh adalah:

  1. CPU utilization: kita ingin menjaga CPU sesibuk mungkin. CPU utilization akan mempunyai range dari 0 ke 100 persen. Di sistem yang sebenarnya seharusnya ia mempunyai range dari 40 persen samapi 90 persen

  2. Throughput: jika CPU sibuk mengeksekusi proses, jika begitu kerja telah dilaksanakan. Salah satu ukuran kerja adalah banyak proses yang diselesaikan per unit waktu, disebut througput. Untuk proses yang lama mungkin satu proses per jam ; untuk proses yang sebentar mungkin 10 proses perdetik.

  3. Turnaround time: dari sudur pandang proses tertentu, kriteria yang penting adalah berapa lama untuk mengeksekusi proses tersebut. Interval dari waktu yang dijinkan dengan waktu yang dibutuhkan untuk menyelesaikan sebuah prose disebut turn around time. Turn around time adalah jumlah periode untuk menunggu untuk dapat ke memori, menunggu di ready queue, eksekusi di CPU, dan melakukan I/O

  4. Waiting time: algoritma penjadualan CPU tidak mempengaruhi waktu untuk melaksanakan proses tersebut atau I/O; itu hanya mempengaruhi jumlah waktu yang dibutuhkan proses di antrian ready. Waiting time adalah jumlah periode menghabiskan di antrian ready.

  5. Response time: di sistem yang interaktif, turnaround time mungkin bukan waktu yang terbaik untuk kriteria. Sering sebuah proses dapat memproduksi output diawal, dan dapat meneruskan hasil yang baru sementara hasil yang sebelumnya telah diberikan ke user. Ukuran yang lain adalah waktu dari pengiriamn permintaan sampai respon yang pertama di berikan. Ini disebut response time, yaitu waktu untuk memulai memberikan respon, tetapi bukan waktu yang dipakai output untu respon tersebut.

Biasanya yang dilakukan adalah memaksimalkan CPU utilization dan throughput, dan minimalkan turnaround time, waiting time, dan response time dalam kasus tertentu kita mengambil rata-rata.


Algoritma Penjadualan

Proses yang belum mendapat jatah alokasi dari CPU akan mengantri di ready queue. Di sini algoritma diperlukan untuk mengatur giliran proses-proses tersebut. Berikut ini adalah algoritmanya


First-Come, First-Served

Algoritma ini merupakan algoritma yang paling sederhana. Dari namanya, kita dapat menebak kalau algoritma ini akan mendahulukan proses yang lebih dulu datang. Jadi proses akan mengantri sesuai waktu kedatangannya.

Kelemahan algoritma ini adalah waiting time rata-rata yang cukup lama. Sebagai contoh ; ada tiga algoritma yang datang berturut-turut. Algoritma pertama mempunyai burst time 7 milidetik, sedangkan yang kedua dan ketiga masing-masing 5 milidetik dan 1 milidetik. Waiting time proses pertama ialah 0 milidetik (proses pertama tak perlu menunggu). Waiting time proses kedua ialah 7 milidetik (menunggu proses pertama), dan yang ketiga 12 milidetik (menunggu proses pertama dan kedua). Jadi waiting time rata-rata sebesar (0+7+12)/3 = 6,33 milidetik. Bandingkan jika proses datang dengan urutan terbalik (yang terakhir datang pertama dan kebalikannya). Waiting time rata-ratanya hanya sebesar (0+1+6)/3 = 2,33 milidetik (jauh lebih kecil). Bayangkan selisih yang mungkin terjadi jika beda burst time tiap proses sangat besar.

Munculah istilah convoy effect, dimana proses lain menunggu satu proses besar mengembalikan sumber daya CPU. Tentu kemungkinan utilisasi CPU akan lebih baik jika proses yang lebih singkat didahulukan.

Algoritma ini nonpreemptive. Setelah CPU dialokasikan ke suatu proses, hanya proses tersebut yang dapat mengembalikannya.


Shortest-Job First

Algoritma ini mempunyai cara yang berbeda untuk mengatur ntrian di ready queue. Proses diatur menurut panjang CPU burst berikutnya (lebih tepatnya shortest next CPU burst).

Waiting time rata-rata dari algoritma ini sangat kecil, sehingga layak disebut optimal. Perbandingan algoritma ini dengan algoritma pertama telah kita lihat di bagian sebelumnya (shortest job first), di mana proses yang memiliki CPU burst terkecil jika didahulukan akan mengurangi waiting time rata-ratanya. Kelemahan algoritma ini yaitu kita tak pernah tahu secara pasti panjang CPU burst proses berikutnya. Kita hanya dapat mengira-ngira nilainya.

Algoritma ini dapat merupakan preemptive atau nonpreemptive. Jika preemptive, jika ada proses datang dengan sisa CPU burst yang lebih kecil daripada yang sedang dieksekusi, maka proses tersebut akan menggantikan proses yang sedang dieksekusi. Contoh: 2 proses datang bersamaan dengan CPU burst masing-masing sebesar 4 dan 5 milidetik. Algoritma ini akan mengalokasikan CPU untuk proses yang memiliki CPU burst 4 milidetik, sementara satu lagi akan menunggu di ready queue. Baru 1 milidetik proses pertama dieksekusi, ada proses lain datang dengan besar CPU burst 2 milidetik. Alokasi CPU segera diberikan pada proses baru tersebut karena mempunyai sisa waktu terkecil yaitu 2 milidetik(proses yang dieksekusi mempunyai sisa waktu 3 milidetik karena telah mendapat alokasi CPU selama 1 milidetik), dan kedua proses yang datang pertama kembali menunggau di ready queue. Bandingkan waiting time rata-ratanya, yang nonpreemptive sebesar (0+4+9)/3 = 4,33 milidetik, dan yang preemptive sebesar ((3-1)+6+(1-1))/3 = 2,66 milidetik.


Priority

Algoritma ini memberikan skala prioritas kepada tiap proses. Proses yang mendapat prioritas terbesar akan didahulukan. Skala diberikan dalam bentuk integer. Beberapa sistem menggunakan integer kecil untuk prioritas tertinggi, beberapa sistem menggunakan integer besar.

Algoritma ini dapat preemptive maupun nonpreeemptive. Jika preemptive maka proses dapat diinterupsi oleh proses yang prioritasnya lebih tinggi.

Kelemahan dari algoritma ini adalah proses dengan prioritas kecil tidak akan mendapat jatah CPU. Hal ini dapat diatasi dengan aging, yaitu semakin lama menunggu, prioritas semakin tinggi.


Round-Robin

Algoritma ini menggilir proses yang ada di antrian. Proses akan mendapat jatah sebesar time quantum. Jika time quantum-nya habis atau proses sudah selesai CPU akan dialokasikan ke proses berikutnya. Tentu proses ini cukup adil karena tak ada proses yang diprioritaskan, semua proses mendapat jatah waktu yang sama dari CPU (1/n), dan tak akan menunggu lebih lama dari (n-1)/q.

Algoritma ini sepenuhnya bergantung besarnya time quantum. Jika terlalu besar, algoritma ini akan sama saja dengan algoritma first-come first-served. Jika terlalu kecil, akan semakin banyak peralihan proses sehingga banyak waktu terbuang.


Multilevel Queue

Algoritma ini mengelompokkan antrian dalam beberapa buah antrian. Antrian-antrian tersebut diberi prioritas.Antrian yang lebih rendah tak boleh mendapat alokasi selama ada antrian tinggi yang belum kebagian. Tiap antrian boleh memiliki algoritma yang berbeda. Kita juga dapat menjatah waktu CPU untuk tiap antrian. Semakin tinggi tingkatannya, semakin besar jatah waktu CPU-nya.


Multilevel Feedback Queue

Algoritma ini mirip sekali dengan algoritma Multilevel Queue. Perbedaannya ialah algoritma ini mengizinkan proses untuk pindah antrian. Jika suatu proses menyita CPU terlalu lama, maka proses itu akan dipindahkan ke antrian yang lebih rendah. Ini menguntungkan proses interaksi, karena proses ini hanya memakai waktu CPU yang sedikit. Demikian pula dengan proses yang menunggu terlalu lama. Proses ini akan dinaikkan tingkatannya.

Biasanya prioritas tertinggi diberikan kepada proses dengan CPU burst terkecil, dengan begitu CPU akan terutilisasi penuh dan I/O dapat terus sibuk. Semakin rendah tingkatannya, panjang CPU burst proses juga semakin besar.

Algoritma ini didefinisikan melalui beberapa parameter, antara lain:

  • Jumlah antrian

  • Algoritma penjadualan tiap antrian

  • Kapan menaikkan proses ke antrian yang lebih tinggi

  • Kapan menurunkan proses ke antrian yang lebih rendah

  • Antrian mana yang akan dimasuki proses yang membutuhkan

Dengan pendefinisian seperti tadi membuat algoritma ini sering dipakai. Karena algoritma ini mudah dikonfigurasi ulang supaya cocok dengan sistem. Tapi untuk mengatahui mana penjadual terbaik, kita harus mengetahui nilai parameter tersebut.


Prioritas dan Multiprosesor

Penjadualan pada multiprosesor jelas lebih kompleks, karena kemungkinan masalah yang timbul jauh lebih banyak daripada prosesor tunggal.


Prioritas

Prioritas adalah suatu istilah yang digunakan untuk menentukan tingkat urutan atau hirarki suatu proses yang sedang masuk dalam ready queue.


Multiprosesor

Mengacu Silberschatz dkk., sistem dengan prosesor jamak yang dimaksud adalah suatu sistem dimana prosesor-prosesornya identik. Dalam hal ini berarti tiap proses dapat masuk antrian manapun dari prosesor-prosesor yang ada. Yang patut diperhatikan, tiap prosesor dapat memilih proses apa saja yang ingin dijalankan dari ready queue. Dengan kata lain, prioritas proses ditentukan secara independen oleh masing-masing prosesor. Jadi salah satu prosesor dapat saja idle ketika ada proses yang sedang ditunda. Oleh karena itu, tiap prosesor harus di synchronize lebih dulu agar tidak ada dua prosesor atau lebih yang berebut mengeksekusi proses yang sama dan mengubah shared data. Sistem seperti ini dikenal juga dengan sebutan synchronous. Selain synchronous, ada juga sistem lain yang disebut asynchronous, yang juga dikenal dengan struktur "master-slave" dimana salah satu prosesor dialokasikan khusus untuk mengatur penjadualan. Sedangkan prosesor yang lain ditujukan untuk mengkomputasikan proses yang telah dijadualkan sebelumnya oleh master prosesor. Peningkatan dari sistem ini adalah mengalokasikan penjadualan, pemrosesan I/O, dan kegiatan sistem lainnya kepada satu prosesor tertentu kepada master. Sedangkan prosesor yang lain hanya bertugas mengeksekusi user code.


Sistem Waktu Nyata

Pada sub bab ini, kami akan mencoba sedikit menggambarkan fasilitas penjadualan yang dibutuhkan untuk mendukung komputasi real-time dengan bantuan sistem komputer.

Suatu sistem komputasi dinamakan real-time jika sistem tersebut dapat mendukung eksekusi program/aplikasi dengan waktu yang memiliki batasan. Dengan kata lain, sistem real-time harus memenuhi kondisi berikut:

  • Batasan waktu: memenuhi deadline, artinya bahwa aplikasi harus menyelesaikan tugasnya dalam waktu yang telah dibatasi.

  • Dapat diprediksi: artinya bahwa sistem harus bereaksi terhadap semua kemungkinan kejadian selama kejadian tersebut dapat diprediksi.

  • Proses bersamaan: artinya jika ada beberapa proses yang terjadi bersamaan, maka semua deadline nya harus terpenuhi.

    Komputasi real-time ada dua jenis, yaitu sistem Hard Real-time dan sistem Soft Real-time.


Sistem Hard Real-Time

Sistem hard real-time dibutuhkan untuk menyelesaikan critical task dengan jaminan waktu tertentu. Jika kebutuhan waktu tidak terpenuhi, maka aplikasi akan gagal. Dalam definisi lain disebutkan bahwa kontrol sistem hard real-time dapat mentoleransi keterlambatan tidak lebih dari 100 mikro detik. Secara umum, sebuah proses di kirim dengan sebuah pernyataan jumlah waktu dimana dibutuhkan untuk menyelesaikan atau menjalankan I/O. Kemudian penjadual dapat menjamin proses untuk selesai atau menolak permintaan karena tidak mungkin dilakukan. Mekanisme ini dikenal dengan resource reservation. Oleh karena itu setiap operasi harus dijamin dengan waktu maksimum. Pemberian jaminan seperti ini tidak dapat dilakukan dalam sistem dengan secondary storage atau virtual memory, karena sistem seperti ini tidak dapat meramalkan waktu yang dibutuhkan untuk mengeksekusi suatu proses.

Contoh dalam kehidupan sehari-hari adalah pada sistem pengontrol pesawat terbang. Dalam hal ini, keterlambatan sama sekali tidak boleh terjadi, karena dapat berakibat tidak terkontrolnya pesawat terbang. Nyawa penumpang yang ada dalam pesawat tergantung dari sistem ini, karena jika sistem pengontrol tidak dapat merespon tepat waktu, maka dapat menyebabkan kecelakaan yang merenggut korban jiwa.


Sistem Soft Real-Time

Komputasi soft real-time memiliki sedikit kelonggaran. Dalam sistem ini, proses yang kritis menerima prioritas lebih daripada yang lain. Walaupun menambah fungsi soft real-time ke sistem time sharing mungkin akan mengakibatkan ketidakadilan pembagian sumber daya dan mengakibatkan delay yang lebih lama, atau mungkin menyebabkan starvation, hasilnya adalah tujuan secara umum sistem yang dapat mendukung multimedia, grafik berkecepatan tinggi, dan variasi tugas yang tidak dapat diterima di lingkungan yang tidak mendukunng komputasi soft real-time.

Contoh penerapan sistem ini dalam kehidupan sehari-hari adalah pada alat penjual/pelayan otomatis. Jika mesin yang menggunakan sistem ini telah lama digunakan, maka mesin tersebut dapat mengalami penurunan kualitas, misalnya waktu pelayanannya menjadi lebih lambat dibandingkan ketika masih baru. Keterlambatan pada sistem ini tidak menyebabkan kecelakaan atau akibat fatal lainnya, melainkan hanya menyebabkan kerugian keuangan saja. Jika pelayanan mesin menjadi lambat, maka para pengguna dapat saja merasa tidak puas dan akhirnya dapat menurunkan pendapatan pemilik mesin.

Untuk lebih memahami tentang perbedaan kedua sistem ini dapat diperhatikan dari diagram dibawah ini.

Gambar 3-25. Grafik Hard Real-Time

Sumber: http://www.ncst.ernet.in/education/pgdst/coosfac/slides/rtos.pdf per Desember 2003.

Gambar 3-26. Grafik Soft Real-Time

Sumber: http://www.ncst.ernet.in/education/pgdst/coosfac/slides/rtos.pdf; per Desember 2003.

Setelah batas waktu yang diberikan telah habis, pada sistem hard real-time, aplikasi yang dijalankan langsung dihentikan. Akan tetapi, pada sistem soft real-time, aplikasi yang telah habis masa waktu pengerjaan tugasnya, dihentikan secara bertahap atau dengan kata lain masih diberikan toleransi waktu.

Mengimplementasikan fungsi soft real time membutuhkan design yang hati-hati dan aspek yang berkaitan dengan sistem operasi. Pertama, sistem harus punya prioritas penjadualan, dan proses real-time harus memiliki prioritas tertinggi, tidak melampaui waktu, walaupun prioritas non real time dapat terjadi. Kedua, dispatch latency harus lebih kecil. Semakin kecil latency, semakin cepat real time proses mengeksekusi.

Untuk menjaga dispatch tetap rendah, kita butuh agar system call untuk preemptible. Ada beberapa cara untuk mencapai tujuan ini. Pertama adalah dengan memasukkan preemption points di durasi system call yang lama, yang memeriksa apakah prioritas utama butuh untuk dieksekusi. Jika sudah, maka contex switch mengambil alih, ketika high priority proses selesai, proses yang diinterupsi meneruskan dengan system call. Points premption dapat diganti hanya di lokasi yang aman di kernel dimana kernel struktur tidak dapat dimodifikasi.

Metoda yang lain adalah dengan membuat semua kernel preemptible. Karena operasi yang benar dapat dijamin, semua struktur data kernel harus diproteksi dengan mekanisme sinkronisasi. Dengan metode ini, kernel dapat selalu di preemptible, karena setiap data kernel yang sedang di update diproteksi dengan pemberian prioritas yang tinggi. Jika ada proses dengan prioritas tinggi ingin membaca atau memodifikasi data kernel yang sedang dijalankan, prioritas yang tinggi harus menunggu sampai proses dengan prioritas rendah tersebut selesai. Situasi seperti ini dikenal dengan priority inversion. Kenyataanya, serangkaian proses dapat saja mengakses sumber daya yang sedang dibutuhkan oleh proses yang lebih tinggi prioritasnya. Masalah ini dapat diatasi dengan priority-inheritance protocol, yaitu semua proses yang sedang mengakses sumber daya mendapat prioritas tinggi sampai selesai menggunakan sumber daya. Setelah selesai, prioritas proses ini dikembalikan menjadi seperti semula.


Rangkuman

Proses

Sebuah proses adalah suatu program yang sedang dieksekusi. Proses lebih dari sebuah kode program tetapi juga mencakup program counter, stack, dan sebuah data section. Dalam pengeksekusiannya sebuah proses juga memiliki status yang mencerminkan keadaan dari proses tersebut. Status dari proses dapat berubah-ubah setiap saat sesuai dengan kondisinya. Status tersebut mungkin menjadi satu dari lima status berikut: new, ready, running, waiting, atau terminated. Setiap proses juga direpresentasikan oleh Proces Control Block (PCB) yang menyimpan segala informasi yang berkaitan dengan proses tersebut.

Sebuah proses, ketika sedang tidak dieksekusi, ditempatkan pada antrian yang sama. Disini ada dua kelas besar dari antrian dalam sebuah sistem operasi: permintaan antrian I/O dan ready queue. Ready queue memuat semua proses yang siap untuk dieksekusi dan yang sedang menunggu untuk dijalankan pada CPU. PCB dapat digunakan untuk mencatat sebuah ready queue. Penjadualan Long-term adalah pilihan dari proses-proses untuk diberi ijin menjalankan CPU. Normalnya, penjadualan long-term memiliki pengaruh yang sangat besar bagi penempatan sumber daya, terutama managemen memori. Penjadualan short-term adalah pilihan dari satu proses dari ready queue.

Proses-proses pada sistem dapat dieksekusi secara berkelanjutan. Disini ada beberapa alasan mengapa proses tersebut dapat dieksekusi secara berkelanjutan: pembagian informasi, penambahan kecepatan komputasi, modularitas, dan kenyamanan atau kemudahan. Eksekusi secara berkelanjutan menyediakan sebuah mekanisme bagi proses pembuatan dan penghapusan.

Pengeksekusian proses-proses pada sistem operasi mungkin dapat digolongkan menjadi proses yang mandiri dan kooperasi. Proses kooperasi harus memiliki beberapa alat untuk mendukung komunikasi antara satu dengan yang lainnya. Prinsipnya adalah ada dua rencana komplementer komunikasi: pembagian memori dan sistem pesan. Metode pembagian memori menyediakan proses komunikasi untuk berbagi beberapa variabel. Proses-proses tersebut diharapkan dapat saling melakukan tukar-menukar informasi seputar pengguna variabel yang terbagi ini. Pada sistem pembagian memori, tanggung jawab bagi penyedia komunikasi terjadi dengan programmer aplikasi; sistem operasi harus menyediakan hanya pembagian memori saja. Metode sistem pesan mengijinkan proses-proses untuk tukar-menukar pesan. Tanggung jawab bagi penyedia komunikasi ini terjadi dengan sistem operasi tersebut.


Thread

Threadadalah sebuah alur kontrol dari sebuah proses. Suatu proses yang multithreaded mengandung beberapa perbedaan alur kontrol dengan ruang alamat yang sama. Keuntungan dari multithreaded meliputi peningkatan respon dari pengguna, pembagian sumber daya proses, ekonomis, dan kemampuan untuk mengambil keuntungan dari arsitektur multiprosesor. Thread tingkat pengguna adalah thread yang tampak oleh programmer dan tidak diketahui oleh kernel. Thread tingkat pengguna secara tipikal dikelola oleh sebuah library thread di ruang pengguna. Thread tingkat kernel didukung dan dikelola oleh kernel sistem operasi. Secara umum, thread tingkat pengguna lebih cepat dalam pembuatan dan pengelolaan dari pada kernel thread. Ada 3 perbedaan tipe dari model yang berhubungan dengan pengguna dan kernel thread yaitu one-to one model, many-to-one model, many-to-many model.

  • Model many to one: memetakan beberapa pengguna level thread hanya ke satu buah kernel thread.

  • Model one to one: memetakan setiap thread pengguna ke dalam satu kernel thread berakhir.

  • Model many to many: mengijinkan pengembang untuk membuat thread pengguna sebanyak mungkin, konkurensi tidak dapat tercapai karena hanya satu thread yang dapat dijadualkan oleh kernel dalam satu waktu.

Thread cancellation adalah tugas untuk memberhentikan thread sebelum ia menyelesaikan tugasnya. Thread yang akan diberhentikan disebut target thread

Pemberhentian target thread dapat terjadi melalui 2 cara yang berbeda

  • Asynchronous cancellation: suatu thread seketika itu juga memberhentikan target thread.

  • Deffered cancellation: target thread secara periodik memeriksa apakah dia harus berhenti, cara ini memperbolehkan target thread untuk memberhentikan dirinya sendiri secara terurut.

Thread Pools adalah cara kerja dengan membuat beberapa thread pada proses startup dan menempatkan mereka ke pools.

Keuntungan Thread Pools

  • Biasanya lebih cepat untuk melayani permintaan dengan thread yang ada dibanding dengan menunggu thread baru dibuat.

  • Thread pool membatasi jumlah thread yang ada pada suatu waktu. Hal ini penting pada sistem yang tidak dapat mendukung banyak thread yang berjalan secara concurrent

Thread di Linux dianggap sebagai task. System call yang dipakai antara lain fork dan clone. Perbedaan antara keduanya adalah clone selain dapat membuat duplikat dari proses induknya seperti fork, juga dapat berbagi ruang alamat yang sama antara proses induk dengan proses anak. Seberapa besar kedua proses tersebut dapat berbagi tergantung banyaknya flag yang ditandai.

Java adalah unik karena telah mendukung thread didalam tingkatan bahasanya. Semua program Java sedikitnya terdiri dari kontrol sebuah thread tunggal dan mempermudah membuat kontrol untuk multiple thread dengan program yang sama. JAVA juga menyediakan library berupa API untuk membuat thread, termasuk method untuk suspend dan resume suatu thread, agar thread tidur untuk jangka waktu tertentu dan menghentikan thread yang berjalan. Sebuah java thread juga mempunyai 4 kemungkinan keadaan, diantaranya: New, Runnable, Blocked dan Dead. Perbedaan API untuk mengelola thread seringkali mengganti keadaan thread itu sendiri.


Penjadualan CPU

Penjadualan CPU adalah pemilihan proses dari antrian ready untuk dapat dieksekusi. Algoritma yang digunakan dalam penjadulan CPU ada bermacam-macam. Diantaranya adalah First Come Firsrt Serve (FCFS), merupakan algoritma sederhana dimana proses yang datang duluan maka dia yang dieksekusi pertama kalinya. Algoritma lainnya adalah Shorthest Job First (SJF), yaitu penjadulan CPU dimana proses yang paling pendek dieksekusi terlebih dahulu.

Kelemahan algoritma SJF adalah tidak dapat menghindari starvation. Untuk itu diciptakan algoritma Round Robin (RR). Penjadulan CPU dengan Round Robin adalah membagi proses berdasarkan waktu tertentu yaitu waktu quantum q. Setelah proses menjalankan eksekusi selama q satuan waktu maka akan digantikan oleh proses yang lain. Permasalahannya adalah bila waktu quantumnya besar sedang proses hanya membutuhkan waktu sedikit maka akan membuang waktu. Sedang bila waktu quantum kecil maka akan memakan waktu saat context-switch.

Penjadualan FCFS adalah nonpreemptive yaitu tidak dapat diinterupsi sebelum proses dieksekusi seluruhnya. Penjadualan RR adalah preemtive yaitu dapat dieksekusi saat prosesnya masih dieksekusi. Sedangkan penjadualan SJF dapat berupa nonpreemtive dan preemtive.


Latihan

Proses

  1. sebutkan 5 aktivitas sistem operasi yang merupakan contoh dari suatu managemen proses.

  2. Definisikan perbedaan antara penjadualan short term, medium term dan long term.

  3. Jelaskan tindakan yang diambil oleh sebuah kernel ketika context switch antar proses.

  4. Informasi apa saja yang disimpan pada tabel proses saat context switch dari satu proses ke proses lain.

  5. Di sistem UNIX terdapat banyak status proses yang dapat timbul (transisi) akibat event (eksternal) OS dan proses tersebut itu sendiri. Transisi state apa sajakah yang dapat ditimbulkan oleh proses itu sendiri. Sebutkan!

  6. Apa keuntungan dan kekurangan dari:

    • komunikasi Simetrik dan asimetrik

    • Automatic dan explicit buffering

    • Send by copy dan send by reference

    • Fixed-size dan variable sized messages

  7. Jelaskan perbedaan short-term, medium-term dan long-term ?

  8. Jelaskan apa yang akan dilakukan oleh kernel kepada context switch ketika proses sedang berlangsung ?

  9. Beberapa single-user mikrokomputer sistem operasi seperti MS-DOS menyediakan sedikit atau tidak sama sekali arti dari pemrosesan yang konkuren. Diskusikan dampak yang paling mungkin ketika pemrosesan yang konkuren dimasukkan ke dalam suatu sistem operasi ?

  10. Perlihatkan semua kemungkinan keadaan dimana suatu proses dapat sedang berjalan, dan gambarkan diagram transisi keadaan yang menjelaskan bagaimana proses bergerak diantara state.

  11. Apakah suatu proses memberikan 'issue' ke suatu disk I/O ketika, proses tersebut dalam 'ready' state, jelaskan ?

  12. Kernel menjaga suatu rekaman untuk setiap proses, disebut Proses Control Blocks (PCB). Ketika suatu proses sedang tidak berjalan, PCB berisi informasi tentang perlunya melakukan restart suatu proses dalam CPU. Jelaskan 2 informasi yang harus dipunyai PCB.


Thread

  1. Tunjukkan dua contoh pemrograman dari multithreading yang dapat meningkatkan sebuah solusi thread tunggal.

  2. Tunjukkan dua contoh pemrograman dari multithreading yang tidak dapat meningkatkan sebuah solusi thread tunggal.

  3. Sebutkan dua perbedaan antara user level thread dan kernel thread. Saat kondisi bagaimana salah satu dari thread tersebut lebih baik

  4. Jelaskan tindakan yang diambil oleh sebuah kernel saat context switch antara kernel level thread.

  5. Sumber daya apa sajakah yang digunakan ketika sebuah thread dibuat? Apa yang membedakannya dengan pembentukan sebuah proses.

  6. Tunjukkan tindakan yang diambil oleh sebuah thread library saat context switch antara user level thread.


Penjadualan CPU

  1. Definisikan perbedaan antara penjadualan secara preemptive dan nonpreemptive!

  2. Jelaskan mengapa penjadualan strict nonpreemptive tidak seperti yang digunakan di sebuah komputer pusat.

  3. Apakah keuntungan menggunakan time quantum size di level yang berbeda dari sebuah antrian sistem multilevel?

    Pertanyaan nomor 4 sampai dengan 5 dibawah menggunakan soal berikut:

    Misal diberikan beberapa proses dibawah ini dengan panjang CPU burst ( dalam milidetik)

    Semua proses diasumsikan datang pada saat t=0

    Tabel 3-2. Tabel untuk soal 4 - 5

    ProsesBurst TimePrioritas
    P1103
    P211
    P323
    P414
    P552
  4. Gambarkan 4 diagram Chart yang mengilustrasikan eksekusi dari proses-proses tersebut menggunakan FCFS, SJF, prioritas nonpreemptive dan round robin.

  5. Hitung waktu tunggu dari setiap proses untuk setiap algoritma penjadualan.

  6. Jelaskan perbedaan algoritma penjadualan berikut:

    • FCFS

    • Round Robin

    • Antrian Multilevel feedback

  7. Penjadualan CPU mendefinisikan suatu urutan eksekusi dari proses terjadual. Diberikan n buah proses yang akan dijadualkan dalam satu prosesor, berapa banyak kemungkinan penjadualan yang berbeda? berikan formula dari n.

  8. Tentukan perbedaan antara penjadualan preemptive dan nonpreemptive (cooperative). Nyatakan kenapa nonpreemptive scheduling tidak dapat digunakan pada suatu komputer center. Di sistem komputer nonpreemptive, penjadualan yang lebih baik digunakan.


Client/Server System

  1. Jelaskan bagaimana Java RMI dapat bekerja

  2. Apa yang dimaksud dengan marshaling, jelaskan kegunaanya!


Rujukan

Avi Silberschatz, Peter Galvin, Greg Gagne. Applied Operationg System Concepts 1st Ed. 2000. John Wiley & Sons, Inc.

William Stallings: Operating Systems -- Fourth Edition, Prentice Hall, 2001.

Soal Mid-Test 2002 Fasilkom UI - RMS Ibrahim

http://people.cs.uchicago.edu/~mark/51081/LabFAQ/lab5/IPC.html

Website Kuliah Sistem Terdistribusi Fasilkom UI, http://telaga.cs.ui.ac.id/WebKuliah/sisdis2003/

http://linas.org/linux/threads-faq.html

http://www.javaworld.com/javaworld/jw-04-1996/jw-04-threads.html


Bab 4. Sinkronisasi dan Deadlock

Latar Belakang Sinkronisasi

Apakah sinkronisasi itu sebenarnya? Dan mengapa kita memerlukan sinkronisasi tersebut? Marilah kita pelajari lebih lanjut mengenai sinkronisasi. Seperti yang telah kita ketahui bahwa proses dapat bekerja sendiri (independent process) dan juga dapat bekerja bersama proses-proses yang lain (cooperating process). Pada umumnya ketika proses saling bekerjasama (cooperating process) maka proses-proses tersebut akan saling berbagi data. Pada saat proses-proses berbagi data, ada kemungkinan bahwa data yang dibagi secara bersama itu akan menjadi tidak konsisten dikarenakan adanya kemungkinan proses-proses tersebut melakukan akses secara bersamaan yang menyebabkan data tersebut berubah, hal ini dikenal dengan istilah Race Condition. Untuk lebih jelasnya marilah kita lihat contoh program java berikut yang memperlihatkan timbulnya Race Condition.

Gambar 4-1. Produser/Konsumer

         
         01. int counter = 0;
         02.
         03. //Proses yang dilakukan oleh produsen
         04. item nextProduced;
         05.
         06. while (1) 
         07. {
         08.    while (counter == BUFFER_SIZE) { ... do nothing ... }  
         09.
         10.    buffer[in] = nextProduced;
         11.    in = (in + 1) % BUFFER_SIZE;
         12.    counter++;
         13. }
         14.
         15. //Proses yang dilakukan oleh konsumen
         16. item nextConsumed;
         17.
         18. while (1) 
         19. {
         20.     while (counter == 0) { ... do nothing ... }
         21.     nextConsumed = buffer[out] ;
         22.     out = (out + 1) % BUFFER_SIZE;
         23.     counter--;
         24. }
         
         

Pada program produser/konsumer tersebut dapat kita lihat pada baris 12 dan baris 23 terdapat perintah counter++ dan counter-- yang dapat diimplementasikan dengan bahasa mesin sebagai berikut:

Gambar 4-2. Counter (1)

       
         01.  //counter++(nilai counter bertambah 1 setiap dieksekusi)
         02.  register1 = counter
         03.  register1 = register1 + 1
         04.  counter = register1
         05.  //counter--(nilai counter berkurang 1 setiap dieksekusi)
         06.  register2 = counter
         07.  register2 = register2 - 1
         08.  counter = register2
         

Dapat dilihat jika perintah dari counter++ dan counter-- dieksekusi secara bersama maka akan sulit untuk mengetahui nilai dari counter sebenarnya sehingga nilai dari counter itu akan menjadi tidak konsisten. Marilah kita lihat contoh berikut ini:

Gambar 4-3. Counter (2)

         
         01. //misalkan nilai awal counter adalah 2
         02. produsen: register1 = counter (register1 = 2)
         03. produsen: register1 = register1 + 1 (register1 = 3)
         04. konsumen: register2 = counter (register2 = 2)
         05. konsumen: register2 = register2 - 1 (register2 = 1)
         06. konsumen: counter = register2 (counter = 1)
         07. produsen: counter = register1 (counter = 3)
         
         

Pada contoh tersebut dapat kita lihat bahwa counter memiliki dua buah nilai yaitu bernilai 3 (pada saat counter++ dieksekusi) dan bernilai 1 (pada saat counter-- dieksekusi). Hal ini menyebabkan nilai dari counter tersebut menjadi tidak konsisten. Perhatikan bahwa nilai dari counter akan bergantung dari perintah terakhir yang dieksekusi. Oleh karena itu maka kita membutuhkan sinkronisasi yang merupakan suatu upaya yang dilakukan agar proses-proses yang saling bekerja bersama-sama dieksekusi secara beraturan demi mencegah timbulnya suatu keadaan yang disebut dengan Race Condition.


Problema Critical Section

Pengertian Critical Section

Pada sub pokok bahasan sebelumnya, kita telah mengenal race condition sebagai masalah yang dapat terjadi pada beberapa proses yang memanipulasi suatu data secara konkruen, sehingga data tersebut tidak sinkron lagi (nilai akhirnya akan tergantung pada proses mana yg terakhir dieksekusi).

Maka bagaimana cara menghindari race condition ini serta situasi-situasi lain yang melibatkan memori bersama, berkas bersama atau sumber daya yang digunakan bersama-sama? Kuncinya adalah menemukan jalan untuk mencegah lebih dari satu proses melakukan proses tulis atau baca kepada data atau berkas pada saat yang bersamaan. Dengan kata lain, kita membutuhkan Mutual Exclusion. Mutual Exclusion adalah suatu cara yang menjamin jika ada sebuah proses yang menggunakan variabel atau berkas yang sama (digunakan juga oleh proses lain), maka proses lain akan dikeluarkan dari pekerjaan yang sama.

Sekarang kita akan membahas masalah race condition ini dari sisi teknis programming. Biasanya sebuah proses akan sibuk melakukan perhitungan internal dan hal-hal lainnya tanpa ada bahaya yang menuju ke race condition pada sebagian besar waktu. Akan tetapi, beberapa proses memiliki suatu segmen kode dimana jika segmen itu dieksekusi, maka proses-proses itu dapat saling mengubah variabel, mengupdate suatu tabel, menulis ke suatu file, dan lain sebagainya, dan hal ini dapat membawa proses tersebut ke dalam bahaya race condition. Segmen kode yang seperti inilah yang disebut Critical Section.

Solusi untuk memecahkan masalah critical section adalah dengan mendesain sebuah protokol di mana proses-proses dapat menggunakannya secara bersama-sama. Setiap proses harus 'meminta izin' untuk memasuki critical section-nya. Bagian dari kode yang mengimplementasikan izin ini disebut entry section. Akhir dari critical section itu disebut exit section. Bagian kode selanjutnya disebut remainder section.

Struktur umum dari proses Pi yang memiliki segmen critical section adalah :

Gambar 4-4. Critical Section (1)

            do {
               entry section
                  critical section
               exit section
                  remainder section
            } while (1);
         

Solusi dari masalah critical section harus memenuhi tiga syarat berikut:

  1. Mutual Exclusion.

    Jika suatu proses sedang menjalankan critical section-nya, maka proses-proses lain tidak dapat menjalankan critical section mereka. Dengan kata lain, tidak ada dua proses yang berada di critical section pada saat yang bersamaan.

  2. Terjadi kemajuan (progress).

    Jika tidak ada proses yang sedang menjalankan critical section-nya dan ada proses-proses lain yang ingin masuk ke critical section, maka hanya proses-proses yang yang sedang berada dalam entry section saja yang dapat berkompetisi untuk mengerjakan critical section.

  3. Ada batas waktu tunggu (bounded waiting).

    Jika seandainya ada proses yang sedang menjalankan critical section, maka proses lain memiliki waktu tunggu yang ada batasnya untuk menjalankan critical section -nya, sehingga dapat dipastikan bahwa proses tersebut dapat mengakses critical section-nya (tidak mengalami starvation: proses seolah-olah berhenti, menunggu request akses ke critical section diperbolehkan).


Solusi Untuk Dua Proses

Ada dua jenis solusi masalah critical section, yaitu:

  1. Solusi perangkat lunak.

    Dengan menggunakan algoritma-alogoritma yang nilai kebenarannya tidak tergantung pada asumsi-asumsi lain, selain bahwa setiap proses berjalan pada kecepatan yang bukan nol.

  2. Solusi perangkat keras.

    Tergantung pada beberapa instruksi mesin tertentu, misalnya dengan me-non-aktifkan interupsi atau dengan mengunci suatu variabel tertentu (Lihat: bagian berjudul Perangkat Keras dan Semafor).

Selanjutnya akan dibahas sebuah algoritma sebagai solusi masalah dari critical section yang memenuhi tiga syarat seperti yang telah disebutkan di atas. Solusi ini tidak tergantung pada asumsi mengenai instruksi-instruksi perangkat keras atau jumlah prosesor yang dapat didukung oleh perangkat keras. Namun, kita mengasumsikan bahwa insruksi bahasa mesin yang dasar (instruksi-instruksi primitif seperti load, store, dan test) dieksekusi secara atomik. Artinya, jika dua instruksi tersebut dieksekusi secara konkuren, hasilnya ekuivalen dengan eksekusi instruksi tersebut secara sekuensial dalam urutan tertentu. Jadi, jika load dan store dieksekusi secara konkuren, load akan mendapatkan salah satu dari nilai yang lama atau nilai yang baru, tetapi tidak kombinasi dari keduanya.

Untuk mengilustrasikan proses-proses yang akan masuk ke critical section, kita mengimplementasikan thread dengan menggunakan class Pengguna. Class Algoritma123 akan digunakan untuk menjalankan ketiga algoritma tersebut.

Gambar 4-5. Critical Section (2)

   
   /**
     * Program implementasi CriticalSectionAlgoritma
     * dengan menggunakan elemen flag dan elemen kunci
     * Author: V A Pragantha( vap20@mhs.cs.ui.ac.id)
     *
     **/
	 
  public class CriticalSectionAlgoritma
  {
     public static void main(String args[])
     {
        int kunci=0;
				
        Pengguna user1; 
        Pengguna user2 ;
		
        user1 = new Pengguna(kunci,0);
        user2 = new Pengguna(kunci,1);
			
        user1.setUser(user2);
        user2.setUser(user1);
			
        user1.start();
        user2.start();
     }
  }

  class Pengguna extends Thread
  {
     public Pengguna(int elemenKunci,int noStatus)
     {
        noPengguna = noStatus;
        kunci = elemenKunci;
     }
     public void setBagianKritis(int t)
     {
        int others = 1-t;
        kunci = others;
			
        if(t==noPengguna)
        {
           butuh = true;
				
           System.out.println("\nuser "+noPengguna + 
              " mempersilahkan user lain  memakai"+
              "  dan memberikan kunci");
           while( (lain.getFlag() == true)
              &amp;&amp; (lain.getKunci()== others) )
           {	
              System.out.println("\nuser lain"+
                 " mengambil alih kendali");
              Thread.yield();
           }
           System.out.println("\ntampaknya user lain"+
              " tidak membutuhkan\n");
        }
        else
        {
           lain.setFlag(true);
				
           while( (butuh == true) && (kunci == others)
              lain.yield();
        }		
    }
		
    public void keluarBagianKritis(int t)
    {
        if( t == noPengguna )
        {
            butuh = false;
        }
        else
        {
            lain.setFlag(false);
        }
    }
		
    public void run()
    {
        while(true)
        {
           try
           {
               setBagianKritis(noPengguna);	

               System.out.println(" user "+ 
                   noPengguna+" sedang menggunakan"+
                   ", kunci dipegang oleh user "+ 
                   kunci);		
		
               keluarBagianKritis(noPengguna);
               System.out.println("user "+ noPengguna+
                   " selesai memakai");
               Thread.sleep(10);
           }
           catch(Exception e)
           {
               System.out.println(e);
               System.exit(0);
           }
        }
    }
		
    public boolean getFlag()
    {
        return butuh;
    }
		
    public int getKunci()
    {
        return kunci;
    }
		
    public void setFlag( boolean flag)
    {
        butuh = flag;
    }
		
    public void setUser( Pengguna p1)
    {
        lain = p1;
    }
		
    private boolean butuh;  
    private int kunci;
    private int noPengguna;
    private Pengguna lain;
}
   
   

Pada algoritma di atas, thread-thread digambarkan sebagai pengguna atau user dan kami membatasi sebanyak 2 pengguna saja. Kedua pengguna ini pada awalnya belum memiliki kunci tetapi hanya nomor pengguna yang berbeda. Ketika salah satu user ingin memasuki critical section , maka ia akan memberikan kuncinya kepada pengguna lain terlebih dahulu sedangkan pengguna lain akan medapatkan giliran dari nomor statusnya beserta kuncinya. Oleh karena itu ia akan diizinkan untuk memasuki critical section-nya. Pada program di atas, yang akan mengatur masuknya suatu thread ke dalam critical section- nya adalah method setBagianKritis. Jika salah satu pengguna selesai menjalankan critical section-nya, ia tidak akan lagi membutuhkan kuncinya, sehingga butuh akan diset menjadi false. Pada program di atas, bagian yang mengatur keluarnya suatu thread dari critical sectionnya adalah keluarBagianKritis.


Solusi Untuk Proses Jamak: Algoritma Tukang Roti

Algoritma ini didasarkan pada algoritma penjadualan yang biasanya digunakan oleh tukang roti, di mana urutan pelayanan ditentukan dalam situasi yang sangat sibuk.

Algoritma ini dapat digunakan untuk memecahkan masalah critical section untuk n buah proses, yang diilustrasikan dengan n buah pelanggan. Ketika memasuki toko, setiap pelanggan menerima sebuah nomor. Sayangnya, algoritma tukang roti ini tidak dapat menjamin bahwa dua proses (dua pelanggan) tidak akan menerima nomor yang sama. Dalam kasus di mana dua proses menerima nomor yang sama, maka proses dengan nomor ID terkecil yang akan dilayani dahulu. Jadi, jika Pi dan Pj menerima nomor yang sama dan i < j, maka Pi dilayani dahulu. Karena setiap nama proses adalah unik dan berurut, maka algoritma ini dapat digunakan untuk memecahkan masalah critical section untuk n buah proses.

Struktur data umum algoritma ini adalah
            
               boolean choosing[n];
               int number [n];
            
            
Awalnya, struktur data ini diinisialisasi masing-masing ke false dan 0, dan menggunakan notasi berikut:

- (a, b) < (c, d) jika a < c atau jika a= c dan b < d

- max(a0, ..., an-1) adalah sebuah bilangan k, sedemikian sehingga k >= ai untuk setiap i= 0, ..., n - 1

Gambar 4-6. Algoritma Tukang Roti

   
      do {
         choosing[i] = true;
         number[i] = max(number[0], number [1], ..., number [n+1])+1;
         choosing[i] = false;
         for (j=0; j < n; j++) {
            while (choosing[j]);
            while ((number[j]!=0) && ((number[j],j) < number[i],i)));
         }
            <foreignphrase>critical section</foreignphrase>
         number[i] = 0;
            <foreignphrase>remainder section</foreignphrase>
      } while (1);
   
   

Perangkat Keras dan Semafor

Peran Perangkat Keras Dalam Proses Sinkronisasi

Sebelum adanya berbagai macam teknik sinkronisasi seperti saat ini, para programmer cenderung menggunakan fasilitas yang disediakan oleh perangkat keras dari komputer untuk melakukan sinkronisasi. Oleh karena itu maka perangkat keras memiliki peranan penting dengan masalah sinkronisasi.

Tetapi mengapa programmer tidak menggunakan pendekatan perangkat lunak untuk menyelesaikan masalah yang berhubungan dengan sinkronisasi? Hal ini dikarenakan pendekatan melalui perangkat lunak cenderung sulit dan kompleks diimplementasikan, selain itu dapat menyebabkan turunnya kinerja dari suatu produk yang dibuat.


Metode dalam sinkronisasi perangkat keras

Seperti yang telah kita ketahui bahwa untuk tercapainya sinkronisasi, salah satu syaratnya adalah harus tercipta suatu kondisi yang mutual exclusive, yaitu suatu kondisi dimana hanya ada sebuah proses yang sedang dieksekusi. Pada pendekatan perangkat keras ini ditekankan bagaimana caranya agar kondisi mutual exclusive itu tercapai.

Pendekatan dari sisi perangkat keras dapat dibagi menjadi dua:

  1. Processor Synchronous

  2. Memory Synchronous


Processor Synchronous

Central Processing Unit (CPU) mempunyai suatu mekanisme yang dinamakan interrupt. Di dalam sistem operasi, mekanisme ini digunakan secara intensif, atau dengan kata lain, banyak Konsep sistem operasi yang menggunakan mekanisme ini. Sebagai contoh: system call, process scheduling, dsb.

Berbicara mengenai sinkronisasi berarti kita mengasumsikan bahwa akan ada dua atau lebih proses yang sedang berjalan di komputer secara concurrent, atau dengan kata lain konsep time-shared sudah diimplementasikan di sistem operasi.

Sistem time-shared yang sering diimplementasikan dengan algoritma RR (Round Robin), memanfaatkan mekanisme interrupt di CPU. Jadi di dalam RR ada suatu satuan waktu yg dinamakan quantum yang mana setiap quantum dibatasi oleh satu software interrupt.

Teknisnya, akan ada suatu interrupt -- yang biasanya adalah timer interrupt -- yang secara berkala akan menginterrupt sistem. Pada saat interrupt dilakukan sistem operasi akan segera melakukan proses pergantian dari proses yang satu ke proses yang lainnya sesuai dengan algoritma.

Seperti yang telah diketahui bahwa untuk menghentikan instruksi tersebut kita memerlukan suatu mekanisme yang terdapat pada sistem operasi (baca mengenai process scheduling). Dan mekanisme tersebut sangat bergantung kepada mekanisme interrupt dari perangkat keras. Sehingga, jika kita dapat menon-aktifkan interrupt pada saat sebuah proses berada di dalam critical section maka permasalahan dari sinkronisasi dapat diselesaikan.

Ternyata para designer komputer melihat celah ini, sehingga saat ini hampir semua komputer yang ada telah mengimplementasikan instruksi mesin yang akan menon-aktifkan serfis interrupt, dan terdapat instruksi mesin lain yang kemudian akan mengaktifkan interrupt tersebut.

Sebagai contoh sederhana, kita akan melihat contoh program dari prosesor Atmel ARM tm (contoh ini diambil karena prosesor ini mudah didapatkan dan harganya tidak terlalu mahal, serta memiliki dev-kit, silahkan merujuk ke http://www.atmel.com ).

Gambar 4-7. Critical Section

             mainModul:
             00 CLI          ' masuk ke Critical Section dengan cara
                             ' men-disable interrupt
             01 ADD r1,r2    ' Critical Section
             02 ....         ' Critical Section
             03 SBI          ' pergi dari Critical Section dengan cara
                             ' meng-enable interrupt
             04 ..           ' Remainder Section
         

Pada baris ke 0, prosesor akan menon-aktifkan interrupt, yang menyebabkan instruksi-instruksi berikutnya tidak akan terganggu oleh interrupt. Kemudian setelah setelah baris 03 dieksekusi maka proses akan keluar dari critical section, yang menyebabkan prosesor mengaktifkan kembali interrupt dan mekanisme scheduling di sistem operasi dapat berjalan kembali.

Terlihat bahwa dengan mekanisme ini kita sudah cukup mengatasi isu yang ada. Tetapi ternyata mekanisme ini tidak dapat diterapkan dengan baik di lingkungan multiprocessor. Hal ini disebabkan jika kita menon-aktifkan interrupt, maka yang akan dinon-aktifkan hanyalah satu prosesor saja, sehingga dapat mengakibatkan terjadinya hal-hal yang tidak diinginkan.


Memory Synchronous

Dilihat dari nama mekanismenya, maka kita sudah dapat memprediksi bahwa mekanisme ini menggunakan jasa dari memori. Hal tersebut benar adanya, mekanisme memory synchronous memakai suatu nilai yang disimpan di dalam memori, dan jika suatu proses berhasil mengubah nilai ini, maka proses tersebut akan meneruskan ke instruksi selanjutnya. Tetapi jika tidak, maka proses ini akan berusaha terus untuk mengubah nilai tersebut.

Jika dilihat dari paragraf di atas, mekanisme ini lebih cocok dikategorikan sebagai pendekatan dari perangkat lunak. Tetapi, jika kita perhatikan lebih lanjut, ternyata mekanisme ini memerlukan jasa dari perangkat keras. Mekanisme ini memiliki suatu syarat yang harus dipenuhi agar dapat berjalan sesuai dengan yang diinginkan yaitu perlunya perangkat keras mempunyai kemampuan untuk membuat suatu instruksi dijalankan secara atomic. Pengertian dari instruksi atomic adalah satu atau sekelompok instruksi yang tidak dapat diberhentikan sampai instruksi tsb selesai. Detil mengenai hal ini akan dibicarakan di bagian-bagian selanjutnya.

Sebagai contoh, kita dapat memperhatikan contoh program Javatm yang ada di bawah ini:

Gambar 4-8. testANDset

      00 boolean testAndSet( boolean  variable[] )
      01      {
      02          boolean t = variable[0];
      03           variable[0] = true;
      04          return t;
      05       }
         .....
      56  while (testAndSet(lock)) { /* do nothing  */ }
      57  // Critical Section
      58 Lock[0] = false;
      59
      // Remainder Section
   

Metoda testAndSet haruslah bersifat atomic, sehingga method ini dianggap sebagai satu instruksi mesin. Perhatikan pada baris 56 dimana method ini dipakai. Pada baris ini proses berusaha untuk mengubah nilai dari variable reference lock. Jikalau ia tidak berhasil maka akan terus mencoba, tapi jika berhasil maka proses akan masuk ke bagian kritis dan setelah ini proses akan mengubah nilai dari lock sehingga memberikan kemungkinan proses lain untuk masuk.

Janganlah bingung dengan lock, boolean[], yang terkesan aneh. Hal ini bukanlah bagian dari sinkronisasi tetapi hanyalah suatu bagian dari konsep pass-by-reference dan pass-by-value dari Javatm, untuk lebih lanjut mengenai konsep ini dapat dibaca buku-buku programming Javatm. Satu catatan di sini adalah, contoh ini hanyalah sebuah ilustrasi dan tidak dapat dicompile dan dijalankan, karena Javatm konsep atomic instruction di Javatm bersifat transparan dari sisi programmer (akan dijelaskan pada bagian-bagian selanjutnya).

Keunggulan dari memory synchronous adalah pada lingkungan multiprocessor, semua processor akan terkena dampak ini. Jadi semua proses yang berada di processor, yang ingin mengakses critical section, meskipun berada di processor yang berbeda-beda, akan berusaha untuk mengubah nilai yang dimaksud. Sehingga semua processor akan tersinkronisasi.


Instruksi Atomic

Seperti yang telah dijelaskan pada bagian sebelumnya, instruksi atomic adalah satu atau sekelompok instruksi yang tidak dapat diberhentikan sampai instruksi tersebut selesai. Kita telah memakai instruksi ini pada method testAndSet.

Instruksi yang dimaksud di sini adalah instruksi-instruksi pada high-level programming, bukanlah pada tingkat instruksi mesin yang memang sudah bersifat atomic. Sebagai contoh: i++ pada suatu bahasa pemrograman akan diinterpertasikan beberapa instruksi mesin yang bersifat atomic sebagai berikut:
         00 Load R1,i  ' load nilai i ke register 1
         01 Inc  R1    ' tambahkan nilai register 1 dengan angka 1
         02 Store i,R1 ' simpan nilai register 1 ke i
      

instruksi baris 00-02 bersifat atomic, tetapi i++ tidak bersifat atomic, mengapa? Sebagai contoh kasus, katakanlah sekarang processor baru menyelesaikan baris 01, dan ternyata pada saat tersebut interrupt datang, dan menyebabkan processor melayani interrupt terlebih dahulu. Hal ini menyebabkan terhentinya instruksi i++ sebelum instruksi ini selesai. Jikalau instruksi ini (i++) bersifat atomic, maka ketiga instruksi mesin tsb tidak akan diganggu dengan interrupt.

Perlu diketahui bahwa instruksi ini bukanlah seperti pada processor synchronous yang mana akan mematikan interrupt terlebih dahulu, tetapi instruksi ini sudah build-in di processor.

Designer processor dapat mengimplementasi konsep ini dengan dua cara yaitu:

  1. mengimplementasi instruksi yang build-in

  2. mengimplementasi processor mampu membuat suatu instruksi menjadi atomic

Intel Pentium ternyata memakai cara yang kedua, yaitu dengan adanya suatu perintah LOCK-Assert. Dengan perintah ini maka semua instruksi dapat dijadikan atomic. Sedangkan SPARC dan IBM mengimplementasikan suatu rutin yang bersifat atomic seperti swap dan compareAndSwap.


Semafor

Telah dikatakan di atas bahwa pada awalnya orang-orang memakai konsep-konsep sinkronisasi yang sederhana yang didukung oleh perangkat keras, seperti pemakaian interrupt atau pemakaian rutin-rutin yang mungkin telah diimplementasi oleh perangkat keras.

Pada tahun 1967, Djikstra mengajukan suatu konsep dimana kita memakai suatu variable integer untuk menghitung banyaknya proses yang sedang aktif atau yang sedang tidur. Jenis variabel ini disebut semafor.

Tahun-tahun berikutnya, semafor banyak dipakai sebagai primitif dari mekanisme sinkronisasi yang lebih tinggi dan kompleks lagi. Sebagai contoh: monitor dari Javatm. Selain untuk hal tersebut, kebanyakkan semafor juga digunakan untuk sinkronisasi dalam komunikasi antar device perangkat keras.

Konsep semafor yang diajukan oleh Djikstra terdiri dari dua subrutin yang bernama P dan V. Nama P dan V berasal dari bahasa Belanda yang berarti Naik dan Turun atau Wait dan Signal. Untuk pembahasan kali ini, kita akan memakai Wait dan Signal.

Sub-rutin wait akan memeriksa apakah nilai dari semafor tersebut di atas 0. Jika ya, maka nilainya akan dikurangi dan akan melanjutkan operasi berikutnya. Jika tidak maka proses yang menjalankan wait akan menunggu sampai ada proses lain yang menjalankan subrutin signal.

Satu hal yang perlu diingat adalah subrutin wait dan signal haruslah bersifat atomic. Di sini kita lihat betapa besarnya dukungan perangkat keras dalam proses sinkronisasi.

Nilai awal dari semaphore tersebut menunjukkan berapa banyak proses yang boleh memasuki critical section dari suatu program. Biasanya untuk mendukung sifat mutual exclusive, nilai ini diberi 1.

Perlu ditekankan di sini, bahwa semafor bukan digunakan untuk menyelesaikan masalah critical section saja, melainkan untuk menyelesaikan permasalahan sinkronisasi secara umum.


Wait dan Signal

Seperti yang telah dikatakan di atas, bahwa di dalam subrutin ini, proses akan memeriksa harga dari semafor, apabila harganya 0 atau kurang maka proses akan menunggu, sebaliknya jika lebih dari 0, maka proses akan mengurangi nilai dari semaphore tersebut dan menjalankan operasi yang lain.

Arti dari harga semafor dalam kasus ini adalah hanya boleh satu proses yang dapat melewati subrutin wait pada suatu waktu tertentu, sampai ada salah satu atau proses itu sendiri yang akan memanggil signal.

Bila kita perhatikan lebih kritis lagi, pernyataan "menunggu" sebenarnya masih abstrak. Bagaimanakah cara proses tersebut menunggu, adalah hal yang menarik. Cara proses menunggu dapat dibagi menjadi dua:

  1. spinlock waiting

  2. non-spinlock waiting

Spinlock waiting berarti proses tersebut menunggu dengan cara menjalankan perintah-perintah yang tidak ada artinya. Dengan kata lain proses masih running state di dalam spinlock waiting. Keuntungan spinlock pada lingkungan multiprocessor adalah, tidak diperlukan context switch. Tetapi spinlock yang biasanya disebut busy waiting ini menghabiskan cpu cycle karena, daripada proses tersebut melakukan perintah-perintah yang tidak ada gunanya, sebaiknya dialihkan ke proses lain yang mungkin lebih membutuhkan untuk mengeksekusi perintah-perintah yang berguna.

Berbeda dengan spinlock waiting, non-spinlock waiting, memanfaatkan fasilitas sistem operasi. Proses yang melakukan non-spinlock waiting akan memblock dirinya sendiri dan secara otomatis akan membawa proses tersebut ke dalam waiting queue. Di dalam waiting queue ini proses tidak aktif dan menunggu sampai ada proses lain yang membangunkan dia sehingga membawanya ke ready queue.

Maka marilah kita lihat listing subrutin dari kedua versi wait.

Gambar 4-9. waitSpinLock

             00 void waitSpinLock(int semaphore[] )
             01 {
             02    while(semaphore[0] <= 0)
                   { .. Do nothing .. } // spinlock
             03    semaphore[0]--;
             04 }

             10 void synchronized
                     waitNonSpinLock( int semaphore [])
             11 {
             12    while(semaphore[0]  <= 0)
             13    {
             14       wait(); // blocks thread
             15    }
             16    semaphore[0]--;
             17 }
            

Perbedaan dari kedua subrutin ini adalah terletak pada aksi dari kondisi nilai semafor kurang atau sama dengan dari 0 (nol). Untuk yang spinlock, kita dapat melihat proses akan berputar-putar di while baris no 2 (maka itu disebut spinlock atau menunggu dengan berputar). Sedangkan pada non-spinlock, proses dengan mudah memanggil perintah wait, setelah itu sistem operasi akan mengurus mekanisme selanjutnya.

Jangan bingung dengan kata synchronized pada baris 10. Kata ini ada karena memang konsep dari Javatm, apabila sebuah proses ingin menunggu, maka proses tersebut harus menunggu di suatu objek. Pembahasan mengenai hal ini sudah diluar dari konteks buku ini, jadi untuk lebih lanjut silahkan merujuk kepada buku Javatm pegangan anda.

Karena subrutin wait memiliki dua versi maka hal ini juga berpengaruh kepada subrutin signal. Subrutin signal akan terdiri dari dua versi sesuai dengan yang ada di subrutin wait.

Marilah kita lihat listing programnya

Gambar 4-10. signalSpinLock

             00 void signalSpinLock( int  semaphore [])
             01 {
             02    semaphore[0]++;
             03 }
             10 void synchronized
             11 signalNonSpinLock( int semaphore [])
             12 {
             13    semaphore[0]++;
             14    notifyAll(); // membawa waiting thread
             15                 // ke ready queue
             16 }
            

Letak perbedaan dari kedua subrutin di atas adalah pada notifyAll. NotifyAll berarti membangunkan semua proses yang sedang berada di waiting queue dan menunggu semaphore yg disignal.

Perlu diketahui di sini bahwa setelah semaphore disignal, proses-proses yang sedang menunggu, apakah itu spinlock waiting ataukah non-spinlock waiting, akan berkompetisi mendapatkan akses semafor tersebut. Jadi memanggil signal bukan berarti membangunkan salah satu proses tetapi memberikan kesempatan proses-proses untuk berkompetisi.


Macam-macam Semafor

Ada 2 macam semafor yang cukup umum, yaitu:

  1. Binary semaphore

  2. Counting semaphore

Binary semaphore adalah semafor yang bernilai hanya 1 dan 0. Sedangkan Counting semaphore adalah semafor yang dapat bernilai 1 dan 0 dan nilai integer yang lainnya.

Banyak sistem operasi yang hanya mengimplementasi binary semaphore sebagai primitif, sedangkan counting semaphore dibuat dengan memakai primitif ini. Untuk lebih rinci mengenai cara pembuatan counting semaphore dapat dilihat pada bagian berikutnya.

Perlu diketahui di sini bahwa, ada beberapa jenis dari counting semaphore. Salah satu jenisnya adalah semafor yang tidak mencapai nilai negatif (seperti yang dicontohkan pada bagian sebelumnya). Jenis yang lain adalah semaphore yang dapat mencapai nilai negatif.


Semafor Menyelesaikan Masalah Critical Section

Seperti yang telah dikatakan di atas bahwa semafor tidak hanya digunakan untuk menyelesaikan masalah critical section saja, tetapi menyelesaikan masalah sinkronisasi yang lainnya. Bahkan tidak jarang semafor dijadikan primitif untuk membuat solusi dari masalah sinkronisasi yang kompleks.

Kita telah panjang lebar melihat bagaimana penggunaan semafor untuk menyelesaikan masalah sinkronisasi dengan memakai contoh pada critical section. Pada bagian ini, kita akan melihat lebih dekat lagi apa dan seberapa besar sebenarnya peran dari semafor itu sendiri sebagai solusi dalam critical section.

Lihatlah pada kode-kode di bagian demo. Telitilah, bagian manakah yang harus dieksekusi secara mutual exclusive, dan bagian manakah yang tidak. Jika diperhatikan lebih lanjut anda akan menyadari bahwa akan selalu ada satu pasang instruksi wait dan signal dari suatu semafor.

Perintah wait digunakan sebagai pintu masuk critical section dan perintah signal sebagai pintu keluarnya. Mengapa semafor dapat dijadikan seperti ini? Hal ini disebabkan dengan semafor ketiga syarat utama mengenai sinkronisasi dapat dipenuhi.

Seperti yang telah dijelaskan pada bagian sebelumnya, agar critical section dapat terselesaikan ada tiga syarat yaitu:

  1. Mutual exclusive

  2. Make progress

  3. Bounded waiting

Sekarang marilah melihat lagi listing program yg ada di bagian sebelumnya mengenai wait dan signal. Jika nilai awal dari semafor diberikan 1, maka artinya adalah hanya ada satu proses yang akan dapat melewati pasangan wait-signal. Proses-proses yang lainnya akan menunggu. Dengan kata lain, mekanisme semaphore dengan policy nilai diberikan 1, dapat menjamin syarat yang pertama, mutual exclusive.

Bagaimana dengan syarat yang kedua, make progress? Sebenarnya pada waktu proses yang sedang berada di dalam critical section keluar dari bagian tersebut dengan memanggil signal, proses tersebut tidak memberikan akses ke critical section kepada proses tertentu yang sedang menunggu tetapi, membuka kesempatan bagi proses lain untuk berkompetisi untuk mendapatkannya. Lalu bagaimana jika ada 2 proses yang sedang menunggu dan saling mengalah? mekanisme semafor memungkinkan salah satu pasti ada yang masuk, yaitu yang pertama kali yang berhasil mengurangi nilai semaphore menjadi 0. Jadi di sini semafor juga berperan dalam memenuhi syarat kedua.

Untuk syarat yang ketiga, jelas tampak bahwa semafor didefinisikan sebagai pasangan wait-signal. Dengan kata lain, setelah wait, pasti ada signal. Jadi proses yang sedang menunggu pasti akan mendapat giliran, yaitu pada saat proses yang sedang berada di critical section memanggil signal.

Contoh suatu potongan program critical section yang memakai semaphore dapat dilihat di bawah ini. Catatan bahwa program di bawah ini hanyalah pseudo code.
               00 wait(semaphoreVar)
               01 // critical section
               02 signal(semaphoreVar)
            

Baris 00 dan 02 menjamin adanya mutual exclusive. Sedangkan mekanisme semaphore menjamin kedua syarat yang lainnya.


Semafor Menyelesaikan Masalah Sinkronisasi antar Proses

Kadangkala kita ingin membuat suatu proses untuk menunggu proses yang lain untuk menjalankan suatu perintah. Isu yang ada di sini adalah bagaimana caranya suatu proses mengetahui bahwa proses yang lain telah menyelesaikan instruksi tertentu. Oleh karena itu digunakanlah semafor karena semafor adalah solusi yang cukup baik dan mudah untuk mengatasi hal tersebut.

Nilai semaphore diset menjadi 0
               Proses 1                               Proses 2
               56 print "satu"                 17  wait(semaphoreVar)
               57 signal(semaphoreVar)         18  print "dua"
            

siapapun yang berjalan lebih cepat, maka keluarannya pasti "satu" kemudian diikuti oleh "dua". Hal ini disebabkan karena jika proses 2 berjalan terlebih dahulu, maka proses tersebut akan menunggu (nilai semafor = 0) sampai proses 1 memanggil signal. Sebaliknya jika proses 1 berjalan terlebih dahulu, maka proses tersebut akan memanggil signal untuk memberikan jalan terlebih dahulu kepada proses 2.


Solusi Pembuatan Counting Semaphore dari Binary Semaphore.

Pembuatan counting semaphore banyak dilakukan para programmer untuk memenuhi alat sinkronisasi yang sesuai dengannya. Seperti yang telah dibahas di atas, bahwa counting semaphore ada beberapa macam. Pada bagian ini, akan dibahas counting semaphore yang memperbolehkan harga negatif.

Listing program di bawah ini diambil dari buku Silberschatz.
             00 binary-semaphore S1,S2;
             01 int C;
            

Subrutin waitC dapat dilihat di bawah ini:
             02 wait (S1);
             03 C--;
             04 if ( C < 0 ) {
             05     signal (S1);
             06     wait (S2);
             07 }
             08 signal (S1);
            

subrutin signalC dapat dilihat di bawah ini:
             09 wait (S1);
             10 C++;
             11 if (C <= 0)
             12   signal (S2);
             13 else
             14    signal (S1);
            

Kita memerlukan dua binary semaphore pada kasus ini, maka pada baris 00 didefinisikan dua binary semaphore. Baris 01 mendefinisikan nilai dari semafor tersebut. Perlu diketahui di sini bahwa waitC adalah wait untuk counting semaphore, sedangkan wait adalah untuk binary semaphore.

Jika diperhatikan pada subrutin waitC dan signalC di awal dan akhir diberikan pasangan wait dan signal dari binary semaphore. Fungsi dari binary semaphore yang ini adalah untuk menjamin critical section (instruksi wait dan signal dari semafor bersifat atomic, maka begitu pula untuk waitC dan signalC, jadi kegunaan lain semafor adalah untuk membuat suatu subrutin bersifat atomic).

Binary semaphore S2 sendiri digunakan sebagai tempat menunggu giliran proses-proses. Proses-proses tersebut menunggu dengan cara spinlock atau non-spinlock tergantung dari implementasi binary semaphore yang ada.

Perhatikan baris 03 dan 04. Baris ini berbeda dengan apa yang sudah dijabarkan pada bagian sebelumnya. Karena baris ini maka memungkinkan nilai semafor untuk menjadi negatif. Lalu apa artinya bagi kita? Ternyata nilai negatif mengandung informasi tambahan yang cukup berarti bagi kita yaitu bila nilai semafor negatif, maka absolut dari nilai tersebut menunjukkan banyaknya proses yang sedang menunggu atau wait. Jadi arti baris 11 menyatakan bahwa bila ada proses yang menunggu maka bangunkan mereka semua untuk berkompetisi.

Mengapa pada baris 05 dilakukan signal untuk S1? Alasannya karena seperti yang telah kita ketahui bahwa semaphore menjamin ketiga sifat dari critical section. Tetapi adalah tidak relevan bila pada saat waktu menunggu, waitC masih mempertahankan mutual exclusivenya. Bila hal ini terjadi, proses lain tidak akan dapat masuk, sedangkan proses yang berada di dalam menunggu proses yang lain untuk signal. Dengan kata lain deadlock terjadi. Jadi, baris 05 perlu dilakukan untuk menghilangkan sifat mutual exclusive pada saat suatu proses menunggu.

Pada baris 12 hanya menyatakan signal untuk S2 saja. Hal ini bukanlah merupakan suatu masalah, karena jika signal S2 dipanggil, maka pasti ada proses yang menunggu akan masuk dan meneruskan ke instruksi 07 kemudian ke instruksi 08 di mana proses ini akan memanggil signal S1 yang akan mewakili kebutuhan di baris 12.


Pemrograman Windows

Win32API (Windows 32 bit Application Programming Interface), menyediakan fungsi-fungsi yang berkaitan dengan semafor. Fungsi-fungsi yang ada antara lain adalah membuat semaphore dan menambahkan semafor.

Hal yg menarik dari semaphore yang terdapat di Windows tm adalah tersedianya dua jenis semafor yaitu, Binary semaphore dan counting semaphore. Pada Windowstm selain kita dapat menentukan nilai awal dari semafor, kita juga dapat menentukan nilai maksimal dari semafor. Setiap thread yang menunggu di semafor pada Windowstm menggunakan metode antrian FIFO (First In First Out.)


Pemrograman Javatm

Seperti yang telah kita ketahui bahwa satu-satunya alat sinkronisasi yang disediakan oleh Javatm untuk programmer adalah kata kunci synchronized. Sebenarnya kata kunci ini diilhami dari konsep monitor.

Sedikit mengulang, monitor, konsep sinkronisasi yang sudah sangat kompleks, adalah konsep di mana potongan program ikut di dalamnya. Dalam konsep ini biasanya menggunakan semafor sebagai primitif.

Jadi dengan kata lain, secara implisit Javatm telah menyediakan semafor bagi kita, namun seperti layaknya Thread Event Dispatcher di Javatm yang bersifat transparan bagi programmer maupun end-user, semaphore juga tidak dapat diraba dan diketahui oleh kita di Javatm ini. Hanya pengetahuan mengenai semafor dan monitorlah yang dapat menyimpulkan bahwa Javatm sebenarnya memakai semafor untuk alat sinkronisasinya.


Masalah Umum yang Berkaitan dengan Sinkronisasi

Secara garis besar ada 3 masalah umum yang berkaitan dengan sinkronisasi yang dapat diselesaikan dengan menggunakan semafor, ketiga masalah itu adalah:

  1. Masalah Bounded Buffer (Producer/Consumer)

  2. Masalah Readers/Writers

  3. Masalah Dining Philosophers

Latar belakang dan solusi dari ketiga permasalahan di atas akan kita pahami lebih lanjut di bab-bab berikutnya.


Bounded Buffer(masalah produser konsumer)

Bounded buffer merupakan suatu struktur data yang mampu untuk menyimpan beberapa nilai dan mengeluarkannya kembali ketika diperlukan . Jika dianalogikan bounded buffer ini akan mirip dengan sebuah tumpukan piring. Kita menaruh piring dan menaruh lagi sebuah piring, ketika ingin mengambil piring maka tumpukan yang paling atas yang akan terambil.Jadi piring terakhir yang dimasukan akan pertama kali diambil.

Pada bagian ini akan dicontohkan suatu produser konsumer. produser akan menghasilkan suatu barang dan konsumer akan mengkonsumsi barang yang dihasilkan oleh produser. produser dan konsumer ini akan mengakses bounded buffer yang sama. produser setelah menghasilkan suatu barang dia akan menaruh barang itu di bounded buffer sebaliknya konsumer ketika membutuhkan suatu barang, dia akan mengambilkannya dari bounded buffer.

Hal yang harus diperhatikan dalam contoh program ini bahwa:

  • Bounded buffer memiliki batas banyaknya data yang dimasukan.

  • Barang yang dikonsumsi oleh konsumer terbatas.

  • Jika bounded buffer telah penuh produser tidak mampu menaruh lagi dan akan menunggu sampai ada tempat yang kosong.

  • Jika bounded buffer kosong maka konsumer harus menunggu sampai ada barang yang ditauh oleh produser.

Gambar 4-11. bounded buffer dengan sinkronisasi

        /**
contoh penggunaan bounded buffer
author vap20@mhs.cs.ui.ac.id
*/
public class ContohBoundedBuffer
{
	public static void main(String args[])
	{
		BoundedBuffer buffer = new BoundedBuffer();
		Produser prod = new Produser(buffer);
		Consumer con = new Consumer(buffer);
		
		prod.start();
		con.start();
	}		
}

/**
 *struktur data yang akan digunakan untuk menyimpan data
 */
 
class BoundedBuffer
{
	//deklarasi variabel	
	int data[];
	int penunjuk;
	boolean bisa;

	public BoundedBuffer()
	{
		data= new int[4];
		penunjuk =0;
		bisa = true;
	}
	
	public int getData()
	{
		try
		{
			while( penunjuk < 0 )
				wait();
			
			int dataKe = penunjuk;
			penunjuk-=1;
			bisa = true;
			System.out.println("pointer buffer menunjuk ke:"+penunjuk);
			return data[dataKe];
		}
		catch(Exception e)
		{
			return -1;
		}
		
	}
	
	public void inputData(int sesuatu)
	{
		try
		{
			penunjuk+=1;
			if(penunjuk > 3)
				bisa = false;
			
			while(!bisa)
				wait();
			data[penunjuk]=sesuatu;
			System.out.println("memasukan nilai :"+ sesuatu);
			System.out.println("pointer buffer menunjuk ke:"+penunjuk);
		}
		catch(Exception e)
		{
		}
	}
}


class Produser extends Thread
{
	//deklarasi variabel
	BoundedBuffer buffer;
	
	public Produser(BoundedBuffer aBuffer)
	{
		buffer = aBuffer;
	}
	
	public void run()
	{
		int i=0;
		for(int ij=0;ij<10;ij++)
		{
			i++;
			try
			{
				buffer.inputData(i);
				System.out.println("memasukan nilai sebesar:"+i);
				sleep(30);
			}
			catch(Exception e)
			{
				System.exit(0);
			}
			
		}
	}
}



class Consumer extends Thread
{
	//deklarasi variabel
	BoundedBuffer buffer;
	
	public Consumer(BoundedBuffer aBuffer)
	{
		buffer = aBuffer;
	}
	
	public void run()
	{
		int i=0;
		for(int ik=0;ik<10;ik++)
		{
			try
			{
				i=buffer.getData();
				System.out.println("mengambil nilai:"+i);
				sleep(30);
			}
			catch(Exception e)
			{
				System.exit(0);
			}
		
		}
	}
}
		     
	

Seperti yang terlihat pada contoh program diatas. Jika bounded buffer kosong maka produser akan berhenti sejenak dan menunggu sampai ada konsumer yang mengkonsumsi. Sebaliknya jika bounded buffer kosong maka konsumer akan menunggu sampai bounded buffer disi oleh produser.

Pada contoh program ini yang harus diperhatikan adanya kemungkinan terjadinya deadlock. Yaitu keadaan dimana produser dan konsumer saling menunggu. Produser menunggu konsumer mengkonsumsi barang dan konsumer menunggu produser menaruh barang. Hal ini terjadi karena adanya komunikasi yang macet antara produser dan konsumer. Produser setelah menaruh barang tidak menginformasikan ke konsumer bahwa ada barang yang sudah dimasukan. konsumer terus menunggu tanpa tahu bahwa barang sudah dimasukan.

Hal yang sebaliknya bisa terjadi; produser menunggu sampai bounded buffer ada yang kosong ,padahal konsumer telah mengkonsumsi yang otomatis ada ruang kosong dalam bounded buffer hanya saja produser tidak diberitahu. Sehingga pada saat bounded buffer kosong produser tetap saja menunggu.

Deadlock yang sederhana pada contoh diatas bisa diatasi jika komunikasi bisa dilakukan oleh produser dan konsumer. Pada contoh program ada kode program notifyAll() pada bagian produser dan konsumer. Kode ini berfungsi untuk memberitahu kepada semua proses yang menunggu bahwa suatu proses telah melakukan sesuatu. sehingga proses yang lain akan melihat apakah mereka masih harus menunggu atau melakuan aksi mereka lagi. Jika produser setelah menaruh ke bounded buffer dia akan memberitahukan ke konsumer sebaliknya konsumer akan memberitahukan ke produser bahwa dia melakukan konsumsi.


Masalah Readers/Writers dan Dining Philosophers

Gambaran Umum Masalah Readers/Writers

Masalah Readers/Writersmerupakan salah satu masalah sinkronisasi klasik yang sering digunakan untuk mendiskusikan dan membandingkan berbagai cara untuk menyelesaikan masalah sinkronisasi. Secara singkat, masalah ini terjadi ketika ada beberapa pembaca dan penulis ingin mengakses suatu berkas pada saat bersamaan.Kembali kepada masalah Readers/Writers, bahwa inti dari permasalahan ini adalah adanya beberapa pembaca dan penulis yang ingin mengakses suatu berkas secara simultan. Sebagai syarat bahwa data yang terkandung dalam berkas tersebut tetap konsisten, maka setiap kali berkas tersebut ditulis, maka hanya ada boleh maksimal satu penulis yang menulisnya. Untuk pembaca, hal ini tidak perlu dikhawatirkan sebab membaca suatu berkas tidak mengubah isi berkas. Dengan kata lain, pada suatu saat diperbolehkan untuk beberapa pembaca untuk membaca berkas tersebut. Akan tetapi, ketika ada yang sedang menulis, tidak boleh ada satupun yang membaca. Ini berarti bahwa thread penulis menjalankan tugasnya secara mutual eksklusif.

Untuk mengatasi masalah ini, ada tiga macam solusi yang akan dibahas. Dasar pembagian solusi ini adalah prioritas. Pertama, solusi dengan pembaca diprioritaskan akan dibahas. Kemudian dilanjutkan dengan solusi dengan penulis yang diprioritaskan. Terakhir, solusi dengan pembaca dan penulis saling bergantian akan dibahas. Pada setiap solusi akan dilihat mengenai tingkat kesuksesan solusi tersebut bila kita lihat dari sudut pandang syarat penyelesaian critical section. Implementasi dari setiap solusi yang diberikan di bawah ini adalah dengan menggunakan semafor.


Solusi Dengan Pembaca Diprioritaskan

Pada solusi ini, setiap kali ada thread pembaca yang berusaha \untuk memulai membaca ketika ada setidak-tidaknya satu thread pembaca yang sedang membaca, maka thread pembaca yang baru ingin untuk membaca akan diberikan akses untuk membaca. Tujuan dari pemberian prioritas ini adalah untuk memaksimalkan throughput. Sebagai ganti dari pemaksimalan throughput ini, thread penulis dapat berada pada antrian untuk waktu yang tak terbatas atau dapat disebut sebagaistarvation, terutama ketika terjadi permintaan untuk membaca berkas secara berkelanjutan. Padahal, agar sebuah thread penulis dapat masuk ke critical sectionnya, tidak boleh ada satupun thread pembaca yang sedang mengakses berkas.

Dengan demikian, solusi ini gagal memenuhi persyaratan bahwa setiap thread seharusnya tidak dibiarkan menunggu dalam waktu yang tidak terbatas karena akan mengakibatkan starvation . Akan tetapi, jika yang ingin dituju adalah throughput yang sebesar-besarnya, maka solusi ini adalah yang paling tepat.

Berikut adalah contoh implementasi dari solusi ini:

Gambar 4-12. Ilustrasi Penulis/Pembaca


/**
 * Tempat segala sesuatunya dimulai.
 * Pada kelas ini, semua thread penulis dan pembaca
 * dibuat dan dijalankan. Agar kemungkinannya lebih
 * tinggi untuk semua thread penulis dan pembaca 
 * memiliki kesempatan bersaing secara adil mendapatkan
 * waktu CPU, maka prioritas thread Pembuat dibuat 
 * maksimum, sementara semua thread penulis dan pembaca
 * dibuat normal. Catatan: hal ini tidak berguna dalam
 * lingkungan Linux. 
 */
public class PembuatBacaTulis1
{
  public static void main(String args[])
  {
    Thread.currentThread().setPriority(Thread.MAX_PRIORITY);
    Penulis penulis[] = new Penulis[N_PENULIS];
    Pembaca pembaca[] = new Pembaca[N_PEMBACA];
    Berkas berkas = new Berkas();
    for (int i = 0; i < N_PENULIS; i++)
    {
      penulis[i] = new Penulis(i, berkas);
      penulis[i].setPriority(Thread.NORM_PRIORITY);
      penulis[i].start();
    }
    for (int i = 0; i < N_PEMBACA; i++)
    {
      pembaca[i] = new Pembaca(i, berkas);
      pembaca[i].setPriority(Thread.NORM_PRIORITY);
      pembaca[i].start();
    }    
  }
  
  final static int N_PEMBACA = 3;
  final static int N_PENULIS = 3;
  final static int BATAS = 1;
}

/**
 * kelas Penulis dengan siklus hidup sebesar
   batas yang diberikan oleh konstanta BATAS pada
   kelas PembacaBuatTulis1. Siklus hidup dari
   sebuah penulis adalah tidur, mulai menulis,
   sedang menulis dan selesai menulis. 
*/
class Penulis extends Thread
{
  public Penulis(int id, Berkas berkas)
  {
    this.id = id;
    this.berkas = berkas;
    hitungan = 0;
    setName("Penulis " + id);
  }
  
  public void run()
  {
    while (hitungan < PembuatBacaTulis1.BATAS)
    {
      berkas.tidur();
      System.out.println("Penulis " + id + " tidur.");
      berkas.mulaiMenulis();
      System.out.println("Penulis " + id + " mulai menulis.");
      berkas.tidur();
      System.out.println("Penulis " + id + " sedang menulis.");
      berkas.selesaiMenulis();
      System.out.println("Penulis " + id + " selesai menulis.");
      hitungan++;
    }
  }
  
  private Berkas berkas;
  private int id;
  private int hitungan;
}

/**
 * kelas Pembaca dengan siklus hidup sebesar
   batas yang diberikan oleh konstanta BATAS pada
   kelas PembacaBuatTulis1. Siklus hidup dari
   sebuah pembaca adalah tidur, mulai membaca,
   sedang membaca dan selesai membaca. 
*/
class Pembaca extends Thread
{
  {
    this.id = id;
    this.berkas = berkas;
    hitungan = 0;
    setName("Pembaca " + id);
  }
  
  public void run()
  {
    while (hitungan < PembuatBacaTulis1.BATAS)
    {
      berkas.tidur();
      System.out.println("Pembaca " + id + " tidur.");
      berkas.mulaiMembaca();
      System.out.println("Pembaca " + id + " mulai membaca.");
      berkas.tidur();
      System.out.println("Pembaca " + id + " sedang membaca.");
      berkas.selesaiMembaca();
      System.out.println("Pembaca " + id + " selesai membaca.");
      hitungan++;
    }
  }
  
  private Berkas berkas;
  private int id;
  private int hitungan;
}

/**
 * Kelas ini menggambarkan apa saja yang dapat
 * dilakukan oleh setiap thread pembaca dan penulis
 * ke suatu berkas.
 */
class Berkas
{
  public Berkas()
  {
    nPembaca = 0;
    brks = new Semafor(1);
    mutex = new Semafor(1);
  }
  
  public void mulaiMembaca()
  {
    mutex.tunggu();
    nPembaca++;
    if (nPembaca == 1) brks.tunggu();
    mutex.sinyal();
  }
  
  public void selesaiMembaca()
  {
    mutex.tunggu();
    --nPembaca;
    if (nPembaca == 0) brks.sinyal();
    mutex.sinyal();
  }
  
  public void mulaiMenulis()
  {
    brks.tunggu();
  }
  
  public void selesaiMenulis()
  {
    brks.sinyal();
  }
  
  public void tidur()
  {
    try 
    { 
      long t = (long) (Math.random() * 1000);
      Thread.sleep(t); 
    }
    catch (InterruptedException e) {}
  }
  
  private Semafor brks, mutex;
  private int nPembaca;
}

/**
 * kelas ini merupakan implementasi semafor.
 * Implementasi ini merupakan modifikasi dari 
 * implementasi semafor oleh Silberschatz, Galvin,
 * dan Gagne. 
 */
final class Semafor
{
  public Semafor()
  {
    nilai = 0;
  }
  
  public Semafor(int n)
  {
    nilai = n;
  }
  
  public synchronized void tunggu()
  {
    nilai--;
    if (nilai < 0)
    {
      try { wait(); }
      catch(InterruptedException e) {}
    } 
  }
  
  public synchronized void sinyal()
  {
    nilai++;
    if (nilai <= 0) notify();
  }
  
  private int nilai;
}

Bila contoh diatas dijalankan, maka hasil yang cukup mungkin didapatkan adalah seperti berikut:

Gambar 4-13. Tampilan Layar

Pembaca 0 tidur.
Pembaca 0 mulai membaca.
Pembaca 2 tidur.
Pembaca 2 mulai membaca.
Penulis 1 tidur.
Pembaca 1 tidur.
Pembaca 1 mulai membaca.
Penulis 0 tidur.
Penulis 2 tidur.
Pembaca 1 sedang membaca.
Pembaca 1 selesai membaca.
Pembaca 0 sedang membaca.
Pembaca 0 selesai membaca.
Pembaca 2 sedang membaca.
Pembaca 2 selesai membaca.
Penulis 1 mulai menulis.
Penulis 1 sedang menulis.
Penulis 1 selesai menulis.
Penulis 0 mulai menulis.
Penulis 0 sedang menulis.
Penulis 0 selesai menulis.
Penulis 2 mulai menulis.
Penulis 2 sedang menulis.
Penulis 2 selesai menulis.

Seperti terlihat di atas, thread-thread pembaca (BC0, BC1, BC2) mendominasi thread-thread penulis (TL0, TL1, TL2) dalam hal akses berkas, sehingga semua thread penulis harus menunggu hingga semua thread pembaca selesai.


Solusi Dengan Penulis Diprioritaskan

Pada bagian ini, begitu tidak ada yang mengakses berkas dan ada thread penulis yang sedang menunggu untuk mendapatkan akses berkas tersebut, maka thread penulis ini akan langsung mendapatkan akses ke berkas. Sebaliknya, bila ada thread pembaca yang juga sama-sama menunggu, maka thread pembaca ini harus menunggu hingga semua threadpenulis yang sedang menunggu diantrian mendapatkan akses ke berkas dan menyelesaikan proses penulisannya. Walaupun pada saat tersebut ada sebuah thread pembaca yang sedang mengakses berkasnya, jika sudah ada thread penulis yang menunggu di antrian, maka semua thread pembaca yang menginginkan akses ke berkas tidak mendapatkannya hingga thread penulis yang berada diantrian mendapatkan akses yang dibutuhkannya.

Akibat dari cara prioritas seperti ini adalah adanya jaminan bahwa setiap thread pembaca akan mendapatkan informasi terbaru. Akan tetapi, hal ini berakibat bahwa jika ada sekelompok besar thread penulis yang datang pada suatu waktu, maka thread pembaca tidak akan mendapatkan giliran sampai waktu yang tidak terbatas dan terjadilah starvation pada threadpembaca. Oleh karena itu, solusi ini pun gagal memenuhi persyaratan bahwa seharusnya setiap thread tidak boleh dibiarkan menunggu dalam waktu yang tidak terbatas.

Implementasi dari solusi ini tidak jauh berbeda dengan solusi sebelumnya. Bahkan, kita hanya perlu sedikit memodifikasi kelas Berkas dengan menambahkan sebuah flag untuk menyatakan apakah ada thread penulis yang sedang menunggu di antrian. Berikut ini adalah implementasi kelas Berkas untuk solusi ini:

Gambar 4-14. Ilustrasi Penulis/Pembaca

/**
 * Kelas ini menggambarkan apa saja yang dapat
 * dilakukan oleh setiap thread pembaca dan penulis
 * ke suatu berkas. Kelas ini diadaptasi dari Stallings98.
 */
class Berkas
{
  public Berkas()
  {
    nPembaca = nPenulis = 0;
    baca = new Semafor(1);
    mutex1 = new Semafor(1);
    mutex2 = new Semafor(1);
    mutex3 = new Semafor(1);
    tulis = new Semafor(1);
  }
  
  public void mulaiMembaca()
  {
    mutex1.tunggu();
    baca.tunggu();
    mutex2.tunggu();
    nPembaca++;
    if (nPembaca == 1) tulis.tunggu();
    mutex2.sinyal();
    baca.sinyal();
    mutex1.sinyal();
  }
  
  public void selesaiMembaca()
  {
    mutex2.tunggu();
    nPembaca--;
    if (nPembaca == 0) tulis.sinyal();
    mutex2.sinyal();
  }
  
  public void mulaiMenulis()
  {
    mutex3.tunggu();
    nPenulis++;
    if (nPenulis == 1) baca.tunggu();
    mutex3.sinyal();
    tulis.tunggu();
  }
  
  public void selesaiMenulis()
  {
    tulis.sinyal();
    mutex3.tunggu();
    nPenulis--;
    if (nPenulis == 0) baca.sinyal();
    mutex3.sinyal();
  }
  
  public void tidur()
  {
    try { Thread.sleep((long) (Math.random() * 1000)); }
    catch (InterruptedException e) {}
  }
  
  private Semafor baca, tulis, mutex1, mutex2, mutex3;
  private int nPembaca, nPenulis;
}

Perlu diperhatikan bahwa jumlah critical section bertambah banyak seiring dengan keperluan untuk menghitung jumlah penulis yang adadi antrian. Karena jumlah criticalsection bertambah, banyak semafor yang diperlukan juga meningkat. Yang perlu diperhatikan adalah bahwa pada method mulaiMembaca(), kita memerlukan sebuah semafor tambahan untuk menjaga agar semafor baca tidak langsung begitu saja diakses. Bila semafor baca dapat langsung diakses,maka dapat terjadi deadlock.

Dengan kelas yang lain tidak berubah, maka hasil yang cukup mungkin didapatkan adalah seperti berikut:

Gambar 4-15. Tampilan Layar

Penulis 0 tidur.
Penulis 0 mulai menulis.
Pembaca 2 tidur.
Pembaca 0 tidur.
Penulis 2 tidur.
Penulis 1 tidur.
Penulis 0 sedang menulis.
Penulis 0 selesai menulis.
Penulis 2 mulai menulis.
Penulis 2 sedang menulis.
Penulis 2 selesai menulis.
Penulis 1 mulai menulis.
Penulis 1 sedang menulis.
Penulis 1 selesai menulis.
Pembaca 2 mulai membaca.
Pembaca 0 mulai membaca.
Pembaca 1 tidur.
Pembaca 1 mulai membaca.
Pembaca 1 sedang membaca.
Pembaca 1 selesai membaca.
Pembaca 2 sedang membaca.
Pembaca 2 selesai membaca.
Pembaca 0 sedang membaca.
Pembaca 0 selesai membaca.

Berikut adalah ilustrasi dari hasil contoh di atas:

Ilustrasi di atas menegaskan bahwa ketika thread penulis menunggu di antrian, maka tidak ada satupun thread pembaca yang dapat mengakses berkas yang diinginkan hingga setiap thread penulis yang ada di antrian telah menyelesaikan tugasnya. Bila thread penulis terus berdatangan, maka thread pembaca tidak akan mendapatkan giliran sedikitpun dan dengan demikian terjadilah kelaparan.


Solusi Dengan Pembaca Dan Penulis Mendapat Prioritas Secara Bergantian

Karena kedua solusi sebelumnya menghasilkan kedua ekstrem dalam akses berkas (thread pembaca atau thread penulis menunggu terus di antrian tanpa ada kepastian akan dijalankan) atau dapat juga dibilang pada kedua solusi diatas tersebut selalu harus ada pihak yang starvation maka pada solusi ini diusahakan sebuah metode yang mengakomodasi kedua belah pihak. Cara untuk melakukan ini cukup mudah yaitu dengan menerapkan metode gilir-menggilir. Sebuah penulis dapat mengakses berkas jika tidak ada thread pembaca yang sedang mengakses. Setelah selesai,thread ini memberikan giliran ke thread pembaca.Sebuah pembaca dapat mengakses berkas yang ada jika tidak ada penulis yang menunggu atau bila pada saat itu adalah giliran pembaca. Pembaca pertama yang pertama selesai mengakses berkas kemudian mengganti giliran sekarang menjadi giliran penulis.

Dengan metode giliran ini, tidak ada thread yang tertunda tanpa batas. Karena setiap syarat dari penyelesaian criticalsection yang baik dipenuhi, maka cara seperti ini merupakan cara yang baik untuk menyelesaikan masalah konkurensi.


Masalah Dining Philosophers

Masalah ini pertama ini pertama kali ditulis dan diselesaikan oleh Djikstra pada tahun 1965.Masalah ini memodelkan masalah enkapsulasi dari ketergantungan mesin dan masalah portabilitas. Dalam masalah Dining Philosophers, diketahui sejumlah (N) filusuf yang hanya memiliki tiga status, berpikir, lapar, dan makan. Semua filusuf berada di sebuah meja makan bundar yang ditata sehingga di depan setiap filusuf ada sebuah piring berisi mie dan di antara dua piring yang bersebelahan terdapat sebuah sumpit.

Pada awalnya, semua filusuf akan berpikir selama waktu yang tidak tentu. Setelah berpikir lama, filusuf akan merasa lapar. Pada saat lapar, ia berusaha untuk mengambil 2 buah sumpit yang ada di kanan dan di kirinya untuk makan. Dia mengambil sumpitnya satu per satu. Begitu ia mendapat sebuah sumpit, ia tidak akan melepaskannya. Jika ia hanya berhasil mengambil kurang dari 2 sumpit, maka ia akan menunggu sampai 2 sumpit diambil. Begitu dia mendapatkan 2 sumpit, maka dia akan makan mienya untuk sementara waktu dan kemudian meletakkan kedua sumpitnya. Kedua sumpit ini kemudian dapat digunakan oleh filusuf-filusuf yang lain.Posisi meja Filsuf dengan menggunakan semafor.Setiap sumpit mewakili sebuah semafor. Kemudian,ketika seorang filsuf lapar,maka dia akan mencoba mengambil sumpit di kiri dan dikananya atau dengan kata lain dia akan menunggu sampai kedua sumpit itu dapat digunakan. Setelah selesai makan,sumpit diletakan kembali dan sinyal diberikan ke semafor sehingga filusuf lain yang membutuhkan dapat menggunakan sumpitnya.Dan dia sendiri kemudian kembali berpikir. Tujuan dari masalah ini adalah untuk mencari cara sehingga para filusuf tidak akan pernah mati kelaparan. Hal ini juga merupakan salah satu representasi dari pengalokasian source komputer yang terbatas dengan beberapa proses sehingga dapat mengakibatkan deadlock dan starvation.

Salah satu solusi yang mungkin langsung terlihat adalah dengan menggunakan semafor. Setiap sumpit mewakili sebuah semafor. Kemudian, ketika seorang filusuf lapar, maka dia akan mencoba mengambil sumpit di kiri dan di kanannya, atau dengan kata lain dia akan menunggu sampai kedua sumpit tersebut dapat ia gunakan. Setelah selesai makan, sumpit diletakkan kembali dan sinyal diberikan ke semafor sehingga filusuf lain yang membutuhkan dapat menggunakan sumpitnya. Berikut contoh programnya:

Gambar 4-16. Program Dining Philosopher

/**
 * @author Sylvia Susanto
 * @author V.A.Pragantha
 * 
 * Program ini berlisensi GPL
 *
 * Kelas ini membuat sebuah simulasi untuk masalah
 * Dining Philosophers.
 */
public class Dining
{
  public static void main (String args[])
  {
    Semafor sumpit[] =
	  {
	     new Semafor(1), new Semafor(1),
       new Semafor(1), new Semafor(1)
	   };
    
    Filsuf filsuf[] = 
    {
        new Filsuf("Filsuf A", sumpit[0], sumpit[1]),
        new Filsuf("Filsuf B", sumpit[1], sumpit[2]),
        new Filsuf("Filsuf C", sumpit[2], sumpit[3]),
        new Filsuf("Filsuf D", sumpit[3], sumpit[0])
    };
                      
    int i=0;
	  while(i< 4)
	  {
	    filsuf[i].start();
	    i++;
	  }
	 
  }
}

/**
 *  Kelas ini menggambarkan kegiatan dari setiap filsuf.
 */
class Filsuf extends Thread
{
  public Filsuf(String name, Semafor sumpit1, Semafor sumpit2)
  {
    nama = name;
    setName("Filsuf " + i);
    kiri = sumpit1; kanan = sumpit2;
  }
	/*
	 * Method ini dipanggil pada saat Filsuf di start
	 */
  public void run()
  {
	  int i=0;
	  try
	  {
      while (true)
      {
        System.out.println(this + " sedang berpikir");
        berpikir();
        System.out.println(this + " lapar");
        makan();
        System.out.println(this + " sudah kenyang");
      }
    }
	  catch(Exception e)
	  {
	    System.out.println(e);
	    System.exit(0);
	  }
  
  public void berpikir()
  {
    try
	  {
	    Thread.sleep((long) (Math.random() * 1000)); 
	  }
    catch (InterruptedException e){}
  }
  
  public void makan()
  {
    kanan.tunggu();
	  System.out.println(" "+nama+" melihat sumpit kanan..ternyata ada..");
    kiri.tunggu();
    System.out.println(" "+nama+" melihat sumpit kiri..ternyata ada..");
	  System.out.println(" "+nama+ "sedang makan");
    kanan.sinyal();
	  System.out.println(" "+nama+" melepas sumpit kanan");
    kiri.sinyal();
	  System.out.println(" "+nama+" melepas sumpit kiri");
  }
  
  private String nama;
  private Semafor kiri, kanan;
}

/**
 * kelas ini merupakan implementasi semafor.
 * Implementasi ini merupakan modifikasi dari 
 * implementasi semafor oleh Silberschatz, Galvin,
 * dan Gagne. 
 */
final class Semafor
{
  public Semafor()
  {
    nilai = 0;
  }
  
  public Semafor(int n)
  {
    nilai = n;
  }
  
  public synchronized void tunggu()
  {
    nilai--;
    if (nilai < 0)
    {
      try
	    {
	       wait();
	    }
      catch(InterruptedException e)
	    {
	      System.exit(0);
	    }
    } 
  }
  
  public synchronized void sinyal()
  {
    nilai++;
    if (nilai <= 0) notifyAll();
  }
  
  private int nilai;
}

Akan tetapi, solusi ini tidak dapat diterima. Alasannya sangat sederhana, yaitu deadlock dapat terjadi. Contoh kasusnya adalah ketika semua filusuf telah mengambil sumpit di sebelah kirinya, maka tidak ada lagi sumpit yang tersisa di meja. Karena tidak ada sumpit yang tersisa di meja, maka setiap filusuf kekurangan sebuah sumpit. Berhubung setelah berhasil mengambil sebuah sumpit, sumpit tersebut tidak akan diletakkan kembali sampai filusuf yang bersangkutan makan, maka tidak akan ada satu filusuf pun yang akan makan.

Ada beberapa alternatif yang merupakan pemecahan dari permasalahan ini diantaranya yang disajikan oleh Stallings,antara lain dengan menyuruh setiap filusuf untuk mengambil sumpitnya secara berselang-seling. Filsuf dengan urutan bilangan ganjil pertama kali mengambil sumpit di sebelah kanannya,sementara filusuf dengan urutan bilangan genap pertama kali mengambil sumpit di sebelah kirinya sedangkan alternatif yang lain adalah dengan menyediakan sebanyak N sumpit lagi,sehingga lebih higienis di samping dijamin tidak menghasilkan deadlock; mengurangi banyak filusuf yang boleh duduk di meja makan sebanyak satu.


critical region dan monitor

latar belakang

Sejauh ini, kita telah mengenal semafor sebagai perangkat keras sinkronisasi yang ampuh, lalu mengapa kita membutuhkan bahasa pemrograman untuk melakukan sinkronisasi? Alasan yang sederhana adalah karena ternyata implementasi semafor memiliki beberapa kelemahan. Kelemahan yang pertama adalah kenyataan bahwa semafor memerlukan implementasi di tingkat rendah, sesuatu hal yang kompleks untuk dilakukan kebanyakan orang. Bahasa pemrograman lebih mudah untuk dipelajari dan diimplementasikan. Kode semafor terdistribusi dalam seluruh program sehingga menyulitkan pemeliharaan. Hal ini merupakan kelemahan lain dari semafor. Sehingga jelas tampaknya, bahwa kita memerlukan konstruksi tingkat tinggi yang dapat mengatasi atau paling tidak mengurangi kelemahan-kelemahan yang terdapat dalam semafor.


Critical Region

critical region adalah bagian dari program dan diamanatkan untuk selalu berada dalam keadaan mutual exclusion. perbedaan critical region ini dengan mutual exclusion biasa yang dibahas sebelumnya adalah critcal region diimplementasikan oleh compiler. keuntungan menggunakan ini adalah programmer tidak perlu lagi mengimplementasikan algoritma yang rumit untuk mendapatkan mutual exclusion.


cara kerja critical region

pada critical region memiliki sebuah komponen boolean yang mentest apakah bagian dari program boleh masuk kedalam state critical region atau tidak. jika nilai boolean ini true maka proses boleh masuk ke critical region. jika boolean ini bernilai false bagian yang ini akan dimasukan kedalam sebuah antrian sampai nilai boolean ini bernilai true.

dalam critical region dikenal ada 2 antrian: main queue dan event queue. main queue berfungsi untuk menampung proses yang akan memasuki critical region hanya saja critical region masih digunakan oleh proses lain. event queue berguna untuk menampung proses yang tidak dapat memasuki critical region karena nilai boolennya bernilai false.


monitor

Konsep monitor diperkenalkan pertama kali oleh Hoare (1974) dan Brinch Hansen (1975) untuk mengatasi beberapa masalah yang timbul ketika memakai semafor.

Monitor merupakan kumpulan dari prosedur, variabel, dan struktur data dalam satu modul. monitor hanya dapat diakses dengan menjalankan fungsinya. kita tidak dapat mengambil variabel dari monitor tanpa melalui prosedurnya. hal ini dilakukan untuk melindungivariabel dari akses yang tidak sah dan juga mengurangi terjadinya error.

monitor mungkin bisa dianalogikan dengan sebuah sekretariat didalam sebuah fakultas. dengan sekretariat sebagai suatu monitor dan mahasiswa,dosen sebagai proses. dan informasi akademik( jadwal, nilai, jadwal dosen etc) sebagai variabel. kila seorang mahasiswa ingin mengambil transkip nilainya dia akan meminta kepada petugas sekretariat daripada mengambilnya sendiri dan mencarinya sendiri, berapa besar kemungkinan kerusakan yang bisa ditimbulkan dengan mengambilnya secara langsung?.jika meminta kepada petugas sekretariat maka petugas akan melakukan berbagi kegiatan untuk memberikan transkip. dan kerusakan terhadap terhadap dokumen lain bisa dihindari.


keterbatasan monitor

Karena monitor berkaitan dengan konsep bahasa pemrograman sehingga kompiler bertanggung-jawab untuk mengkondisikan monitor sebagai mutual eksklusif. Namun, pada kenyataannya tidak semua kompiler dapat menerapkan peraturan mutual eksklusif seperti yang dibutuhkan oleh Monitor tersebut. Mungkin bahasa pemrograman yang sama juga tidak memiliki semafor, tetapi menambahkan semafor jauh lebih mudah.

jika dianalogikan lagi dengan sekretariat akademik fakultas. ambil contoh kasus penjadwalan ulang ujian untuk seorang mahasiswa. dalam proses ini sekretariat tidak mampu langsung memberikan jadwal ulang tetapi perlu bantuan mahasiswa tersebut untuk menghubungi dosen yang bersangkutan, dosen perlu untuk membuat soal yang baru,mahasiswa mungkin perlu mengurus ijin ke pembantu dekan 1,etc.


Deadlock

Prinsip dari Deadlock

Deadlock dalam arti sebenarnya adalah kebuntuan. Kebuntuan yang dimaksud dalam sistem operasi adalah kebuntuan proses. Jadi Deadlock ialah suatu kondisi dimana proses tidak berjalan lagi ataupun tidak ada komunikasi lagi antar proses. Deadlock disebabkan karena proses yang satu menunggu sumber daya yang sedang dipegang oleh proses lain yang sedang menunggu sumber daya yang dipegang oleh proses tersebut. Dengan kata lain setiap proses dalam set menunggu untuk sumber yang hanya dapat dikerjakan oleh proses lain dalam set yang sedang menunggu. Contoh sederhananya ialah pada gambar berikut ini

Proses P1 Proses P2

..... .....

..... .....

Receive (P2); Receive (P1);

..... .....

..... .....

Send (P2, M1); Send (P1, M2);

Proses tersebut dapat direpresentasikan dengan gambar sebagai berikut

Gambar 4-17. Contoh deadlock pada rel kereta

Disadur dari www.tvcc.cc.or.us/staff/fuller/ cs160/chap3/chap3.html

Dari gambar tersebut bisa dilihat bahwa kedua kereta tersebut tidak dapat berjalan. Karena kedua kereta tersebut saling menunggu kereta yang lain untuk lewat dulu agar keretanya dapat berjalan. Sehingga terjadilah deadlock.

Contoh lain yang dapat merepresentasikan deadlock ialah jembatan gantung sebagai berikut:

Gambar 4-18. Contoh Deadlock di Jembatan Gantung

disadur dari Modern Operating Systems, Tanenbaum, 1992

sehingga orang yang ada di sebelah kiri jembatan tidak dapat melaju sebab terjadi deadlock di tengah jembatan (bagian yang dilingkari). Contoh lain ialah di persimpangan jalan berikut ini:

Gambar 4-19. Contoh Deadlock di Persimpangan Jalan

disadur dari buku Stallings, William, "Operating Systems -- Fourth Edition", Prentice Hall, 2001

Dalam kasus ini setiap mobil bergerak sesuai nomor yang ditentukan, tetapi tanpa pengaturan yang benar, maka setiap mobil akan bertemu pada satu titik yang permanen (yang dilingkari)atau dapat dikatakan bahwa setiap mobil tidak dapat meanjutkan perjalanan lagi atau dengan kata lain terjadi deadlock. Contoh lain pada proses yang secara umum terdiri dari tiga tahap, yaitu untuk meminta, memakai, dan melepaskan sumber daya yang di mintanya. Contoh kode-nya:

Gambar 4-20. Lalulintas

public class Proses {
    public synchronized void getA() {
        //proses untuk mendapat sumber daya a
    }

    public synchronized void getB(){
        //proses untuk mendapat sumber daya b
    }

    public void releaseA(){
        //proses untuk melepaskan sumber daya a
    }

    public void releaseB(){
        //proses untuk melepaskan sumber daya b
    }
}

public class Coba {
    public static void main(String [] args) {
        Proses P = new Proses();
        Proses Q = new Proses();
        P.getA();
        Q.getB();
        P.getB();
        Q.getA();
    }
}
    

tanpa adanya perintah untuk mereleased artinya saat P mendapatkan A dan Q mendapatkan B, tetapi tidak dilepaskan, maka saat P minta B dan Q minta A, maka keduanya akan saling menunggu hingga salah satu melepaskan sumber dayanya, sedangkan kebutuhan P ada pada Q dan Q ada pada P, sehingga terjadi deadlock. Secara umum kejadian ini dapat mudah terjadi dalam pemrograman multi-thread. Sebab ada kemungkinan lebih besar untuk menggunakan sumber daya bersama.


Sumber Daya yang Bisa Dipakai Berulang-Ulang

Kejadian deadlock selalu tidak lepas dari sumber daya, seperti kita lihat dari contoh contoh diatas, bahwa hampir seluruhnya merupakan masalah sumber daya yang digunakan bersama-sama. Oleh karena itu, kita juga perlu tahu tentang jenis sumber daya, yaitu: sumber daya dapat digunakan lagi berulang-ulang dan sumber daya yang dapat digunakan dan habis dipakai atau dapat dikatakan sumber daya sekali pakai.

Sumber daya ini tidak habis dipakai oleh proses manapun.Tetapi setelah proses berakhir, sumber daya ini dikembalikan untuk dipakai oleh proses lain yang sebelumnya tidak kebagian sumber daya ini. Contohnya prosesor, kanal I/O, disk, semaphores. Contoh peran sumber daya jenis ini pada terjadinya deadlock ialah misalnya sebuah proses memakai disk A dan B, maka akan terjadi deadlock jika setiap proses sudah memiliki salah satu disk dan meminta disk yang lain. Masalah ini tidak hanya dirasakan oleh pemrogram tetapi oleh seorang yang merancang sebuah sistem operasi. Cara yang digunakan pada umumnya dengan cara memperhitungkan dahulu sumber daya yang digunakan oleh proses-proses yang akan menggunakan sumber daya tersebut. Contoh lain yang menyebabkan deadlock dari sumber yang dapat dipakai berulang-ulang ialah berkaitan dengan jumlah proses yang memakai memori utama. Contohnya dapat dilihat dari kode berikut ini:

Gambar 4-21. P-Q

//dari kelas proses kita tambahkan method yaitu meminta
public void meminta (int banyakA) {
    //meminta dari sumber daya a
    if ( banyakA &lt; banyak )
         banyak = banyak - banyakA;
    else
        wait();
}

//mengubah kode pada mainnya sebagai berikut
public static void main ( String [] args ) {
    Proses P = new Proses();
    Proses Q = new Proses();
    P.meminta(80);
    Q.meminta(70);
    P.meminta(60);
    Q.meminta(80);
}

private int banyak = 200;
private int banyakA;
      

Setelah proses P dan Q telah melakukan fungsi meminta untuk pertama kali, maka sumber daya yang tersedia dalam banyak ialah 50 ( 200-70- 80). Maka saat P menjalankan fungsi meminta lagi sebanyak 60, maka P tidak akan menemukan sumber daya dari banyak sebanyak 60, maka P akan menunggu hingga sumber daya yang diminta dipenuhi. Demikian juga dengan Q, akan menunggu hingga permintaannya dipenuhi, akhirnya terjadi deadlock. Cara mengatasinya dengan menggunakan memori maya.


Sumber Daya Sekali Pakai

Dalam kondisi biasa tidak ada batasan untuk memakai sumber daya apapun, selain itu dengan tidak terbatasnya produksi akan membuat banyak sumber daya yang tersedia.Tetapi dalam kondisi ini juga dapat terjadi deadlock. Contohnya:

Gambar 4-22. Deadlock

//menambahkan method receive dan send
public void receive( Proses p ){
    //method untuk menerima sumber daya
}

public void send ( Proses p ){
    //method untuk memberi sumber daya
}
      

dari kedua fungsi tersebut ada yang bertindak untuk menerima dan memberi sumber daya, tetapi ada kalanya proses tidak mendapat sumber daya yang dibuat sehingga terjadi blok, karena itu terjadi deadlock. Tentu saja hal ini sangat jarang terjadi mengingat tidak ada batasan untuk memproduksi dan mengkonsumsi, tetapi ada suatu keadaan seperti ini yang mengakibatkan deadlock. Hal ini mengakibatkan deadlock jenis ini sulit untuk dideteksi. Selain itu deadlock ini dihasilkan oleh beberapa kombinasi yang sangat jarang terjadi.


Kondisi untuk Terjadinya deadlock

Menurut Coffman (1971) ada empat kondisi yang dapat mengakibatkan terjadinya deadlock, yaitu:

  1. Mutual Eksklusif: hanya ada satu proses yang boleh memakai sumber daya, dan proses lain yang ingin memakai sumber daya tersebut harus menunggu hingga sumber daya tadi dilepaskan atau tidak ada proses yang memakai sumber daya tersebut.

  2. Memegang dan menunggu: proses yang sedang memakai sumber daya boleh meminta sumber daya lagi maksudnya menunggu hingga benar-benar sumber daya yang diminta tidak dipakai oleh proses lain, hal ini dapat menyebabkan kelaparan sumber daya sebab dapat saja sebuah proses tidak mendapat sumber daya dalam waktu yang lama

  3. Tidak ada Preemption: sumber daya yang ada pada sebuah proses tidak boleh diambil begitu saja oleh proses lainnya. Untuk mendapatkan sumber daya tersebut, maka harus dilepaskan terlebih dahulu oleh proses yang memegangnya, selain itu seluruh proses menunggu dan mempersilahkan hanya proses yang memiliki sumber daya yang boleh berjalan

  4. Circular Wait: kondisi seperti rantai, yaitu sebuah proses membutuhkan sumber daya yang dipegang proses berikutnya

Banyak cara untuk menanggulangi deadlock:

  1. Mengabaikan masalah deadlock.

  2. Mendeteksi dan memperbaiki

  3. Penghindaran yang terus menerus dan pengalokasian yang baik dengan menggunakan protokol untuk memastikan sistem tidak pernah memasuki keadaan deadlock. Yaitu dengan deadlock avoidance sistem untuk mendata informasi tambahan tentang proses mana yang akan meminta dan menggunakan sumber daya.

  4. Pencegahan yang secara struktur bertentangan dengan empat kondisi terjadinya deadlock dengan deadlock prevention sistem untuk memasti- kan bahwa salah satu kondisi yang penting tidak dapat menunggu.


Mengabaikan Masalah deadlock

Metode ini lebih dikenal dengan Algoritma Ostrich. Dalam algoritma ini dikatakan bahwa untuk menghadapi deadlock ialah dengan berpura-pura bahwa tidak ada masalah apapun. Hal ini seakan-akan melakukan suatu hal yang fatal, tetapi sistem operasi Unix menanggulangi deadlock dengan cara ini dengan tidak mendeteksi deadlock dan membiarkannya secara otomatis mematikan program sehingga seakan-akan tidak terjadi apapun. Jadi jika terjadi deadlock, maka tabel akan penuh, sehingga proses yang menjalankan proses melalui operator harus menunggu pada waktu tertantu dan mencoba lagi.


Mendeteksi dan Memperbaiki

Caranya ialah dengan cara mendeteksi jika terjadi deadlock pada suatu proses maka dideteksi sistem mana yang terlibat di dalamnya. Setelah diketahui sistem mana saja yang terlibat maka diadakan proses untuk memperbaiki dan menjadikan sistem berjalan kembali.

Hal-hal yang terjadi dalam mendeteksi adanya deadlock adalah:

  1. Permintaan sumber daya dikabulkan selama memungkinkan.

  2. Sistem operasi memeriksa adakah kondisi circular wait secara periodik.

  3. Pemeriksaan adanya deadlock dapat dilakukan setiap ada sumber daya yang hendak digunakan oleh sebuah proses.

  4. Memeriksa dengan algoritma tertentu.

Ada beberapa jalan untuk kembali dari deadlock:

Lewat Preemption

dengan cara untuk sementara waktu menjauhkan sumber daya dari pemakainya, dan memberikannya pada proses yang lain. Ide untuk memberi pada proses lain tanpa diketahui oleh pemilik dari sumber daya tersebut tergantung dari sifat sumber daya itu sendiri. Perbaikan dengan cara ini sangat sulit atau dapat dikatakan tidak mungkin. Cara ini dapat dilakukan dengan memilih korban yang akan dikorbankan atau diambil sumber dayanya utuk sementara, tentu saja harus dengan perhitungan yang cukup agar waktu yang dikorbankan seminimal mungkin. Setelah kita melakukan preemption dilakukan pengkondisian proses tersebut dalam kondisi aman. Setelah itu proses dilakukan lagi dalam kondisi aman tersebut.

Lewat melacak kembali

Setelah melakukan beberapa langkah preemption, maka proses utama yang diambil sumber dayanya akan berhenti dan tidak dapat melanjutkan kegiatannya, oleh karena itu dibutuhkan langkah untuk kembali pada keadaan aman dimana proses masih berjalan dan memulai proses lagi dari situ. Tetapi untuk beberapa keadaan sangat sulit menentukan kondisi aman tersebut, oleh karena itu umumnya dilakukan cara mematikan program tersebut lalu memulai kembali proses. Meskipun sebenarnya lebih efektif jika hanya mundur beberapa langkah saja sampai deadlock tidak terjadi lagi. Untuk beberapa sistem mencoba dengan cara mengadakan pengecekan beberapa kali secara periodik dan menandai tempat terakhir kali menulis ke disk, sehingga saat terjadi deadlock dapat mulai dari tempat terakhir penandaannya berada.

Lewat membunuh proses yang menyebabkan deadlock

Cara yang paling umum ialah membunuh semua proses yang mengalami deadlock. Cara ini paling umum dilakukan dan dilakukan oleh hampir semua sistem operasi. Namun, untuk beberapa sistem, kita juga dapat membunuh beberapa proses saja dalam siklus deadlock untuk menghindari deadlock dan mempersilahkan proses lainnya kembali berjalan. Atau dipilih salah satu korban untuk melepaskan sumber dayanya, dengan cara ini maka masalah pemilihan korban menjadi lebih selektif, sebab telah diperhitungkan beberapa kemungkinan jika si proses harus melepaskan sumber dayanya.

Kriteria seleksi korban ialah:

  1. Yang paling jarang memakai prosesor

  2. Yang paling sedikit hasil programnya

  3. Yang paling banyak memakai sumber daya sampai saat ini

  4. Yang alokasi sumber daya totalnya tersedkit

  5. Yang memiliki prioritas terkecil


Menghindari deadlock

Pada sistem kebanyakan permintaan terhadap sumber daya dilakukan sebanyak sekali saja. Sistem sudah harus dapat mengenali bahwa sumber daya itu aman atau tidak( dalam arti tidak terkena deadlock), setelah itu baru dialokasikan. Ada dua cara yaitu:

  1. Jangan memulai proses apapun jika proses tersebut akan membawa kita pada kondisi deadlock, sehingga tidak mungkin terjadi deadlock karena ketika akan menuju deadlock sudah dicegah.

  2. Jangan memberi kesempatan pada suatu proses untuk meminta sumber daya lagi jika penambahan ini akan membawa kita pada suatu keadaan deadlock

Jadi diadakan dua kali penjagaan, yaitu saat pengalokasian awal, dijaga agar tidak deadlock dan ditambah dengan penjagaan kedua saat suatu proses meminta sumber daya, dijaga agar jangan sampai terjadi deadlock. Pada deadlock avoidance sistem dilakukan dengan cara memastikan bahwa program memiliki maksimum permintaan. Dengan kata lain cara sistem ini memastikan terlebih dahulu bahwa sistem akan selalu dalam kondisi aman. Baik mengadakan permintaan awal ataupun saat meminta permintaan sumber daya tambahan, sistem harus selalu berada dalam kondisi aman.

Kondisi Aman

Saat kondisi aman, maka suatu sistem dapat mengalokasikan sumber daya pada setiap proses (sampai pada batas maksimumnya)dengan urutan tertentu. Dengan gambar sebagai berikut:

Gambar 4-23. Kondisi Deadlock Dilihat dari Safe State

disadur dari buku Silberschatz, dkk, Applied Operating System Concepts, 2000.

Dengan mengenal arti dari kondisi aman ini, kita dapat membuat algoritma untuk menghindari deadlock. Idenya ialah dengan memastikan bahwa sistem selalu berada dalam kondisi aman. Dengan asumsi bahwa dalam kondisi tidak aman terkandung deadlock. Contoh penerapan algoritmanya ialah algoritma bankir.

Algoritma Bankir

Menurut Dijstra (1965) algoritma penjadualan dapat menghindari deadlock dan algoritma penjadualan itu lebih dikenal dengan sebutan algoritma bankir. Algoritma ini dapat digambarkan sebagai seorang bankir dikota kecil yang berurusan dengan kelompok orang yang meminta pinjaman. Jadi kepada siapa dia dapat memberikan pinjamannya. Dan setiap pelanggan memberikan batas pinjaman maksimum kepada setiap peminjam dana.

Tentu saja si bankir tahu bahwa si peminjam tidak akan meminjam dana maksimum yang mereka butuhkan dalam waktu yang singkat melainkan bertahap. Jadi dana yang ia punya lebih sedikit dari batas maksimum yang dipinjamkan. Lalu ia memprioritaskan yang meminta dana lebih banyak, sedangkan yang lain disuruh menunggu hingga peminta dana yang lebih besar itu mengembalikan pinjaman berikut bunganya, baru setelah itu ia meminjamkan pada peminjam yang menunggu.

Jadi algoritma bankir ini mempertimbangkan apakah permintaan mereka itu sesuai dengan jumlah dana yang ia miliki, sekaligus memperkirakan jumlah dana yang mungkin diminta lagi. Jangan sampai ia sampai pada kondisi dimana dananya habis dantidak dapat meminjamkan uang lagi. Jika demikian maka akan terjadi kondisi deadlock. Agar kondisi aman, maka asumsi setiap pinjaman harus dikembalikan waktu yang tepat.

Secara umum algoritma bankir dapat dibagi menjadi 4 struktur data:

  1. Tersedia: jumlah sumber daya/dana yang tersedia

  2. Maksimum: jumlah sumber daya maksimum yang diminta oleh setiap proses

  3. Alokasi: jumlah sumber daya yang dibutuhkan oleh setiap proses

  4. Kebutuhan: sumber daya yang sedang dibutuhkan oleh setiap proses


Pencegahan deadlock

Jika pada awal bab ini kita membahas tentang ke-empat hal yang menyebabkan terjadinya deadlock. Maka pada bagian ini, kita akan membahas cara menanggulangi keempat penyebab deadlock itu, sehingga dengan kata lain kita mengadakan pencegahan terhadap deadlock.

Penanggulangannya ialah sebagai berikut:

  1. Masalah Mutual Eksklusif Kondisi ini tidak dapat dilarang, jika aksesnya perlu bersifat spesial untuk satu proses, maka hal ini harus di dukung oleh kemampuan sistem operasi. Jadi diusahakan agar tidak mempergunakan kondisi spesial tersebut sehingga sedapat mungkin deadlock dapat dihindari.

  2. Masalah Kondisi Menunggu dan Memegang Penanggulangan deadlock dari kondisi ini lebih baik dan menjanjikan, asalkan kita dapat menahan proses yang memegang sumber daya untuk tidak menunggu sumber daya laun, kita dapat mencegah deadlock. Caranya ialah dengan meminta semua sumber daya yang ia butuhkan sebelum proses berjalan. Tetapi masalahnya sebagian proses tidak mengetahui keperluannya sebelum ia berjalan. Jadi untuk mengatasi hal ini, kita dapat menggunakan algoritma bankir. Yang mengatur hal ini dapat sistem operasi ataupun sebuah protokol. Hasil yang dapat terjadi ialah sumber daya lebih di-spesifikasi dan kelaparan sumber daya, atau proses yang membutuhkan sumber daya yang banyak harus menunggu sekian lama untuk mendapat sumber daya yang dibutuhkan.

  3. Masalah tidak ada Preemption Hal ketiga ialah jangan sampai ada preemption pada sumber daya yang telah dialokasikan. Untuk memastikan hal ini, kita dapat menggunakan protokol. Jadi jika sebuah proses meminta sumber daya yang tidak dapat dipenuhi saat itu juga, maka proses mengalami preempted. Atau dengan kata lain ada sumber daya dilepaskan dan diberikan ke proses yang menunggu, dan proses itu akan menunggu sampai kebutuhan sumber dayanya dipenuhi.

    Atau kita harus mencek sumber daya yang dimaui oleh proses di cek dahulu apakah tersedia. Jika ya maka kita langsung alokasikan, sedangkan jika tidak tersedia maka kita melihat apakah ada proses lain yang menunggu sumber daya juga. Jika ya, maka kita ambil sumber daya dari proses yang menunggu tersebut dan memberikan pada proses yang meminta tersebut. Jika tidak tersedia juga, maka proses itu harus menunggu. Dalam menunggu, beberapa dari sumber dayanya dapat saja di preempted, tetapi jika ada proses yang memintanya. Cara ini efektif untuk proses yang menyimpan dalam memory atau register.

  4. Masalah Circular Wait Masalah ini dapat ditangani oleh sebuah protokol yang menjaga agar sebuah proses tidak membuat lingkaran siklus yang dapat mengakibatkan deadlock


Diagram Graf

System komputer terdiri dari berbagai macam resources(sumber daya, diantaranya:

  1. Phisical ( Device , Memory )

  2. Logical ( Lock, Database record )

  3. OS internal ( PCB Slots )

  4. Aplication level ( File/ Berkas )

Diantara resource tersebut ada yang preemptable dan ada juga yang tidak. Resource-resource ini akan digunakan oleh proses - proses yang membutuhkannya. Mekanisme hubungan dari proses - proses dan resource yang dibutuhkan/digunakan dapat di diwa kilkan dengan dengan graf.

Graf adalah suatu struktur diskret yang terdiri dari vertex dan sisi, dimana sisi menghubungkan vertex-vertex yang ada. Berdasarkan tingkat kompleksitasnya, graf dibagi menjadi dua bagian, yaitu simple graf dan multigraf. Simpel graf tidak mengandung sisi paralel (lebih dari satu sisi yang menghubungkan dua vertex yang sama). Berdasarkan arahnya graf dapat dibagi menjadi dua bagian yaitu graf berarah dan graf tidak berarah. Graf berarah memperhatikan arah sisi yang menghubungkan dua vertex, sedangkan graf tidak berarah tidak memperhatikan arah sisi yang menghubungkan dua vertex.

Dalam hal ini akan dibahas mengenai implementasi graf dalam sistem operasi. Salah satunya dalah graf alokasi sumber daya. Graf alokasi sumber daya merupakan graf sederhana dan graf berarah. Graf alokasi sumber daya adalah bentuk visualisasi dalam mendeteksi maupun menyelesaikan masalah. deadlock.


Komponen Graf Alokasi Sumber Daya

Pada dasarnya graf G= (V, E) terdiri dari 2 komponen yaitu vertex dan sisi.

Untuk graf alokasi sumber daya, vertex maupun sisinya dibedakan menjadi beberapa bagian.

Gambar 4-24. Proses Pi

sumber: Silberschatz, "Operating System Concepts -- Fourth Edition", John Wiley & Sons, 2003

Vertex terdiri dari dua jenis, yaitu:

  1. Proses P= {P0, P1, P2, P3, , Pi, , Pm}. Terdiri dari semua proses yang ada di sistem. Untuk proses, vertexnya digambarkan sebagai lingkaran dengan nama prosesnya.

  2. Sumber daya R= {R0, R1, R2, R3, , Rj, , Rn}. Terdiri dari semua sumber daya yang ada di sistem. Untuk sumber daya, vertexnya digambarkan sebagai segi empat dengan instans yang dapat dialokasikan serta nama sumber dayanya.

Dalam hal ini jumlah proses dan sumber daya tidak selalu sama.

Gambar 4-25. Sumber daya Rj dengan 2 instans

sumber: Silberschatz, "Operating System Concepts -- Fourth Edition", John Wiley & Sons, 2003

Sisi, E={Pi-> Rj, , Rj-> Pi, } terdiri dari dua jenis, yaitu:

Gambar 4-26. Proses Pi meminta sumber daya Rj

sumber: Silberschatz, "Operating System Concepts -- Fourth Edition", John Wiley & Sons, 2003

  1. Sisi permintaan: Pi -> Rj Sisi permintaan menggambarkan adanya suatu proses Pi yang meminta sumber daya Rj.

  2. Sisi alokasi: Rj -> Pi. Sisi alokasi menggambarkan adanya suatu sumber daya Rj yang mengalokasikan salah satu instansnya pada proses Pi.

Gambar 4-27. Sumber daya Rj yang mengalokasikan salah satu instansnya pada proses Pi

sumber: Silberschatz, "Operating System Concepts -- Fourth Edition", John Wiley & Sons, 2003

Pada graf di atas terdiri dari 7 vertex, V={P0, P1, P2, P3, R0, R1, R3} dan 5 sisi, E= {P0->R0, R0->P1, R1->P1, R2->P0, R2->P2}. Gambar 4-28 menunjukkan beberapa hal:

  1. P0 meminta sumber daya dari R0.

  2. R0 memberikan sumber dayanya kepada P1.

  3. R1 memberikan salah satu instans sumber dayanya kepada P1.

  4. R2 memberikan salah satu instans sumber dayanya kepada P0.

  5. R2 memberikan salah satu instans sumber dayanya kepada P2.

Gambar 4-28. Graf Alokasi Sumber Daya

Setelah suatu proses telah mendapatkan semua sumber daya yang diperlukan maka sumber daya tersebut dilepas dan dapat digunakan oleh proses lain.


Deteksi Deadlock Berdasarkan Graf Alokasi Sumber Daya

Penghindaran dan pencegahan deadlock dalam dilihat pada subbab sebelumnnya. yang telah menjelaskan secara cukup lengkap langkah-langkah untuk menghindari terjadinya deadlock .

Untuk mengetahui ada atau tidaknya deadlock dalam suatu graf dapat dilihat dari perputaran dan resource yang dimilikinya.

  1. Jika tidak ada perputaran berarti tidak deadlock.

  2. Jika ada perputaran, ada potensi terjadi deadlock.

  3. Resource dengan instan tunggal DAN perputaran mengakibatkan deadlock.

Pada bagian berikut ini akan ditunjukkan bahwa perputaran tidak selalu mengakibatkan deadlock. Pada Gambar 4-29 graf memiliki perputaran dan deadlock terjadi sedangkan pada Gambar 4-30 graf memiliki perputaran tetapi tidak terjadi deadlock.

Gambar 4-29. Graf dengan deadlock

sumber: Silberschatz, "Operating System Concepts -- Fourth Edition", John Wiley & Sons, 2003

Gambar 4-29 Terlihat bahwa ada perputaran yang memungkinkan tejadinya deadlock dan semua sumber daya memiliki satu instans kecuali sumber daya R2.

Graf di atas memiliki minimal dua perputaran:

  1. R2 -> P0 -> R0 -> P1 -> R1 -> P2 -> R2

  2. R2 -> P1 -> R1 -> P2 -> R2

Gambar di atas menunjukkan beberapa hal sebagai berikut:

  1. P0 meminta sumber daya R0.

  2. R0 mengalokasikan sumber dayanya pada P1.

  3. P1 meminta sumber daya R1.

  4. R1 mengalokasikan sumber dayanya pada P2.

  5. P2 meminta sumber daya R2.

  6. R2 mengalokasikan sumber dayanya pada P0 dan P1.

  7. R3 mengalokasikan sumber dayanya pada P2.

Hal-hal tersebut dapat mengakibatkan deadlock sebab P0 memerlukan sumber daya R0 untuk menyelesaikan prosesnya, sedangkan R0 dialokasikan untuk P1. Di lain pihak P1 memerlukan sumber daya R1 sedangkan R1 dialokasikan untuk P2. P2 memerlukan sumber daya R2 akan tetapi R2 mengalokasikan sumber dayanya pada R3.

Dengan kata lain, tidak ada satu pun dari proses-proses tersebut yang dapat menyelesaikan tugasnya sebab sumber daya yang diperlukan sedang digunakan oleh proses lain. Sedangkan proses lain juga memerlukan sumber daya lain. Semua sumber daya yang diperlukan oleh suatu proses tidak dapat dpenuhi sehingga proses tersebut tidak dapat melepaskan sumber daya yang telah dialokasikan kepadanya. Dan terjadi proses tunggu-menunggu antarproses yang tidak dapat berakhir. Inilah yang dinamakan deadlock.

Gambar 4-30. Tanpa deadlock

sumber: Silberschatz, "Operating System Concepts -- Fourth Edition", John Wiley & Sons, 2003

Gambar 4-30 memiliki perputaran tetapi deadlock tidak terjadi. Pada gambar di atas, graf memiliki 1 perputaran yaitu: P0 -> R1 -> P2 -> R0 -> P3 - > R2 -> P0

Graf di atas menunjukkan beberapa hal:

  1. P0 meminta sumber daya R1.

  2. R1 mengalokasikan sumber dayanya pada P2.

  3. P2 meminta sumber daya R0.

  4. R0 mengalokasikan sumber dayanya pada P3.

  5. P3 meminta sumber daya R2.

  6. R0 mengalokasikan sumber dayanya pada P3.

  7. R1 mengalokasikan sumber dayanya pada P1.

Hal ini tidak menyebabkan deadlock walaupun ada perputaran sebab semua sumber daya yand diperlukan P1 dapat terpenuhi sehingga P1 dapat melepaskan semua sumber dayanya dan sumber daya tersebut dapat digunakan oleh proses lain.


Algoritma Graf Alokasi Sumber Daya untuk Mencegah Deadlock

Algoritma ini dapat dipakai untuk mencegah deadlock jika sumber daya hanya memiliki satu instans. Pada algoritma ini ada komponen tambahan pada sisi yaitu claimed edge. Sama halnya dengan sisi yang lain, claimed edge menghubungkan antara sumber daya dan vertex.

Claimed edge Pi -> Rj berarti bahwa proses Pi akan meminta sumber daya Rj pada suatu waktu. Claimed edge sebenarnya merupakan sisi permintaan yang digamabarkan sebagai garis putus-putus. Ketika proses Pi memerlukan sumber daya Rj, claimed edge diubah menjadi sisi permintaan. Dan setelah proses Pi selesai menggunakan Rj, sisi alokasi diubah kembali menjadi claimed edge.

Dengan algoritma ini bentuk perputaran pada graf tidak dapat terjadi. Sebab untuk setiap perubahan yang terjadi akan diperiksa dengan algoritma deteksi perputaran. Algoritma ini memerlukan waktu n dalam mendeteksi perputaran dimana n adalah jumlah proses dalam sistem.

Jika tidak ada perputaran dalam graf, maka sistem berada dalam status aman. Tetapi jika perputaran ditemukan maka sistem berada dalam status tidak aman. Pada saat status tidak aman ini, proses Pi harus menunggu sampai permintaan sumber dayanya dipenuhi.

Gambar 4-31. Graf alokasi sumber daya dalam status aman

sumber: Silberschatz, "Operating System Concepts -- Fourth Edition", John Wiley & Sons, 2003

Pada saat ini R1 sedang tidak mengalokasikan sumber dayanya, sehingga P1 dapat memperoleh sumber daya R1. Namun, jika claimed edge diubah menjadi sisi permintaan dan kemudian diubah menjadi sisi alokasi, hal ini dapat menyebabkan terjadinya perputaran (Gambar 4-32).

Gambar 4-32. Graf alokasi sumber daya dalam status tidak aman

sumber: Silberschatz, "Operating System Concepts -- Fourth Edition", John Wiley & Sons, 2003


Deteksi Deadlock dengan Menggunakan Graf Tunggu

Jika semua sumber daya hanya memiliki satu instans, deadlock dapat dideteksi dengan mengubah graf alokasi sumber daya menjadi graf tunggu. Adapun caranya sebagai berikut:

  1. Cari sumber daya Rm yang memberikan instansnya pada Pi dan Pj yang meminta sumber daya pada Rm.

  2. Hilangkan sumber daya Rm dan hubungkan sisi Pi dan Pj dengan arah yang bersesuaian yaitu Pj->Pi.

  3. Lihat apakah terdapat perputaran pada graf tunggu? Deadlock terjadi jika dan hanya jika pada graf tunggu terdapat perputaran.

Gambar 4-33. Graf alokasi sumber daya

sumber: Silberschatz, "Operating System Concepts -- Fourth Edition", John Wiley & Sons, 2003

Gambar 4-34. Graf tunggu

sumber: Silberschatz, "Operating System Concepts -- Fourth Edition", John Wiley & Sons, 2003

Untuk mendeteksi deadlock, sistem perlu membuat graf tunggu dan secara berkala memeriksa apakah ada perputaran atau tidak. Untuk mendeteksi adanya perputaran diperlukan operasi sebanyak n, dimana n adalah jumlah vertex dalam graf alokasi sumber daya.


Rangkuman

Critical section adalah suatu segmen kode yang mengakses data yang digunakan secara bersama-sama. Problema critical section yaitu bagaimana menjamin bahwa jika suatu proses sedang menjalankan critical section, maka proses lain tidak boleh masuk ke dalam critical section tersebut.

Solusi dari critical section harus memenuhi tiga syarat, yaitu:

  1. mutual exclusion

  2. terjadi kemajuan (progress)

  3. ada batas waktu tunggu (bounded waiting)

Solusi dari critical section dibagi menjadi dua jenis, yaitu solusi perangkat lunak dan solusi perangkat keras. Solusi dengan perangkat lunak yaitu dengan menggunakan algoritma 1, algoritma 2 dan algoritma 3 seperti yang telah dijelaskan. Dari ketiga algoritma itu, hanya algoritma 3 yang memenuhi ketiga syarat solusi critical section. Untuk menyelesaikan masalah critical section untuk lebih dari dua proses, maka dapat digunakan algoritma tukang roti.

Hardware merupakan faktor pendukung yang sangat berperan dalam proses sinkronisasi. Banyak dari para designer prosesor yang membuat fasilitas atomic instruction dalam produknya. Ada 2 metode dalam sinkronisasi hardware, yaitu: Processor Synchronous dan Memory Synchronous. semafor merupakan konsep yang dibuat oleh Djikstra dengan mengandalkan sebuah variable integer dan fasilitas atomic instruction dari prosesor. Semafor merupakan primitif dalam pembuatan alat sinkronisasi yang lebih tinggi lagi. Semafor dapat menyelesaikan permasalahan seperti: Critical section, sinkronisasi baris, counting semaphore, Dining philosopher, readers-writers, dan producer-consumer. Semafor banyak dipakai oleh para programmer, sebagai contoh dapat dilihat di pemrograman Win32API. Tetapi ternyata Javatm tidak menggunakan semaphore secara explisit namun memakai konsep monitor yang dibangun dari semafor ini.

Critical Region merupakan bagian kode yang selalu dilaksanakan dalam kondisi mutual eksklusif. Perbedaannya adalah bahwa yang mengkondisikan mutual eksklusif adalah kompiler dan bukan programmer sehingga mengurangi resiko kesalahan programmer. Monitor merupakan kumpulan dari prosedur, variabel, dan struktur data dalam satu modul. Dengan mempergunakan monitor, sebuah proses dapat memanggil prosedur di dalam monitor, tetapi tidak dapat mengakses struktur data (termasuk variabel- variabel) internal dalam monitor. Dengan karakteristik demikian, monitor dapat mengatasi manipulasi yang tidak sah terhadap variabel yang diakses bersama-sama karena variabel lokal hanya dapat diakses oleh prosedur lokal.

Deadlock ialah suatu kondisi permanen dimana proses tidak berjalan lagi ataupun tidak berkomunikasi lagi antar proses. Perebutan sumber daya itu dapat dibagi 2: sumber daya yang dapat dipakai berulang-ulang dan sumber daya yang sekali dibuat dan langsung dipakai.

Sebenarnya deadlock dapat disebabkan oleh empat hal yaitu:

  1. Proses Mutual Exclusion

  2. Proses memegang dan menunggu

  3. Proses Preemption

  4. Proses Menunggu dengan siklus deadlock tertentu

Penanganan deadlock Banyak cara untuk menanggulangi deadlock:

  1. mengabaikan masalah deadlock.

  2. mendeteksi dan memperbaiki

  3. penghindaran yang terus menerus dan pengalokasian yang baik.

  4. pencegahan yang secara struktur bertentangan dengan empat kondisi terjadinya deadlock.

Untuk mendeteksi deadlock dan menyelesaikannya dapat digunakan graf sebagai visualisasinya. Jika tidak ada cycle, berarti tidak ada deadlock. Jika ada cycle, ada potensi terjadi deadlock. Resource dengan 1 instans DAN cycle mengakibatkan deadlock.


Latihan

  1. Sebutkan keterbatasan penggunaan Monitor!

    Jawab: Tidak semua kompiler dapat menerapkan aturan mutual eksklusif dan tidak dapat diterapkan pada sistem terdistribusi.

  2. Proses dapat meminta berbagai kombinasi dari sumber daya dibawah ini: CDROM, soundcard, dan floppy. Jelaskan tiga macam pencegahan deadlock skema yang meniadakan:

    • Hold and Wait

    • Circular Wait

    • No Preemption

  3. Sebutkan dan jelaskan tiga syarat untuk mengatasi problema critical section!

    Jawab:

    a. Mutual Exclusion. Jika proses Pi sedang menjalankan critical section (dari proses Pi), maka tidak ada proses-proses lain yang dapat menjalankan critical section dari proses-proses tersebut. Dengan kata lain, tidak ada dua proses yang berada di critical section pada saat yang bersamaan.

    b. Terjadi kemajuan (progress). Jika tidak ada proses yang sedang menjalankan critical sectionnya dan jika terdapat lebih dari satu proses lain yang ingin masuk ke critical section, maka hanya proses-proses yang tidak sedang menjalankan remainder sectionnya yang dapat berpartisipasi dalam memutuskan siapa yang berikutnya yang akan masuk ke critical section, dan pemilihan siapa yang berhak masuk ke critical section ini tidak dapat ditunda secara tak terbatas (sehingga tidak terjadi deadlock).

    c. Ada batas waktu tunggu (bounded waiting). Jika seandainya ada proses yang sedang menjalankan critical section, maka terdapat batasan waktu berapa lama suatu proses lain harus menunggu giliran untuk mengakses critical section. Dengan adanya batas waktu tunggu akan menjamin proses dapat mengakses ke critical section (tidak mengalami starvation: proses seolah-olah berhenti, menunggu request akses ke critical section diperbolehkan).

  4. Telah dibahas mengenai program dari counting semafor. lihatlah potongan program di bawah ini.
                  Subrutin Wait
                  02 wait (S1);
                  03 C--;
                  04 if ( C < 0 ) {
                  05     signal (S1);
                  06     wait (S2);
                  07 }
                  08 signal (S1);
                  Subrutin Signal
                  09 wait (S1);
                  10 C++;
                  11 if (C <= 0)
                  12   signal (S2);
                  13 else
                  14    signal (S1);
                
    a. Apakah yang terjadi bila pada baris nomor 11 diubah menjadi lebih besar dan sama dengan ? b. Apakah yang terjadi apabila pada baris 4 ditambahkan sama dengan sehingga menjadi <= ?

    Jawab:

    a. Program tidak akan berjalan karena tanda lebih kecil mempunyai arti bahwa ada proses yang sedang wait. Jadi arti dari baris 11 adalah jika ada proses yang sedang wait maka proses yg sekarang akan memanggil signal S2.

    b. Program tidak akan berjalan dengan benar. Sebagai contoh jika nilai awal semafor adalah 1, maka jika ada proses yang memanggil wait, seharusnya proses tsb mengunci semafor tersebut, tetapi kenyataannya semafor tsb akan terhenti seakan - akan ada proses lain yang sudah mengunci (padahal tidak ada).

  5. Pada implementasi solusi dari masalah Readers/Writers dengan penulis diutamakan (solusi kedua), terlihat ada lima buah semafor yang digunakan. Mengapa perlu memakai lima semafor? Mengapa semafor mutex1 diperlukan, terutama mengingat bahwa pada method tersebut telah terdapat semafor baca?

    Jawaban:

    Semafor mutex1 pada solusi di atas diperlukan agar setiap thread pembaca tidak menunggu di semafor baca. Bila banyak pembaca yang menunggu di semafor baca, maka para penulis terkadang tidak mendapatkan prioritas yang diinginkan, karena tidak dapat melompati antrian di semafor baca. Untuk lebih jelasnya baca rujukan [Stallings2001].

  6. Dalam sebuah sistem terdapat 4 proses yang akan siap di ready queue. Proses(Waktu Datang, Permintaan R1, Permintaan R2) P1(0, 3, 2) P2(0, 2, 1) P3(1, 2, 2) P4(1, 2, 1) Jumlah sumber daya R1 = 4, R2 = 3 Pemberian sumber daya berdasarkan aturan berikut:

    1. Jika ada dua proses yang sedang meminta sumber daya dan sumber daya yang tersedia hanya mencukupi salah satu proses, maka proses dengan ID terkecil didahulukan. Jika sumber daya dapat memenuhi semua proses yang meminta, maka sumber daya yang tersedia diberikan kepada semua proses yang membutuhkan.

    2. Jika sumber daya yang dibutuhkan proses telah terpenuhi semuanya pada Tn, maka pada Tn+1 sumber daya dilepas dan dapat dipakai oleh proses lain pada Tn+1

    Jawab:

    Graf alokasi sumber daya saat T0

    Graf alokasi sumber daya saat T1

    Graf alokasi sumber daya saat T2

    Graf alokasi sumber daya saat T3

    Graf alokasi sumber daya saat T4

  7. Jelaskan tentang keempat hal yang menyebabkan deadlock?

  8. Bagaimana cara mengatasi keempat masalah tersebut?

  9. Jelaskan tentang algoritma bankir!

  10. Diasumsikan proses P0 memegang sumber daya R2 dan R3, meminta sumber daya R4; P1 menggunakan R4 dan meminta R1; P2 menggunakan R1 dan meminta R3. Gambarkan Wait-for Graph. Apakah sistem terjebak dalam deadlock? Jika ya, tunjukkan proses mana yang menyebabkan deadlock. Jika tidak, tunjukkan urutan proses untuk selesai.

  11. Buatlah implementasi dengan menggunakan monitor dari pemecahan Readers/Writers dengan solusi thread pembaca dan penulis mendapatkan prioritas saling bergantian.

  12. User x telah menggunakan 7 printer dan harus menggunakan 10 printer. User y telah menggunakan 1 printer dan akan memerlukan paling banyak 4 printer. User z telah menggunakan 2 printer dan akan menggunakan paling banyak 4 printer. Setiap user pada saat ini meminta 1 printer. Kepada siapakah OS akan memberikan grant printer tersebut dan tunjukkan "safe sequence" yang ada sehingga tidak terjadi deadlock.

  13. Pernyataan manakah yang benar mengenai deadlock:

    1. Pencegahan deadlock lebih sulit dilakukan (implementasi) daripada menghindari deadlock.

    2. Deteksi deadlock dipilih karena utilisasi dari resources dapat lebih optimal.

    3. Salah satu prasyarat untuk melakukan deteksi deadlock adalah: hold and wait.

    4. Algoritma Banker's (Djikstra) tidak dapat menghindari terjadinya deadlock.

    5. Suatu sistem jika berada dalam keadaan tidak aman: "unsafe", berarti telah terjadi deadlock.

  14. Diketahui:

    1.set P yang terdiri dari dua (2) proses; P = { P1, P2 }.

    2.set R yang terdiri dari dua (2) sumber-daya (resources); denga n berturut-turut lima (5) dan dua (2) instances; R = { R1, R2 } = { {r11, r12, r13, r14, r15 }, {r21, r22 } }.

    3. Plafon (jatah maksimum) sumber-daya untuk masing-masing proses ialah:

    R1 r2

    p1 5 1

    p2 3 1

    4.Pencegahan deadlock dilakukan dengan Banker's Algorithm.

    5.Alokasi sumber-daya yang memenuhi kriteria Banker's Algorithm di atas, akan diprioritaskan pada proses dengan indeks yang lebih kecil.

    6.Setelah mendapatkan semua sumber-daya yang diminta, proses aka n mengembalikan SELURUH sumber-daya tersebut.

    7.Pada saat T0, ''Teralokasi'' serta ''Permintaan'' sumber-daya proses ditentukan sebagai berikut:

    teralokasi permintaan

    R1|R2| R1|R2

    p1 2| 0| 2 | 1

    p2 2| 0| 1| 1

    Gambarkan graph pada urutan T0, T1,... dan seterusnya, hingga se mua permintaan sumber-daya terpenuhi dan dikembalikan. Sebutkan, jika terjadi kondisi ''unsafe''!

  15. Problem Reader/Writer I

    Perhatikan berkas ''ReaderWriterServer.java'' berikut ini (source-code terlampir):

    a) Ada berapa object class ''Reader'' yang terbentuk? Sebutkan nama-namanya!

    b) Ada berapa object class ''Writer'' yang terbentuk? Sebutkan nama-namanya!

    c) Modifikasi kode program tersebut (cukup baris terkait), sehingga akan terdapat 6 (enam) ''Reader'' dan 4 (empat) ''Writer''.

    d) Modifikasi kode program tersebut, dengan menambahkan sebuah (satu!) object thread baru yaitu ''janitor''. Sang ''janitor'' berfungsi untuk membersihkan (cleaning). Setelah membersihkan, ''janitor'' akan tidur (sleeping). Pada saat bangun, ''janitor'' kembali akan membersihkan. Dan seterusnya... Pada saat ''janitor'' akan membersihkan, tidak boleh ada ''reader'' atau ''writer'' yang aktif. Jika ada, ''janitor'' harus menunggu. Demikian pula, ''reader'' atau ''writer'' harus menunggu ''janitor'' hingga selesai membersihkan.

  16. Problem Reader/Writer II

    Perhatikan berkas .ReaderWriterServer.java. berikut ini, yang merupakan gabungan .ReaderWriterServer.java., .Reader.java., .Writer.java., .Semaphore.java., .Database.java., oleh Gagne, Galvin, dan Silberschatz. Terangkan berdasarkan berkas tersebut:

    1. akan terbentuk berapa thread, jika menjalankan program class .ReaderWriterServer. ini? Apa yang membedakan antara sebuah thread dengan thread lainnya?

    2. mengapa: jika ada .Reader. yang sedang membaca, tidak ada .Writer. yang dapat menulis; dan mengapa: jika ada .Writer. yang sedang menulis, tidak ada .Reader. yang dapat membaca?

    3. mengapa: jika ada .Reader. yang sedang membaca, boleh ada .Reader. lainnya yang turut membaca?

    4. modifikasi kode program tersebut (cukup mengubah baris terkait), sehingga akan terdapat 5 (lima) .Reader .dan 4 (empat) .Writer.!

    Modifikasi kode program tersebut (cukup mengubah method terkait), sehingga pada saat RAJA (Reader 0) ingin membaca, tidak boleh ada RAKYAT (Reader lainnya) yang sedang/ akan membaca. JANGAN MEMPERSULIT DIRI SENDIRI: jika RAJA sedang membaca, RAKYAT boleh turut membaca.

    	001 // Gabungan ReaderWriterServer.java Reader.java Writer.java 
    	002 //          Semaphore.java Database.java
    	003 // (c) 2000 Gagne, Galvin, Silberschatz
    	004 
    	005 public class ReaderWriterServer {  
    	006    public static void main(String args[]) {
    	007       Database server = new Database();
    	008       Reader[] readerArray = new Reader[NUM_OF_READERS];
    	009       Writer[] writerArray = new Writer[NUM_OF_WRITERS];
    	010       for (int i = 0; i < NUM_OF_READERS; i++) {
    	011          readerArray[i] = new Reader(i, server);
    	012          readerArray[i].start();
    	013       }
    	014       for (int i = 0; i < NUM_OF_WRITERS; i++) {
    	015          writerArray[i] = new Writer(i, server);
    	016          writerArray[i].start();
    	017       }
    	018    }
    	019    private static final int NUM_OF_READERS = 3;
    	020    private static final int NUM_OF_WRITERS = 2;
    	021 }
    	022 
    	023 class Reader extends Thread {
    	024    public Reader(int r, Database db) {
    	025       readerNum = r;
    	026       server = db;
    	027    }
    	028    public void run() {
    	029      int c;
    	030      while (true) {
    	031        Database.napping();
    	032        System.out.println("reader " + readerNum + " wants to read.");
    	033        c = server.startRead();
    	034        System.out.println("reader " + readerNum + 
    	035             " is reading. Reader Count = " + c);
    	036        Database.napping();
    	037        System.out.print("reader " + readerNum + " is done reading. ");
    	038        c = server.endRead();
    	039       }
    	040    }
    	041    private Database  server;
    	042    private int       readerNum;
    	043 }
    	045 class Writer extends Thread {
    	046    public Writer(int w, Database db) {
    	047       writerNum = w;
    	048       server = db;
    	049    }
    	050    public void run() {
    	051      while (true) {
    	052        System.out.println("writer " + writerNum + " is sleeping.");
    	053        Database.napping();
    	054        System.out.println("writer " + writerNum + " wants to write.");
    	055        server.startWrite();
    	056        System.out.println("writer " + writerNum + " is writing.");
    	057        Database.napping();
    	058        System.out.println("writer " + writerNum + " is done writing.");
    	059        server.endWrite();
    	060       }
    	061    }
    	062    private Database  server;
    	063    private int       writerNum;
    	064 }
    	065
    	066 final class Semaphore {
    	067    public Semaphore() {
    	068       value = 0;
    	069    }
    	070    public Semaphore(int v) {
    	071       value = v;
    	072    }
    	073    public synchronized void P() {
    	074       while (value <= 0) {
    	075          try { wait(); }
    	076          catch (InterruptedException e) { }
    	077       }
    	078       value--;
    	079    }
    	080    public synchronized void V() {
    	081       ++value;
    	082       notify();
    	083    }
    	084    private int value;
    	085 }
    	086 
    	087 class Database {  
    	088    public Database() {
    	089       readerCount = 0;
    	090       mutex = new Semaphore(1);
    	091       db = new Semaphore(1);
    	092    }
    	093    public static void napping() {
    	094      int sleepTime = (int) (NAP_TIME * Math.random() );
    	095      try { Thread.sleep(sleepTime*1000); }
    	096      catch(InterruptedException e) {}
    	097    }
    	098    public int startRead() { 
    	099       mutex.P();
    	100       ++readerCount;
    	101       if (readerCount == 1) {
    	102          db.P();
    	103       }
    	104       mutex.V();
    	105       return readerCount;
    	106    }
    
    
    	107    public int endRead() {
    	108       mutex.P();
    	109       --readerCount;
    	110       if (readerCount == 0) {
    	111          db.V();;
    	112       }
    	113       mutex.V();
    	114       System.out.println("Reader count = " + readerCount);    
    	115       return readerCount;
    	116    }
    	117    public void startWrite() {
    	118       db.P();
    	119    }
    	120    public void endWrite() {
    	121       db.V();
    	122    }
    	123    private int readerCount;
    	124    Semaphore mutex;  
    	125    Semaphore db;     
    	126    private static final int NAP_TIME = 15;
    	127 }
    	128
    	129 // The Class java.lang.Thread
    	130 // When a thread is created, it is not yet active; it begins to run when method
    	131 // .start. is called. Invoking the .start. method causes this thread to begin 
    	132 // execution; by calling the .run. method.
    	133 // public class Thread implements Runnable {
    	134 //     ...
    	135 //     public void run();
    	136 //     public void start()
    	137 //        throws IllegalThreadStateException;
    	138 //     ...
    	139 // }
    
    	Bounded Buffer
    
    	Perhatikan berkas ''BoundedBufferServer.java'' pada halaman berikut:
    	a)	Berapakah ukuran penyangga (buffer) ? 
    	b)	Modifikasi program (sebutkan nomor barisnya) agar ukuran penyangga (buffer) menjadi 6.
    	c)	Tuliskan/ perkirakan  keluaran (output) 10 baris pertama, jika menjalankan program ini.
    	d)	Jelaskan fungsi dari ketiga semaphore (mutex, full, empty) pada program tersebut.
    	e)	 Tambahkan (sebutkan nomor barisnya) sebuah thread dari class Supervisor  yang berfungsi:
    	i.	pada awal dijalankan, melaporkan ukuran penyangga (buffer).
    	ii.	secara berkala (acak), melaporkan jumlah pesan (message) yang berada dalam penyangga (buffer).
    	f)	Semaphore mana yang paling relevan untuk modifikas butir .e. di atas?
    
    
    
    
    
    	001 // Authors: Greg Gagne, Peter Galvin, Avi Silberschatz
    	002 // Slightly Modified by: Rahmat M. Samik-Ibrahim
    	003 // Copyright (c) 2000 by Greg Gagne, Peter Galvin, Avi Silberschatz
    	004 // Applied Operating Systems Concepts - John Wiley and Sons, Inc. 
    	005 //
    	006 // Class "Date": 
    	007 //     Allocates a Date object and initializes it so that it represents 
    	008 //     the time at which it was allocated, 
    	009 //     (E.g.): "Wed Apr 09 11:12:34 JAVT 2003"
    	010 // Class "Object"/ method "notify":
    	011 //     Wakes up a single thread that is waiting on this object's monitor.
    	012 // Class "Thread"/ method "start":
    	013 //     Begins the thread execution and calls the run method of the thread.
    	014 // Class "Thread"/ method "run":
    	015 //     The Runnable object's run method is called.
    	016 
    	017 import java.util.*;
    	018 // main ***********************************************************
    	019 public class BoundedBufferServer
    	020 {
    	021     public static void main(String args[]) 
    	022     {
    	023         BoundedBuffer server         = new BoundedBuffer();
    	024         Producer      producerThread = new Producer(server);
    	025         Consumer      consumerThread = new Consumer(server);
    	026         producerThread.start();
    	027         consumerThread.start();               
    	028     }
    	029 }
    	030 
    	031 // Producer *******************************************************
    	032 class Producer extends Thread
    	033 {
    	034     public Producer(BoundedBuffer b)
    	035     {
    	036          buffer = b;
    	037     }
    	038 
    	039     public void run()
    	040     {
    	041         Date message;
    	042         while (true)
    	043 	     {
    	044             BoundedBuffer.napping();
    	045 
    	046             message = new Date();      
    	047             System.out.println("P: PRODUCE  " + message);
    	048             buffer.enter(message);
    	049         }
    	050     }
    	051     private  BoundedBuffer buffer;
    	052 }
    	053 
    	054 // Consumer *******************************************************
    	055 class Consumer extends Thread
    	056 {
    	057    public Consumer(BoundedBuffer b) 
    	058    {
    	059       buffer = b;
    	060    }
    	061    public void run()
    	062    {
    	063          Date message;
    	064          while (true)
    	065          {
    	066              BoundedBuffer.napping();
    	067              System.out.println("C: CONSUME  START");
    	068              message = (Date)buffer.remove();
    	069          }
    	070     }
    	071     private  BoundedBuffer buffer;
    	072 }
    	073 
    	074 // BoundedBuffer.java *********************************************
    	075 class BoundedBuffer  
    	076 {     
    	077    public BoundedBuffer()
    	078    {
    	079         count  = 0;
    	080         in     = 0;
    	081         out    = 0;
    	082         buffer = new Object[BUFFER_SIZE];
    	083         mutex  = new Semaphore(1);
    	084         empty  = new Semaphore(BUFFER_SIZE);
    	085         full   = new Semaphore(0);
    	086    }
    	087    public static void napping()
    	088    {
    	089         int sleepTime = (int) (NAP_TIME * Math.random() );
    	090         try { Thread.sleep(sleepTime*1000); }
    	091         catch(InterruptedException e) { }
    	092    }
    	093    public void enter(Object item)
    	094    {
    	095         empty.P();
    	096         mutex.P();
    	097         ++count;
    	098         buffer[in] = item;
    	099         in = (in + 1) % BUFFER_SIZE;
    	100         System.out.println("P: ENTER    " + item);
    	101         mutex.V();
    	102         full.V();
    	103    }
    	104    public Object remove()
    	105    {
    	106         Object item;
    	107         full.P();
    	108         mutex.P();
    	109         --count;
    	110         item = buffer[out];
    	111         out = (out + 1) % BUFFER_SIZE;
    	112         System.out.println("C: CONSUMED " + item);
    	113         mutex.V();
    	114         empty.V();
    	115         return item;
    	116     }
    	117     public  static final int NAP_TIME    = 5;
    	118     private static final int BUFFER_SIZE = 3;
    	119     private Semaphore        mutex;
    	120     private Semaphore        empty;
    	121     private Semaphore        full;
    	122     private int              count, in, out;
    	123     private Object[]         buffer;
    	124 }
    	125 
    	126 // Semaphore.java *************************************************
    	128 final class Semaphore
    	129 {
    	130     public Semaphore()
    	131     {
    	132         value = 0;
    	133     }
    	134     public Semaphore(int v)
    	135     {
    	136        value = v;
    	137     }
    	138     public synchronized void P()
    	139     {
    	140         while (value <= 0) 
    	141         {
    	142             try { wait(); }
    	143             catch (InterruptedException e) { }
    	144         }
    	145         value --;
    	146     }
    	147     public synchronized void V() 
    	148     {
    	149         ++value;
    	150         notify();
    	151     }
    	152     private int value;
    	153 }
    	
    	

  17. perhatikan berkas program java berikut ini:
    	001 /* Gabungan Berkas:
    	002  * FirstSemaphore.java, Runner,java, Semaphore.java, Worker.java.
    	003  * Copyright (c) 2000 oleh Greg Gagne, Peter Galvin, Avi Silberschatz.
    	004  * Applied Operating Systems Concepts - John Wiley and Sons, Inc.
    	005  * Slightly modified by Rahmat M. Samik-Ibrahim. 
    	006  *
    	007  * Informasi Singkat (RMS46):
    	008  * Threat.start()    --> memulai thread yang akan memanggil Threat.run().
    	009  * Threat.sleep(xxx) --> thread akan tidur selama xxx milidetik.
    	010  * try {...} catch (InterruptedException e) {} --> sarana terminasi program.
    	011  */
    	012 
    	013 public class FirstSemaphore
    	014 {
    	015     public static void main(String args[]) {
    	016         Semaphore  sem = new Semaphore(1);
    	017         Worker[]  bees = new Worker[NN];
    	018         for (int ii = 0; ii < NN; ii++)
    	019             bees[ii] = new Worker(sem, ii);
    	020         for (int ii = 0; ii < NN; ii++)
    	021             bees[ii].start();
    	022     }
    	023     private final static int NN=4;
    	024 }
    	025    
    	026 // Worker ===============================================================
    	027 class Worker extends Thread
    	028 {
    	029     public Worker(Semaphore sss, int nnn) {
    	030         sem     = sss;
    	031         wnumber = nnn;
    	032 	      wstring = WORKER + (new Integer(nnn)).toString();
    	033     }
    	034 
    	035     public void run() {
    	036         while (true) {
    	037             System.out.println(wstring + PESAN1);
    	038             sem.P();
    	039             System.out.println(wstring + PESAN2);
    	040             Runner.criticalSection();
    	041             System.out.println(wstring + PESAN3);
    	042             sem.V();
    	043             Runner.nonCriticalSection();
    	044        }
    	045     }
    	046     private Semaphore sem;
    	047     private String    wstring;
    	048     private int       wnumber;
    	049     private final static String PESAN1=" akan  masuk   ke  Critical Section.";
    	050     private final static String PESAN2=" berada  di  dalam Critical Section.";
    	051     private final static String PESAN3=" telah keluar dari Critical Section.";
    	052     private final static String WORKER="PEKERJA ";
    	053 }
    	054  
    	055 // Runner ===============================================================
    	056 class Runner
    	057 {
    	058     public static void criticalSection() {
    	059         try {
    	060             Thread.sleep( (int) (Math.random() * CS_TIME * 1000) );
    	061         } 
    	062         catch (InterruptedException e) { }
    	063     }
    	064 
    	065     public static void nonCriticalSection() {
    	066         try {
    	067             Thread.sleep( (int) (Math.random() * NON_CS_TIME * 1000) );
    	068         }
    	069         catch (InterruptedException e) { }
    	070     }
    	071     private final static int     CS_TIME = 2;
    	072     private final static int NON_CS_TIME = 2;
    	073 }
    	074 
    	075 // Semaphore ===============================================================
    	076 final class Semaphore
    	077 {
    	078     public Semaphore() {
    	079         value = 0;
    	080     }
    	081    
    	082     public Semaphore(int v) {
    	083         value = v;
    	084     }
    	085    
    	086     public synchronized void P() {
    	087         while (value <= 0) {
    	088             try {
    	089                 wait();
    	090             }
    	091             catch (InterruptedException e) { }
    	092         }
    	093         value --;
    	094     }
    	095    
    	096     public synchronized void V() {
    	097         ++value;
    	098         notify();
    	099     }
    	100    
    	101     private int value;
    	102 }
    	103 
    	104 // END ===============================================================
    	
    	

    1. Berapakah jumlah object dari ''Worker Class'' yang akan terbentuk?

    2. b)Sebutkan nama-nama object dari ''Worker Class'' tersebut!

    3. c)Tuliskan/ perkirakan keluaran (output) 10 baris pertama, jika menjalankan program ini!

    4. d)Apakah keluaran pada butir ''c'' di atas akan berubah, jika parameter CS_TIME diubah menjadi dua kali NON_CS_TIME? Terangkan!

    5. e)Apakah keluaran pada butir ''c'' di atas akan berubah, jika selain parameter CS_TIME diubah menjadi dua kali NON_CS_TIME, dilakukan modifikasi NN menjadi 10? Terangkan!


Rujukan

Berikut merupakan rangkuman dari semua rujukan yang digunakan di bab ini.

http://bebas.vlsm.org/v06/Kuliah/SistemOperasi/BUKU/ SistemOperasi

http://www-ist.massey.ac.nz/csnotes/355/lectures/monitors.pdf

http://vip.cs.utsa.edu/nsf/pubs/starving/starving.pdf

Bibliografi

[Silberschatz2000] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne, 2000, Applied Operating Systems: First Edition, Edisi Pertama, John Wiley & Sons.

[KennethRosen1999] Kenneth H. Rosen, 1999, Discrete Mathematics and Its Application, McGraw Hill.

[Stallings2001] William Stallings, 2001, Operating Systems, Prentice Hall.

[Tanenbaum1992] Andrew S. Tanenbaum, 1992, Modern Operating Systems, Prentice-Hall Inc..


Bab 5. Managemen Memori

Managemen Memori

Latar Belakang

Memori adalah pusat kegiatan pada sebuah komputer, karena setiap proses yang akan dijalankan, harus melalui memori terlebih dahulu. CPU mengambil instruksi dari memori sesuai yang ada pada Program Counter. Instruksi dapat berupa menempatkan/menyimpan dari/ke alamat di memori, penambahan, dan sebagainya. Tugas sistem operasi adalah mengatur peletakan banyak proses pada suatu memori. Memori harus dapat digunakan dengan baik, sehingga dapat memuat banyak proses dalam suatu waktu. Dalam managemen memori ini, kita akan membahas bagaimana urutan alamat memori yang dibuat oleh program yang berjalan.


Pemberian Alamat

Sebelum masuk ke memori, suatu proses harus menunggu. Hal ini disebut antrian masukan. Proses-proses ini akan berada dalam beberapa tahapan sebelum dieksekusi. Alamat-alamat yang dibutuhkan mungkin saja direpresentasikan dalam cara yang berbeda dalam tahapan-tahapan ini. Alamat dalam kode program masih berupa simbolik. Alamat ini akan diikat oleh kompilator ke alamat memori yang dapat diakses. Kemudian linkage editor dan loader, akan mengikat alamat fisiknya. Setiap pengikatan akan memetakan suatu ruang alamat ke lainnya.

Penjilidan alamat dapat terjadi pada 3 saat, yaitu:

  • Waktu Kompilasi: Jika diketahui pada waktu kompilasi, dimana proses ditempatkan di memori. Untuk kemudian kode absolutnya dapat dibuat. Jika kemudian alamat awalnya berubah, maka harus dikompilasi ulang.

  • Waktu pemanggilan: Jika tidak diketahui dimana poses ditempatkan di memori, maka kompilator harus membuat kode yang dapat dialokasikan. Dalam kasus pengikatan akan ditunda sampai waktu pemanggilan. Jika alamat awalnya berubah, kita hanya perlu menempatkan ulang kode, untuk menyesuaikan dengan perubahan.

  • Waktu eksekusi: Jika proses dapat dipindahkan dari suatu segmen memori ke lainnya selama dieksekusi. Pengikatan akan ditunda sampai run-time.


Ruang Alamat Logika dan Fisik

Alamat Logika adalah alamat yang dibentuk di CPU, disebut juga alamat virtual. Alamat fisik adalah alamat yang telihat oleh memori. Waktu kompilasi dan waktu pemanggilan menghasilkan daerah dimana alamat logika dan alamat fisik sama. Sedangkan pada waktu eksekusi menghasilkan alamat fisik dan logika yang berbeda. Kumpulan alamat logika yang dibuat oleh program adalah ruang alamat logika. Kumpulan alamat fisik yang berkorespondensi dengan alamat logika disebut ruang alamat fisik. Untuk mengubah dari alamat logika ke alamat fisik diperlukan suatu perangkat keras yang bernama Memory Management Unit (MMU).

Gambar 5-1. Memory Management Unit

ini merupakan skema dari MMU

Register utamanya disebut register relokasi. Nilai pada register relokasi bertambah setiap alamat dibuat oleh proses pengguna, pada waktu yang sama alamat ini dikirim ke memori. Program pengguna tidak dapat langsung mengakses memori. Ketika ada program yang menunjuk ke alamat memori, kemudian mengoperasikannya, dan menaruh lagi di memori, akan di lokasikan awal oleh MMU, karena program pengguna hanya berinterkasi dengan alamat logika. Pengubahan dari alamat logika ke alamat fisik adalah pusat dari managemen memori.


Pemanggilan Dinamis

Telah kita ketahui seluruh proses dan data berada memori fisik ketika dieksekusi. Ukuran dari memori fisik terbatas. Untuk mendapatkan utilisasi ruang memori yang baik, kita melakukan pemanggilan dinamis. Dengan pemanggilan dinamis, sebuah rutin tidak akan dipanggil sampai diperlukan. Semua rutin diletakkan di disk, dalam format yang dapat dialokasikan ulang. Program utama di tempatkan di memori dan dieksekusi. Jika sebuah rutin memanggil rutin lainnya, maka akan dicek dulu apakah rutin yang dipanggil ada di dalam memori atau tidak, jika tidak ada maka linkage loader dipanggil untuk menempatkan rutin yang diinginkan ke memori dan memperbaharui tabel alamat program untuk menyesuaikan perubahan. Kemudian kontrol diletakan pada rutin yang baru dipanggil.

Keuntungan dari pemanggilan dinamis adalah rutin yang tidak digunakan tidak pernah dipanggil. Metode ini berguna untuk kode dalam jumlah banyak, ketika muncul kasus-kasus yang tidak lazim, seperti rutin yang salah. Dalam kode yang besar, walaupun ukuran kode besar, tapi yang dipanggil dapat jauh lebih kecil.

Pemanggilan Dinamis tidak memerlukan bantuan sistem operasi. Ini adalah tanggung jawab para pengguna untuk merancang program yang mengambil keuntungan dari metode ini. Sistem operasi dapat membantu pembuat program dengan menyediakan kumpulan data rutin untuk mengimplementasi pemanggilan dinamis.


Penghubungan Dinamis dan Perpustakaan Bersama

Pada proses dengan banyak langkah, ditemukan juga penghubungan-penghubungan perpustakaan yang dinamis, dimana menghubungkan semua rutin yang ada di perpustakaan. Beberapa sistem operasi hanya mendukung penghubungan yang statis, dimana seluruh rutin yang ada dihubungkan ke dalam suatu ruang alamat. Setiap program memiliki salinan dari seluruh perpustakaan. Konsep penghubungan dinamis, serupa dengan konsep pemanggilan dinamis. Pemanggilan lebih banyak ditunda selama waktu eksekusi, dari pada lama penundaan oleh penghubungan dinamis. Keistimewaan ini biasanya digunakan dalam sistem kumpulan perpustakaan, seperti perpustakaan bahasa subrutin. Tanpa fasilitas ini, semua program dalam sebuah sistem, harus mempunyai salinan dari pustaka bahasa mereka (atau setidaknya referensi rutin oleh program) termasuk dalam tampilan yang dapat dieksekusi. Kebutuhan ini sangat boros baik untuk disk, maupun memori utama. Dengan pemanggilan dinamis, sebuah potongan dimasukkan ke dalam tampilan untuk setiap rujukan perpustakaan subrutin. Potongan ini adalah sebuah bagian kecil dari kode yang menunjukan bagaimana mealokasikan perpustakaan rutin di memori dengan tepat, atau bagaimana menempatkan pustaka jika rutin belum ada.

Ketika potongan ini dieksekusi, dia akan memeriksa dan melihat apakah rutin yang dibutuhkan sudah ada di memori. Jika rutin yang dibutuhkan tidak ada di memori, program akan menempatkannya ke memori. Jika rutin yang dibutuhkan ada di memori, maka potongan akan mengganti dirinya dengan alamat dari rutin, dan mengeksekusi rutin. Demikianlah, berikutnya ketika segmentasi kode dicapai, rutin pada perpustakaan dieksekusi secara langsung, dengan begini tidak ada biaya untuk penghubungan dinamis. Dalam skema ini semua proses yang menggunakan sebuah kumpulan bahasa, mengeksekusi hanya satu dari salinan kode perpustakaan.

Fasilitas ini dapat diperluas menjadi pembaharuan perpustakaan. Sebuah kumpulan data dapat ditempatkan lagi dengan versi yang lebih baru dan semua program yang merujuk ke perpustakaan akan secara otomatis menggunakan versi yang baru. Tanpa pemanggilan dinamis, semua program akan akan membutuhkan pemanggilan kembali, untuk dapat mengakses perpustakaan yang baru. Jadi semua program tidak secara sengaja mengeksekusi yang baru, perubahan versi perpustakaan, informasi versi dapat dimasukkan ke dalam memori, dan setiap program menggunakan informasi versi untuk memutuskan versi mana yang akan digunakan dari salinan perpustakaan. Sedikit perubahan akan tetap meggunakan nomor versi yang sama, sedangkan perubahan besar akan menambah satu versi sebelumnya. Karenanya program yang dikompilasi dengan versi yang baru akan dipengaruhi dengan perubahan yang terdapat di dalamnya. Program lain yang berhubungan sebelum pustaka baru diinstal, akan terus menggunakan pustaka lama. Sistem ini juga dikenal sebagai berbagi pustaka. Jadi seluruh pustaka yang ada dapat digunakan bersama-sama. Sistem seperti ini membutuhkan bantuan sistem operasi.


Overlays

Overlays berguna untuk memasukkan suatu proses yang membutuhkan memori lebih besar dari yang tersedia. Idenya untuk menjaga agar di dalam memori berisi hanya instruksi dan data yang dibutuhkan dalam satuan waktu. Rutinnya dimasukkan ke memori secara bergantian.

Gambar 5-2. Two-Pass Assembler

ini merupakan skema dari two-Pass Assembler

Sebagai contoh, sebuah two-pass assembler. Selama pass1 dibangun sebuah tabel simbol, kemudian selama pass2, akan membuat kode bahasa mesin. Kita dapat mempartisi sebuah assembler menjadi kode pass1, kode pass2, dan simbol tabel, dan rutine biasa digunakan untuk kedua pass1 dan pass2.

Untuk menempatkan semuanya sekaligus, kita akan membutuhkan 200K memori. Jika hanya 150K yang tersedia, kita tidak dapat menjalankan proses. Bagaimana pun perhatikan bahwa pass1 dan pass2 tidak harus berada di memori pada saat yang sama. Kita mendefinisikan dua overlays. Overlays A untuk pass1, tabel simbol dan rutin, overlays dua untuk simbol tabel, rutin, dan pass2.

Kita menambahkan sebuah driver overlays (10K) dan mulai dengan overlays A di memori. Ketika selesai pass1, pindah ke driver, dan membaca overlays B ke dalam memori, menimpa overlays A, dan mengirim kontrol ke pass2. Overlays A butuh hanya 120K, dan B membutuhkan 150K memori. Kita sekarang dapat menjalankan assembler dalam 150K memori. Pemanggilan akan lebih cepat, karena lebih sedikit data yang ditransfer sebelum eksekusi dimulai. Jalan program akan lebih lambat, karena ekstra I/O dari kode overlays B melalui overlays A.

Seperti dalam pemanggilan dinamis, overlays tidak membutuhkan bantuan dari sistem operasi. Implementasi dapat dilakukan secara lengkap oleh pengguna dengan berkas struktur yang sederhana, membaca dari berkas ke memori, dan pindah dari memori tersebut, dan mengeksekusi instruksi yang baru dibaca. Sistem operasi hanya memperhatikan jika ada lebih banyak I/O dari biasanya.

Di sisi lain pemrogram harus merancang program dengan struktur overlays yang layak. Tugas ini membutuhkan pengetahuan yang lengkap tentang struktur dari program, kode dan struktur data.

Pemakaian dari overlays, dibatasi oleh komputer mikro, dan sistem lain yang mempunyai batasan jumlah memori fisik, dan kurangnya dukungan perangkat keras, untuk teknik yang lebih maju. Teknik otomatis menjalankan program besar dalam dalam jumlah memori fisik yang terbatas, lebih diutamakan.


Penukaran dan Alokasi Memori

Penukaran

Sebuah proses harus berada di dalam memori untuk dapat dieksekusi. Sebuah proses, bagaimanapun juga, dapat ditukar sementara keluar memori ke sebuah penyimpanan sementara, dan kemudian dibawa masuk lagi ke memori untuk melanjutkan pengeksekusian. Sebagai contoh, asumsikan sebuah multiprogramming environment, dengan penjadualan algoritma penjadualan CPU round-robin. Ketika kuantum habis, pengatur memori akan mulai menukar proses yang telah selesai, dan memasukkan proses yang lain ke dalam memori yang sudah bebas. Sementara di saat yang bersamaan, penjadual CPU akan mengalokasikan waktu untuk proses lain di dalam memori. Ketika waktu kuantum setiap proses sudah habis, proses tersebut akan ditukar dengan proses lain. Idealnya, manajer memori dapat melakukan penukaran proses-proses tersebut dengan cukup cepat sehingga beberapa proses akan selalu berada di dalam memori dan siap untuk dieksekusi saat penjadual CPU hendak menjadual CPU. Lama kuantum pun harus cukup besar sehingga jumlah komputasi yang dilakukan selama terjadi pertukaran cukup masuk akal.

Variasi dari kebijakan swapping ini, digunakan untuk algoritma penjadualan berbasis prioritas. Jika proses dengan prioritas lebih tinggi tiba dan meminta layanan, manajer memori dapat menukar keluar proses-proses yang prioritasnya rendah, sehingga proses-proses yang prioritasnya lebih tinggi tersebut dapat dieksekusi. Setelah proses-proses yang memiliki prioritas lebih tinggi tersebut selesai dieksekusi, proses-proses dengan prioritas rendah dapat ditukar kembali ke dalam memori dan dilanjutkan eksekusinya. Cara ini disebut juga dengan metoda roll out, roll in.

Pada umumnya, proses yang telah ditukar keluar akan ditukar kembali menempati ruang memori yang sama dengan yang ditempatinya sebelum proses tersebut keluar dari memori. Pembatasan ini dinyatakan menurut metoda pemberian alamat. Apabila pemberian alamat dilakukan pada saat waktu pembuatan atau waktu pemanggilan, maka proses tersebut tidak dapat dipindahkan ke lokasi memori lain. Tetapi apabila pemberian alamat dilakukan pada saat waktu eksekusi, maka proses tersebut dapat ditukar kembali ke dalam ruang memori yang berbeda, karena alamat fisiknya dihitung pada saat pengeksekusian.

Penukaran membutuhkan sebuah penyimpanan sementara. Penyimpanan sementara pada umumnya adalah sebuah fast disk, dan harus cukup untuk menampung salinan dari seluruh gambaran memori untuk semua pengguna, dan harus mendukung akses langsung terhadap gambaran memori tersebut. Sistem mengatur ready queue yang berisikan semua proses yang gambaran memorinya berada di memori dan siap untuk dijalankan. Saat sebuah penjadual CPU ingin menjalankan sebuah proses, ia akan memeriksa apakah proses yang mengantri di ready queue tersebut sudah berada di dalam memori tersebut atau belum. Apabila belum, penjadual CPU akan melakukan penukaran keluar terhadap proses-proses yang berada di dalam memori sehingga tersedia tempat untuk memasukkan proses yang hendak dieksekusi tersebut. Setelah itu register dikembalikan seperti semula dan proses yang diinginkan akan dieksekusi.

Waktu pergantian isi dalam sebuah sistem yang melakukan penukaran pada umumnya cukup tinggi. Untuk mendapatkan gambaran mengenai waktu pergantian isi, akan diilustrasikan sebuah contoh. Misalkan ada sebuah proses sebesar 1 MB, dan media yang digunakan sebagai penyimpanan sementara adalah sebuah hard disk dengan kecepatan transfer 5 MBps. Waktu yang dibutuhkan untuk mentransfer proses 1 MB tersebut dari atau ke dalam memori adalah:

1000 KB/5000 KBps = 1/5 detik = 200 milidetik

Apabila diasumsikan head seek tidak dibutuhkan dan rata-rata waktu latensi adalah 8 milidetik, satu proses penukaran memakan waktu 208 milidetik. Karena kita harus melakukan proses penukaran sebanyak 2 kali, (memasukkan dan mengeluarkan dari memori), maka keseluruhan waktu yang dibutuhkan adalah 416 milidetik.

Untuk penggunaan CPU yang efisien, kita menginginkan waktu eksekusi kita relatif panjang apabila dibandingkan dengan waktu penukaran kita. Sehingga, misalnya dalam penjuadualan CPU menggunakan metoda round robin, kuantum yang kita tetapkan harus lebih besar dari 416 milidetik.

Bagian utama dari waktu penukaran adalah waktu transfer. Besar waktu transfer berhubungan langsung dengan jumlah memori yang di-tukar. Jika kita mempunyai sebuah komputer dengan memori utama 128 MB dan sistem operasi memakan tempat 5 MB, besar proses pengguna maksimal adalah 123 MB. Bagaimanapun juga, proses pengguna pada kenyataannya dapat berukuran jauh lebih kecil dari angka tersebut. Bahkan terkadang hanya berukuran 1 MB. Proses sebesar 1 MB dapat ditukar hanya dalam waktu 208 milidetik, jauh lebih cepat dibandingkan menukar proses sebesar 123 MB yang akan menghabiskan waktu 24.6 detik. Oleh karena itu, sangatlah berguna apabila kita mengetahui dengan baik berapa besar memori yang dipakai oleh proses pengguna, bukan sekedar dengan perkiraan saja. Setelah itu, kita dapat mengurangi besar waktu penukaran dengan cara hanya menukar proses-proses yang benar-benar membutuhkannya. Agar metoda ini bisa dijalankan dengan efektif, pengguna harus menjaga agar sistem selalu memiliki informasi mengenai perubahan kebutuhan memori. Oleh karena itu, proses yang membutuhkan memori dinamis harus melakukan pemanggilan sistem (permintaan memori dan pelepasan memori) untuk memberikan informasi kepada sistem operasi akan perubahan kebutuhan memori.

Penukaran dipengaruhi oleh banyak faktor. Jika kita hendak menukar suatu proses, kita harus yakin bahwa proses tersebut siap. Hal yang perlu diperhatikan adalah kemungkinan proses tersebut sedang menunggu I/O. Apabila I/O secara asinkron mengakses memori pengguna untuk I/O buffer, maka proses tersebut tidak dapat ditukar. Bayangkan apabila sebuah operasi I/O berada dalam antrian karena peralatan I/O-nya sedang sibuk. Kemudian kita hendak mengeluarkan proses P1 dan memasukkan proses P2. Operasi I/O mungkin akan berusaha untuk memakai memori yang sekarang seharusnya akan ditempati oleh P2. Cara untuk mengatasi masalah ini adalah:

  1. Hindari menukar proses yang sedang menunggu I/O.

  2. Lakukan eksekusi operasi I/O hanya di buffer sistem operasi.

Hal tersebut akan menjaga agar transfer antara buffer sistem operasi dan proses memori hanya terjadi saat si proses ditukar kedalam.

Pada masa sekarang ini, proses penukaran secara dasar hanya digunakan di sedikit sistem. Hal ini dikarenakan penukaran menghabiskan terlalu banyak waktu tukar dan memberikan waktu eksekusi yang terlalu kecil sebagai solusi dari managemen memori. Akan tetapi, banyak sistem yang menggunakan versi modifikasi dari metoda penukaran ini.

Salah satu sistem operasi yang menggunakan versi modifikasi dari metoda penukaran ini adalah UNIX. Penukaran berada dalam keadaan non-aktif, sampai apabila ada banyak proses yang berjalan yang menggunakan memori yang besar. Penukaran akan berhenti lagi apabila jumlah proses yang berjalan sudah berkurang.

Pada awal pengembangan komputer pribadi, tidak banyak perangkat keras (atau sistem operasi yang memanfaatkan perangkat keras) yang dapat mengimplementasikan memori managemen yang baik, melainkan digunakan untuk menjalankan banyak proses berukuran besar dengan menggunakan versi modifikasi dari metoda penukaran. Salah satu contoh yang baik adalah Microsoft Windows 3.1, yang mendukung eksekusi proses berkesinambungan. Apabila suatu proses baru hendak dijalankan dan tidak terdapat cukup memori, proses yang lama perlu dimasukkan ke dalam disk. Sistem operasi ini, bagaimanapun juga, tidak mendukung penukaran secara keseluruhan karena yang lebih berperan menentukan kapan proses penukaran akan dilakukan adalah pengguna dan bukan penjadual CPU. Proses-proses yang sudah dikeluarkan akan tetap berada di luar memori sampai pengguna memilih proses yang hendak dijalankan. Sistem-sistem operasi Microsoft selanjutnya, seperti misalnya Windows NT, memanfaatkan fitur Unit Managemen Memori.


Alokasi Memori Berkesinambungan

Memori utama harus dapat melayani baik sistem operasi maupun proses pengguna. Oleh karena itu kita harus mengalokasikan pembagian memori seefisien mungkin. Salah satunya adalah dengan cara alokasi memori berkesinambungan. Alokasi memori berkesinambungan berarti alamat memori diberikan kepada proses secara berurutan dari kecil ke besar. Keuntungan menggunakan alokasi memori berkesinambungan dibandingkan menggunakan alokasi memori tidak berkesinambungan adalah:

  1. Sederhana

  2. Cepat

  3. Mendukung proteksi memori

Sedangkan kerugian dari menggunakan alokasi memori berkesinambungan adalah apabila tidak semua proses dialokasikan di waktu yang sama, akan menjadi sangat tidak efektif sehingga mempercepat habisnya memori.

Alokasi memori berkesinambungan dapat dilakukan baik menggunakan sistem partisi banyak, maupun menggunakan sistem partisi tunggal. Sistem partisi tunggal berarti alamat memori yang akan dialokasikan untuk proses adalah alamat memori pertama setelah pengalokasian sebelumnya. Sedangkan sistem partisi banyak berarti sistem operasi menyimpan informasi tentang semua bagian memori yang tersedia untuk dapat diisi oleh proses-proses (disebut lubang). Sistem partisi banyak kemudian dibagi lagi menjadi sistem partisi banyak tetap, dan sistem partisi banyak dinamis. Hal yang membedakan keduanya adalah untuk sistem partisi banyak tetap, memori dipartisi menjadi blok-blok yang ukurannya tetap yang ditentukan dari awal. Sedangkan sistem partisi banyak dinamis artinya memori dipartisi menjadi bagian-bagian dengan jumlah dan besar yang tidak tentu. Untuk selanjutnya, kita akan memfokuskan pembahasan pada sistem partisi banyak.

Sistem operasi menyimpan sebuah tabel yang menunjukkan bagian mana dari memori yang memungkinkan untuk menyimpan proses, dan bagian mana yang sudah diisi. Pada intinya, seluruh memori dapat diisi oleh proses pengguna. Saat sebuah proses datang dan membutuhkan memori, CPU akan mencari lubang yang cukup besar untuk menampung proses tersebut. Setelah menemukannya, CPU akan mengalokasikan memori sebanyak yang dibutuhkan oleh proses tersebut, dan mempersiapkan sisanya untuk menampung proses-proses yang akan datang kemudian (seandainya ada).

Saat proses memasuki sistem, proses akan dimasukkan ke dalam antrian masukan. Sistem operasi akan menyimpan besar memori yang dibutuhkan oleh setiap proses dan jumlah memori kosong yang tersedia, untuk menentukan proses mana yang dapat diberikan alokasi memori. Setelah sebuah proses mendapat alokasi memori, proses tersebut akan dimasukkan ke dalam memori. Setelah proses tersebut dimatikan, proses tersebut akan melepas memori tempat dia berada, yang mana dapat diisi kembali oleh proses lain dari antrian masukan.

Sistem operasi setiap saat selalu memiliki catatan jumlah memori yang tersedia dan antrian masukan. Sistem operasi dapat mengatur antrian masukan berdasarkan algoritma penjadualan yang digunakan. Memori dialokasikan untuk proses sampai akhirnya kebutuhan memori dari proses selanjutnya tidak dapat dipenuhi (tidak ada lubang yang cukup besar untuk menampung proses tersebut). Sistem operasi kemudian dapat menunggu sampai ada blok memori cukup besar yang kosong, atau dapat mencari proses lain di antrian masukan yang kebutuhan memorinya memenuhi jumlah memori yang tersedia.

Pada umumnya, kumpulan lubang-lubang dalam berbagai ukuran tersebar di seluruh memori sepanjang waktu. Apabila ada proses yang datang, sistem operasi akan mencari lubang yang cukup besar untuk menampung memori tersebut. Apabila lubang yang tersedia terlalu besar, akan dipecah menjadi 2. Satu bagian akan dialokasikan untuk menerima proses tersebut, sementara bagian lainnya tidak digunakan dan siap menampung proses lain. Setelah proses selesai, proses tersebut akan melepas memori dan mengembalikannya sebagai lubang-lubang. Apabila ada dua lubang yang kecil yang berdekatan, keduanya akan bergabung untuk membentuk lubang yang lebih besar. Pada saat ini, sistem harus memeriksa apakah ada proses yang menunggu yang dapat dimasukkan ke dalam ruang memori yang baru terbentuk tersebut.

Hal ini disebut Permasalahan alokasi penyimpanan dinamis, yakni bagaimana memenuhi permintaan sebesar n dari kumpulan lubang-lubang yang tersedia. Ada berbagai solusi untuk mengatasi hal ini, yaitu:

  1. First fit: Mengalokasikan lubang pertama ditemukan yang besarnya mencukupi. Pencarian dimulai dari awal.

  2. Best fit: Mengalokasikan lubang dengan besar minimum yang mencukupi permintaan.

  3. Next fit: Mengalokasikan lubang pertama ditemukan yang besarnya mencukupi. Pencarian dimulai dari akhir pencarian sebelumnya.

  4. Worst fit: Mengalokasikan lubang terbesar yang ada.

Gambar 5-3. Permasalahan alokasi penyimpanan dinamis

Disadur dari berbagai sumber di internet

Memilih yang terbaik diantara keempat metoda diatas adalah sepenuhnya tergantung kepada pengguna, karena setiap metoda memiliki kelebihan dan kekurangan masing-masing. Menggunakan best fit dan worst fit berarti kita harus selalu memulai pencarian lubang dari awal, kecuali apabila lubang sudah disusun berdasarkan ukuran. Metode worst fit akan menghasilkan sisa lubang yang terbesar, sementara metoda best fit akan menghasilkan sisa lubang yang terkecil.


Alokasi Memori dan Fragmentasi

Fragmentasi adalah munculnya lubang-lubang yang tidak cukup besar untuk menampung permintaan dari proses. Fragmentasi dapat berupa fragmentasi internal maupun fragmentasi eksternal. Fragmentasi ekstern muncul apabila jumlah keseluruhan memori kosong yang tersedia memang mencukupi untuk menampung permintaan tempat dari proses, tetapi letaknya tidak berkesinambungan atau terpecah menjadi beberapa bagian kecil sehingga proses tidak dapat masuk. Sedangkan fragmentasi intern muncul apabila jumlah memori yang diberikan oleh penjadual CPU untuk ditempati proses lebih besar daripada yang diminta proses karena adanya selisih antara permintaan proses dengan alokasi lubang yang sudah ditetapkan.

Algoritma alokasi penyimpanan dinamis manapun yang digunakan, tetap tidak bisa menutup kemungkinan terjadinya fragmentasi. Bahkan hal ini bisa menjadi fatal. Salah satu kondisi terburuk adalah apabila kita memiliki memori terbuang setiap dua proses. Apabila semua memori terbuang itu digabungkan, bukan tidak mungkin akan cukup untuk menampung sebuah proses. Sebuah contoh statistik menunjukkan bahwa saat menggunakan metoda first fit, bahkan setelah dioptimisasi, dari N blok teralokasi, sebanyak 0.5N blok lain akan terbuang karena fragmentasi. Jumlah sebanyak itu berarti kurang lebih setengah dari memori tidak dapat digunakan. Hal ini disebut dengan aturan 50%.

Fragmentasi ekstern dapat diatasi dengan beberapa cara, diantaranya adalah:

  1. Pemadatan, yaitu mengatur kembali isi memori agar memori yang kosong diletakkan bersama di suatu bagian yang besar, sehingga proses dapat masuk ke ruang memori kosong tersebut.

  2. Penghalamanan.

  3. Segmentasi.

Fragmentasi intern hampir tidak dapat dihindarkan apabila kita menggunakan sistem partisi banyak berukuran tetap, mengingat besar hole yang disediakan selalu tetap.


Pemberian Halaman

Yang dimaksud dengan pemberian halaman adalah suatu metoda yang memungkinkan suatu alamat fisik memori yang tersedia dapat tidak berurutan. Pemberian halaman bisa menjadi solusi untuk pemecahan masalah luar. Untuk bisa mengimplementasikan solusi ini adalah melalui pengunaan dari skema pemberian halaman. Dengan pemberian halaman bisa mencegah masalah penting dari pengepasan besar ukuran memori yang bervariasi kedalam penyimpanan cadangan. Ketika beberapa pecahan kode dari data yang tersisa di memori utama perlu untuk ditukar keluar, harus ditemukan ruang untuk penyimpanan cadangan. Masalah pemecahan kode didiskusikan dengan kaitan bahwa pengaksesannya lebih lambat. Biasanya bagian yang menunjang untuk pemberian halaman telah ditangani oleh hardware. Bagaimanapun, desain yang ada baru-baru ini telah mengimplementasikan dengan menggabungkan hardware dan sistem operasi, terutama pada 64 bit microprocessor.


Metode Dasar

Jadi metoda dasar yang digunakan adalah dengan memecah memori fisik menjadi blok-blok berukuran tetap yang akan disebut sebagai frame. selanjutnya memori logis juga dipecah menjadi blok-blok dengan ukuran yang sama disebut sebagai halaman. Selanjutnya kita membuat suatu tabel halaman yang akan menterjemahkan memori logis kita kedalam memori fisik. Jika suatu proses ingin dieksekusi maka memori logis akan melihat dimanakah dia akan ditempatkan di memori fisik dengan melihat kedalam tabel halamannya.

Untuk jelasnya bisa dilihat pada Gambar 5-4. Kita lihat bahwa setiap alamat yang dihasilkan oleh CPU dibagi-bagi menjadi dua bagian yaitu sebuah nomor halaman (p) dan sebuah offset halaman (d). Nomor halaman ini akan digunakan sebagai indeks untuk tabel halaman. Tabel halaman mengandung basis alamat dari tiap-tiap halaman di memori fisik. Basis ini dikombinasikan dengan offset halaman untuk menentukan alamat memori fisik yang dikirim ke unit memori.

Gambar 5-4. Penerjemahan Halaman

Sumber: Silberschatz et. al.


Dukungan Perangkat Keras

Setiap sistem operasi mempunyai caranya tersendiri untuk menyimpan tabel halaman. Biasanya sistem operasi mengalokasikan sebuah tabel halaman untuk setiap proses. sebuah penunjuk ke tabel halaman disimpan dengan nilai register yang lain didalam blok pengontrol proses.

salah satu dukungan perangkat keras adalah dengan menggunakan apa yang dinamakan TLB (translation look aside-buffer). TLB adalah asosiatif, memori berkecepatan tinggi.

Setiap bagian di TLB terdiri dari kunci dan nilai. Ketika kita ingin mendapatkan alamat fisik memori maka alamat logikal dari CPU akan dibandingkan dengan nilai yang ada di TLB. jika nilainya ketemu maka dinamakan TLB hit dan jika nilainya tidak ketemu dinamakan TLB miss. Biasanya ukurannya kecil antara 64 sampai 1024.

Persentasi dari beberapa kali TLB hit adalah disebut hit ratio. 80% dari hit ratio adalah kita menemukan nomor halaman yang ingin kita cari didalam TLB sebesar 80%. Jika waktu akses ke TLB memakan waktu 20 nanodetik dan akses ke memori memakan waktu sebesar 100 nanodetik maka total waktu kita memetakan memori adalah 120 nanodetik jika TLB hit. dan jika TLB miss maka total waktunya adalah 220 nanodetik. Jadi untuk mendapatkan waktu akses memori yang efektif maka kita harus membagi-bagi tiap kasus berdasarkan kemungkinannya:

waktu akses yang efektif = 80% x 120 x 20% x 220 = 140 nanodetik


Proteksi

Proteksi memori dilingkungan halaman bisa dilakukan dengan cara memproteksi bit-bit yang berhubungan dengan setiap frame. Biasanya bit-bit ini disimpan didalam sebuah tabel halaman. satu bit bisa didefinisikan sebagai baca-tulis atau hanya baca saja. Setiap referensi ke memori menggunakan tabel halaman untuk menemukan nomor frame yang benar. pada saat alamat fisik sedang dihitung, bit proteksi bisa mengecek bahwa kita tidak bisa menulis ke mode tulis saja.


Keuntungan dan Kerugian Pemberian Halaman

  • Jika kita membuat ukuran dari masing-masing halaman menjadi lebih besar.

    Keuntungan:

    Akses memori akan relatif lebih cepat.

    Kerugian:

    Kemungkinan terjadinya fragmentasi intern sangat. besar

  • Jika kita membuat ukuran dari masing-masing halaman menjadi lebih kecil.

    Keuntungan:

    Kemungkinan terjadinya internal Framentasi akan menjadi lebih kecil.

    Kerugian:

    Akses memori akan relatif lebih lambat.


Struktur Tabel Halaman

Sebagian besar komputer modern memiliki perangkat keras istimewa yaitu unit managemen memori (MMU). Unit tersebut berada diantara CPU dan unit memori. Jika CPU ingin mengakses memori (misalnya untuk memanggil suatu instruksi atau memanggil dan menyimpan suatu data), maka CPU mengirimkan alamat memori yang bersangkutan ke MMU, yang akan menerjemahkannya ke alamat lain sebelum melanjutkannya ke unit memori. Alamat yang dihasilkan oleh CPU, setelah adanya pemberian indeks atau aritmatik ragam pengalamatan lainnya disebut alamat logis (virtual address). Sedangkan alamat yang didapatkan setelah diterjemahkan oleh CPU disebut alamat fisik (physical address).

Biasanya, penterjemahan dilakukan di granularitas dari suatu halaman. Setiap halaman mempunyai pangkat 2 bytes, diantara 1024 dan 8192 bytes. Jika alamat logis p dipetakan ke alamat fisik f (dimana p adalah kelipatan dari ukuran halaman), maka alamat p+o dipetakan ke alamat fisik f+o untuk setiap ofset o kurang dari ukuran halaman. Dengan kata lain, setiap halaman dipetakan ke contigous region di alamat fisik yang disebut frame.

MMU yang mengizinkan contigous region dari alamat logis dipetakan ke frame yang tersebar disekitar alamat fisik membuat sistem operasi lebih mudah pekerjaannya saat mengalokasikan memori. Lebih penting lagi, MMU juga mengizinkan halaman yang tidak sering digunakan bisa disimpan di disk. Cara kerjanya adalah sbb: Tabel yang digunakan oleh MMU mempunyai bit sahih untuk setiap halaman di bagian alamat logis. Jika bit tersebut di set, maka penterjemahan oleh alamat logis di halaman itu berjalan normal. Akan tetapi jika dihapus, adanya usaha dari CPU untuk mengakses suatu alamat di halaman tersebut menghasilkan suatu interupsi yang disebut page fault trap. Sistem operasi telah mempunyai interrupt handler untuk kesalahan halaman, juga bisa digunakan untuk mengatasi interupsi jenis yang lain. Handler inilah yang akan bekerja untuk mendapatkan halaman yang diminta ke memori.

Untuk lebih jelasnya, saat kesalahan halaman dihasilkan untuk halaman p1, interrupt handler melakukan hal-hal berikut ini:

  • Mencari dimana isi dari halaman p1 disimpan di disk. Sistem operasi menyimpan informasi ini di dalam tabel. Ada kemungkinan bahwa halaman tersebut tidak ada dimana-mana, misalnya pada kasus saat referensi memori adalah bug. Pada kasus tersebut , sistem operasi mengambil beberapa langkah kerja seperti mematikan prosesnya. Dan jika diasumsikan halamannya berada dalam disk:

  • Mencari halaman lain yaitu p2 yang dipetakan ke frame lain f dari alamat fisik yang tidak banyak dipergunakan.

  • Menyalin isi dari frame f keluar dari disk.

  • Menghapus bit sahih dari halaman p2 sehingga sebagian referensi dari halaman p2 akan menyebabkan kesalahan halaman.

  • Menyalin data halaman p1 dari disk ke frame f.

  • Update tabel MMU sehingga halaman p1 dipetakan ke frame f.

  • Kembali dari interupsi dan mengizinkan CPU mengulang instruksi yang menyebabkan interupsi tersebut.

Gambar 5-5. Struktur MMU

Sumber: Operating System karya Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Greg Gagne, 2000


Tabel Halaman

Pada dasarnya MMU terdiri dari tabel halaman yang merupakan sebuah rangkaian array dari masukan-masukan (entries) yang mempunyai indeks berupa nomor halaman (p). Setiap masukan terdiri dari flags (contohnya bit sahih dan nomor frame). Alamat fisik dibentuk dengan menggabungkan nomor frame dengan ofset, yaitu bit paling rendah dari alamat logis.

Setiap sistem operasi mempunyai metodenya sendiri untuk menyimpan tabel halaman. Sebagian besar mengalokasikan tabel halaman untuk setiap proses. Penunjuk ke tabel halaman disimpan dengan nilai register yang lain (seperti pencacah instruksi) di blok kontrol proses. Ketika pelaksana dispatcher mengatakan untuk memulai proses, maka harus disimpan kembali register-register pengguna dan mendefinisikan nilai tabel halaman perangkat keras yang benar dari tempat penyimpanan tabel halaman dari pengguna.

Gambar 5-6. Skema Tabel Halaman Dua tingkat

http://www.cs.wisc.edu/~solomon/cs537/paging.html


Pemberian Page Secara Multilevel

Idenya adalah dengan menambahkan tingkatan secara tidak langsung dan memiliki tabel halaman yang terdiri dari pointer-pointer ke tabel halaman.

  • Bayangkan suatu tabel halaman yang besar.

  • Panggil tabel halaman dua tingkat dan potong menjadi bagian-bagian untuk setiap ukuran dari halaman tersebut.

  • Sebagai catatan bahwa anda bisa mendapatkan banyak PTE-PTE dalam satu halaman maka anda akan mempunyai jauh lebih sedikit dari halaman tersebut daripada yang dimiliki oleh PTE.

  • Sekarang buatlah tabel halaman satu tingkat yang terdiri dari PTE-PTE yang memiliki pointer ke halaman tersebut.

  • Tabel halaman satu tingkat ini cukup kecil untuk disimpan di memori.

  • Jika kita telah memiliki tabel halaman dua tingkat maka pekerjaan akan jauh lebih mudah.

  • Jangan menyimpan semua reference PTE ke memori yang tidak terpakai dalam memori tabel halaman dua tingkat. Hal tersebut menggunakan permintaan halaman pada tabel halaman dua tingkat.

  • Untuk tabel halaman dua tingkat, alamat logis dibagi menjadi tiga bagian yaitu P#1, P#2, dan Ofset

  • P#1 menunjukkan indeks menuju tabel halaman satu tingkat.

  • Ikuti penunjuk pada PTE yang berkaitan untuk meraih frame yang terdiri dari tabel halaman dua tingkat yang relevan.

  • P#2 menunjukkan indeks menuju tabel halaman dua tingkat.

  • Ikuti pointer pada PTE yang berkaitan untuk meraih frame yang terdiri dari frame asli yang diminta.

  • Ofset menunjukkan ofset dari frame dimana terdapat lokasi adanya permintaan kata.

Banyak sistem komputer modern mendukung ruang alamat logis yang sangat luas (2 pangkat 32 sampai 2 pangkat 64). Pada lingkungan seperti itu tabel halamannya sendiri menjadi besar sekali. Untuk contoh, misalkan suatu sistem dengan ruang alamat logis 32-bit. Jika ukuran halaman di sistem seperti itu adalah 4K byte (2 pangkat 12), maka tabel halaman mungkin berisi sampai 1 juta masukan ((2^32)/(2^12)). Karena masing-masing masukan terdiri atas 4 byte, tiap-tiap proses mungkin perlu ruang alamat fisik sampai 4 megabyte hanya untuk tabel halamannya saja. Jelasnya, kita tidak akan mau mengalokasi tabel halaman secara berdekatan di dalam memori. Satu solusi sederhananya adalah dengan membagi tabel halaman menjadi potongan-potongan yang lebih kecil lagi. Ada beberapa cara yang berbeda untuk menyelesaikan ini.

Gambar 5-7. Tabel Halaman secara Multilevel

Sumber: allan.ultra.nyu.edu/~gottlieb/courses/1999-00-spring/ os/lecture-11.html


Tabel Halaman secara Inverted

Biasanya, setiap proses mempunyai tabel halaman yang diasosiasikan dengannya. Tabel halaman hanya punya satu masukan untuk setiap halaman proses tersebut sedang digunakan (atau satu slot untuk setiap alamat maya, tanpa meperhatikan validitas terakhir). Semenjak halaman referensi proses melalui alamat maya halaman, maka representasi tabel ini adalah alami. Sistem operasi harus menterjemahkan referensi ini ke alamat memori fisik. Semenjak tabel diurutkan berdasarkan alamat maya, sistem operasi dapat menghitung dimana pada tabel yang diasosiasikan dengan masukan alamat fisik, dan untuk menggunakan nilai tersebut secara langsung. Satu kekurangan dari skema ini adalah masing-masing halaman mungkin mengandung jutaan masukan. Tabel ini mungkin memakan memori fisik dalam jumlah yang besar, yang mana dibutukan untuk tetap menjaga bagaimana memori fisik lain sedang digunakan.

Gambar 5-8. Tabel Halaman secara Inverted

Sumber: Operating System karya Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Greg Gagne, 2000


Berbagi Halaman

Keuntungan lain dari pemberian halaman adalah kemungkinannya untuk berbagi kode yang sama. Pertimbangan ini terutama sekali penting pada lingkungan yang berbagi waktu. Pertimbangkan sebuah sistem yang mendukung 40 pengguna, yang masing-masing menjalankan aplikasi pengedit teks. Jika editor teks tadi terdiri atas 150K kode dan 50K ruang data, kita akan membutuhkan 8000K untuk mendukung 40 pengguna. Jika kodenya dimasukan ulang, bagaimana pun juga dapat dibagi-bagi, seperti pada gambar. Disini kita lihat bahwa tiga halaman editor (masing-masing berukuran 50K; halaman ukuran besar digunakan untuk menyederhanakan gambar) sedang dibagi-bagi diantara tiga proses. Masing-masing proses mempunyai halaman datanya sendiri.


Segmentasi

Segmentasi adalah skema managemen memori dengan cara membagi memori menjadi segmen-segmen. Dengan demikian, sebuah program dibagi menjadi segmen-segmen. Segmen adalah sebuah unit logis, yaitu unit yang terdiri dari beberapa bagian yang berjenis yang sama. Contoh: program utama, variabel lokal, procedure dan sebagainya. Berbeda dengan halaman, ukuran tiap segmen tidak harus sama dan memiliki 'ciri' tertentu. Ciri tertentu itu adalah nama segmen dan panjang segmen. Nama segmen dirujuk oleh nomor segmen sedangkan panjang segmen ditentukan oleh offset.


Arsitektur Segmentasi

Ukuran tiap segmen tidak harus sama. Saat sebuah program atau proses dimasukkan ke CPU, segmen yang berbeda dapat ditempatkan dimana saja di dalam memori utama (dapat menggunakan cara first-fit atau best-fit).

Alamat logis dari sebuah segmen adalah alamat dua dimensi, sedangkan alamat fisik memori adalah alamat satu dimensi. Oleh karena itu, agar implementasinya menjadi mudah (dari alamat logis ke alamat fisik) diperlukan Tabel Segmen yang yang terdiri dari base dan limit. Base menunjukkan alamat awal segmen (dari alamat fisik) dan limit menunjukkan panjang segmen.

Gambar 5-9. Arsitektur Segmentasi

alamat logisnya: s dan d, s adalah nomor segmen/index di dalam tabel segmen d adalah offset . Jika offset kurang dari nol dan tidak lebih besar dari besarnya limit maka base akan dijumlahkan dengan d (offset), yang dijumlahkan itu adalah alamat fisik dari segmen tersebut.


Saling Berbagi dan Proteksi

Segmen dapat terbagi jika terdapat elemen di tabel segmen yang berasal dari dua proses yang berbeda yang menunjuk pada alamat fisik yang sama. Saling berbagi ini muncul di level segmen dan pada saat ini terjadi semua informasi dapat turut terbagi. Proteksi dapat terjadi karena ada bit-proteksi yang berhubungan dengan setiap elemen dari segmen tabel. Bit-proteksi ini berguna untuk mencegah akses ilegal ke memori. Caranya: menempatkan sebuah array di dalam segmen itu sehingga perangkat keras managemen memori secara otomatis akan mengecek indeks array-nya legal atau tidak.


Masalah Dalam Segmentasi

  • Segmen dapat Membesar.

  • Muncul Fragmentasi Luar.

  • Bila Ada Proses yang Besar.


Segmentasi dengan Pemberian Halaman

Kelebihan Pemberian Halaman: tidak ada fragmentasi luar-alokasinya cepat.

Kelebihan Segmentasi: saling berbagi-proteksi.

Gambar 5-10. Segmentasi dengan Pemberian Halaman


Penggunaan Segmentasi

MULTICS

Gambar 5-11. Penggunaan Segmentasi dengan Pemberian Halaman pada MULTICS

INTEL

Gambar 5-12. Penggunaan Segmentasi dengan Pemberian Halaman pada INTEL 30386


Memori Virtual dan Demand Paging


Pengertian

Managemen memori pada intinya adalah menempatkan semua bagian proses yang akan dijalankan kedalam memori sebelum proses itu dijalankan. Untuk itu, semua bagian proses itu harus memiliki tempat sendiri di dalam memori fisik.

Tetapi tidak semua bagian dari proses itu akan dijalankan, misalnya:

  • Pernyataan atau pilihan yang hanya akan dieksekusi pada kondisi tertentu. Contohnya adalah: pesan-pesan error yang hanya muncul bila terjadi kesalahan saat program dijalankan.

  • Fungsi-fungsi yang jarang digunakan.

  • Pengalokasian memori yang lebih besar dari yang dibutuhkan. Contoh: array, list dan tabel.

Pada memori berkapasitas besar, hal-hal ini tidak akan menjadi masalah. Akan tetapi, pada memori yang sangat terbatas, hal ini akan menurunkan optimalisasi utilitas dari ruang memori fisik. Sebagai solusi dari masalah-masalah ini digunakanlah konsep memori virtual.

Memori virtual adalah suatu teknik yang memisahkan antara memori logis dan memori fisiknya. Teknik ini menyembunyikan aspek-aspek fisik memori dari pengguna dengan menjadikan memori sebagai lokasi alamat virtual berupa byte yang tidak terbatas dan menaruh beberapa bagian dari memori virtual yang berada di memori logis.

Berbeda dengan keterbatasan yang dimiliki oleh memori fisik, memori virtual dapat menampung program dalam skala besar, melebihi daya tampung dari memori fisik yang tersedia.

Prinsip dari memori virtual yang patut diingat adalah bahwa: "Kecepatan maksimum eksekusi proses di memori virtual dapat sama, tetapi tidak pernah melampaui kecepatan eksekusi proses yang sama di sistem tanpa menggunakan memori virtual."

Konsep memori virtual pertama kali dikemukakan Fotheringham pada tahun 1961 pada sistem komputer Atlas di Universitas Manchester, Inggris (Hariyanto, Bambang: 2001).

Gambar 5-13. Memori Virtual

Silberschatz, Galvin and Gagne @ 2002

Sebagaimana dikatakan di atas bahwa hanya sebagian dari program yang diletakkan di memori fisik. Hal ini memberikan keuntungan:

  • Berkurangnya proses I/O yang dibutuhkan (lalu lintas I/O menjadi rendah). Misalnya untuk program butuh membaca dari disk dan memasukkan dalam memory setiap kali diakses.

  • Ruang menjadi lebih leluasa karena berkurangnya memori fisik yang digunakan. Contoh, untuk program 10 MB tidak seluruh bagian dimasukkan dalam memori fisik. Pesan-pesan error hanya dimasukkan jika terjadi error.

  • Meningkatnya respon, karena menurunnya beban I/O dan memori.

  • Bertambahnya jumlah pengguna yang dapat dilayani. Ruang memori yang masih tersedia luas memungkinkan komputer untuk menerima lebih banyak permintaan dari pengguna.

Gagasan utama dari memori virtual adalah ukuran gabungan program, data dan stack melampaui jumlah memori fisik yang tersedia. Sistem operasi menyimpan bagian-bagian proses yang sedang digunakan di memori fisik (memori utama) dan sisanya diletakkan di disk. Begitu bagian yang berada di disk diperlukan, maka bagian di memori yang tidak diperlukan akan dikeluarkan dari memori fisik (swap-out) dan diganti (swap-in) oleh bagian disk yang diperlukan itu.

Memori virtual diimplementasikan dalam sistem multiprogramming. Misalnya: 10 program dengan ukuran 2 Mb dapat berjalan di memori berkapasitas 4 Mb. Tiap program dialokasikan 256 KByte dan bagian-bagian proses swap in) masuk ke dalam memori fisik begitu diperlukan dan akan keluar (swap out) jika sedang tidak diperlukan. Dengan demikian, sistem multiprogramming menjadi lebih efisien.

Memori virtual dapat dilakukan melalui dua cara:

  • Permintaan pemberian halaman (demand paging).

  • Permintaan segmentasi (demand segmentation). Contoh: IBM OS/2. Algoritma dari permintaan segmentasi lebih kompleks, karena itu jarang diimplementasikan.


Demand Paging

Demand paging atau permintaan pemberian halaman adalah salah satu implementasi dari memori virtual yang paling umum digunakan. (Demand paging) pada prinsipnya hampir sama dengan permintaan halaman (paging) hanya saja halaman (page) tidak akan dibawa ke ke dalam memori fisik sampai ia benar-benar diperlukan. Untuk itu diperlukan bantuan perangkat keras untuk mengetahui lokasi dari halaman saat ia diperlukan.

Karena demand paging merupakan implementasi dari memori virtual, maka keuntungannya sama dengan keuntungan memori virtual, yaitu:

  • Sedikit I/O yang dibutuhkan.

  • Sedikit memori yang dibutuhkan.

  • Respon yang lebih cepat.

  • Dapat melayani lebih banyak pengguna.

Ada tiga kemungkinan kasus yang dapat terjadi pada saat dilakukan pengecekan pada halaman yang dibutuhkan, yaitu: halaman ada dan sudah berada di memori. Statusnya valid ("1"). Halaman ada tetapi masih berada di disk belum diberada di memori (harus menunggu sampai dimasukkan). Statusnya tidak valid ("0"). Halaman tidak ada, baik di memori maupun di disk (invalid reference --> abort).

Saat terjadi kasus kedua dan ketiga, maka proses dinyatakan mengalami kesalahan halaman. Perangkat keras akan menjebaknya ke dalam sistem operasi.


Skema Bit Valid - Tidak Valid

Dengan meminjam konsep yang sudah pernah dijelaskan dalam bagian berjudul Segmentasi, maka dapat ditentukan halaman mana yang ada di dalam memori dan mana yang tidak ada di dalam memori.

Konsep itu adalah skema bit valid-tidak valid, di mana di sini pengertian valid berarti bahwa halaman legal dan berada dalam memori (kasus 1), sedangkan tidak valid berarti halaman tidak ada (kasus 3) atau halaman ada tapi tidak ditemui di memori (kasus 2).

Pengesetan bit:

  • Bit 1 --> halaman berada di memori

  • Bit 0 --> halaman tidak berada di memori.

(Dengan inisialisasi: semua bit di-set 0)

Apabila ternyata hasil dari translasi, bit halaman = 0, berarti kesalahan halaman terjadi.


Penanganan Kesalahan Halaman

Prosedur penanganan kesalahan halaman sebagaimana tertulis dalam buku Operating System Concept 5th Ed. halaman 294 adalah sebagai berikut:

  • Memeriksa tabel internal yang dilengkapi dengan PCB untuk menentukan valid atau tidaknya bit.

  • Apabila tidak valid, program akan di terminasi (interupsi oleh illegal address trap). Jika valid tapi proses belum dibawa ke halaman, maka kita halaman kan sekarang.

  • Memilih frame kosong (free-frame), misalnya dari free-frame list. Jika tidak ditemui ada frame yang kosong, maka dilakukan swap-out dari memori. Frame mana yang harus di-swap-out akan ditentukan oleh algoritma (lihat sub bab penggantian halaman).

  • Menjadualkan operasi disk untuk membaca halaman yang diinginkan ke frame yang baru dialokasikan.

  • Ketika pembacaan komplit, ubah bit validasi menjadi "1" yang berarti halaman sudah diidentifikasi ada di memori.

  • Mengulang instruksi yang tadi telah sempat diinterupsi. Jika tadi kesalahan halaman terjadi saat instruksi di-ambil, maka akan dilakukan pengambilan lagi. Jika terjadi saat operan sedang di-ambil, maka harus dilakukan pengambilan ulang, dekode, dan pengambilan operan lagi.


Apa yang terjadi pada saat kesalahan?

Kesalahan halaman menyebabkan urutan kejadian berikut:

  • Ditangkap oleh Sistem Operasi.

  • Menyimpan register pengguna dan proses.

  • Tetapkan bahwa interupsi merupakan kesalahan halaman.

  • Periksa bahwa referensi halaman adalah legal dan tentukan lokasi halaman pada disk.

  • Kembangkan pembacaan disk ke frame kosong.

  • Selama menunggu, alokasikan CPU ke pengguna lain dengan menggunakan penjadualan CPU.

  • Terjadi interupsi dari disk bahwa I/O selesai.

  • Simpan register dan status proses untuk pengguna yang lain.

  • Tentukan bahwa interupsi berasal dari disk.

  • Betulkan tabel halaman dan tabel yang lain bahwa halaman telah berada di memory.

  • Tunggu CPU untuk untuk dialokasikan ke proses tersebut

  • Kembalikan register pengguna, status proses, tabel halaman, dan meneruskan instruksi interupsi.

Pada berbagai kasus, ada tiga komponen yang kita hadapi pada saat melayani kesalahan halaman:

  • Melayani interupsi kesalahan halaman

  • Membaca halaman

  • Mengulang kembali proses


Kinerja Demand Paging

Menggunakan Effective Access Time (EAT), dengan rumus:

EAT = (1-p) x ma + p x waktu kesalahan halaman

  • p: kemungkinan terjadinya kesalahan halaman (0 < p < 1)

  • p = 0; tidak ada kesalahan halaman

  • p = 1; semuanya mengalami kesalahan halaman

  • ma: waktu pengaksesan memory (memory access time)

Untuk menghitung EAT, kita harus tahu berapa banyak waktu dalam pengerjaan kesalahan halaman.

Contoh penggunaan Effective Access Time

Diketahui: Waktu pengaksesan memory = ma = 100 nanodetik Waktu kesalahan halaman = 20 milidetik

Maka, EAT = (1-p) x 100 + p (20 milidetik) = 100 - 100p + 20.000.000p = 100 + 19.999.900p (milidetik)

Pada sistem demand paging, sebisa mungkin kita jaga agar tingkat kesalahan halamannya rendah. Karena bila Effective Access Time meningkat, maka proses akan berjalan lebih lambat.


Permasalahan Lain yang berhubungan dengan Demand Paging

Sebagaimana dilihat di atas, bahwa ternyata penanganan kesalahan halaman menimbulkan masalah-masalah baru pada proses restart instruction yang berhubungan dengan arsitektur komputer.

Masalah yang terjadi, antara lain mencakup:

  • Bagaimana mengulang instruksi yang memiliki beberapa lokasi yang berbeda?

  • Bagaimana pengalamatan dengan menggunakan ragam pengalamatan spesial, termasuk autoincrement dan autodecrement mode?

  • Bagaimana jika instruksi yang dieksekusi panjang (contoh: block move)?

Masalah pertama dapat diatasi dengan dua cara yang berbeda.

  • komputasi microcode dan berusaha untuk mengakses kedua ujung dari blok, agar tidak ada modifikasi halaman yang sempat terjadi.

  • memanfaatkan register sementara (temporary register) untuk menyimpan nilai yang sempat tertimpa/ termodifikasi oleh nilai lain.

Masalah kedua diatasi dengan menciptakan suatu status register spesial baru yang berfungsi menyimpan nomor register dan banyak perubahan yang terjadi sepanjang eksekusi instruksi. Sedangkan masalah ketiga diatasi dengan men-set bit FPD (first phase done) sehingga restart instruction tidak akan dimulai dari awal program, melainkan dari tempat program terakhir dieksekusi.


Persyaratan Perangkat Keras

Pemberian nomor halaman melibatkan dukungan perangkat keras, sehingga ada persyaratan perangkat keras yang harus dipenuhi. Perangkat-perangkat keras tersebut sama dengan yang digunakan untuk paging dan swapping, yaitu:

  • tabel halaman "bit valid-tidak valid"

    • Valid ("1") artinya halaman sudah berada di memori

    • Tidak valid ("0") artinya halaman masih berada di disk.

  • Memori sekunder, digunakan untuk menyimpan proses yang belum berada di memori.

Lebih lanjut, sebagai konsekuensi dari persyaratan ini, akan diperlukan pula perangkat lunak yang dapat mendukung terciptanya pemberian nomor halaman.


Aspek Permintaan Halaman: Pembuatan Proses

Sistem permintaan halaman dan memori virtual memberikan banyak keuntungan selama pembuatan proses berlangsung. Pada sub-bab ini, akan dibahas mengenai dua teknik yang disediakan oleh memori virtual untuk meningkatkan kinerja pembuatan dan pengeksekusian suatu proses.


Copy-On-Write

Dengan memanggil sistem pemanggilan fork(), sistem operasi akan membuat proses anak sebagai salinan dari proses induk. Sistem pemanggilan fork() bekerja dengan membuat salinan alamat proses induk untuk proses anak, lalu membuat salinan halaman milik proses induk tersebut.Tapi, karena setelah pembuatan proses anak selesai, proses anak langsung memanggil sistem pemanggilan exec() yang menyalin alamat proses induk yang kemungkinan tidak dibutuhkan.

Oleh karena itu, lebih baik kita menggunakan teknik lain dalam pembuatan proses yang disebut sistem copy-on-write. Teknik ini bekerja dengan memperbolehkan proses anak untuk menginisialisasi penggunaan halaman yang sama secara bersamaan. halaman yang digunakan bersamaan itu, disebut dengan "halaman copy-on-write", yang berarti jika salah satu dari proses anak atau proses induk melakukan penulisan pada halaman tersebut, maka akan dibuat juga sebuah salinan dari halaman itu.

Sebagai contoh, sebuah proses anak hendak memodifikasi sebuah halaman yang berisi sebagian dari stack. Sistem operasi akan mengenali hal ini sebagai copy-on-write, lalu akan membuat salinan dari halaman ini dan memetakannya ke alamat memori dari proses anak, sehingga proses anak akan memodifikasi halaman salinan tersebut, dan bukan halaman milik proses induk. Dengan tekik copy-on-write ini, halaman yang akan disalin adalah halaman yang dimodifikasi oleh proses anak atau proses induk. Halaman-halaman yang tidak dimodifikasi akan bisa dibagi untuk proses anak dan proses induk.

Saat suatu halaman akan disalin menggunakan teknik copy-on-write, digunakan teknik zero-fill-on-demand untuk mengalokasikan halaman kosong sebagai tempat meletakkan hasil duplikat. Halaman kosong tersebut dialokasikan saat stack atau heap suatu proses akan diperbesar atau untuk mengatur halaman copy-on-write. Halaman Zero-fill-on-demand akan dibuat kosong sebelum dialokasikan, yaitu dengan menghapus isi awal dari halaman. Karena itu, dengan copy-on-write, halaman yang sedang disalin akan disalin ke sebuah halaman zero-fill-on.

Teknik copy-on-write digunakan oleh beberapa sistem operasi seperti Windows 2000, Linux, dan Solaris2.


Memory-Mapped Files

Kita dapat menganggap berkas I/O sebagai akses memori rutin pada teknik memori virtual. Cara ini disebut dengan "pemetaan memori" sebuah berkas yang mengizinkan sebuah bagian dari alamat virtual dihubungkan dengan sebuah berkas. Dengan teknik pemetaan memori sebuah blok disk dapat dipetakan ke ke sebuah halaman pada memori.

Proses membaca dan menulis sebuah berkas ditangani oleh akses memori rutin agar memudahkan mengakses dan menggunakan sebuah berkas yaitu dengan mengizinkan manipulasi berkas melalui memori dibandingkan memanggil dengan sistem pemanggilan read() dan write().

Beberapa sistem operasi menyediakan pemetaan memori hanya melalui sistem pemanggilan yang khusus dan menjaga semua berkas I/O yang lain dengan menggunakan sistem pemanggilan yang biasa.

Proses diperbolehkan untuk memetakan berkas yang sama ke dalam memori virtual dari masing-masing berkas, agar data dapat digunakan secara bersamaan. Memori virtual memetakan tiap proses ke dalam halaman yang sama pada memori virtual, yaitu halaman yang menyimpan salinan dari blok disk.

Dengan sistem pemetaan memori, sistem pemangggilan dapat juga mendukung fungsi copy-on-write, yang mengizinkan proses untuk menggunakan sebuah berkas secara bersamaan pada keadaan read only, tapi tetap memiliki salinan dari data yang diubah.

Berikut ini merupakan bagan dari proses memory-mapped files.

Gambar 5-14. Bagan proses memory-mapped files

Gambar ini diambil dari buku Applied Operating System, Silberchatz, Galvin, Gagne, edisi VI tahun 2002.


Konsep Dasar Pemindahan Halaman

Masalah kesalahan halaman pasti akan dialami oleh setiap halaman minimal satu kali. Akan tetapi, sebenarnya sebuah proses yang memiliki N buah halaman hanya akan menggunakan N/2 diantaranya. Kemudian permintaan halaman akan menyimpan I/O yang dibutuhkan untuk mengisi N/2 halaman sisanya. Dengan demikian utilisasi CPU dan throughput dapat ditingkatkan.

Gambar 5-15. Kondisi yang memerlukan Pemindahan Halaman

Gambar di atas diambil dari buku Applied Operating System, Silberchatz, Galvin, Gagne, edisi VI tahun 2002.

Upaya yang dilakukan oleh permintaan halaman dalam mengatasi kesalahan halaman didasari oleh pemindahan halaman. Sebuah konsep yang akan kita bahas lebih lanjut dalam subbab ini.

Pendekatan untuk pemindahan halaman: "Jika tidak ada frame yang kosong, cari frame yang tidak sedang digunakan atau yang tidak akan digunakan dalam jangka waktu yang lama, lalu kosongkan dengan memindahkan isinya ke dalam ruang pertukaran dan ubah semua tabelnya sebagai indikasi bahwa halaman tersebut tidak akan lama berada di dalam memori."

Dalam pemindahan halaman, frame kosong seperti tersebut di atas, akan digunakan sebagai tempat penyimpanan dari halaman yang salah.

Gambar 5-16. Pemindahan halaman

Gambar di atas diambil dari buku Applied Operating System, Silberchatz, Galvin, Gagne, edisi VI tahun 2002.

Rutinitas yang dilakukan dalam pemindahan halaman antara lain:

  • Mencari lokasi dari halaman yang diinginkan pada disk.

  • Mencari frame yang kosong:

    • Jika ada, maka gunakan frame tersebut.

    • Jika tidak ada, maka tentukan frame yang tidak sedang dipakai atau yang tidak akan digunakan dalam jangka waktu lama, lalu kosongkan frame tersebut. Gunakan algoritma pemindahan halaman untuk menentukan frame yang akan dikosongkan.

      Usahakan agar tidak menggunakan frame yang akan digunakan dalam waktu dekat. Jika terpaksa, maka sebaiknya segera masukkan kembali frame tersebut agar tidak terjadi overhead.

    • Tulis halaman yang dipilih ke disk, ubah tabel halaman dan tabel frame.

  • Membaca halaman yang diinginkan ke dalam frame kosong yang baru.

  • Mengulangi proses pengguna dari awal.

Rutinitas di atas belum tentu berhasil. Jika kita tidak dapat menemukan frame yang kosong atau akan dikosongkan, maka sebagai jalan keluarnya kita dapat melakukan pentransferan dua halaman (satu masuk, satu keluar). Cara ini akan menambah waktu pelayanan kesalahan halaman dan waktu akses efektif. Olehkarena itu, perlu digunakan bit tambahan untuk masing-masing halaman dan frame yang diasosiasikan dalam perangkat keras.

Sebagai dasar dari permintaan halaman, pemindahan halaman merupakan "jembatan pemisah" antara memori logis dan memori fisik. Mekanisme yang dimilikinya memungkinkan memori virtual berukuran sangat besar dapat disediakan untuk pemrogram dalam bentuk memori fisik yang berukuran lebih kecil.

Dalam permintaan halaman, jika kita memiliki banyak proses dalam memori, kita harus menentukan jumlah frame yang akan dialokasikan ke masing-masing proses. Ketika pemindahan halaman diperlukan, kita harus memilih frame yang akan dipindahkan(dikosongkan). Masalah ini dapat diselesaikan dengan menggunakan algoritma pemindahan halaman.

Ada beberapa macam algoritma pemindahan halaman yang dapat digunakan. Algoritma yang terbaik adalah yang memiliki tingkat kesalahan halaman terendah. Selama jumlah frame meningkat, jumlah kesalahan halaman akan menurun. Peningkatan jumlah frame dapat terjadi jika memori fisik diperbesar.

Evaluasi algoritma pemindahan halaman dapat dilakukan dengan menjalankan sejumlah string acuan di memori dan menghitung jumlah kesalahan halaman yang terjadi. Sebagai contoh, suatu proses memiliki urutan alamat: 0100, 0432, 0101, 0612, 0102, 0103, 0104, 0101, 0611, 0102, 0103, 0104, 0101, 0610, 0102, 0103, 0104, 0101, 0609, 0102, 0105; per 100 bytes-nya dapat kita turunkan menjadi string acuan: 1, 4, 1, 6, 1, 6, 1, 6, 1, 6, 1.


Algoritma Pemindahan Halaman

Pemindahan halaman diimplementasikan dalam algoritma yang bertujuan untuk menghasilkan tingkat kesalahan halaman terendah. Ada beberapa algoritma pemindahan halaman yang berbeda. Pemilihan halaman yang akan diganti dalam penggunaan algoritma-algoritma tersebut bisa dilakukan dengan berbagai cara, seperti dengan memilih secara acak, memilih dengan berdasarkan pada penggunaan, umur halaman, dan lain sebagainya. Pemilihan algoritma yang kurang tepat dapat menyebabkan peningkatan tingkat kesalahan halaman sehingga proses akan berjalan lebih lambat.


Algoritma First In First Out (FIFO)

Prinsip yang digunakan dalam algoritma FIFO yaitu halaman yang diganti adalah halaman yang paling lama berada di memori. Algoritma ini adalah algoritma pemindahan halaman yang paling mudah diimplementasikan, akan tetapi paling jarang digunakan dalam bentuk aslinya, biasanya dikombinasikan dengan algoritma lain.

Pengimplementasian algoritma FIFO dilakukan dengan menggunakan antrian untuk menandakan halaman yang sedang berada di dalam memori. Setiap halaman baru yang diakses diletakkan di bagian belakang (ekor) dari antrian. Apabila antrian telah penuh dan ada halaman yang baru diakses maka halaman yang berada di bagian depan (kepala) dari antrian akan diganti.

Kelemahan dari algoritma FIFO adalah kinerjanya yang tidak selalu baik. Hal ini disebabkan karena ada kemungkinan halaman yang baru saja keluar dari memori ternyata dibutuhkan kembali. Di samping itu dalam beberapa kasus, tingkat kesalahan halaman justru bertambah seiring dengan meningkatnya jumlah frame, yang dikenal dengan nama anomali Belady.

Gambar 5-17. Contoh Algoritma FIFO

Gambar di atas terinspirasi dari buku Applied Operating System, Silberchatz, Galvin, Gagne, edisi VI tahun 2002.


Algoritma Optimal

Algoritma optimal pada prinsipnya akan mengganti halaman yang tidak akan digunakan untuk jangka waktu yang paling lama. Kelebihannya antara lain dapat menghindari terjadinya anomali Belady dan juga memiliki tingkat kesalahan halaman yang terendah diantara algoritma-algoritma pemindahan halaman yang lain.

Meskipun tampaknya mudah untuk dijelaskan, tetapi algoritma ini sulit atau hampir tidak mungkin untuk diimplementasikan karena sistem operasi harus dapat mengetahui halaman-halaman mana saja yang akan diakses berikutnya, padahal sistem operasi tidak dapat mengetahui halaman yang muncul di waktu yang akan datang.

Gambar 5-18. Contoh Algoritma Optimal

Gambar di atas terinspirasi dari buku Applied Operating System, Silberchatz, Galvin, Gagne, edisi VI tahun 2002.


Algoritma Least Recently Used (LRU)

Algoritma LRU akan mengganti halaman yang telah tidak digunakan dalam jangka waktu terlama. Pertimbangannya yaitu berdasarkan observasi bahwa halaman yang telah sering diakses kemungkinan besar akan diakses kembali. Kelebihan dari algoritma LRU sama halnya seperti pada algoritma optimal, yaitu tidak akan mengalami anomali Belady.

Pengimplementasiannya dapat dilakukan dengan dua cara, yaitu dengan menggunakan:

  • Pencacah

    Cara ini dilakukan dengan menggunakan clock. Setiap halaman memiliki nilai yang pada awalnya diinisialisasi dengan 0. Ketika mengakses ke suatu halaman baru, nilai pada clock di halaman tersebut akan ditambah 1. Halaman yang diganti adalah halaman yang memiliki nilai terkecil.

  • Stack

    Penggunaan implementasi ini dilakukan dengan menggunakan stack yang menandakan halaman-halaman yang berada di memori. Setiap kali suatu halaman diakses, akan diletakkan di bagian paling atas stack. Apabila ada halaman yang perlu diganti, maka halaman yang berada di bagian paling bawah stack akan diganti,sehingga setiap kali halaman baru diakses tidak perlu mencari kembali halaman yang akan diganti. Akan tetapi cara ini lebih mahal implementasinya dibandingkan dengan menggunakan pencacah.

Gambar 5-19. Contoh Algoritma LRU

Gambar di atas terinspirasi dari buku Applied Operating System, Silberchatz, Galvin, Gagne, edisi VI tahun 2002.


Algoritma Perkiraan LRU

Pada dasarnya algoritma perkiraan LRU memiliki prinsip yang sama dengan algoritma LRU, yaitu halaman yang diganti adalah halaman yang tidak digunakan dalam jangka waktu terlama, hanya saja dilakukan modifikasi pada algoritma ini untuk mendapatkan hasil yang lebih baik. Perbedaannya dengan algoritma LRU terletak pada penggunaan bit acuan. Setiap halaman yang berbeda memiliki bit acuan. Pada awalnya bit acuan diinisialisasikan oleh perangkat keras dengan nilai 0. Nilainya akan berubah menjadi 1 bila dilakukan akses ke halaman tersebut.

Ada beberapa cara untuk mengimplementasikan algoritma ini, yaitu:

  • Algoritma NFU (Not Frequently Used)

    Setiap halaman akan memiliki bit acuan yang terdiri dari 8 bit byte sebagai penanda. Pada awalnya semua bit nilainya 0, contohnya: 00000000. Setiap selang beberapa waktu, pencatat waktu melakukan interupsi kepada sistem operasi, kemudian sistem operasi menggeser 1 bit ke kanan dengan bit yang paling kiri adalah nilai dari bit acuan, yaitu bila halaman tersebut diakses nilainya 1 dan bila tidak diakses nilainya 0. Jadi halaman yang selalu digunakan pada setiap periode akan memiliki nilai 11111111. Halaman yang diganti adalah halaman yang memiliki nilai terkecil.

  • Algoritma Second-Chance

    Pengimplementasian algoritma ini dilakukan dengan menyimpan halaman pada sebuah linked-list dan halaman-halaman tersebut diurutkan berdasarkan waktu ketika halaman tersebut tiba di memori yang berarti menggunakan juga prinsip algoritma FIFO disamping menggunakan algoritma LRU. Apabila nilai bit acuan-nya 0, halaman dapat diganti. Dan apabila nilai bit acuan-nya 1, halaman tidak diganti tetapi bit acuan diubah menjadi 0 dan dilakukan pencarian kembali.

  • Algoritma Clock

    Meskipun algoritma second-chance sudah cukup baik, namun pada kenyataannya penggunaan algortima tersebut tidak efisien. Algoritma clock adalah penyempurnaan dari algoritma tersebut. Pada prinsipnya kedua algoritma tersebut sama, hanya terletak perbedaan pada pengimplementasiannya saja. Algortima ini menggunakan antrian melingkar yang berbentuk seperti jam dengan sebuah penunjuk yang akan berjalan melingkar mencari halaman untuk diganti.

  • Algoritma NRU (Not Recently Used)

    Algoritma NRU mudah untuk dimengerti, efisien, dan memiliki kinerja yang cukup baik. Algoritma ini mempertimbangkan dua hal sekaligus, yaitu bit acuan dan bit modifikasi. Ketika terjadi kesalahan halaman, sistem operasi memeriksa semua halaman dan membagi halaman-halaman tersebut ke dalam empat kelas:

    • Kelas 1: Tidak digunakan dan tidak dimodifikasi, bit terbaik untuk dipindahkan.

    • Kelas 2: Tidak digunakan tapi dimodifikasi, tidak terlalu baik untuk dipindahkan karena halaman ini perlu ditulis sebelum dipindahkan.

    • Kelas 3: Digunakan tapi tidak dimodifikasi, ada kemungkinan halaman ini akan segera digunakan lagi.

    • Kelas 4: Digunakan dan dimodifikasi, halaman ini mungkin akan segera digunakan lagi dan halaman ini perlu ditulis ke disk sebelum dipindahkan.


Algoritma Counting

Dilakukan dengan menyimpan pencacah dari nomor acuan yang sudah dibuat untuk masing-masing halaman. Penggunaan algoritma ini memiliki kekurangan yaitu lebih mahal. Algoritma Counting dapat dikembangkan menjadi dua skema dibawah ini:

  • Algoritma Least Frequently Used (LFU)

    Halaman yang diganti adalah halaman yang paling sedikit dipakai (nilai pencacah terkecil) dengan alasan bahwa halaman yang digunakan secara aktif akan memiliki nilai acuan yang besar.

  • Algoritma Most Frequently Used (MFU)

    Halaman yang diganti adalah halaman yang paling sering dipakai (nilai pencacah terbesar) dengan alasan bahwa halaman dengan nilai terkecil mungkin baru saja dimasukkan dan baru digunakan


Algoritma Page Buffering

Sistem menyimpan pool dari frame yang kosong. Prosedur ini memungkinkan suatu proses mengulang dari awal secepat mungkin, tanpa perlu menunggu halaman yang akan dipindahkan untuk ditulis ke disk karena frame-nya telah ditambahkan ke dalam pool frame kosong. Teknik seperti ini digunakan dalam sistem VAX/VMS.


Strategi Alokasi Frame

Alokasi Frame

Hal yang mendasari strategi alokasi frame yang menyangkut memori virtual adalah bagaimana membagi memori yang bebas untuk beberapa proses yang sedang dikerjakan.

Dapat kita ambil satu contoh yang mudah pada sistem satu pemakai. Misalnya sebuah sistem mempunyai seratus frame bebas untuk proses user. Untuk permintaan halaman murni, keseratus frame tersebut akan ditaruh pada daftar frame bebas. Ketika sebuah user mulai dijalankan, akan terjadi sederetan kesalahan halaman. Sebanyak seratus kesalahan halaman pertama akan mendapatkan frame dari daftar frame bebas. Saat frame bebas sudah habis, sebuah algoritma pergantian halaman akan digunakan untuk memilih salah satu dari seratus halaman di memori yang diganti dengan yang ke seratus satu, dan seterusnya. Ketika proses selesai atau diterminasi, seratus frame tersebut akan disimpan lagi pada daftar frame bebas.

Ada beberapa variasi untuk strategi sederhana ini antara lain kita bisa meminta sistem operasi untuk mengalokasikan seluruh buffer dan ruang tabelnya dari daftar frame bebas. Saat ruang ini tidak digunakan oleh sistem operasi, ruang ini bisa digunakan untuk mendukung permintaan halaman dari user. Kita juga dapat menyimpan tiga frame bebas dari daftar frame bebas, sehingga ketika terjadi kesalahan halaman, ada frame bebas yang dapat digunakan untuk permintaan halaman. Saat penggantian halaman terjadi, penggantinya dapat dipilih, kemudian ditulis ke disk, sementara proses user tetap berjalan.

Pada dasarnya yaitu proses pengguna diberikan frame bebas yang mana saja. Masalah yang muncul ketika penggantian halaman dikombinasikan dengan multiprogramming. Hal ini terjadi karena multiprogramming menaruh dua (atau lebih) proses di memori pada waktu yang bersamaan.

Jumlah Frame Minimum

Ada suatu batasan dalam mengalokasikan frame, kita tidak dapat mengalokasikan frame lebih dari jumlah frame yang ada. Hal yang utama adalah berapa minimum frame yang harus dialokasikan agar jika sebuah instruksi dijalankan, semua informasinya ada dalam memori. Jika terjadi kesalahan halaman sebelum eksekusi selesai, instruksi tersebut harus diulang. Sehingga kita harus mempunyai jumlah frame yang cukup untuk menampung semua halaman yang dibutuhkan oleh sebuah instruksi.

Jumlah frame mimimum yang bisa dialokasikan ditentukan oleh arsitektur komputer. Sebagai contoh, instruksi move pada PDP-11 adalah lebih dari satu kata untuk beberapa modus pengalamatan, sehingga instruksi tersebut bisa membutuhkan dua halaman. Sebagai tambahan, tiap operannya mungkin merujuk tidak langsung, sehingga total ada enam frame. Kasus terburuk untuk IBM 370 adalah instruksi MVC. Karena instruksi tersebut adalah instruksi perpindahan dari penyimpanan ke penyimpanan, instruksi ini butuh 6 bit dan dapat memakai dua halaman. Satu blok karakter yang akan dipindahkan dan daerah tujuan perpindahan juga dapat memakai dua halaman, sehingga situasi ini membutuhkan enam frame.

Algoritma Alokasi

Algoritma pertama yaitu equal allocation. Algoritma ini memberikan bagian yang sama, sebanyak m/n frame untuk tiap proses. Sebagai contoh ada 100 frame tersisa dan 5 proses, maka tiap proses akan mendapatkan 20 frame. Frame yang tersisa, sebanyak 3 buah dapat digunakan sebagai frame bebas cadangan.

Sebuah alternatif yaitu pengertian bahwa berbagai proses akan membutuhkan jumlah memori yang berbeda. Jika ada sebuah proses sebesar 10K dan sebuah proses basis data 127K dan hanya kedua proses ini yang berjalan pada sistem, maka ketika ada 62 frame bebas, tidak masuk akal jika kita memberikan masing-masing proses 31 frame. Proses pertama hanya butuh 10 frame, 21 frame lain akan terbuang percuma. Untuk menyelesaikan masalah ini, kita menggunakan algoritma kedua yaitu proportional allocation. Kita mengalokasikan memori yang tersedia kepada setiap proses tergantung pada ukurannya.

Ukuran memori virtual untuk proses pi = si, dan S = si.

Lalu, jika jumlah total dari frame yang tersedia adalah m, kita mengalokasikan proses ai ke proses pi, dimana ai mendekati:

ai = si / S x m

Dalam kedua strategi ini, tentu saja, alokasi untuk setiap proses bisa bervariasi berdasarkan multiprogramming level-nya. Jika multiprogramming level-nya meningkat, setiap proses akan kehilangan beberapa frame guna menyediakan memori yang dibutuhkan untuk proses yang baru. Di sisi lain, jika multiprogramming level-nya menurun, frame yang sudah dialokasikan pada bagian proses sekarang bisa disebar ke proses-proses yang masih tersisa.

Mengingat hal itu, dengan equal allocation ataupun proportional allocation, proses yang berprioritas tinggi diperlakukan sama dengan proses yang berprioritas rendah. Berdasarkan definisi tersebut, bagaimanapun juga, kita ingin memberi memori yang lebih pada proses yang berprioritas tinggi untuk mempercepat eksekusi-nya.

Satu pendekatan adalah menggunakan skema proportional allocation dimana perbandingan frame-nya tidak tergantung pada ukuran relatif dari proses, melainkan lebih pada prioritas proses, atau tergantung kombinasi dari ukuran dan prioritas. Algoritma ini dinamakan alokasi prioritas.

Alokasi Global lawan Lokal

Hal penting lainnya dalam pengalokasian frame adalah pergantian halaman. Proses-proses bersaing mendapatkan frame, maka dari itu kita dapat mengklasifikasikan algoritma penggantian halaman kedalam dua kategori; Penggantian Global dan Penggantian Lokal. Pergantian global memperbolehkan sebuah proses mencari frame pengganti dari semua frame-frame yang ada, walaupun frame tersebut sedang dialokasikan untuk proses yang lain. Hal ini memang efisien. tetapi ada kemungkinan proses lain tidak mendapatkan frame karena framenya terambil oleh proses lain. Penggantian lokal memberi aturan bahwa setiap proses hanya boleh memilih frame pengganti dari frame-frame yang memang dialokasikan untuk proses itu sendiri.

Sebagai contoh, misalkan ada sebuah skema alokasi yang memperbolehkan proses berprioritas tinggi untuk mencari frame pengganti dari proses yang berprioritas rendah. Proses berprioritas tinggi ini dapat mancari frame pengganti dari frame-frame yang telah dialokasikan untuknya atau dari frame-frame yang dialokasikan untuk proses berprioritas lebih rendah.

Dalam penggantian lokal, jumlah frame yang teralokasi tidak berubah. Dengan Penggantian Global, ada kemungkinan sebuah proses hanya menyeleksi frame-frame yang teralokasi pada proses lain, sehingga meningkatkan jumlah frame yang teralokasi pada proses itu sendiri (asumsi bahwa proses lain tidak memilih frame proses tersebut untuk penggantian.

Masalah pada algoritma Penggantian Global adalah bahwa sebuah proses tidak bisa mengontrol kasalahan halaman-nya sendiri. Halaman-halaman dalam memori untuk sebuah proses tergantung tidak hanya pada prilaku penghalamanan dari proses tersebut, tetapi juga pada prilaku penghalamanan dari proses lain. Karena itu, proses yang sama dapat tampil berbeda (memerlukan 0,5 detik untuk satu eksekusi dan 10,3 detik untuk eksekusi berikutnya). Dalam Penggantian Lokal, halaman-halaman dalam memori untuk sebuah proses hanya dipengaruhi prilaku penghalamanan proses itu sendiri. Penggantian Lokal dapat menyembunyikan sebuah proses dengan membuatnya tidak tersedia bagi proses lain, menggunakan halaman yang lebih sedikit pada memori. Jadi, secara umum Penggantian Global menghasilkan sistem throughput yang lebih bagus, maka itu artinya metode yang paling sering digunakan.


Thrashing

Thrashing adalah keadaan dimana terdapat aktifitas yang tinggi dari penghalamanan. Aktifitas penghalamanan yang tinggi ini maksudnya adalah pada saat sistem sibuk melakukan swap-in dan swap-out dikarenakan banyak kasalahan halaman yang terjadi. Suatu proses dapat mengurangi jumlah frame yang digunakan dengan alokasi yang minimum. Tetapi jika sebuah proses tidak memiliki frame yang cukup, tetap ada halaman dalam jumlah besar yang memiliki kondisi aktif digunakan. Maka hal ini mengakibatkan kasalahan halaman. Untuk seterusnya sistem harus mengganti beberapa halaman menjadi halaman yang akan dibutuhkan. Karena semua halamannya aktif digunakan, maka halaman yang diganti adalah halaman yang dalam waktu dekat berkemungkinan akan digunakan kembali. Hal ini mengakibatkan kesalahan halaman yang terus-menerus

Penyebab Thrashing

Utilitas dari CPU selalu diharapkan tinggi hingga mendekati 100%. Jika proses yang dikerjakan CPU hanya sedikit, maka kita tidak bisa menjaga agar CPU sibuk. Utilitas dari CPU bisa ditingkatkan dengan meningkatkan jumlah proses. Jika Utilitas CPU rendah, maka sistem akan menambah derajat dari multiprogramming yang berarti menambah jumlah proses yang sedang berjalan. Pada titik tertentu, menambah jumlah proses justru akan menyebabkan utilitas CPU turun drastis dikarenakan proses-proses yang baru tidak mempunya memori yang cukup untuk berjalan secara efisien. Pada titik ini terjadi aktifitas penghalamanan yang tinggi yang akan menyebabkan thrashing.

Ketika sistem mendeteksi bahwa utilitas CPU menurun dengan bertambahnya proses, maka sistem meningkatkan lagi derajat dari multiprogramming. Proses-proses yang baru berusaha merebut frame-frame yang telah dialokasikan untuk proses yang sedang berjalan. Hal ini mengakibatkan kesalahan halaman meningkat tajam. Utilitas CPU akan menurun dengan sangat drastis diakibatkan oleh sistem yang terus menerus menambah derajat multiprogramming.

Pada gambar di bawah ini tergambar grafik dimana utilitas dari CPU akan terus meningkat seiiring dengan meningkatnya derajat dari multiprogramming hingga sampai pada suatu titik saat utilitas CPU menurun drastis. Pada titik ini, untuk menghentikan thrashing, derajat dari multiprogramming harus diturunkan.

Gambar 5-20. Derajat dari Multiprogramming

Membatasi Efek Thrashing

Efek dari thrashing dapat dibatasi dengan algoritma pergantian lokal atau prioritas. Dengan pergantian lokal, jika satu proses mulai thrashing, proses tersebut dapat mengambil frame dari proses yang lain dan menyebabkan proses itu tidak langsung thrashing. Jika proses mulai thrashing, proses itu akan berada pada antrian untuk melakukan penghalamanan yang mana hal ini memakan banyak waktu. Rata-rata waktu layanan untuk kesalahan halaman akan bertambah seiring dengan makin panjangnya rata-rata antrian untuk melakukan penghalamanan. Maka, waktu akses efektif akan bertambah walau pun untuk suatu proses yang tidak thrashing.

Salah satu cara untuk menghindari thrashing, kita harus menyediakan sebanyak mungkin frame sesuai dengan kebutuhan suatu proses. Cara untuk mengetahui berapa frame yang dibutuhkan salah satunya adalah dengan strategi Working Set.

Selama satu proses di eksekusi, model lokalitas berpindah dari satu lokalitas satu ke lokalitas lainnnya. Lokalotas adalah kumpuulan halaman yang aktif digunakan bersama. Suatu program pada umumnya dibuat pada beberapa lokalitas sehingga ada kemungkinan terjadi overlap. Thrashing dapat muncul bila ukuran lokalitas lebih besar dari ukuran memori total.

Model Working Set

Strategi Working set dimulai dengan melihat berapa banyak frame yang sesungguhnya digunakan oleh suatu proses. Working set model mengatakan bahwa sistem hanya akan berjalan secara efisien jika masing-masing proses diberikan jumlah halaman frame yang cukup. Jika jumlah frame tidak cukup untuk menampung semua proses yang ada, maka akan lebih baik untuk menghentikan satu proses dan memberikan halamannya untuk proses yang lain.

Working set model merupakan model lokalitas dari suatu eksekusi proses. Model ini menggunakan parameter (delta) untuk mendefinisikan working set window. Untuk menentukan halaman yang dituju, yang paling sering muncul. Kumpulan dari halaman dengan halaman yang dituju yang paling sering muncul disebut working set. Working set adalah pendekatan dari program lokalitas.

Contoh:

Keakuratan working set tergantung pada pemilihan .

  1. Jika terlalu kecil, tidak akan dapat mewakilkan keseluruhan dari lokalitas.

  2. Jika terlalu besar, akan menyebabkan overlap beberapa lokalitas.

  3. Jika tidak terbatas, working set adalah kumpulan page sepanjang eksekusi program.

Jika kita menghitung ukuran dari Working Set, WWSi, untuk setiap proses pada sistem, kita hitung dengan D = WSSi, dimana D merupakan total demand untuk frame.

Jika total perminataan lebih dari total banyaknya frame yang tersedia (D > m), thrashing dapat terjadi karena beberapa proses akan tidak memiliki frame yang cukup. Jika hal tersebut terjadi, dilakukan satu pengeblokan dari proses-proses yang sedang berjalan.

Strategi Working Set menangani thrashing dengan tetap mempertahankan derajat dari multiprogramming setinggi mungkin.

Contoh: = 1000 referensi, Penghitung interupsi setiap 5000 referensi.

Ketika kita mendapat interupsi, kita menyalin dan menghapus nilai bit referensi dari setiap halaman. Jika kesalahan halaman muncul, kita dapat menentukan bit referensi sekarang dan 2 pada bit memori untuk memutuskan apakah halaman itu digunakan dengan 10000 ke 15000 referensi terakhir.

Jika digunakan, paling sedikit satu dari bit-bit ini akan aktif. Jika tidak digunakan, bit ini akan menjadi tidak aktif.

Halaman yang memiliki paling sedikit 1 bit aktif, akan berada di working-set.

Hal ini tidaklah sepenuhnya akurat karena kita tidak dapat memberitahukan dimana pada interval 5000 tersebut, referensi muncul. Kita dapat mengurangi ketidakpastian dengan menambahkan sejarah bit kita dan frekuensi dari interupsi.

Contoh: 20 bit dan interupsi setiap 1500 referensi.

Frekuensi Kesalahan Halaman

Working-set dapat berguna untuk prepaging, tetapi kurang dapat mengontrol thrashing. Strategi menggunakan frekuensi kesalahan halaman mengambil pendekatan yang lebih langsung.

Thrashing memiliki kecepatan kasalahan halaman yang tinggi. Kita ingin mengontrolnya. Ketika terlalu tinggi, kita mengetahui bahwa proses membutuhkan frame lebih. Sama juga, jika terlalu rendah, maka proses mungkin memiliki terlalu banyak frame. Kita dapat menentukan batas atas dan bawah pada kecepatan kesalahan halaman seperti terlihat pada gambar berikut ini.

Gambar 5-21. Kecepatan page-fault

Jika kecepatan kasalahan halaman yang sesungguhnya melampaui batas atas, kita mengalokasikan frame lain ke proses tersebut, sedangkan jika kecepatan kasalahan halaman di bawah batas bawah, kita pindahkan frame dari proses tersebut. Maka kita dapat secara langsung mengukur dan mengontrol kecepatan kasalahan halaman untuk mencegah thrashing.


Pertimbangan Lain

Pemilihan algoritma penggantian dan aturan alokasi adalah keputusan-keputusan utama yang kita buat untuk sistem pemberian halaman. Selain itu, masih banyak pertimbangan lain.


Prepaging

Sebuah ciri dari sistem permintaan pemberian halaman murni adalah banyaknya kesalahan halaman yang terjadi saat proses dimulai. Situasi ini merupakan hasil dari percobaan untuk mendapatkan tempat pada awalnya. Situasi yang sama mungkin muncul di lain waktu. Misalnya saat proses swapped-out dimulai kembali, seluruh halaman ada di cakram dan setiap halaman harus dibawa ke dalam memori yang akan mengakibatkan banyaknya kesalahan halaman. Prepaging mencoba untuk mencegah pemberian halaman awal tingkat tinggi ini. Strateginya adalah untuk membawa seluruh halaman yang akan dibutuhkan pada satu waktu ke memori

Sebagai contoh, pada sistem yang menggunakan model working set, untuk setiap proses terdapat daftar dari semua halaman yang ada pada working set nya. Jika kita harus menunda sebuah proses (karena menunggu I/O atau kekurangan frame bebas), daftar working set untuk proses tersebut disimpan. Saat proses itu akan dilanjutkan kembali (permintaan I/O telah terpenuhi atau frame bebas yang cukup), secara otomatis seluruh working set-nya akan dibawa ke dalam memori sebelum memulai kembali proses tersebut.

Prepaging dapat berguna pada beberapa kasus. Yang harus dipertimbangkan adalah apakah biaya menggunakan prepaging lebih sedikit dari biaya menangani kesalahan halaman yang terjadi bila tidak memakai prepaging. Jika biaya prepaging lebih sedikit (karena hampir seluruh halaman yang di prepage digunakan) maka prepaging akan berguna. Sebaliknya, jika biaya prepaging lebih besar (karena hanya sedikit halaman dari yang di-prepage digunakan) maka prepaging akan merugikan.


Ukuran halaman

Para perancang sistem operasi untuk mesin yang sudah ada jarang memiliki pilihan terhadap ukuran halaman. Akan tetapi, saat merancang sebuah mesin baru, harus dipertimbangkan berapa ukuran halaman yang terbaik. Pada dasarnya tidak ada ukuran halaman yang paling baik, karena banyaknya faktor-faktor yang mempengaruhinya.

Salah satu faktor adalah ukuran tabel halaman. Untuk sebuah memori virtual dengan ukuran 4 megabytes (2^22), akan ada 4.096 halaman berukuran 1.024 bytes, tapi hanya 512 halaman jika ukuran halaman 8.192 bytes. Setiap proses yang aktif harus memiliki salinan dari tabel halaman-nya, jadi lebih masuk akal jika dipilih ukuran halaman yang besar.

Di sisi lain, pemanfaatan memori lebih baik dengan halaman yang lebih kecil. Jika sebuah proses dialokasikan di memori, mengambil semua halaman yang dibutuhkannya, mungkin proses tersebut tidak akan berakhir pada batas dari halaman terakhir. Jadi, ada bagian dari halaman terakhir yang tidak digunakan walaupun telah dialokasikan. Asumsikan rata-rata setengah dari halaman terakhir tidak digunakan, maka untuk halaman dengan ukuran 256 bytes hanya akan ada 128 bytes yang terbuang, bandingkan dengan halaman berukuran 8192 bytes, akan ada 4096 bytes yang terbuang. Untuk meminimalkan pemborosan ini, kita membutuhkan ukuran halaman yang kecil.

Masalah lain adalah waktu yang dibutuhkan untuk membaca atau menulis halaman. Waktu I/O terdiri dari waktu pencarian, latency dan transfer. Waktu transfer sebanding dengan jumlah yang dipindahkan (yaitu, ukuran halaman). Sedangkan waktu pencarian dan latency biasanya jauh lebih besar dari waktu transfer. Untuk laju pemindahan 2 MB/s, hanya dihabiskan 0.25 millidetik untuk memindahkan 512 bytes. Waktu latency mungkin sekitar 8 millidetik dan waktu pencarian 20 millidetik. Total waktu I/O 28.25 milidetik. Waktu transfer sebenarnya tidak sampai 1%. Sebagai perbandingan, untuk mentransfer 1024 bytes, dengan ukuran halaman 1024 bytes akan dihabiskan waktu 28.5 milidetik (waktu transfer 0.5 milidetik). Namun dengan halaman berukuran 512 bytes akan terjadi 2 kali transfer 512 bytes dengan masing-masing transfer menghabiskan waktu 28.25 milidetik sehingga total waktu yang dibutuhkan 56.5 milidetik. Kesimpulannya, untuk meminimalisasi waktu I/O dibutuhkan ukuran halaman yang lebih besar.

Masalah terakhir yang akan dibahas disini adalah mengenai kesalahan halaman. Misalkan ukuran halaman adalah 1 byte. Sebuah proses sebesar 100 KB, dimana hanya setengahnya yang menggunakan memori, akan menghasilkan kesalahan halaman sebanyak 51200. Sedangkan bila ukuran halaman sebesar 200 KB maka hanya akan terjadi 1 kali kesalahan halaman. Jadi untuk mengurangi jumlah kesalahan halaman dibutuhkan ukuran halaman yang besar.

Masih ada faktor lain yang harus dipertimbangkan (misalnya hubungan antara ukuran halaman dengan ukuran sektor pada peranti pemberian halaman). Tidak ada jawaban yang pasti berapa ukuran halaman yang paling baik. Sebagai acuan, pada 1990, ukuran halaman yang paling banyak dipakai adalah 4096 bytes. Sedangkan sistem modern saat ini menggunakan ukuran halaman yang jauh lebih besar dari itu.


Jangkauan TLB

Hit ratio dari TLB adalah persentasi alamat virtual yang diselesaikan dalam TLB daripada di tabel halaman. Hit ratio sendiri berhubungan dengan jumlah masukan dalam TLB dan cara untuk meningkatkan hit ratio adalah dengan menambah jumlah masukan dari TLB. Tetapi ini tidaklah murah karena memori yang dipakai untuk membuat TLB mahal dan haus akan tenaga.

Ada suatu ukuran lain yang mirip dengan hit ratio yaitu jangkauan TLB. Jangkauan TLB adalah jumlah memori yang dapat diakses dari TLB, jumlah tersebut merupakan perkalian dari jumlah masukan dengan ukuran halaman. Idealnya, working set dari sebuah proses disimpan dalam TLB. Jika tidak, maka proses akan menghabiskan waktu yang cukup banyak mengatasi referensi memori di dalam tabel halaman daripada di TLB. Jika jumlah masukan dari TLB dilipatgandakan, maka jangkauan TLB juga akan bertambah menjadi dua kali lipat. Tetapi untuk beberapa aplikasi hal ini masih belum cukup untuk menyimpan working set.

Cara lain untuk meningkatkan jangkauan TLB adalah dengan menambah ukuran halaman. Bila ukuran halaman dijadikan empat kali lipat dari ukuran awalnya (misalnya dari 32 KB menjadi 128 KB), maka jangkauan TLB juga akan menjadi empat kali lipatnya. Namun ini akan meningkatkan fragmentasi untuk aplikasi-aplikasi yang tidak membutuhkan ukuran halaman sebesar itu. Sebagai alternatif, OS dapat menyediakan ukuran halaman yang bervariasi. Sebagai contoh, UltraSparc II menyediakan halaman berukuran 8 KB, 64 KB, 512 KB, dan 4 MB. Sedangkan Solaris 2 hanya menggunakan halaman ukuran 8 KB dan 4 MB.


Tabel Halaman yang Dibalik

Kegunaan dari tabel halaman yang dibalik adalah untuk mengurangi jumlah memori fisik yang dibutuhkan untuk melacak penerjemahan alamat virtual-ke-fisik. Metode penghematan ini dilakukan dengan membuat tabel yang memiliki hanya satu masukan tiap halaman memori fisik, terdaftar oleh pasangan (proses-id, nomor-halaman).

Karena menyimpan informasi tentang halaman memori virtual yang mana yang disimpan di setiap frame fisik, tabel halaman yang dibalik mengurangi jumlah fisik memori yang dibutuhkan untuk menyimpan informasi ini. Bagaimana pun, tabel halaman yang dibalik tidak lagi mengandung informasi yang lengkap tentang ruang alamat logis dari sebuah proses, dan informasi itu dibutuhkan jika halaman yang direferensikan tidak sedang berada di memori. Demand paging membutuhkan informasi ini untuk memproses kesalahan halaman. Agar informasi ini tersedia, sebuah tabel halaman eksternal (satu tiap proses) harus tetap disimpan. Setiap tabel tampak seperti tabel halaman per proses tradisional, mengandung informasi dimana setiap halaman virtual berada.

Tetapi, apakah tabel halaman eksternal menegasikan kegunaan tabel halaman yang dibalik? Karena tabel-tabel ini direferensikan hanya saat kesalahan halaman terjadi, mereka tidak perlu tersedia secara cepat. Namun, mereka dimasukkan atau dikeluarkan dari memori sesuai kebutuhan. Sayangnya, sekarang kesalahan halaman mungkin terjadi pada manager memori virtual, menyebabkan kesalahan halaman lain karena pada saat mem-page in tabel halaman eksternal, ia harus mencari halaman virtual pada backing store. Kasus spesial ini membutuhkan penanganan di kernel dan penundaan pada proses page-lookup.


Struktur Program

Pemilihan struktur data dan struktur pemograman secara cermat dapat meningkatkan locality dan karenanya menurunkan tingkat kesalahan halaman dan jumlah halaman di working set. Sebuah stack memiliki locality yang baik, karena akses selalu dari atas. Sebuah hash table, di sisi lain, didesain untuk menyebar referensi-referensi, menghasilkan locality yang buruk. Tentunya, referensi akan locality hanyalah satu ukuran dari efisiensi penggunaan struktur data. Faktor-faktor lain yang berbobot berat termasuk kecepatan pencarian, jumlah total dari referensi dan jumlah total dari halaman yang disentuh.


I/O Interlock

Saat demand paging digunakan, kita terkadang harus mengizinkan beberapa halaman untuk dikunci di memori. Salah satu situasi muncul saat I/O dilakukan ke atau dari memori pengguna (virtual). I/O sering diimplementasikan oleh prosesor I/O yang terpisah. Sebagai contoh, sebuah pengendali pita magnetik pada umumnya diberikan jumlah bytes yang akan dipindahkan dan alamat memori untuk buffer. Saat pemindahan selesai, CPU diinterupsi.

Harus diperhatikan agar urutan dari kejadian-kejadian berikut tidak muncul: Sebuah proses mengeluarkan permintaan I/O, dan diletakkan di antrian untuk I/O tersebut. Sementara itu, CPU diberikan ke proses- proses lain. Proses-proses ini menimbulkan kesalahan halaman, dan, menggunakan algoritma penggantian global, salah satu dari mereka menggantikan halaman yang mengandung memori buffer untuk proses yang menunggu tadi. Halaman-halaman untuk proses tersebut dikeluarkan. Kadang-kadang kemudian, saat permintaan I/O bergerak maju menuju ujung dari antrian peranti, I/O terjadi ke alamat yang telah ditetapkan. Bagaimana pun, frame ini sekarang sedang digunakan untuk halaman berbeda milik proses lain.

Ada dua solusi untuk masalah ini. Salah satunya adalah jangan pernah menjalankan I/O kepada memori pengguna. Sedangkan solusi lainnya adalah dengan mengizinkan halaman untuk dikunci dalam memori.


Pemrosesan Waktu Nyata

Diskusi-diskusi di bab ini telah dikonsentrasikan dalam menyediakan penggunaan yang terbaik secara menyeluruh dari sistem komputer dengan meningkatkan penggunaan memori. Dengan menggunakan memori untuk data yang aktif, dan memindahkan data yang tidak aktif ke cakram, kita meningkatkan throughput. Bagaimana pun, proses individual dapat menderita sebagai hasilnya, sebab mereka sekarang mendapatkan kesalahan halaman tambahan selama eksekusi.

Pertimbangkan sebuah proses atau thread waktu-nyata. Proses tersebut berharap untuk memperoleh kendali CPU, dan untuk menjalankan penyelesaian dengan penundaan yang minimum. Memori virtual adalah kebalikan dari komputasi waktu nyata, sebab dapat menyebabkan penundaan jangka panjang yang tidak diharapkan pada eksekusi sebuah proses saat halaman dibawa ke memori. Untuk itulah, sistem-sistem waktu nyata hampir tidak memiliki memori virtual.


Windows NT

Pada bagian-bagian berikut ini akan dibahas bagaimana Windows NT, Solaris 2, dan Linux mengimplementasi memori virtual.

Windows NT mengimplementasikan memori virtual dengan menggunakan permintaan halaman melalui clustering. Clustering menanganani kesalahan halaman dengan menambahkan tidak hanya halaman yang terkena kesalahan, tetapi juga halaman-halaman yang berada disekitarnya. Saat proses pertama dibuat, dia diberikan working set minimum yaitu jumlah minimum halaman yang dijamin akan dimiliki oleh proses tersebut dalam memori. Jika memori yang cukup tersedia, proses dapat diberikan halaman sampai sebanyak working set maximum. Manager memori virtual akan menyimpan daftar dari halaman frame yang bebas. Terdapat juga sebuah nilai batasan yang diasosiasikan dengan daftar ini untuk mengindikasikan apakah memori yang tersedia masih mencukupi. Jika proses tersebut sudah sampai pada working set maximum-nya dan terjadi kesalahan halaman, maka dia harus memilih halaman pengganti dengan aturan penggantian halaman lokal.

Saat jumlah memori bebas jatuh di bawah nilai batasan, manager memori virtual menggunakan sebuah taktik yang dikenal sebagai automatic working set trimming untuk mengembalikan nilai tersebut di atas batasan. Hal ini bekerja dengan mengevaluasi jumlah halaman yang dialokasikan kepada proses. Jika proses telah mendapat alokasi halaman lebih besar daripada working set minimum-nya, manager memori virtual akan mengurangi jumlah halamannya sampai working-setminimum. Jika memori bebas sudah tersedia, proses yang bekerja pada working set minimum dapat mendapatkan halaman tambahan.


Solaris 2

Dalam sistem operasi Solaris 2, jika sebuah proses menyebabkan terjadi kesalahan halaman, kernel akan memberikan halaman kepada proses tersebut dari daftar halaman bebas yang disimpan. Akibat dari hal ini adalah, kernel harus menyimpan sejumlah memori bebas. Terhadap daftar ini ada dua parameter yg disimpan yaitu minfree dan lotsfree, yaitu batasan minimum dan maksimum dari memori bebas yang tersedia. Empat kali dalam tiap detiknya, kernel memeriksa jumlah memori yang bebas. Jika jumlah tersebut jatuh di bawah minfree, maka sebuah proses pageout akan dilakukan, dengan pekerjaan sebagai berikut. Pertama clock akan memeriksa semua halaman dalam memori dan mengeset bit referensi menjadi 0. Saat berikutnya, clock kedua akan memeriksa bit referensi halaman dalam memori, dan mengembalikan bit yang masih di set ke 0 ke daftar memori bebas. Hal ini dilakukan sampai jumlah memori bebas melampaui parameter lotsfree. Lebih lanjut, proses ini dinamis, dapat mengatur kecepatan jika memori terlalu sedikit. Jika proses ini tidak bisa membebaskan memori , maka kernel memulai pergantian proses untuk membebaskan halaman yang dialokasikan ke proses-proses tersebut.

Gambar 5-22. Solar Page Scanner

sumber: Silberschatz, "Operating Systems: -- Fourth Edition", Prentice Hall, 2001


Linux

Seperti pada Solaris 2, Linux juga menggunakan variasi dari algoritma clock. Thread dari kernel linux (kswapd) akan dijalankan secara periodik (atau dipanggil ketika penggunaan memori sudah berlebihan). Jika jumlah halaman yang bebas lebih sedikit dari batas atas halaman bebas, maka thread tersebut akan berusaha untuk membebaskan tiga halaman. Jika lebih sedikit dari batas bawah halaman bebas, thread tersebut akan berusaha untuk membebaskan enam halaman dan tidur untuk beberapa saat sebelum berjalan lagi. Saat dia berjalan, akan memeriksa mem_map, daftar dari semua halaman yang terdapat di memori. Setiap halaman mempunyai byte umur yang diinisialisasikan ke tiga. Setiap kali halaman ini diakses, maka umur ini akan ditambahkan (hingga maksimum 20), setiap kali kswapd memeriksa halaman ini, maka umur akan dikurangi. Jika umur dari sebuah halaman sudah mencapai 0 maka dia bisa ditukar. Ketika kswapd berusaha membebaskan halaman, dia pertama akan membebaskan halaman dari cache, jika gagal dia akan mengurangi cache sistem berkas, dan jika semua cara sudah gagal, maka dia akan menghentikan sebuah proses. Alokasi memori pada linux menggunakan dua buah alokasi yang utama, yaitu algoritma buddy dan slab. Untuk algoritma buddy, setiap rutin pelaksanaan alokasi ini dipanggil, dia memeriksa blok memori berikutnya, jika ditemukan dia dialokasikan, jika tidak maka daftar tingkat berikutnya akan diperiksa. Jika ada blok bebas, maka akan dibagi jadi dua, yang satu dialokasikan dan yang lain dipindahkan ke daftar yang di bawahnya.


Rangkuman

Memori adalah pusat kegiatan pada sebuah komputer, karena setiap proses yang akan dijalankan harus memlalui memori terlebih dahulu. CPU mengambil instruksi dari memori sesuai dengan yang ada pada program counter. Tugas sistem operasi adalah mengatur peletakan banyak proses pada suatu memori.

Sebelum masuk ke memori, suatu proses harus menunggu di sebuah input queue, setelah itu barulah mereka akan diberikan alamat pada memori. Pemberian alamat dapat dilakukan pada waktu compile, waktu pemanggilan, dan waktu eksekusi. Alamat logika (virtual) adalah alamat yang dibentuk di CPU, sedangkan alamat fisik adalah alamat yang terlihat oleh memori. Seluruh proses dan data berada dalam memori ketika dieksekusi. Berhubung ukuran dari memori fisik terbatas, kita harus melakukan pemanggilan dinamis untuk mendapatkan utilisasi ruang memori yang baik.

Sebuah proses dapat di-swap sementara keluar memori ke sebuah backing store untuk kemudian dibawa masuk lagi ke memori untuk melanjutkan pengeksekusian. Salah satu proses yang memanfaatkan metode ini adalah roll out, roll in, yang pada intinya adalah proses swapping berdasarkan prioritas.

Agar main memory dapat melayani sistem operasi dan proses dengan baik, dibutuhkan pembagian memori seefisien mungkin. Salah satunya adalah dengan contiguous memory allocation. Artinya alamat memori diberikan kepada OS secara berurutan dari kecil ke besar. Ruang memori yang masih kosong dan dapat dialokasikan untuk proses disebut hole. Metode pencarian hole ada beberapa, diantaranya adalah first fit, next fit, best fit, worst fit. Masalah yang sering muncul dalam pengalamatan memori adalah fragmentasi (baik intern maupun ekstern), yaitu munculnya hole-hole yang tidak cukup besar untuk menampung permintaan dari proses.

Paging adalah suatu metode yang memungkinkan suatu alamat fisik memori yang tersedia dapat tidak berurutan. Prinsipnya adalah memecah memori fisik dan memori logika menjadi blok-blok dengan ukuran sama (disebut page). Setelah itu kita membuat page table yang akan menerjemahkan memori logika menjadi memori fisik dengan perantara Memory Management Unit (MMU), dan pengeksekusian proses akan mencari memori berdasarkan tabel tersebut.

Segmentasi adalah skema managemen memori dengan cara membagi memori menjadi segmen-segmen. Berbeda dengan page, ukuran tiap segmen tidak harus sama dan memiliki ciri tertentu, yaitu nama dan panjang segmen.

Memori virtual adalah suatu teknik yang memisahkan antara memori logika dan memori fisiknya. Keuntungannya adalah memori virtual dapat menampung program dalam skala besar, menurunnya lalu lintas I/O, ruang memori menjadi lebih leluasa, meningkatnya respon, dan bertambahnya jumlah user yang dapat dilayani. Demand paging adalah salah satu implementasi memori virtual yang umum digunakan, yakni mengatur agar page tidak akan dibawa ke memori fisik sampai benar-benar dibutuhkan. Mengukur kinerja demand paging adalah dengan mengukur Effective Access Time-nya. Beberapa teknik yang disediakan memori virtual untuk meningkatkan kinerja pembuatan dan pengeksekusian suatu proses antara lain adalah copy-on-write dan memory-mapped files.

Konsep page replacement adalah jika tidak ada frame yang kosong, carilah frame yang tidak sedang digunakan, lalu dikosongkan dengan swapping dan ubah semua tabelnya sebagai indikasi bahwa page tersebut tidak akan lama berada di dalam memori. Beberapa algoritma page replacement: First-in-First-Out (FIFO), Optimal, Counting, LRU, dan Perkiraan LRU.

Masalah yang penting dari alokasi frame dengan penggunaan memori virtual adalah bagaimana membagi memori dengan bebas untuk beberapa proses yang sedang dikerjakan. Contoh algoritma yang lazim digunakan adalah equal allocation dan proportional allocation.

Algoritma page replacement dapat diklasifikasikan dalam 2 kategori, yaitu penggantian global dan penggantian lokal. Perbedaan antara keduanya terletak pada boleh tidaknya setiap proses memilih frame pengganti dari semua frame yang ada.

Utilitas dari CPU dapat menyebabkan trashing, dimana sistem sibuk melakukan swapping dikarenakan banyaknya page-fault yang terjadi. Efek dari trashing dapat dibatasi dengan algoritma penggantian lokal atau prioritas. Cara untuk mengetahui berapa banyak proses yang dibutuhkan suatu proses salah satunya adalah dengan strategi working set.

Pemilihan algoritma penggantian dan aturan alokasi adalah keputusan-keputusan utama yang kita buat untuk sistem paging. Selain itu, ada beberapa pertimbangan lain, antara lain prepaging, TLB reach, ukuran page, struktur program, I/O interlock, dan lain sebagainya. Beberapa contoh sistem operasi yang mengimplementasikan virtual memori adalah Windows NT, Solaris 2 dan Linux.


Latihan

  1. Coba jelaskan tahapan-tahapan agar suatu proses bisa masuk ke dalam memori!

  2. Jelaskan apa yang dimaksud dengan alamat logika dan alamat fisik!

  3. Jelaskan apa yang dimaksud dengan pemanggilan dinamis beserta kegunaannya!

  4. Apakah kegunaan dari overlays?

  5. Sebutkan faktor-faktor yang mempengaruhi proses swapping!

  6. Sebutkan keuntungan menggunakan contiguous memory allocation dibandingkan dengan non-contiguous memory allocation!

  7. Apakah yang dimaksud dengan permasalahan storage-allocation dinamis , dan sebutkan serta jelaskan solusi untuk mengatasi permasalahan tersebut!

  8. Jelaskan perbedaan mengenai fragmentasi intern dengan fragmentasi ekstern!

  9. Apakah yang dimaksud dengan metode "Pemberian Halaman" ? Jelaskan pula keuntungan dan kerugian penggunaan metode ini?

  10. Jelaskan cara kerja unit managemen memori (MMU)!

  11. Apakah yang dimaksud dengan Segmentasi? Jelaskan pula bagaimana arsitektur segmentasi!

  12. Apakah yang dimaksud dengan copy-on-write?

  13. Apakah fungsi dari skema bit valid-invalid ?

  14. Sebutkan persamaan dan/atau perbedaan demand paging dan demand segmentation!

  15. Bagaimanakah konsep dasar dari page replacement ? Jelaskan secara singkat!

  16. Sebutkan persamaan dan/atau perbedaan algoritma LFU dan algoritma MFU!

  17. Apabila diberikan reference string 3, 1, 5, 1, 1, 2, 4, 3, 5, 3, 1 dan dilakukan page replacement algoritma optimal dengan 3 frame. Berapakah page-fault yang terjadi?

  18. Apakah penyebab terjadinya thrasing? Jelaskan!

  19. Sebutkan perbedaan dan/atau persamaan alokasi global dan alokasi lokal!

  20. Bagaimanakah perbedaan dan/atau persamaan Windows NT, Solaris 2, dan Linux dalam mengimplementasikan virtual memory?


Rujukan

Buku Sistem Operasi (Bahan Kuliah IKI-20230), Gabungan Kelompok Kerja 21-28 Semester Genap 2002/2003

Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Greg Gagne, 2000, Applied Operating Systems: First Edition, John Wiley & Sons.

Silberschatz, Galvin, Gagne. 2002. Operating System Concepts: 6th ed. John Wiley & Sons

Tanenbaum,Andrew S. Woodhull, Albert S. 1997. Operating Systems Design and Implementation: Second Edition. Prentice Hall.

http://css.uni.edu

allan.ultra.nyu.edu/~gottlieb/courses/1999-00-spring/os/lecture-11.html

http://www.cs.wisc.edu/~solomon/cs537/paging.html

http://www.cs.princeton.edu/courses/archive/spring02/cs217/lectures/paging.pdf

http://cwx.prenhall.com/bookbind/pubbooks/tanenbaum/chapter0/deluxe.html

http://www.cs.jhu.edu/~yairamir/cs418/os5/


Bab 6. Sistem Berkas

Sistem Berkas

Semua aplikasi komputer butuh menyimpan dan mengambil informasi. Ketika sebuah proses sedang berjalan, proses tersebut menyimpan sejumlah informasi yang terbatas, dibatasi oleh ukuran alamat virtual. Untuk beberapa aplikasi, ukuran ini cukup, namun untuk lainnya terlalu kecil.

Masalah berikutnya adalah apabila proses tersebut berhenti maka informasinya hilang. Padahal ada beberapa informasi yang penting dan harus bertahan beberapa waktu bahkan selamanya.

Adapun masalah ketiga yaitu sangatlah perlu terkadang untuk lebih dari satu proses mengakses informasi secara berbarengan. Untuk memecahkan masalah ini, informasi tersebut harus dapat berdiri sendiri tanpa tergantung dengan sebuah proses.

Pada akhirnya kita memiliki masalah-masalah yang cukup signifikan dan penting untuk dicari solusinya. Pertama kita harus dapat menyimpan informasi dengan ukuran yang besar. Kedua, informasi harus tetap ketika proses berhenti. Ketiga, informasi harus dapat diakses oleh lebih dari satu proses secara bersamaan. Solusi dari ketiga masalah diatas adalah sesuatu yang disebut berkas.

Berkas adalah sebuah unit tempat menyimpan informasi. Berkas ini dapat diakses lebih dari satu proses, dapat dibaca, dan bahkan menulis yang baru. Informasi yang disimpan dalam berkas harus persisten, dalam artian tidak hilang sewaktu proses berhenti. Berkas-berkas ini diatur oleh sistem operasi, bagaimana strukturnya, namanya, aksesnya, penggunaannya, perlindungannya, dan implementasinya. Bagian dari sistem operasi yang mengatur masalah-masalah ini disebut sistem berkas.

Untuk kebanyakan pengguna, sistem berkas adalah aspek yang paling terlihat dari sebuah sistem operasi. Dia menyediakan mekanisme untuk penyimpanan online dan akses ke data dan program. Sistem berkas terbagi menjadi dua bagian yang jelas; koleksi berkas (masing-masing menyimpan data yang berkaitan) dan struktur direktori (mengatur dan menyediakan informasi mengenai semua berkas yang berada di sistem). Sekarang marilah kita memperdalam konsep dari berkas tersebut.


Konsep Berkas

Berkas adalah sebuah koleksi informasi berkaitan yang diberi nama dan disimpan di dalam secondary storage. Biasanya sebuah berkas merepresentasikan data atau program. Adapun jenis-jenis dari berkas:

  • Text file: yaitu urutan dari karakter-karakter yang diatur menjadi barisan dan mungkin halaman.

  • Source file: yaitu urutan dari berbagai subroutine dan fungsi yang masing-masing kemudian diatur sebagai deklarasi-deklarasi diikuti oleh pernyataan-pernyataan yang dapat diexecute.

  • Object file: yaitu urutan dari byte-byte yang diatur menjadi blok-blok yang dapat dipahami oleh penghubung system.

  • Executable file: adalah kumpulan dari bagian-bagian kode yang dapat dibawa ke memori dan dijalankan oleh loader.


Atribut berkas

Selain nama dan data, sebuah berkas dikaitkan dengan informasi-informasi tertentu yang juga penting untuk dilihat pengguna, seperti kapan berkas itu dibuat, ukuran berkas, dan lain-lain. Kita akan sebut informasi-informasi ekstra ini atribut. Setiap sistem mempunyai sistem atribusi yang berbeda-beda, namun pada dasarnya memiliki atribut-atribut dasar seperti berikut ini:

  • Nama: nama berkas simbolik ini adalah informasi satu-satunya yang disimpan dalam format yang dapat dibaca oleh pengguna.

  • Identifier: tanda unik ini yang biasanya merupakan sebuah angka, mengenali berkas didalam sebuah sistem berkas; tidak dapat dibaca oleh pengguna.

  • Jenis: informasi ini diperlukan untuk sistem-sistem yang mendukung jenis berkas yang berbeda.

  • Lokasi: informasi ini adalah sebuah penunjuk pada sebuah device dan pada lokasi berkas pada device tersebut.

  • Ukuran: ukuran dari sebuah berkas (dalam bytes, words, atau blocks) dan mungkin ukuran maksimum dimasukkan dalam atribut ini juga.

  • Proteksi: informasi yang menentukan siapa yang dapat melakukan read, write, execute, dan lainnya.

  • Waktu dan identifikasi pengguna: informasi ini dapat disimpan untuk pembuatan berkas, modifikasi terakhir, dan penggunaan terakhir. Data-data ini dapat berguna untuk proteksi, keamanan, dan monitoring penggunaan.


Jenis Berkas

Salah satu atribut dari sebuah berkas yang cukup penting adalah jenis berkas. Saat kita mendesain sebuah sistem berkas, kita perlu mempertimbangkan bagaimana operating sistem akan mengenali berkas-berkas dengan jenis yang berbeda. Apabila sistem operasi dapat mengenali, maka menjalankan berkas tersebut bukan suatu masalah. Seperti contohnya, apabila kita hendak mengeprint bentuk binary-object dari sebuah program, yang didapat biasanya adalah sampah, namun hal ini dapat dihindari apabila sistem operasi telah diberitahu akan adanya jenis berkas tersebut.

Cara yang paling umum untuk mengimplementasikan jenis berkas tersebut adalah dengan memasukkan jenis berkas tersebut ke dalam nama berkas. Nama berkas dibagi menjadi dua bagian. Bagian pertama adalah nama dari berkas tersebut, dan yang kedua, atau biasa disebut extention adalah jenis dari berkas tersebut. Kedua nama ini biasanya dipisahkan dengan tanda '.', contoh: berkas.txt.


Operasi Berkas

Fungsi dari berkas adalah untuk menyimpan data dan mengizinkan kita membacanya. Dalam proses ini ada beberapa operasi yang dapat dilakukan berkas. Adapun operasi-operasi dasar yang dilakukan berkas, yaitu:

  • Membuat Berkas (Create):

    Kita perlu dua langkah untuk membuat suatu berkas. Pertama, kita harus temukan tempat didalam sistem berkas. Kedua, sebuah entri untuk berkas yang baru harus dibuat dalam direktori. Entri dalam direktori tersebut merekam nama dari berkas dan lokasinya dalam sistem berkas.

  • Menulis sebuah berkas (Write):

    Untuk menulis sebuah berkas, kita membuat sebuah system call yang menyebutkan nama berkas dan informasi yang akan di-nulis kedalam berkas.

  • Membaca Sebuah berkas (Read):

    Untuk membaca sebuah berkas menggunakan sebuah system call yang menyebut nama berkas yang dimana dalam blok memori berikutnya dari sebuah berkas harus diposisikan.

  • Memposisikan Sebuah Berkas (Reposition):

    Direktori dicari untuk entri yang sesuai dan current-file-position diberi sebuah nilai. Operasi ini di dalam berkas tidak perlu melibatkan I/O, selain itu juga diketahui sebagai file seek.

  • Menghapus Berkas (Delete):

    Untuk menghapus sebuah berkas kita mencari dalam direktori untuk nama berkas tersebut. Setelah ditemukan, kita melepaskan semua spasi berkas sehingga dapat digunakan kembali oleh berkas-berkas lainnya dan menghapus entry direktori.

  • Menghapus Sebagian Isi Berkas (Truncate):

    User mungkin mau menghapus isi dari sebuah berkas, namun menyimpan atributnya. Daripada memaksa pengguna untuk menghapus berkas tersebut dan membuatnya kembali, fungsi ini tidak akan mengganti atribut, kecuali panjang berkas dan mendefinisikan ulang panjang berkas tersebut menjadi nol.

Keenam operasi diatas merupakan operasi-operasi dasar dari sebuah berkas yang nantinya dapat dikombinasikan untuk membentuk operasi-operasi baru lainnya. Contohnya apabila kita ingin menyalin sebuah berkas, maka kita memakai operasi create untuk membuat berkas baru, read untuk membaca berkas yang lama, dan write untuk menulisnya pada berkas yang baru.


Struktur Berkas

Berkas dapat di struktur dalam beberapa cara. Cara yang pertama adalah sebuah urutan bytes yang tidak terstruktur. Akibatnya sistem operasi tidak tahu atau peduli apa yang ada dalam berkas, yang dilihatnya hanya bytes. Ini menyediakan fleksibilitas yang maksimum. User dapat menaruh apapun yang mereka mau dalam berkas, dan sistem operasi tidak membantu, namun tidak juga menghalangi.

Cara berikutnya, adalah dengan record sequence. Dalam model ini, sebuah berkas adalah sebuah urutan dari rekaman-rekaman yang telah ditentukan panjangnya, masing-masing dengan beberapa struktur internal. Artinya adalah bahwa sebuah operasi read membalikan sebuah rekaman dan operasi write menimpa atau menambahkan suatu rekaman.

Struktur berkas yang ketiga, adalah menggunakan sebuah tree. Dalam struktur ini sebuah berkas terdiri dari sebuah tree dari rekaman-rekaman tidak perlu dalam panjang yang sama, tetapi masing-masing memiliki sebuah field key dalam posisi yang telah ditetapkan dalam rekaman tersebut. Tree ini disort dalam field key dan mengizinkan pencarian yang cepat untuk sebuah key tertentu.


Metode Akses

Berkas menyimpan informasi. Apabila sedang digunakan informasi ini harus diakses dan dibaca melalui memori komputer. Informasi dalam berkas dapat diakses dengan beberapa cara. Berikut adalah beberapa caranya:

  • Akses Sekuensial

    Akses ini merupakan yang paling sederhana dan paling umum digunakan. Informasi di dalam berkas diproses secara berurutan. Sebagai contoh, editor dan kompilator biasanya mengakses berkas dengan cara ini.

  • Akses Langsung

    Metode berikutnya adalah akses langsung atau dapat disebut relative access. Sebuah berkas dibuat dari rekaman-rekaman logical yang panjangnya sudah ditentukan, yang mengizinkan program untuk membaca dan menulis rekaman secara cepat tanpa urutan tertentu.


Struktur Direktori

Beberapa sistem komputer menyimpan banyak sekali berkas-berkas dalam disk, sehingga diperlukan suatu struktur pengorganisasian data-data agar lebih mudah diatur.


Operasi Direktori

Silberschatz, Galvin dan Gagne mengkategorikan operasi-operasi terhadap direktori sebagai berikut:

  • Mencari Berkas

    Mencari lewat struktur direktori untuk dapat menemukan entri untuk suatu berkas tertentu. berkas-berkas dengan nama yang simbolik dan mirip, mengindikasikan adanya keterkaitan diantara berkas-berkas tersebut. Oleh karena itu, tentunya perlu suatu cara untuk menemukan semua berkas yang benar-benar memenuhi kriteria khusus yang diminta.

  • Membuat berkas

    berkas-berkas baru perlu untuk dibuat dan ditambahkan ke dalam direktori.

  • Menghapus berkas

    Saat suatu berkas tidak diperlukan lagi, berkas tsb perlu dihapus dari direktori.

  • Menampillkan isi direktori

    Menampilkan daftar berkas-berkas yang ada di direktori, dan semua isi direktori dari berkas-berkas dalam daftar tsb.

  • Mengubah nama berkas

    Nama berkas mencerminkan isi berkas terhadap pengguna. Oleh karena itu, nama berkas harus dapat diubah-ubah ketika isi dan kegunaannya sudah berubah atau tidak sesuai lagi. Mengubah nama berkas memungkinkan posisinya berpindah dalam struktur direktori.

  • Akses Sistem berkas

    Mengakses tiap direktori dan tiap berkas dalam struktur direktori. Sangatlah dianjurkan untuk menyimpan isi dan stuktur dari keseluruhan sistem berkas setiap jangka waktu tertentu. Menyimpan juga dapat berarti menyalin seluruh berkas ke pita magnetik. Teknik ini membuat suatu cadangan salinan dari berkas tersebut jika terjadi kegagalan sistem atau jika berkas itu tidak diperlukan lagi.

Sedangkan Tanenbaum juga menambahkan hal-hal berikut sebagai operasi yang dapat dilakukan terhadap direktori tersebut:

  • Membuka direktori

  • Menutup direktori

  • Menambah direktori

  • Mengubah nama direktori

  • Menghubungkan berkas-berkas di direktori berbeda

  • Menghapus hubungan berkas-berkas di direktori berbeda


Direktori Satu Tingkat (Single Level Directory)

Struktur Direktori ini merupakan struktur direktori yang paling sederhana. Semua berkas disimpan dalam direktori yang sama.

Gambar 6-1. Single Level Directory

Direktori satu tingkat memiliki keterbatasan, yaitu bila berkas bertambah banyak atau bila sistem memiliki lebih dari satu pengguna. Hal ini disebabkan karena tiap berkas harus memiliki nama yang unik.


Direktori Dua Tingkat (Two Level Directory)

Membuat direktori yang terpisah untuk tiap pengguna, yang disebut User File Directory (UFD). Ketika pengguna login, master directory berkas dipanggil. MFD memiliki indeks berdasarkan nama pengguna dan setiap entri menunjuk pada UFD pengguna tersebut. Maka, pengguna boleh memiliki nama berkas yang sama dengan berkas lain.

Gambar 6-2. Two Level Directory

Meskipun begitu, struktur ini masih memiliki kerugian, terutama bila beberapa pengguna ingin mengerjakan tugas secara kerjasama dan ingin mengakses berkas dari salah satu pengguna lain. Beberapa sistem secara sederhana tidak mengizinkan berkas seorang pengguna diakses oleh pengguna lain.


Direktori dengan Struktur Tree (Tree-Structured Directory)

Dalam struktur ini, setiap pengguna dapat membuat subdirektori sendiri dan mengorganisasikan berkas-berkasnya. Dalam penggunaan normal, tiap pengguna memiliki apa yang disebut direktori saat ini. Direktori saat ini mengandung berkas-berkas yang baru-baru ini digunakan oleh pengguna.

Gambar 6-3. Tree-Structured Directory

Terdapat dua istilah, path (lintasan) relatif dan lintasan mutlak. Lintasan relatif adalah lintasan yang dimulai dari direktori saat ini, sedangkan lintasan mutlak adalah path yang dimulai dari root directory.


Direktori dengan Struktur Graf Asiklik (Acyclic-Structured Directory)

Direktori dengan struktur tree melarang pembagian berkas/direktori. Oleh karena itu, struktur graf asiklik memperbolehkan direktori untuk berbagi berkas atau subdirektori. Jika ada berkas yang ingin diakses oleh dua pengguna atau lebih, maka struktur ini menyediakan fasilitas sharing.

Gambar 6-4. Acyclic-Structured Directory


Direktori dengan Struktur Graf Umum

Masalah yang timbul dalam penggunaan struktur graf asiklik adalah meyakinkan apakah tidak ada siklus. Bila kita mulai dengan struktur direktori tingkat dua dan memperbolehkan pengguna untuk membuat subdirektori, maka kita akan mendapatkan struktur direktori tree. Sangatlah mudah untuk mempertahankan sifat pohon, akan tetapi, bila kita tambahkan sambungan pada direktori dengan struktur pohon, maka sifat pohon akan musnah dan menghasilkan struktur graf sederhana.

Gambar 6-5. General Graph Directory

Bila siklus diperbolehkan dalam direktori, tentunya kita tidak ingin mencari sebuah berkas 2 kali. Algoritma yang tidak baik akan menghasilkan infinite loop dan tidak pernah berakhir. Oleh karena itu diperlukan skema pengumpulan sampah (garbage-collection scheme).

Skema ini menyangkut memeriksa seluruh sistem berkas dengan menandai tiap berkas yang dapat diakses. Kemudian mengumpulkan apa pun yang tidak ditandai pada tempat yang kosong. Hal ini tentunya dapat menghabiskan banyak waktu.


Konsep Mounting, Sharing, dan Proteksi

Mounting

Mounting adalah proses mengkaitkan sebuah sistem berkas yang baru ditemukan pada sebuah piranti ke struktur direktori utama yang sedang dipakai. Piranti-piranti yang akan di-mount dapat berupa cd-rom, disket atau sebuah zip-drive. Tiap-tiap sistem berkas yang akan di-mount akan diberikan sebuah mount point, atau sebuah direktori dalam pohon direktori sistem Anda, yang sedang diakses.

Sistem berkas yang dideskripsikan di /etc/fstab (fstab adalah singkatan dari filesystem tables) biasanya akan di-mount saat komputer baru mulai dinyalakan, tapi dapat juga me-mount sistem berkas tambahan dengan menggunakan perintah:
   mount [nama piranti]
   
atau dapat juga dengan menambahkan secara manual mount point ke berkas /etc/fstab. Daftar sistem berkas yang di-mount dapat dilihat kapan saja dengan menggunakan perintah mount. Karena izinnya hanya diatur read-only di berkas fstab, maka tidak perlu khawatir pengguna lain akan mencoba mengubah dan menulis mount point yang baru.

Seperti biasa saat ingin mengutak-atik berkas konfigurasi seperti mengubah isi berkas fstab, pastikan untuk membuat berkas cadangan untuk mencegah terjadinya kesalahan teknis yang dapat menyebabkan suatu kekacauan. Kita dapat melakukannya dengan cara menyediakan sebuah disket atau recovery-disk dan mem-back-up berkas fstab tersebut sebelum membukanya di editor teks untuk diutak-atik.

Red Hat Linux dan sistem operasi lainnya yang mirip dengan UNIX mengakses berkas dengan cara yang berbeda dari MS-DOS, Windows dan Macintosh. Di linux, segalanya disimpan di dalam sebuah lokasi yang dapat ditentukan dalam sebuah struktur data. Linux bahkan menyimpan perintah-perintah sebagai berkas. Seperti sistem operasi modern lainnya, Linux memiliki struktur tree, hirarki, dan organisasi direktori yang disebut sistem berkas.

Semua ruang kosong yang tersedia di disk diatur dalam sebuah pohon direktori tunggal. Dasar sistem ini adalah direktori root yang dinyatakan dengan sebuah garis miring ("/"). Pada linux, isi sebuah sistem berkas dibuat nyata tersedia dengan menggabungkan sistem berkas ke dalam sebuah sistem direktori melalui sebuah proses yang disebut mounting.

Sistem berkas dapat di-mount maupun di-umount yang berarti sistem berkas tersebut dapat tersambung atau tidak dengan struktur pohon direktori. Perbedaannya adalah sistem berkas tersebut akan selalu di-mount ke direktori root ketika sistem sedang berjalan dan tidak dapat di-mount. Sistem berkas yang lain di-mount seperlunya, contohnya yang berisi hard drive berbeda dengan floppy disk atau CD-ROM.

Mounting Overview

Mounting membuat sistem berkas, direktori, piranti dan berkas lainnya menjadi dapat digunakan di lokasi-lokasi tertentu, sehingga memungkinkan direktori itu menjadi dapat diakses. Perintah mount menginstruksikan sistem operasi untuk mengkaitkan sebuah sistem berkas ke sebuah direktori khusus.

Memahami Mount Point

Mount point adalah sebuah direktori dimana berkas baru menjadi dapat diakses. Untuk me-mount suatu sistem berkas atau direktori, titik mount-nya harus berupa direktori, dan untuk me-mount sebuah berkas, mount point-nya juga harus berupa sebuah berkas.

Biasanya, sebuah sistem berkas, direktori, atau sebuah berkas di-mount ke sebuah mount point yang kosong, tapi biasanya hal tersebut tidak diperlukan. Jika sebuah berkas atau direktori yang akan menjadi mount point berisi data, data tersebut tidak akan dapat diakses selama direktori/berkas tersebut sedang dijadikan mount point oleh berkas atau direktori lain. Sebagai akibatnya, berkas yang di-mount akan menimpa apa yang sebelumnya ada di direktori/berkas tersebut. Data asli dari direktori itu dapat diakses kembali bila proses mounting sudah selesai.

Gambar 6-6. Mount Point

Saat sebuah sistem berkas di-mount ke sebuah direktori, izin direktori root dari berkas yang di-mount akan mengambil alih izin dari mount point. Pengecualiannya adalah pada direktori induk akan memiliki atribut .. (double dot). Agar sistem operasi dapat mengakses sistem berkas yang baru, direktori induk dari mount point harus tersedia.

Untuk segala perintah yang membutuhkan informasi direktori induk, pengguna harus mengubah izin dari direktori mounted-over. Kegagalan direktori mounted-over untuk mengabulkan izin dapat menyebabkan hasil yang tidak terduga, terutama karena izin dari direktori mounted-over tidak dapat terlihat. Kegagalan umum terjadi pada perintah pwd. Tanpa mengubah izin direktori mounted-over, akan timbul pesan error seperti ini:
      pwd: permission denied
      
Masalah ini dapat diatasi dengan mengatur agar izin setidaknya di-set dengan 111.

Mounting Sistem Berkas, Direktori, dan Berkas

Ada dua jenis mounting: remote mounting dan mounting lokal. Remote mounting dilakukan dengan sistem remote dimana data dikirimkan melalui jalur telekomunikasi. Remote sistem berkas seperti Network File Systems (NFS), mengharuskan agar file diekspor dulu sebelum di-mount. mounting lokal dilakukan di sistem lokal.

Tiap-tiap sistem berkas berhubungan dengan piranti yang berbeda. Sebelum kita menggunakan sebuah sistem berkas, sistem berkas tersebut harus dihubungkan dengan struktur direktori yang ada (dapat root atau berkas yang lain yang sudah tersambung).

Sebagai contoh, kita dapat me-mount dari /home/server/database ke mount point yang dispesifikasikan sebagai /home/user1, /home/user2, and /home/user3:

  • /home/server/database /home/user1

  • /home/server/database /home/user2

  • /home/server/database /home/user3


Sharing

Kita dapat berbagi berkas dengan pengguna lainnya yang teregistrasi. Hal pertama yang harus kita lakukan adalah menentukan dengan siapa berkas tersebut akan dibagi dan akses seperti apa yang akan diberikan kepada mereka. Berbagi bekas berguna bagi pengguna yang ingin bergabung dengan pengguna lain dan mengurangi usaha untuk mencapai sebuah hasil akhir.

Banyak Pengguna

Saat sebuah sistem operasi dibuat untuk multiple user, masalah berbagi berkas, penamaan berkas dan proteksi berkas menjadi sangat penting. Oleh karena itu, sistem operasi harus dapat mengakomodasikan/mengatur pembagian berkas dengan memberikan suatu struktur direktori yang membiarkan pengguna untuk saling berbagi.

Berkaitan dengan permasalahan akses berkas, kita dapat mengijinkan pengguna lain untuk melihat, mengedit atau menghapus suatu berkas. Proses mengedit berkas yang menggunakan web-file system berbeda dengan menggunakan aplikasi seperti Windows Explorer. Untuk mengedit sebuah file dengan web-file system, kita harus menduplikasi berkas tersebut dahulu dari web-file system ke komputer lokal, mengeditnya di komputer lokal, dan mengirim file tersebut kembali ke sistem dengan menggunakan nama berkas yang sama.

Sebagai contoh, kita dapat mengizinkan semua pengguna yang terdaftar untuk melihat berkas-berkas yang ada di direktori (tetapi mereka tidak dapat mengedit atau menghapus berkas tersebut). Contoh lainnya, kita dapat mengijinkan satu pengguna saja untuk melakukan apapun terhadap sebuah direktori dan segala isinya (ijin untuk melihat semua berkas, mengeditnya, menambah berkas bahkan menghapus isi berkas). Kita juga dapat memberikan kesempatan bagi pengguna untuk mengubah izin dan kontrol akses dari sebuah isi direktori, namun hal tersebut biasanya di luar kebiasaan, sebab seharusnya satu-satunya pengguna yang berhak mengubah izin adalah kita sendiri.

Sistem berkas web memungkinkan kita untuk menspesifikasikan suatu akses dalam tingkatan berkas. Jadi, kita dapat mengijinkan seluruh orang untuk melihat isi dari sebuah direktori atau mengijinkan sebagian kecil pengguna saja untuk mengakses suatu direktori. Bahkan, dalam kenyataannya, kita dapat menspesifikasikan jenis akses yang berbeda dengan jumlah pengguna yang berbeda pula.

Kebanyakan pada sistem banyak pengguna menerapkan konsep direktor berkas owner/user dan group.

  • Owner: pengguna yang dapat mengubah atribut, memberikan akses, dan memiliki sebagian besar kontrol di dalam sebuah berkas atau direktori.

  • Group: sebagian pengguna yang sedang berbagi berkas.

Remote File System

Jaringan menyebabkan berbagi data terjadi di seluruh dunia. Dalam metode implementasi pertama, yang digunakan untuk berbagi data adalah program FTP (File Transfer Protocol). Yang kedua terbesar adalah DFS (Disributed File System) yang memungkinkan remote direktori terlihat dari mesin lokal. Metode yang ketiga adalah WWW (World Wide Web)

FTP digunakan untuk akses anonim (mentransfer file tanpa memiliki account di sistem remote) dan akses autentik (membutuhkan ijin). WWW biasanya menggunakan akses anonim, dan DFS menggunakan akses autentik.

Cient-Server Model

  • server: mesin yang berisi berkas

  • klien: mesin yang mengakses berkas

Server dapat melayani banyak pengguna dan klien dapat menggunakan banyak server. Proses identifikasi klien biasanya sulit, dan cara yang biasa digunakan adalah melacak alamat IP, namun karena alamat IP dapat dipalsukan, cara ini menjadi kurang efektif. Ada juga yang menggunakan proses kunci terenkripsi, namun hal ini lebih rumit lagi, sebab klien-server harus menggunakan algoritma enkripsi yang sama dan pertukaran kunci yang aman.


Proteksi

Dalam pembahasan mengenai proteksi berkas, kita akan berbicara lebih mengenai sisi keamanan dan mekanisme bagaimana menjaga keutuhan suatu berkas dari gangguan akses luar yang tidak dikehendaki. Sebagai contoh bayangkan saja Anda berada di suatu kelompok kerja dimana masing-masing staf kerja disediakan komputer dan mereka saling terhubung membentuk suatu jaringan; sehingga setiap pekerjaan/dokumen/ berkas dapat dibagi-bagikan ke semua pengguna dalam jaringan tersebut. Misalkan lagi Anda harus menyerahkan berkas RAHASIA.txt ke atasan Anda, dalam hal ini Anda harus menjamin bahwa isi berkas tersebut tidak boleh diketahui oleh staf kerja lain apalagi sampai dimodifikasi oleh orang yang tidak berwenang. Suatu mekanisme pengamanan berkas mutlak diperlukan dengan memberikan batasan akses ke setiap pengguna terhadap berkas tertentu.

Tipe Akses

Proteksi berkaitan dengan kemampuan akses langsung ke berkas tertentu. Panjangnya, apabila suatu sistem telah menentukan secara pasti akses berkas tersebut selalu ditutup atau selalu dibebaskan ke setiap pengguna lain maka sistem tersebut tidak memerlukan suatu mekanisme proteksi. Tetapi tampaknya pengimplementasian seperti ini terlalu ekstrim dan bukan pendekatan yang baik. Kita perlu membagi akses langsung ini menjadi beberapa jenis-jenis tertentu yang dapat kita atur dan ditentukan (akses yang terkontrol).

Dalam pendekatan ini, kita mendapatkan suatu mekanisme proteksi yang dilakukan dengan cara membatasi jenis akses ke suatu berkas. Beberapa jenis akses tersebut antara lain:

  • Read/Baca: membaca berkas

  • Write/Tulis: menulis berkas

  • Execute/Eksekusi: memasukkan berkas ke memori dan dieksekusi

  • Append/Sisip: menulis informasi baru pada baris akhir berkas

  • Delete/Hapus: menghapus berkas

  • List/Daftar: mendaftar nama dan atribut berkas

Operasi lain seperti rename, copying, atau editing yang mungkin terdapat di beberapa sistem merupakan gabungan dari beberapa jenis kontrol akses diatas. Sebagai contoh, menyalin sebuah berkas dikerjakan sebagai runtutan permintaan baca dari pengguna. Sehingga dalam hal ini, seorang pengguna yang memiliki kontrol akses read dapat pula meng-copy, mencetak dan sebagainya.

Kontrol Akses

Pendekatan yang paling umum dipakai dalam mengatasi masalah proteksi berkas adalah dengan membiarkan akses ke berkas ditentukan langsung oleh pengguna (dalam hal ini pemilik/pembuat berkas itu). Sang pemilik bebas menentukan jenis akses apa yang diperbolehkan untuk pengguna lain. Hal ini dapat dilakukan dengan menghubungkan setiap berkas atau direktori dengan suatu daftar kontrol-akses (Access-Control Lists/ACL) yang berisi nama pengguna dan jenis akses apa yang diberikan kepada pengguna tersebut.

Sebagai contoh dalam suatu sistem VMS, untuk melihat daftar direktori berikut daftar kontrol-akses, ketik perintah "DIR/SECURITY", atau "DIR/SEC". Salah satu keluaran perintah itu adalah daftar seperti berikut ini:
      WWW-HOME.DIR;1       [HMC2000,WWART]              (RW,RWED,,E)
          (IDENTIFIER=WWW_SERVER_ACCESS,OPTIONS=DEFAULT,ACCESS=READ)
          (IDENTIFIER=WWW_SERVER_ACCESS,ACCESS=READ)
      
Baris pertama menunjukkan nama berkas tersebut WWW-HOME.DIR kemudian disebelahnya nama grup pemilik HMC2000 dan nama pengguna WWART diikuti dengan sekelompok jenis akses RW, RWED,,E (R=Baca, W=Tulis, E=Eksekusi, D=Hapus). Dua baris dibawahnya itulah yang disebut daftar konrol-akses. Satu-satu baris disebut sebagai masukan kontrol-akses (Access Control Entry/ACE) dan terdiri dari 3 bagian. Bagian pertama disebut sebagai IDENTIFIER/Identifikasi, menyatakan nama grup atau nama pengguna (seperti [HMC2000, WWART]) atau akses khusus (seperti WWW_SERVER_ACCESS). Bagian kedua merupakan daftar OPTIONS/Plihan-pilihan. Dan terakhir adalah daftar ijin ACCESS/akses, seperti read atau execute, yang diberikan kepada siapa saja yang mengacu pada bagian Identifikasi.

Cara kerjanya: apabila seorang pengguna meminta akses ke suatu berkas/direktori, sistem operasi akan memeriksa ke daftar kontrol-akses apakah nama pengguna itu tercantum dalam daftar tersebut. Apabila benar terdaftar, permintaan akses akan diberikan dan sebaliknya bila tidak, permintaan akses akan ditolak.

Pendekatan ini memiliki keuntungan karena penggunaan metodologi akses yang kompleks sehingga sulit ditembus sembarangan. Masalah utamanya adalah ukuran dari daftar akses tersebut. Bayangkan apabila kita mengijinkan semua orang boleh membaca berkas tersebut, kita harus mendaftar semua nama pengguna disertai ijin akses baca mereka. Lebih jauh lagi, tehnik ini memiliki dua konsekuensi yang tidak diinginkan:

  • Pembuatan daftar semacam itu merupakan pekerjaan yang melelahkan dan tidak efektif.

  • Entri direktori yang sebelumnya memiliki ukuran tetap, menjadi ukuran yang dapat berubah-ubah, mengakibatkan lebih rumitnya manajemen ruang kosong.

Masalah ini dapat diselesaikan dengan penggunaan daftar akses yang telah disederhanakan.

Untuk menyederhanakan ukuran daftar kontrol akses, banyak sistem menggunakan tiga klasifikasi pengguna sebagai berikut:

  • Owner: pengguna yang telah membuat berkas tersebut.

  • Group: sekelompok pengguna yang saling berbagi berkas dan membutuhkan akses yang sama.

  • Universe: keseluruhan pengguna.

Pendekatan yang dipakai belum lama ini adalah dengan mengkombinasikan daftar kontrol-akses dengan konsep kontrol- akses pemilik, grup dan semesta yang telah dijabarkan diatas. Sebagai contoh, Solaris 2.6 dan versi berikutnya menggunakan tiga klasifikasi kontrol-akses sebagai pilihan umum, tetapi juga menambahkan secara khusus daftar kontrol-akses terhadap berkas/direktori tertentu sehingga semakin baik sistem proteksi berkasnya.

Contoh lain yaitu sistem UNIX dimana konrol-aksesnya dinyatakan dalam 3 bagian. Masing-masing bagian merupakan klasifikasi pengguna (yi.pemilik, grup dan semesta). Setiap bagian kemudian dibagi lagi menjadi 3 bit jenis akses -rwx, dimana r mengontrol akses baca, w mengontrol akses tulis dan x mengontrol eksekusi. Dalam pendekatan ini, 9 bit diperlukan untuk merekam seluruh informasi proteksi berkas.

Berikut adalah keluaran dari perintah "ls -al" di sistem UNIX:
      -rwxr-x---  1  david karyawan 12210 Nov 14 20:12 laporan.txt
      
Baris di atas menyatakan bahwa berkas laporan.txt memiliki akses penuh terhadap pemilik berkas (yi.david), grupnya hanya dapat membaca dan mengeksekusi, sedang lainnya tidak memiliki akses sama sekali.

Pendekatan Pengamanan Lainnya

Salah satu pendekatan lain terhadap masalah proteksi adalah dengan memberikan sebuah kata kunci (password) ke setiap berkas. Jika kata-kata kunci tersebut dipilih secara acak dan sering diganti, pendekatan ini sangatlah efektif sebab membatasi akses ke suatu berkas hanya diperuntukkan bagi pengguina yang mengetahui kata kunci tersebut.

Meskipun demikian, pendekatan ini memiliki beberapa kekurangan, diantaranya:

  • Kata kunci yang perlu diingat oleh pengguna akan semakin banyak, sehingga membuatnya menjadi tidak praktis.

  • Jika hanya satu kata kunci yang digunakan di semua berkas, maka jika sekali kata kunci itu diketahui oleh orang lain, orang tersebut dapat dengan mudah mengakses semua berkas lainnya. Beberapa sistem (contoh: TOPS-20) memungkinkan seorang pengguna untuk memasukkaan sebuah kata kunci dengan suatu subdirektori untuk menghadapi masalah ini, bukan dengan satu berkas tertentu.

  • Umumnya, hanya satu kata kunci yang diasosiasikan dengan semua berkas lain. Sehingga, pengamanan hanya menjadi semua-atau-tidak sama sekali. Untuk mendukung pengamanan pada tingkat yang lebih mendetail, kita harus menggunakan banyak kata kunci.


Implementasi Sistem Berkas

Struktur Sistem Berkas

Disk yang merupakan tempat terdapatnya sistem berkas menyediakan sebagian besar tempat penyimpanan dimana sistem berkas akan dikelola. Disk memiliki dua karakteristik penting yang menjadikan disk sebagai media yang tepat untuk menyimpan berbagai macam berkas, yaitu:

  • Data dapat ditulis ulang di disk tersebut, hal ini memungkinkan untuk membaca, memodifikasi, dan menulis di disk tersebut.

  • Dapat diakses langsung ke setiap blok di disk. Hal ini memudahkan untuk mengakses setiap berkas baik secara berurut maupun tidak berurut, dan berpindah dari satu berkas ke berkas lain dengan hanya mengangkat head disk dan menunggu disk berputar.

Gambar 6-7. Disk Organization

Untuk meningkatkan efisiensi I/O, pengiriman data antara memori dan disk dilakukan dalam setiap blok. Setiap blok merupakan satu atau lebih sektor. Setiap disk memiliki ukuran yang berbeda-beda, biasanya berukuran 512 bytes.

Sistem operasi menyediakan sistem berkas agar data mudah disimpan, diletakkan dan diambil kembali dengan mudah. Terdapat dua masalah desain dalam membangun suatu sistem berkas. Masalah pertama adalah definisi dari sistem berkas. Hal ini mencakup definisi berkas dan atributnya, operasi ke berkas, dan struktur direktori dalam mengorganisasikan berkas-berkas. Masalah kedua adalah membuat algoritma dan struktur data yang memetakan struktur logikal sistem berkas ke tempat penyimpanan sekunder.

Sistem berkas dari sistem operasi yang sudah modern diimplementasikan dengan menggunakan struktur berlapis. Keuntungan struktur berlapis ini adalah fleksibilitas yang dimilikinya. Penggunaan dari struktur berlapis ini memungkinkan adanya implementasi yang lebih dari satu secara bersamaan, terutama pada I/O Control dan tingkatan organisasi berkas. Hal ini memungkinkan untuk mendukung lebih dari satu implementasi sistem berkas.

Gambar 6-8. Layered File System

Lapisan struktur sistem berkas menghubungkan antara perangkat keras dengan aplikasi program yang ada, yaitu (dari yang terendah):

  • I/O control, terdiri atas driver device dan interrupt handler. Driver device adalah perantara komunikasi antara sistem operasi dengan perangkat keras. Input didalamnya berisikan perintah tingkat tinggi seperti "ambil blok 133", sedangkan output-nya adalah perintah tingkat rendah, instruksi spesifik perangkat keras yang digunakan oleh controller perangkat keras.

  • Basic file system, diperlukan untuk mengeluarkan perintah generic ke device driver untuk read dan write pada suatu blok dalam disk.

  • File-organization module, informasi tentang alamat logika dan alamat fisik dari berkas tersebut. Modul ini juga mengatur sisa disk dengan melacak alamat yang belum dialokasikan dan menyediakan alamat tersebut saat pengguna ingin menulis berkas ke dalam disk. Di dalam File-organization module juga terdapat free- space manager.

  • Logical file-system, tingkat ini berisi informasi tentang simbol nama berkas, struktur dari direktori, dan proteksi dan sekuriti dari berkas tersebut. Sebuah File Control Block (FCB) menyimpan informasi tentang berkas, termasuk kepemilikan, izin dan lokasi isi berkas.

Di bawah ini merupakan contoh dari kerja struktur berlapis ini ketika suatu program mau membaca informasi dari disk. Urutan langkahnya:

  1. Application program memanggil sistem berkas dengan system call.

    Contoh: read (fd, input, 1024) akan membaca section sebesar 1 Kb dari disk dan menempatkannya ke variabel input.

  2. Diteruskan ke system call interface.

    System call merupakan software interrupt. Jadi, interrupt handler sistem operasi akan memeriksa apakah system call yang menginterupsi. Interrupt handler ini akan memutuskan bagian dari sistem operasi yang bertanggung jawab untuk menangani system call. Interrupt handler akan meneruskan system call.

  3. Diteruskan ke logical file system.

    Memasuki lapisan sistem berkas. Lapisan ini menyediakan system call, operasi yang akan dilakukan dan jenis berkas. Yang perlu ditentukan selanjutnya adalah file organization module yang akan meneruskan permintaan ini. File organization module yang akan digunakan tergantung dari jenis sistem berkas dari berkas yang diminta.

    Contoh: Misalkan kita menggunakan LINUX dan berkas yang diminta ada di Windows 95. Lapisan logical file system akan meneruskan permintaan ke file organization module dari Windows 95.

  4. Diteruskan ke file organization module.

    File organization module yang mengetahui pengaturan (organisasi) direktori dan berkas pada disk. Sistem berkas yang berbeda memiliki organisasi yang berbeda. Windows 95 menggunakan VFAT-32. Windows NT menggunakan format NTFS. Linux menggunakan EXT2. Sistem operasi yang paling modern memiliki beberapa file organization module sehingga dapat membaca format yang berbeda.

    Pada contoh di atas, logical file system telah meneruskan permintaan ke file organization module VFAT32. Modul ini menterjemahkan nama berkas yang ingin dibaca ke lokasi fisik yang biasanya terdiri dari disk antarmuka, disk drive, surface, cylinder, track, sector.

  5. Diteruskan ke basic file system.

    Dengan adanya lokasi fisik, kita dapat memberikan perintah ke piranti keras yang dibutuhkan. Hal ini merupakan tanggungjawab basic file system. Basic file system ini juga memiliki kemampuan tambahan seperti buffering dan caching.

    Contoh: Sektor tertentu yang dipakai untuk memenuhi permintaan mungkin saja berada dalam buffers atau caches yang diatur oleh basic file system. Jika terjadi hal seperti ini, maka informasi akan didapatkan secara otomatis tanpa perlu membaca lagi dari disk.

  6. I/O Control

    Tingkatan yang paling rendah ini yang memiliki cara untuk memerintah/memberitahu piranti keras yang diperlukan.


Implementasi Sistem Berkas

Gambaran

Untuk mengimplementasikan suatu sistem berkas biasanya digunakan beberapa struktur on-disk dan in-memory. Struktur ini bervariasi tergantung pada sistem operasi dan sistem berkas, tetapi beberapa prinsip dasar harus tetap diterapkan. Pada struktur on-disk, sistem berkas mengandung informasi tentang bagaimana mem-boot sistem operasi yang disimpan, jumlah blok, jumlah dan lokasi blok yang masih kosong, struktur direktori, dan berkas individu.

Struktur on-disk:

  • Boot Control Block

    Informasi yang digunakan untuk menjalankan mesin mulai dari partisi yang diinginkan untuk menjalankan mesin mulai dari partisi yang diinginkan. Dalam UPS disebut boot block. Dalam NTFS disebut partition boot sector.

  • Partition Block Control

    Spesifikasi atau detil-detil dari partisi (jumlah blok dalam partisi, ukuran blok, ukuran blok, dsb). Dalam UPS disebut superblock. Dalam NTFS disebut tabel master file.

  • Struktur direktori

    Mengatur berkas-berkas.

  • File Control Block (FCB)

    Detil-detil berkas yang spesifik. Di UPS disebut inode. Di NTFS, informasi ini disimpan di dalam tabel Master File.

Struktur in-memory:

  • Tabel Partisi in-memory

    Informasi tentang partisi yang di-mount.

  • Struktur Direktori in-memory

    Menyimpan informasi direktori tentang direktori yang paling sering diakses.

  • Tabel system-wide open-file

    • menyimpan open count (informasi jumlah proses yang membuka berkas tsb)

    • menyimpan atribut berkas (pemilik, proteksi, waktu akses, dsb), dan lokasi file blocks.

    • Tabel ini digunakan bersama-sama oleh seluruh proses.

  • Tabel per-process open-file

    • menyimpan pointer ke entri yang benar dalam tabel open- file

    • menyimpan posisi pointer pada saat itu dalam berkas.

    • modus akses

Untuk membuat suatu berkas baru, program aplikasi memanggil logical file system. Logical file system mengetahui format dari struktur direktori. Untuk membuat berkas baru, logical file system akan mengalokasikan FCB, membaca direktori yang benar ke memori, memperbaharui dengan nama berkas dan FCB yang baru dan menulisnya kembali ke dalam disk.

Beberapa sistem operasi, termasuk UNIX, memperlakukan berkas sebagai direktori. Sistem operasi Windows NT mengimplementasi beberapa system calls untuk berkas dan direktori. Windows NT memperlakukan direktori sebagai sebuah kesatuan yang berbeda dengan berkas. Logical file system dapat memanggil file-organization module untuk memetakan direktori I/O ke disk-block numbers, yang dikirimkan ke sistem berkas dasar dan I/O control system. File- organization module juga mengalokasikan blok untuk penyimpanan data-data berkas.

Setelah berkas selesai dibuat, mula-mula harus dibuka terlebih dahulu. Perintah open dikirim nama berkas ke sistem berkas. Ketika sebuah berkas dibuka, struktur direktori mencari nama berkas yang diinginkan. Ketika berkas ditemukan, FCD disalin ke ke tabel system-wide open-file pada memori. Tabel ini juga mempunyai entri untuk jumlah proses yang membuka berkas tersebut.

Selanjutnya, entri dibuat di tabel per-process open-file dengan penunjuk ke entri di dalam tabel system-wide open-file. Seluruh operasi pada berkas akan diarahkan melalui penunjuk ini.

Partisi dan Mounting

Setiap partisi dapat merupakan raw atau cooked. Raw adalah partisi yang tidak memiliki sistem berkas dan cooked sebaliknya. Raw disk digunakan jika tidak ada sistem berkas yang tepat. Raw disk juga dapat menyimpan informasi yang dibutuhkan oleh sistem disk RAID dan database kecil yang menyimpan informasi konfigurasi RAID.

Informasi boot dapat disimpan di partisi yang berbeda. Semuanya mempunyai formatnya masing-masing karena pada saat boot, sistem tidak punya sistem berkas dari perangkat keras dan tidak dapat memahami sistem berkas.

Root partition yang mengandung kernel sistem operasi dan sistem berkas yang lain, di-mount saat boot. Partisi yang lain di-mount secara otomatis atau manual (tergantung sistem operasi). Sistem operasi menyimpan dalam struktur tabel mount dimana sistem berkas di-mount dan jenis dari sistem berkas.

Pada UNIX, sistem berkas dapat di-mount di direktori manapun. Ini diimplementasikan dengan mengatur flag di salinan in-memory dari jenis direktori itu. Flag itu mengindikasikan bahwa direktori adalah puncak mount.

Sistem Berkas Virtual

Suatu direktori biasanya menyimpan beberapa berkas dengan jenis-jenis yang berbeda. Sistem operasi harus dapat menyatukan berkas-berkas berbeda itu di dalam suatu struktur direktori. Untuk menyatukan berkas-berkas tersebut digunakan metode implementasi beberapa jenis sistem berkas dengan menulis di direktori dan file routine untuk setiap jenis.

Sistem operasi pada umumnya, termasuk UNIX, menggunakan teknik berorientasi objek untuk menyederhakan, mengorganisir dan mengelompokkannya sesuai dengan implementasinya. Penggunaan metode ini memungkinkan berkas-berkas yang berbeda jenisnya diimplementasikan dalam struktur yang sama.

Implementasi spesifiknya menggunakan struktur data dan prosedur untuk mengisolasi fungsi dasar dari system call.

Gambar 6-9. Schematic View of Virtual File System

Implementasi sistem berkas terdiri dari 3 lapisan utama:

  • Interface sistem berkas: perintahopen, read, write, close dan file descriptor.

  • Virtual File System(VFS)

    Virtual file system adalah suatu lapisan perangkat lunak dalam kernel yang menyediakan antar muka sistem berkas untuk program userspace. VFS juga menyediakan suatu abstraksi dalam kernel yang mengijinkan implementasi sistem berkas yang berbeda untuk muncul.

    VFS ini memiliki 2 fungsi yang penting yaitu:

    • Memisahkan operasi berkas generic dari implementasinya dengan mendefinisikan VFS antar muka yang masih baru.

    • VFS didasarkan pada struktur file-representation yang dinamakan vnode, yang terdiri dari designator numerik untuk berkas unik network-wide.

  • Sistem berkas lokal dan sistem berkas remote untuk jaringan.


Implementasi Direktori

Sebelum sebuah berkas dapat dibaca, berkas tersebut harus dibuka terlebih dahulu. Saat berkas tersebut dibuka, sistem operasi menggunakan path name yang dimasukkan oleh pengguna untuk mengalokasikan direktori entri yang menyediakan informasi yang dibutuhkan untuk menemukan block disk tempat berkas itu berada. Tergantung dari sistem tersebut, informasi ini dapat berupa alamat disk dari berkas yang bersangkutan (contiguous allocation), nomor dari blok yang pertama (kedua skema linked list), atau nomor dari inode. Dalam semua kasus, fungsi utama dari direktori entri adalah untuk memetakan nama ASCII dari berkas yang bersangkutan kepada informasi yang dibutuhkan untuk mengalokasikan data.

Masalah berikutnya yang kemudian muncul adalah dimana atribut yang dimaksud akan disimpan. Kemungkinan paling nyata adalah menyimpan secara langsung di dalam direktori entri, dimana kebanyakan sistem menggunakannya. Untuk sistem yang menggunakan inodes, kemungkinan lain adalah menyimpan atribut ke dalam inode, selain dari direktori entri. Cara yang terakhir ini mempunyai keuntungan lebih dibandingkan menyimpan dalam direktori entri.

Cara pengalokasian direktori dan pengaturan direktori dapat meningkatkan efisiensi, performa dan kehandalan. Ada beberapa macam algoritma yang dapat digunakan.

Algoritma Linear List

Metode paling sederhana. Menggunakan nama berkas dengan penunjuk ke data blok.

Proses:

  • Mencari (tidak ada nama berkas yang sama).

  • Menambah berkas baru pada akhir direktori.

  • Menghapus (mencari berkas dalam direktori dan melepaskan tempat yang dialokasikan).

Penggunaan suatu berkas:

Memberi tanda atau menambahkan pada daftar direktori bebas.

Kelemahan:

Pencarian secara linier (linier search) untuk mencari sebuah berkas, sehingga implementasi sangat lambat saat mengakses dan mengeksekusi berkas.

Solusi:

Linked list dan Software Cache

Algoritma Hash Table

Linear List menyimpan direktori entri, tetapi sruktur data hash juga digunakan.

Proses:

Hash table mengambil nilai yang dihitung dari nama berkas dan mengembalikan sebuah penunjuk ke nama berkas yang ada di linier list.

Kelemahan:

  • Ukuran tetap:

  • Adanya ketergantungan fungsi hash dengan ukuran hash table

Alternatif:

Chained-overflow hash table yaitu setiap hash table mempunyai linked list dari nilai individual dan crash dapat diatasi dengan menambah tempat pada linked list tersebut. Namun penambahan ini dapat memperlambat.

Direktori pada CP/M

Direktori pada CP/M merupakan direktori entri yang mencakup nomor block disk untuk setiap berkas. Contoh direktori ini (Golden dan Pechura, 1986), berupa satu direktori saja. Jadi, Semua sistem berkas harus melihat nama berkas dan mencari dalam direktori satu-satunya ini.

Direktori ini terdiri dari 3 bagian yaitu:

  • User Code

    Merupakan bagian yang menetapkan track dari user mana yang mempunyai berkas yang bersangkutan, saat melakukan pencarian, hanya entri tersebut yang menuju kepada logged-in user yang bersangkutan. Dua bagian berikutnya terdiri dari nama berkas dan ekstensi dari berkas.

  • Extent

    Bagian ini diperlukan oleh berkas karena berkas yang berukuran lebih dari 16 blok menempati direktori entri yang banyak. Bagian ini digunakan untuk memberitahukan entri mana yang datang pertama, kedua, dan seterusnya.

  • Block Count

    Bagian ini memberitahukan seberapa banyak dari ke-enambelas block disk potensial, sedang digunakan. Enambelas bagian akhir berisi nomor block disk yang bersangkutan. Bagian blok yang terakhir dapat saja penuh, jadi sistem tidak dapat menentukan kapasitas pasti dari berkas sampai ke byte yang terakhir.

    Saat CP/M menemukan entri, CP/M juga memakai nomor block disk, saat berkas disimpan dalam direktori entri, dan juga semua atributnya. Jika berkas menggunakan block disk lebih dari satu entri, berkas dialokasikan dalam direktori yang ditambahkan.

Direktori pada MS-DOS

Merupakan sistem dengan tree hierarchy directory. Mempunyai panjang 32 bytes, yang mencakup nama berkas, atribut, dan nomor dari block disk yang pertama. Nomor dari block disk yang pertama digunakan sebagai indeks dari tabel MS-DOS direktori entri. Dengan sistem rantai, semua blok dapat ditemukan.

Dalam MS-DOS, direktori dapat berisi direktori lain, tergantung dari hirarki sistem berkas. Dalam MS-DOS, program aplikasi yang berbeda dapat dimulai oleh setiap program dengan membuat direktori dalam direktori root, dan menempatkan semua berkas yang bersangkutan di dalam sana. Jadi antar aplikasi yang berbeda tidak dapat terjadi konflik.

Direktori pada UNIX

Struktur direktori yang digunakan dalam UNIX adalah struktur direktori tradisional. Seperti yang terdapat dalam gambar direktori entri dalam UNIX, setiap entri berisi nama berkas dan nomor inode yang bersangkutan. Semua informasi dari jenis, kapasitas, waktu dan kepemilikan, serta block disk yang berisi inode. Sistem UNIX terkadang mempunyai penampakan yang berbeda,tetapi pada beberapa kasus, direktori entri biasanya hanya string ASCII dan nomor inode.

Gambar 6-10. A UNIX directory entry

Saat berkas dibuka, sistem berkas harus mengambil nama berkas dan mengalokasikan block disk yang bersangkutan, sebagai contoh, nama path /usr/ast/mbox dicari, dan kita menggunakan UNIX sebagai contoh, tetapi algoritma yang digunakan secara dasar sama dengan semua hirarki sistem direktori sistem.

Pertama, sistem berkas mengalokasikan direktori root. Dalam UNIX inode yang bersangkutan ditempatkan dalam tempat yang sudah tertentu dalam disk. Kemudian, UNIX melihat komponen pertama dari path, usr dalam direktori root menemukan nomor inode dari direktori /usr. Mengalokasikan sebuah nomor inode adalah secara straight-forward, sejak setiap inode mempunyai lokasi yang tetap dalam disk. Dari inode ini, sistem mengalokasikan direktori untuk /usr dan melihat komponen berikutnya, dst. Saat dia menemukan entri untuk ast, dia sudah mempunyai inode untuk direktori /ust/ast. Dari inode ini, dia dapat menemukan direktorinya dan melihat mbox. Inode untuk berkas ini kemudian dibaca ke dalam memori dan disimpan disana sampai berkas tersebut ditutup.

Nama path dilihat dengan cara yang relatif sama dengan yang absolut. Dimulai dari direktori yang bekerja sebagai pengganti root directory. Setiap direktori mempunyai entri untuk. dan .. yang dimasukkan ke dalam saat direktori dibuat. Entri. mempunyai nomor inode yang menunjuk ke direktori di atasnya/orangtua (parent), . kemudian melihat ../dick/prog.c hanya melihat tanda .. dalam direktori yang bekerja, dengan menemukan nomor inode dalam direktori di atasnya / parent dan mencari direktori disk. Tidak ada mekanisme spesial yang dibutukan untuk mengatasi masalah nama ini. Sejauh masih di dalam sistem direktori, mereka hanya merupakan ASCII string yang biasa.


Filesystem Hierarchy Standard

Pendahuluan

Filesystem Hierarchy Standard (FHS) adalah standar yang digunakan oleh perangkat lunak dan pengguna untuk mengetahui lokasi dari berkas atau direktori yang berada pada komputer. Hal ini dilakukan dengan cara menetapkan prinsip-prinsip dasar pada setiap daerah pada sistem berkas, menetapkan berkas dan direktori minimum yang dibutuhkan, mengatur banyaknya pengecualian dan mengatur kasus yang sebelumnya pernah mengalami konflik secara spesifik.

Dokumen FHS ini digunakan oleh pembuat perangkat lunak untuk menciptakan suatu aplikasi yang compliant dengan FHS. Selain itu, dokumen ini juga digunakan oleh para pembuat sistem operasi untuk menyediakan sistem yang compliant dengan FHS.

Komponen dari nama berkas yang dapat berubah-ubah, akan diapit oleh tanda < dan >, sedangkan komponen yang bersifat pilihan, akan diapit oleh tanda "[" dan "]" dan dapat dikombinasi dengan '<' dan '>'. Sebagai contoh, jika nama berkas diperbolehkan untuk menggunakan atau tidak menggunakan ekstensi, akan ditulis sebagai <nama berkas>[.<ekstensi>]. Sedangkan, variabel substring dari nama direktori atau nama berkas akan ditulis sebagai "*".


Sistem Berkas

Terdapat dua perbedaan yang saling independen dalam berkas, yaitu shareable vs. unshareable dan variable vs. static. Secara umum, berkas-berkas yang memiliki perbedaan seperti di atas sebaiknya diletakkan dalam direktori yang berbeda. Hal ini mempermudah penyimpanan berkas dengan karakteristik yang berbeda dalam sistem berkas yang berbeda.

Berkas shareable adalah berkas yang disimpan di satu komputer, namun masih dapat digunakan oleh komputer lainnya. Sedangkan berkas unshareable tidak dapat digunakan bersama-sama antar komputer yang satu dan lainnya.

Berkas static meliputi berkas biner, pustaka, dokumentasi dan berkas-berkas lain yang tidak dapat diubah tanpa intervensi administrator sistem. Sedangkan, berkas variable adalah semua berkas yang bukan merupakan berkas static.


Sistem Berkas Root

Tujuan dan Prasyarat

Isi dari sistem berkas root harus memadai untuk melakukan operasi boot, restore, recover, dan atau perbaikan pada sistem.

Untuk melakukan operasi boot pada sistem, perlu dilakukan hal-hal untuk mounting sistem berkas lain. Hal ini meliputi konfigurasi data, informasi boot loader dan keperluan-keperluan lain yang mengatur start-up data.

Untuk melakukan recovery dan atau perbaikan dari sistem, hal-hal yang dibutuhkan untuk mendiagnosa dan memulihkan sistem yang rusak harus diletakkan dalam sistem berkas root.

Untuk restore suatu sistem, hal-hal yang dibutuhkan untuk back-up sistem, seperti floppy disk, tape, dsb, harus berada dalam sistem berkas root.

Aplikasi pada komputer tidak diperbolehkan untuk membuat berkas atau subdirektori di dalam direktori root, karena untuk meningkatkan performance dan keamanan, partisi root sebaiknya dibuat seminimum mungkin. Selain itu, lokasi-lokasi lain dalam FHS menyediakan fleksibilitas yang lebih dari cukup untuk package manapun.

Terdapat beberapa direktori yang merupakan persyaratan dari sistem berkas root. Setiap direktori akan dibahas dalam sub-bagian di bawah. /usr dan /var akan dibahas lebih mendetail karena direktori tersebut sangat kompleks.

Tabel 6-1. Direktori/link yang dibutuhkan dalam /.

DirektoriKeterangan
binInstruksi dasar biner
bootBerkas statik untuk me-load boot
devBerkas peranti
etcKonfigurasi sistem host-specific
libPustaka dasar bersama dan modul kernel
mediaMount point untuk media-media removable
mntMount point untuk mounting sistem berkas secara temporer
optPenambahan aplikasi package perangkat lunak
sbinSistem biner dasar
srvData untuk servis yang disediakan oleh sistem
tmpBerkas temporer
usrHirarki sekunder
varData variabel

Pilihan Spesifik

Tabel 6-2. Direktori/link yang dibutuhkan dalam /.

DirektoriKeterangan
homeDirektori home pengguna
lib<qual>Format alternatif dari pustaka dasar bersama
rootDirektori home untuk root pengguna

/bin: Perintah biner dasar (untuk digunakan oleh semua pengguna)

/bin berisi perintah-perintah yang dapat digunakan oleh administrator sistem dan pengguna, namun dibutuhkan apabila tidak ada sistem berkas lain yang di-mount. /bin juga berisi perintah-perintah yang digunakan secara tidak langsung oleh script.

/boot: Berkas statik untuk me-load boot

Dalam direktori ini, terdapat segala sesuatu yang dibutuhkan untuk melakukan bootproses. /boot menyimpan data yang digunakan sebelum kernel mulai menjalankan program mode pengguna. Hal ini dapat meliputi sektor master boot dan sektor berkas map.

/dev: Berkas peranti

Direktori /dev adalah lokasi dari berkas-berkas peranti. Direktori ini harus memiliki perintah bernama "MAKEDEV" yang dapat digunakan untuk menciptakan peranti secara manual. Jika dibutuhkan, "MAKEDEV" harus memiliki segala ketentuan untuk menciptakan peranti-peranti yang ditemukan dalam sistem, bukan hanya implementasi partikular yang di-install.

/etc: Konfigurasi sistem host-specific

Direktori /etc mernyimpan berkas-berkas konfigurasi. Yang dimaksud berkas konfigurasi adalah berkas lokal yang digunakan untuk mengatur operasi dari sebuah program. Berkas ini harus statik dan bukan merupakan biner executable.

/home: Direktori home pengguna

/home adalah konsep standar sistem berkas yang site-specific, artinya setup dalam host yang satu dan yang lainnya akan berbeda-beda. Maka, program sebaiknya tidak diletakkan dalam direktori ini.

/lib: Pustaka dasar bersama dan modul kernel

Direktori /lib meliputi gambar-gambar pustaka bersama yang dibutuhkan untuk boot sistem tersebut dan menjalankan perintah dalam sistem berkas root, contohnya berkas biner di /bin dan /sbin.

/lib<qual>: Format alternatif dari pustaka dasar bersama

Pada sistem yang mendukung lebih dari satu format biner, mungkin terdapat satu atau lebih perbedaan dari direktori /lib. Jika direktori ini terdapat lebih dari satu, maka persyaratan dari isi tiap direktori adalah sama dengan direktori /lib normalnya, namun /lib<qual>/cpp tidak dibutuhkan.

/media: Mount point media removable

Direktori ini berisi subdirektori yang digunakan sebagai mount point untuk media-media removable seperti floppy disk, dll. cdrom, dll.

/mnt: Mount point untuk sistem berkas yang di-mount secara temporer

Direktori ini disediakan agar administrator sistem dapat mount suatu sistem berkas yang dibutuhkan secara temporer. Isi dari direktori ini adalah issue lokal, dan tidak mempengaruhi sifat-sifat dari program yang sedang dijalankan.

/opt: Aplikasi tambahan untuk paket peringkat lunak

/opt disediakan untuk aplikasi tambahan paket peringkat lunak. Paket yang di-install di /opt harus menemukan berkas statiknya di direktori /opt/<package> atau /opt/<provider>, dengan <package> adalah nama yang mendeskripsikan paket perangkat lunak tersebut, dan <provider> adalah nama dari provider yang bersangkutan.

/root: Direktori home untuk root pengguna

Direktori home root dapat ditentukan oleh pengembang atau pilihan-pilihan lokal, namun direktori ini adalah lokasi default yang direkomendasikan.

/sbin: Sistem Biner

Kebutuhan yang digunakan oleh administrator sistem disimpan di /sbin, /usr/sbin, dan /usr/local/sbin. /sbin berisi biner dasar untuk boot sistem, mengembalikan sistem, memperbaiki sistem sebagai tambahan untuk biner-biner di /bin. Program yang dijalankan setelah /usr diketahui harus di-mount, diletakkan dalam /usr/bin. Sedangkan, program-program milik administrator sistem yang di-install secara lokal sebaiknya diletakkan dalam /usr/local/sbin.

/srv: Data untuk servis yang disediakan oleh sistem

/srv berisi data-data site-specific yang disediakan oleh sistem.

/tmp: Berkas-berkas temporer

Direktori /tmp harus tersedia untuk program-program yang membutuhkan berkas temporer.


Hirarki /usr

Tujuan

/usr adalah bagian utama yang kedua dari sistem berkas. /usr bersifat shareable dan read-only. Hal ini berarti /usr bersifat shareable diantara bermacam-macam host FHS-compliant, dan tidak boleh di-write. Package perangkat lunak yang besar tidak boleh membuat subdirektori langsung di bawah hirarki /usr ini.

Persyaratan

Tabel 6-3. Direktori/link yang dibutuhkan dalam /usr.

DirektoriKeterangan
binSebagian besar perintah pengguna
includeBerkas header yang termasuk dalam program-program C
libPustaka
localHirarki lokal (kosong sesudah instalasi main)
sbinSistem biner non-vital
shareData arsitektur yang independen

Pilihan spesifik

Tabel 6-4. Direktori/link yang merupakan pilihan dalam /usr.

DirektoriKeterangan
X11R6Sistem X Window, Versi 11 Release 6
gamesGamesdan educational biner
lib<qual>Format pustaka alternatif
srcKode source

Link-link simbolik seperti di bawah ini dapat terjadi, apabila terdapat kebutuhan untuk menjaga keharmonisan dengan sistem yang lama, sampai semua implementasi dapat diasumsikan untuk menggunakan hirarki /var:

  • /usr/spool --> /var/spool

  • /usr/temp --> /var/tmp

  • /usr/spool/locks --> /var/lock

Saat sistem tidak lagi membutuhkan link-link di atas, link tersebut dapat dihapus.

/usr/X11R6: Sistem X Window, Versi 11 Release 6

Hirarki ini disediakan untuk Sistem X Window, Versi 11 Release 6 dan berkas-berkas yang berhubungan. Untuk menyederhanakan persoalan dan membuat XFree86 lebih kompatibel dengan Sistem X Window, link simbolik di bawah ini harus ada jika terdapat direktori /usr/X11R6:

  • /usr/bin/X11 --> /usr/X11R6/bin

  • /usr/lib/X11 --> /usr/X11R6/lib/X11

  • /usr/include/X11 --> /usr/X11R6/include/X11

Link-link di atas dikhususkan untuk kebutuhan dari pengguna saja, dan perangkat lunak tidak boleh di-install atau diatur melalui link-link tersebut.

/usr/bin: Sebagian perintah pengguna

Direktori ini adalah direktori primer untuk perintah- perintah executable dalam sistem.

/usr/include: Direktori untuk include-files standar

Direktori ini berisi penggunaan umum berkas include oleh sistem, yang digunakan untuk bahasa pemrograman C.

/usr/lib: Pustaka untuk pemrograman dan package

/usr/lib meliputi berkas objek, pustaka dan biner internal yang tidak dibuat untuk dieksekusi secara langsung melalui pengguna atau shell script. Aplikasi-aplikasi dapat menggunakan subdirektori tunggal di bawah /usr/lib. Jika aplikasi tersebut menggunakan subdirektori, semua data yang arsitektur-dependent yang digunakan oleh aplikasi tersebut, harus diletakkan dalam subdirektori tersebut juga.

Untuk alasan historis, /usr/lib/sendmail harus merupakan link simbolik ke /usr/sbin/sendmail. Demikian juga, jika /lib/X11 ada, maka /usr/lib/X11 harus merupakan link simbolik ke /lib/X11, atau ke manapun yang dituju oleh link simbolik /lib/X11.

/usr/lib<qual>: Format pustaka alternatif

/usr/lib<qual> melakukan peranan yang sama seperti /usr/lib untuk format biner alternatif, namun tidak lagi membutuhkan link simbolik seperti /usr/lib<qual>/sendmail dan /usr/lib<qual>/X11.

/usr/local/share

Direktori ini sama dengan /usr/share. Satu-satunya pembatas tambahan adalah bahwa direktori /usr/local/share/man dan /usr/local/man harus synonomous (biasanya ini berarti salah satunya harus merupakan link simbolik).

/usr/sbin: Sistem biner standar yang non-vital

Direktori ini berisi biner non-vital manapun yang digunakan secara eksklusif oleh administrator sistem. Program administrator sistem yang diperlukan untuk perbaikan sistem, mounting /usr atau kegunaan penting lainnya harus diletakkan di /sbin.

/usr/share: Data arsitektur independen

Hirarki /usr/share hanya untuk data-data arsitektur independen yang read-only. Hirarki ini ditujukan untuk dapat di-share diantara semua arsitektur platform dari sistem operasi; sebagai contoh: sebuah site dengan platform i386, Alpha dan PPC dapat me-maintain sebuah direktori /usr/share yang di-mount secara sentral.

Program atau paket manapun yang berisi dan memerlukan data yang tidak perlu dimodifikasi harus menyimpan data tersebut di /usr/share (atau /usr/local/share, apabila di- install secara lokal). Sangat direkomendasikan bahwa sebuah subdirektori digunakan dalam /usr/share untuk tujuan ini.

/usr/src: Kode source

Dalam direktori ini, dapat diletakkan kode-kode source, yang digunakan untuk tujuan referensi.


Hirarki /var

Tujuan

/var berisi berkas data variabel, meliputi berkas dan direktori spool, data administratif dan logging, serta berkas transient dan temporer. Beberapa bagian dari /var tidak shareable diantara sistem yang berbeda, antara lain: /var/log, /var/lock dan /var/run. Sedangkan, /var/mail, /var/cache/man, /var/cache/fonts dan /var/spool/news dapat di-share antar sistem yang berbeda.

/var ditetapkan di ini untuk memungkinkan operasi mount /usr read-only. Segala sesuatu yang melewati /usr, yang telah ditulis selama operasi sistem, harus berada di /var. Jika /var tidak dapat dibuatkan partisi yang terpisah, biasanya /var dipindahkan ke luar dari partisi root dan dimasukkan ke dalam partisi /usr.

Bagaimanapun, /var tidak boleh di-link ke /usr, karena hal ini membuat pemisahan antara /usr dan /var semakin sulit dan biasa menciptakan konflik dalam penamaan. Sebaliknya, buat link /var ke /usr/var.

Persyaratan

Tabel 6-5. Direktori/link yang dibutuhkan dalam /var.

DirektoriKeterangan
cacheData cache aplikasi
libInformasi status variabel
localData variabel untuk /usr/local
lockLock berkas
logBerkas dan direktori log
optData variabel untuk /opt
runRelevansi data untuk menjalankan proses
spoolAplikasi data spool
tmpBerkas temporer yang disimpan di dalam reboot sistem

Pilihan Spesifik

Direktori atau link simbol yang menuju ke direktori di bawah ini, dibutuhkan dalam /var, jika subsistem yang berhubungan dengan direktori tersebut di-install:

Tabel 6-6. Direktori/link yang dibutuhkan di dalam /var

DirektoriKeterangan
accountLog accounting proses
crashSystem crash dumps
gamesData variabel game
mailBerkas mailbox pengguna
ypNetwork Information Service (NIS) berkas database

/var/account: Log accountingproses

Direktori ini memegang log accounting dari proses yang sedang aktif dan gabungan dari penggunaan data.

/var/cache: Aplikasi data cache

/var/cache ditujukan untuk data cache dari aplikasi. Data tersebut diciptakan secara lokal sebagai time-consuming I/O atau kalkulasi. Aplikasi ini harus dapat menciptakan atau mengembalikan data. Tidak seperti /var/spool, berkas cache dapat dihapus tanpa kehilangan data.

Berkas yang ditempatkan di bawah /var/cache dapat expired oleh karena suatu sifat spesifik dalam aplikasi, oleh administrator sistem, atau keduanya, maka aplikasi ini harus dapat recover dari penghapusan berkas secara manual.

/var/crash: System crash dumps

Direktori ini mengatur system crash dumps. Saat ini, system crash dumps belum dapat di-support oleh Linux, namun dapat di-support oleh sistem lain yang dapat memenuhi FHS.

/var/games: Data variabel game

Data variabel manapun yang berhubungan dengan games di /usr harus diletakkan di direktori ini. /var/games harus meliputi data variabel yang ditemukan di /usr; data statik, seperti help text, deskripsi level, dll, harus ditempatkan di lain direktori, seperti /usr/share/games.

/var/lib: Informasi status variabel

Hirarki ini berisi informasi status suatu aplikasi dari sistem. Yang dimaksud dengan informasi status adalah data yang dimodifikasi program saat program sedang berjalan. Pengguna tidak diperbolehkan untuk memodifikasi berkas di /var/lib untuk mengkonfigurasi operasi package. Informasi status ini digunakan untuk memantau kondisi dari aplikasi, dan harus tetap valid setelah reboot, tidak berupa output logging ataupun data spool.

Sebuah aplikasi harus menggunakan subdirektory /var/lib untuk data-datanya. Terdapat satu subdirektori yang dibutuhkan lagi, yaitu /var/lib/misc, yang digunakan untuk berkas-berkas status yang tidak membutuhkan subdirektori.

/var/lock: Lock berkas

Lock berkas harus disimpan dalam struktur direktori /var/lock. Lock berkas untuk peranti dan sumber lain yang di-share oleh banyak aplikasi, seperti lock berkas pada serial peranti yang ditemukan dalam /usr/spool/locks atau /usr/spool/uucp, sekarang disimpan di dalam /var/lock.

Format yang digunakan untuk isi dari lock berkas ini harus berupa format lock berkas HDB UUCP. Format HDB ini adalah untuk menyimpan pengidentifikasi proses (Process Identifier - PID) sebagai 10 byte angka desimal ASCII, ditutup dengan baris baru. Sebagai contoh, apabila proses 1230 memegang lock berkas, maka HDO formatnya akan berisi 11 karakter: spasi, spasi, spasi, spasi, spasi, spasi, satu, dua, tiga, nol dan baris baru.

/var/log: Berkas dan direktori log

Direktori ini berisi bermacam-macam berkas log. Sebagian besar log harus ditulis ke dalam direktori ini atau subdirektori yang tepat.

/var/mail: Berkas mailboxpengguna

Mail spool harus dapat diakses melalui /var/mail dan berkas mail spool harus menggunakan form <nama_pengguna>. Berkas mailbox pengguna dalam lokasi ini harus disimpan dengan format standar mailbox UNIX.

/var/opt: Data variabel untuk /opt

Data variabel untuk paket di dalam /opt harus di-install dalam /var/opt/<subdir>, di mana <subdir> adalah nama dari subtree dalam /opt tempat penyimpanan data statik dari package tambahan perangkat lunak.

/var/run: Data variabel run-time

Direktori ini berisi data informasi sistem yang mendeskripsikan sistem sejak di boot. Berkas di dalam direktori ini harus dihapus dulu saat pertama memulai proses boot. Berkas pengidentifikasi proses (PID), yang sebelumnya diletakkan di /etc, sekarang diletakkan di /var/run.

Program yang membaca berkas-berkas PID harus fleksibel terhadap berkas yang diterima, sebagai contoh: program tersebut harus dapat mengabaikan ekstra spasi, baris-baris tambahan, angka nol yang diletakkan di depan, dll.

/var/spool: Aplikasi data spool

/var/spool berisi data yang sedang menunggu suatu proses. Data di dalam /var/spool merepresentasikan pekerjaan yang harus diselesaikan dalam waktu depan (oleh program, pengguna atau administrator); biasanya data dihapus sesudah selesai diproses.

/var/tmp: Berkas temporer yang diletakkan di dalam reboot sistem

Direktori /var/tmp tersedia untuk program yang membutuhkan berkas temporer atau direktori yang diletakkan dalam reboot sistem. Karena itu, data yang disimpan di /var/tmp lebih bertahan daripada data di dalam /tmp. Berkas dan direktori yang berada dalam /var/tmp tidak boleh dihapus saat sistem di-boot. Walaupun data-data ini secara khusus dihapus dalam site-specific manner, tetap direkomendasikan bahwa penghapusan dilakukan tidak sesering penghapusan di /tmp.

/var/yp: Berkas database Network Information Service (NIS)

Data variabel dalam Network Information Service (NIS) atau yang biasanya dikenal dengan Sun Yellow Pages (YP) harus diletakkan dalam direktori ini.


Konsep Alokasi Blok Sistem Berkas

Metode Alokasi

Kegunaan penyimpanan sekunder yang utama adalah menyimpan berkas-berkas yang kita buat, karena sifat disk akan mempertahankan berkas walaupun tidak ada arus listrik. Oleh karena itu, agar kita dapat mengakses berkas-berkas dengan cepat dan memaksimalisasikan ruang yang ada di disk tersebut, maka lahirlah metode-metode untuk mengalokasikan berkas ke disk. Metode-metode yang akan dibahas lebih lanjut dalam buku ini adalah contiguous allocation, linked allocation, dan indexed allocation. Metode-metode tersebut memiliki beberapa kelebihan dan juga kekurangan. Biasanya sistem operasi memilih satu dari metode diatas untuk mengatur keseluruhan berkas.

Contiguous Allocation

Metode ini akan mengalokasikan satu berkas kedalam blok-blok disk yang berkesinambungan atau berurutan secara linier dari disk, jadi sebuah berkas didenifinikan oleh alamat disk blok pertama dan panjangnya dengan satuan blok atau berapa blok yang diperlukannya. Bila suatu berkas memerlukan n buah blok dan blok awalnya adalah a, berarti berkas tersebut disimpan dalam blok dialamat a, a + 1, a + 2, a + 3, ..., a + n - 1. Direktori mengindentifikasi setiap berkas hanya dengan alamat blok pertama berkas tersebut disimpan yang dalam contoh di atas adalah a, dan banyaknya blok yang diperlukan untuk mengalokasikan berkas tersebut yang dalam contoh di atas adalah n.

Berkas yang dialokasikan dengan metode ini akan mudah diakses, karena pengaksesan alamat a + 1 setelah alamat a tidak diperlukan perpindahan head, jika diperlukan pemindahan head, maka head tersebut akan hanya akan berpindah satu track. Hal tersebut menjadikan metode ini mendukung pengaksesan secara berurutan, tapi metode ini juga mendukung pengaksesan secara langsung, karena bila ingin mengakses blok ke i berarti kita akan mengakses blok a + i.

Gambar 6-11. Contiguous allocation

Metode contiguous allocation juga mempunyai beberapa masalah. Diantaranya adalah mencari ruang untuk berkas baru, menentukan seberapa besar ruang yang diperlukan untuk sebuah berkas. Untuk masalah mencari ruang untuk berkas baru, akan di implementasikan oleh manajemen ruang kosong.

Untuk penentuan ruang kita tidak boleh terlalu kecil atau terlalu besar, bila kita menentukannya terlalu kecil maka ada saatnya berkas tersebut tidak dapat dikembangkan, tapi bila terlalu besar maka akan ada ruang yang sia-sia bila berkas tersebut hanya memerlukan ruang yang kecil.

Metode ini dapat menimbulkan fragmentasi eksternal disaat ruang kosong yang ada diantara berkas-berkas yang sudah terisi tidak cukup untuk mengisi berkas baru. Hal ini terjadi karena blok pertama dari suatu berkas itu ditentukan oleh sistem operasi, bila berkas pertama blok pertamanya itu di 1 dan memerlukan 9 blok untuk pengalokasiannya dan berkas kedua blok pertamanya di 11 dan memerlukan 5 blok untuk pengalokasiannya, berarti ruang-kosong diantara berkas tersebut ada 1 blok, yaitu dialamat 10. Blok tersebut dapat untuk menyimpan berkas, tetapi hanya berkas yang berukuran 1 blok yang dapat disimpan di blok tersebut.

Linked Allocation

Metode ini dapat mengatasi masalah yang terjadi pada metode contiguous allocation. Dalam metode ini setiap berkas diidentifikasikan dengan linked list dari blok-blok, jadi blok-blok tersebut tidak harus berkesinambungan dengan blok yang lain. Direktori hanya menyimpan alamat blok pertama dan alamat blok terakhir. Jika kita ingin mengaksess blok kedua, maka harus melihat alamatnya di blok pertama dan begitu seterusnya. Oleh karena itu, metode ini hanya mendukung pengaksesan secara berurutan.

Gambar 6-12. Linked allocation

Metode linked allocation memiliki beberapa kerugian, karena petunjuk ke blok berikutnya memerlukan ruang. Bila ukuran petunjuknya 4 byte dari blok yang ukurannya 512 byte, berarti 0,78% dari ruang disk hanya digunakan untuk petunjuk saja. Hal ini dapat diminimalisasikan dengan menggunakan cluster yang menggabungkan 4 blok dalam satu cluster, jadi jumlah petunjuknya akan berkurang dari yang tidak memakai cluster.

Paling penting dalam metode ini adalah menggunakan file-allocation table (FAT). Tabel tersebut menyimpan setiap blok yang ada di disk dan diberi nomor sesuai dengan nomor blok. Jadi, direktori hanya menyimpan alamat dari blok pertama saja, dan untuk selanjutnya dilihat dari tabel tersebut yang menunjukkan ke blok berikutnya. Jika kita memakai metode ini, akan menyebabkan mudahnya untuk membuat berkas baru atau mengembangkan berkas sebelumnya. Mencari tempat kosong untuk berkas baru lebih mudah, karena kita hanya mencari angka 0 yang pertama dari isi tabel tersebut. Dan bila kita ingin mengembangkan berkas sebelumnya carilah alamat terakhirnya yang memiliki ciri tertentu dan ubahlah isi dari tabel tersebut dengan alamat blok penambahan. Alamat terakhir berisi hal yang unik, sebagai contoh ada yang menuliskan -1, tapi ada juga yang menuliskannya EOF (End Of File).

Metode linked allocation yang menggunakan FAT akan mempersingkat waktu yang diperlukan untuk mencari sebuah berkas. Karena bila tidak menggunakan FAT, berarti kita harus ke satu blok tertentu dahulu dan baru diketahui alamat blok selanjutnya. Dengan menggunakan FAT kita dapat melihat alamat blok selanjutnya disaat kita masih menuju blok yang dimaksud. Tetapi bagaimanapun ini belum dapat mendukung pengaksesan secara langsung.

Indexed Allocation

Metode yang satu ini memecahkan masalah fragmentasi eksternal dari metode contiguous allocation dan ruang yang cuma-cuma untuk petunjuk pada metode linked allocation, dengan cara menyatukan semua petunjuk kedalam blok indeks yang dimiliki oleh setiap berkas. Jadi, direktori hanya menyimpan alamat dari blok indeks tersebut, dan blok indeks tersebut yang menyimpan alamat dimana blok-blok berkas berada. Untuk berkas yang baru dibuat, maka blok indeksnya di set dengan null.

Metode ini mendukung pengaksesan secara langsung, bila kita ingin mengakses blok ke-i, maka kita hanya mencari isi dari blok indeks tersebut yang ke-i untuk dapatkan alamat blok tersebut.

Metode indexed allocation tidak menyia-nyiakan ruang disk untuk petunjuk, karena dibandingkan dengan metode linked allocation, maka metode ini lebih efektif, kecuali bila satu berkas tersebut hanya memerlukan satu atau dua blok saja.

Gambar 6-13. Indexed allocation

Metode ini juga memiliki masalah. Masalah itu timbul disaat berkas berkembang menjadi besar dan blok indeks tidak dapat menampung petunjuk-petunjuknya itu dalam satu blok. Salah satu mekanisme dibawah ini dapat dipakai untuk memecahkan masalah yang tersebut. Mekanisme-mekanisme itu adalah:

  • Linked scheme: Untuk mengatasi petunjuk untuk berkas yang berukuran besar mekanisme ini menggunakan tempat terakhir dari blok indeks untuk alamat ke blok indeks selanjutnya. Jadi, bila berkas kita masih berukuran kecil, maka isi dari tempat yang terakhir dari blok indeks berkas tersebut adalah null. Namun, bila berkas tersebut berkas besar, maka tempat terakhir itu berisikan alamat untuk ke blok indeks selanjutnya, dan begitu seterusnya.

  • Indeks bertingkat: Pada mekanisme ini blok indeks itu bertingkat-tingkat, blok indeks pada tingkat pertama akan menunjukkan blok-blok indeks pada tingkat kedua, dan blok indeks pada tingkat kedua menunjukkan alamat-alamat dari blok berkas, tapi bila dibutuhkan dapat dilanjutkan kelevel ketiga dan keempat tergantung dengan ukuran berkas tersebut. Untuk blok indeks 2 level dengan ukuran blok 4.096 byte dan petunjuk yang berukuran 4 byte, dapat mengalokasikan berkas hingga 4 GB, yaitu 1.048.576 blok berkas.

  • Combined scheme: Mekanisme ini menggabungkan direct block dan indirect block. Direct block akan langsung menunjukkan alamat dari blok berkas, tetapi pada indirect block akan menunjukkan blok indeks terlebih dahulu seperti dalam mekanisme indeks bertingkat. Single indirect block akan menunjukkan ke blok indeks yang akan menunjukkan alamat dari blok berkas, double indirect block akan menunjukkan suatu blok yang bersifat sama dengan blok indeks 2 level, dan triple indirect block akan menunjukkan blok indeks 3 level. Dimisalkan ada 15 petunjuk dari mekanisme ini, 12 pertama dari petunjuk tersebut adalah direct block, jadi bila ukuran blok 4 byte berarti berkas yang dapat diakses secara langsung didukung sampai ukurannya 48 KB. 3 petunjuk berikutnya adalah indirect block yang berurutan dari single indirect block sampai triple indirect block. Yang hanya mendukung 32 bit petunjuk berkas berarti akan hanya mencapai 4 GB, namun yang mendukung 64 bit petunjuk berkas dapat mengalokasikan berkas berukuran sampai satuan terabyte.

Kinerja Sistem Berkas

Keefisiensian penyimpanan dan waktu akses blok data adalah kriteria yang penting dalam memilih metode yang cocok untuk sistem operasi untuk mengimplementasikan sesuatu. Sebelum memilih sebuah metode alokasi, kita butuh untuk menentukan bagaimana sistem ini akan digunakan.

Untuk beberapa tipe akses, contiguous allocation membutuhkan hanya satu akses untuk mendapatkan sebuah blok disk. Sejak kita dapat dengan mudah menyimpan alamat inisial dari sebuah berkas di memori, kita dapat menghitung alamat disk dari blok ke-i (atau blok selanjutnya) dengan cepat dan membacanya dengan langsung.

Untuk linked allocation, kita juga dapat menyimpan alamat dari blok selanjutnya di memori dan membacanya dengan langsung. Metode ini bagus untuk akses secara berurutan; untuk akses langsung, bagaimanapun, sebuah akses menuju blok ke-i harus membutuhkan pembacaan disk ke-i. Masalah ini menunjukkan mengapa alokasi yang berurutan tidak digunakan untuk aplikasi yang membutuhkan akses langsung.

Sebagai hasilnya, beberapa sistem mendukung berkas-barkas yang diakses langsung dengan menggunakan contiguous allocation dan yang diakses berurutan dengan linked allocation. Di dalam kasus ini, sistem operasi harus mempunyai struktur data yang tepat dan algoritma untuk mendukung kedua metode alokasi.

Indexed allocation lebih komplek. Jika blok indeks sudah ada dimemori, akses dapat dibuat secara langsung. Bagaimanapun, menyimpan blok indeks tersebut di memori membutuhkan tempat yang dapat ditolerir. Dengan begitu, kinerja dari indexed allocation tergantung dari struktur indeks, ukuran file, dan posisi dari blok yang diinginkan.

Beberapa sistem menggabungkan contiguous allocation dengan indexed allocation dengan menggunakan contiguous allocation untuk berkas-berkas yang kecil (diatas tiga atau empat berkas), dan secara otomatis mengganti ke indexed allocation jika berkas bertambah besar.


Manajemen Ruang Kosong

Sejak ruang disk terbatas, kita butuh menggunakan lagi ruang tersebut dari berkas yang sudah dihapus menjadi berkas yang baru, jika memungkinkan. Untuk menyimpan track dari ruang disk yang kosong, sistem membuat daftar ruang-kosong. Daftar ruang-kosong tersebut merekam semua blok-blok disk yang kosong itu semua tidak dialokasikan di beberapa berkas atau direktori.

Bit Vector

Seringkali, daftar ruang yang kosong diimplementasikan sebagai sebuah bit map atau bit vector. Setiap blok direpresentasikan dengan 1 bit. Jika bloknya kosong, bitnya adalah 1; jika bloknya ditempati, bitnya adalah 0.

Sebagai contoh, mepertimbangkan sebuah disk dimana blok-blok 2, 3, 4, 5, 8, 9, 10, 11, 12, 13, 17, 18, 25, 26, dan 27 kosong, dan sisa dari blok-blok tersebut ditempati. Bit map dari ruang-kosong yaitu

00111100111111000110000011100000...

Keuntungan utama dari pendekatan ini adalah relatif sederhana dan keefisiensian dalam menemukan blok kosong yang pertama, atau blok-blok kosong n yang berurutan di dalam disk. Sayangnya, bit vectors tidak efisien kecuali seluruh vektor disimpan di memori utama (dan ditulis ke disk secara rutin untuk kebutuhan recovery. Menyimpan vektor tersebut di memori utama memungkinkan untuk disk-disk yang kecil, seperti pada microcomputers, tetapi tidak untuk disk-disk yang besar.

Linked List

Pendekatan yang lainnya untuk managemen ruang-kosong adalah menghubungkan semua blok-blok disk kosong, menyimpan sebuah penunjuk ke blok kosong yang pertama di lokasi yang khusus di disk dan menyimpannya di memori. Blok pertama ini mengandung sebuah penunjuk ke blok disk kosong selanjutnya, dan seterusnya. Sebagai contoh, kita akan menyimpan sebuah penunjuk ke blok 2, sebagai blok kosong pertama. Blok 2 mengandung sebuah penunjuk ke blok 3, yang akan menunjuk ke blok4, yang akan menunjuk ke blok 5, yang akan menunjuk ke blok 8, dan seterusnya.

Gambar 6-14. Ruang kosong linked list

Bagaimanapun, skema ini tidak efisien untuk mengakses daftar tersebut, kita harus membaca setiap blok, yang membutuhkan tambahan waktu I/O. Untungnya, mengakses daftar kosong tersebut itu tidak eksekusi yang teratur. Biasanya, sistem operasi tersebut membutuhkan sebuah blok kosong supaya sistem operasi dapat mengalokasikan blok tersebut ke berkas, lalu blok yang pertama di daftar kosong digunakan.

Grouping

Sebuah modifikasi dari pendekatan daftar-kosong adalah menyimpan alamat-alamat dari n blok-blok kosong di blok kosong yang pertama. n-1 pertama dari blok-blok ini sebenarnya kosong. Blok terakhir mengandung alamat-alamat dari n blok kosong lainnya, dan seterusnya. Pentingnya implementasi ini adalah alamat-alamat dari blok-blok kosong yang banyak dapat ditemukan secara cepat, tidak seperti di pendekatan linked-list yang standard.

Counting

Daripada menyimpan daftar dari n alamat-alamat disk kosong, kita dapat menyimpan alamat dari blok kosong yang pertama tersebut dan angka n dari blok contiguous kosong yang diikuti blok yang pertama. Setiap masukan di daftar ruang-kosong lalu mengandung sebuah alamat disk dan sebuah jumlah. Meskipun setiap masukan membutuhkan ruang lebih daripada alamat-alamat disk yang sederhana, daftar kesemuanya akan lebih pendek, selama jumlahnya rata-rata lebih besar daripada 1.


Efisiensi dan Kinerja

Kita sekarang dapat mempertimbangkan mengenai efek dari alokasi blok dan manajeman direktori dalam kinerja dan penggunanan disk yang efisien. Di bagian ini, kita mendiskusikan tentang bermacam-macam teknik yang digunakan untuk mengembangkan efisiensi dan kinerja dari penyimpanan kedua.

Efisiensi

Penggunaan yang efisien dari ruang disk sangat tergantung pada alokasi disk dan algoritma direktori yang digunakan. Sebagai contoh, UNIX mengembangakan kinerjanya dengan mencoba untuk menyimpan sebuah blok data berkas dekat dengan blok inode berkas untuk mengurangi waktu pencarian.

Tipe dari data normalnya disimpan di masukan direktori berkas (atau inode) juga membutuhkan pertimbangan. Biasanya, tanggal terakhir penulisan direkam untuk memberikan informasi kepada pengguna dan untuk menentukan jika berkas ingin di back up. Beberapa sistem juga menyimpan sebiuah "last access date", supaya seorang pengguna dapat menentukan kapan berkas terakhir dibaca. Hasil dari menyimpan informasi ini adalah ketika berkas sedang dibaca, sebuah field di struktur direktori harus ditulisi. Prasyarat ini dapat tidak efisien untuk pengaksesan berkas yang berkala. Umumnya setiap persatuan data yang berhubungan dengan berkas membutuhkan untuk dipertimbangkan efeknya pada efisiensi dan kinerja.

Sebagai contoh, mempertimbangkan bagaimana efisiensi dipengaruhi oleh ukuran penunjuk-penunjuk yang digunakan untuk mengakses data. Bagaimanapun, penunjuk-penunjuk membutuhkan ruang lebih untuk disimpan, dan membuat metode alokasi dan manajemen ruang-kosong menggunakan ruang disk yang lebih. Satu dari kesulitan memilih ukuran penunjuk, atau juga ukuran alokasi yang tetap diantara sistem operasi, adalah rencana untuk efek dari teknologi yang berubah.

Kinerja

Sekali algoritma sistem berkas dipilih, kita tetap dapat mengembangkan kinerja dengan beberapa cara. Kebanyakan dari disk controller mempunyai memori lokal untuk membuat on-board cache yang cukup besar untuk menyimpan seluruh tracks dengan sekejap.

Beberapa sistem membuat seksi yang terpisah dari memori utama untuk digunakan sebagai disk cache, dimana blok-blok disimpan dengan asumsi mereka akan digunakan lagi dengan secepatnya. Sistem lainnya menyimpan data berkas menggunakan sebuah page cache. Page cache tersebut menggunakan teknik memori virtual untuk menyimpan data berkas sebagai halaman-halaman daripada sebagai blok-blok file-system-oriented. Menyimpan data berkas menggunakan alamat-alamat virtual jauh lebih efisien daripada menyimpannya melalui blok disk fisik. Ini dikenal sebagai unified virtual memory.

Gambar 6-15. Tanpa unified buffer cache

Gambar 6-16. Menggunakan unified buffer cache

Sebagian sistem operasi menyediakan sebuah unified buffer cache. Tanpa sebuah unified buffer cache, kita mempunyai situasi panggilan mapping memori butuh menggunakan dua cache, page cache dan buffer cache. Karena sistem memori virtual tidak dapat menggunakan dengan buffer cache, isi dari berkas di dalam buffer cache harus diduplikat ke page cache. Situasi ini dikenal dengan double caching dan membutuhkan menyimpan data sistem-berkas dua kali. Tidak hanya membuang-buang memori, tetapi ini membuang CPU dan perputaran I/O dikerenakan perubahan data ekstra diantara memori sistem. Juga dapat menyebabkan korupsi berkas. Sebuah unified buffer cache mempunyai keuntungan menghindari double caching dan menunjuk sistem memori virtual untuk mengatur data sistem berkas.


Recovery

Sejak berkas-berkas dan direktori-direktori dua-duanya disimpan di memori utama dan pada disk, perawatan harus dilakukan untuk memastikan kegagalan sistem tidak terjadi di kehilangan data atau di tidakkonsistennya data.

Pengecekan Rutin

Informasi di direktori di memori utama biasanya lebih baru daripada informasi yang ada di disk, karena penulisan dari informasi direktori yang disimpan ke disk tidak terlalu dibutuhkan secepat terjadinya pembaharuan. Mempertimbangkan efek yang memungkinkan terjadinya crash pada komputer. Secara berkala, program khusus akan dijalankan pada saat waktu reboot untuk mengecek dan mengoreksi disk yang tidak konsisten. Pemerikasaan rutin membandingkan data yang ada di struktur direktori dengan blok data pada disk, dan mencoba untuk memperbaiki ketidakkonsistenan yang ditemukan.

Gambar 6-17. Macam-macam lokasi disk-caching

Backup dan Restore

Dikarenakan disk magnetik kadang-kadang gagal, perawatan harus dijalankan untuk memastikan data tidak hilang selamanya. Oleh karena itu, program sistem dapat digunakan untuk back up data dari disk menuju ke media penyimpanan yang lainnya, seperti sebuah floppy disk, tape magnetik, atau disk optikal. Recovery dari kehilangan sebuah berkas individu, atau seluruh disk, mungkin menjadi masalah dari restoring data dari backup.

Untuk meminimalis kebutuhan untuk menduplikat, kita dapat menggunakan inforamsi dari, masing-masing masukan direktori. Sebagai contoh, jika program backup mengetahui kapan backup terakhir dari berkas telah selesai, dan tanggal terakhir berkas di direktori menunjukkan bahwa berkas tersebut tidak dirubah sejak tanggal tersebut, lalu berkas tersebut tidak perlu diduplikat lagi.

Sebuah tipe jadual backup yaitu sebagai berikut:

  • Day 1:

    Menduplikat ke sebuah medium back up semua berkas ke disk. Ini disebut sebuah full backup.

  • Day 2:

    Menduplikat ke medium lainnya semua berkas yang dirubah sejak hari pertama. Ini adalah incremental backup.

  • Day 3:

    Menduplikat ke medium lainnya semua berkas yang dirubah sejak hari ke-2.

  • Day N:

    Menduplikat ke medium lainnya semua berkas yang dirubah sejak hari ke N-1.

Perputaran baru dapat mempunyai backupnya ditulis ke semua set sebelumnya, atau ke set yang baru dari media backup. N yang terbesar, tentu saja memerlukan tape atau disk yang lebih untuk dibaca untuk penyimpanan yang lengkap. Keuntungan tambahan dari perputaran backup ini adalah kita dapat menyimpan berkas apa saja yang tidak sengaja terhapus selama perputaran dengan mengakses berkas yang terhapus dari backup hari sebelumnya.


Log-Structured File System

Algoritma logging sudah dilakukan dengan sukses untuk manangani masalah dari pemeriksaan rutin. Hasil dari implementasinya dikenal dengan log-based transaction-oriented (atau journaling sistem berkas.

Pemanggilan kembali yang mengenai struktur data sistem berkas pada disk--seperti struktur-struktur direktori, penunjuk-penunjuk blok-kosong, penunjuk-penunjuk FCB kosong--dapat menjadi tidak konsisten dikarenakan adanya system crash. Sebelum penggunaan dari teknik log-based di sisitem operasi, perubahan biasanya dipakaikan pada struktur ini. Perubahan-perubahan tersebut dapat diinterupsi oleh crash, dengan hasil strukturnya tidak konsisten.

Ada beberapa masalah dengan adanya pendekatan dari menunjuk struktur untuk memechkan dan memperbaikinya pada recovery. Salah satunya adalah ketidakkonsistenan tidak dapat diperbaiki. Pemeriksaan rutin mungkin tidak dapat untuk recover struktur tersebut, yang hasilnya kehilangan berkas dan mungkin seluruh direktori.

Solusinya adalah memakai teknik log-based-recovery pada sistem berkas metadata yang terbaru. Pada dasarnya, semua perubahan metadata ditulis secara berurutan di sebuah log. Masing-masing set dari operasi-operasi yang manampilakan tugas yang spesifik adalah sebuah transaction. Jika sistemnya crashes, tidak akan ada atau ada kelebihan transactions di berkas log. Transactions tersebut tidak akan pernah lengkap ke sistem berkas walaupun dimasukkan oleh sistem operasi, jadi harus dilengkapi. Keuntungan yang lain adalah proses-proses pembaharuan akan lebih cepat daripada saat dipakai langsung ke struktur data pada disk.


Rangkuman

Di dalam sebuah sistem operasi, salah satu hal yang paling penting adalah sistem berkas. Sistem berkas ini muncul karena ada tiga masalah utama yang cukup signifikan: kebutuhan untuk menyimpan data dalam jumlah yang besar, kebutuhan agar data tidak mudah hilang (non-volatile), dan informasi harus berdiri sendiri tidak bergantung pada proses. Pada sistem berkas ini, diatur segala rupa macam yang berkaitan dengan sebuah berkas mulai dari atribut, tipe, operasi, struktur, sampai metode akses berkas.

Beberapa sistem komputer menyimpan banyak sekali berkas-berkas dalam disk, sehingga diperlukan suatu struktur pengorganisasian data-data sehingga data lebih mudah diatur. Dalam struktur direktori satu tingkat, semua berkas diletakkan pada direktori yang sama, sehingga memiliki suatu keterbatasan karena nama berkas harus unik. Struktur direktori dua tingkat mencoba mengatasi masalah tersebut dengan membuat direktori yang terpisah untuk tiap pengguna yang disebut dengan user file directory (UFD). Sedangkan dalam struktur direktori tree setiap pengguna dapat membuat subdirektori sendiri dan mengorganisasikan berkas-berkasnya. Direktori dengan struktur tree melarang berbagi berkas atau direktori. Oleh karena itu, struktur dengan acyclic-graph memperbolehkan direktori untuk berbagi berkas atau sub-direktori. Struktur Direktori general graph mengatasi masalah yang timbul dalam struktur acyclic dengan metode Garbage Collection.

Mounting adalah proses mengaitkan sebuah sistem berkas yang baru ditemukan pada sebuah piranti ke struktur direktori utama yang sedang dipakai. Mount point adalah sebuah direktori dimana berkas baru menjadi dapat diakses.

Sebagai implementasi direktori yang merupakan implementasi dari Implementasi Sistem Berkas, implementasi direktori memiliki algoritma seperti Linear List dan Hashtable. Direktori pada MS/Dos merupakan sistem dengan direktori hirarki tree. Direktori pada UNIX merupakan struktur direktori tradisional.

Standar Hirarki Sistem Berkas (File Hierarchy Standard) adalah rekomendasi penulisan direktori dan berkas-berkas yang diletakkan di dalamnya. FHS ini digunakan oleh perangkat lunak dan user untuk menentukan lokasi dari berkas dan direktori.

Informasi yang disimpan di dalam suatu berkas harus disimpan ke dalam disk. Artinya, sistem operasi harus memutuskan tempat informasi itu akan disimpan. Ada 3 method untuk menentukan bagaimana sistem operasi menyimpan informasi ke disk yakni manajemen ruang kosong (mengetahui seberapa luang kapasitas disk yang tersedia), efisiensi dan kinerja, dan recovery.


Latihan

  1. Berikan gambaran umum mengenai sistem berkas!

  2. Operasi apa saja yang dijalankan untuk melakukan operasi copy?

  3. Sebutkan salah satu cara mengimplementasikan tipe berkas!

  4. Sebutkan dan jelaskan tiga contoh struktur berkas!

  5. Apa bedanya sequential access dan direct access?

  6. Apa kelebihan struktur direktori Acyclic Graph dengan struktur direktori Tree?

  7. Jelaskan yang dimaksud dengan Garbage Collection Scheme!

  8. Struktur Direktori apa saja yang menyediakan fasilitas sharing?

  9. Apa yang terjadi jika kita mengubah nama suatu berkas?

  10. Pada sistem UNIX, apa yg terjadi saat kita ingin menghapus suatu direktori yang masih mengandung suatu berkas?

  11. Kemanakah sistem berkas akan selalu di-mount ketika sistem sedang berjalan?

  12. Apakah yang dimaksud dengan pesan error berikut?

    pwd: Permission denied

  13. Apa perbedaan antara metode implementasi sharing antara FTP, DFS dan WWW?

  14. Sebutkan pendekatan apa saja yang dipakai untuk mengatasi masalah proteksi berkas beserta keuntungan dan kerugiannya?

  15. Berikan sebuah contoh struktur direktori selain yang ada di buku dan jelaskan cara implementasi pada direktori!

  16. Sebutkan 2 sistem operasi yang implementasi sistem berkasnya menggunakan Layered File System!

  17. Jelaskan cara membuat suatu berkas baru!

  18. Apakah hubungan partisi dan mounting dengan implementasi sistem berkas?

  19. Apa perbedaan algoritma Linear List dan Hash Table untuk implentasi direktori? Menurut anda manakah yang lebih unggul? Jelaskan!

  20. Apa yang Anda ketahui mengenai Filesystem Hierarchy Standard?

  21. Jelaskan 3 tujuan dari sistem berkas root!

  22. Jelaskan tujuan dan persyaratan dari hirarki /usr!

  23. Jelaskan tujuan dan persyaratan dari hirarki /var!

  24. Apakah kegunaan dari direktori di bawah ini:

    • /boot

    • /media

    • /mnt

    • /root

    • /usr/lib

    • /var/cache

  25. Sebutkan 3 metode yang sering digunakan untuk mengalokasikan berkas?

  26. Bandingkan masalah-masalah yang dapat terjadi di metode alokasi contiguous allocation

  27. Bandingkan masalah-masalah yang dapat terjadi di metode alokasi contiguous allocation dan linked allocation?

  28. Sebutkan 3 contoh mekanisme dari Indexed Allocation?

  29. Jelaskan dengan singkat mengenai Combined Scheme!

  30. Sebutkan akses berkas yang didukung oleh sistem yang menggunakan metode alokasi contiguous allocation dan linked allocation?

  31. Jika ruang kosong di bit map sebagai berikut: 00111011101100010001110011 maka blok mana saja yang kosong?

  32. Sebutkan keuntungan dari I/O yang menggunakan unified buffer cache?

  33. Jelaskan cara membuat backup data!

  34. Solusi apa yang diberikan untuk memastikan adanya recovery setelah adanya system crash?


Rujukan

Rujukan Buku

Silberschatz, Galvin, Gagne. 2002. Operating System Concepts, 6th ed. John Wiley & Sons.

Tananbaum, Andrew S. 1992. Modern Operating System 2nd ed. Engrewood cliffs, New Jersey: Prentice Hall Inc.

Stallings, Williem. 2000. Operating System 4th ed. Prentice Hall.


Rujukan Internet

http://infocom.cqu.edu.au/Courses/aut2001/85349/Resources/ Study_Guide/10.pdf

http://www.cs.utah.edu/classes/cs5460/lectures/lecture19- 2up.pdf

http://support.sitescape.com/forum/support/dispatch.cgi/ _help/showHelp/page/help/en/webfiles_tabs/share_files.html

>http://www.ncsa.uiuc.edu/UserInfo/Resources/Hardware/ IBMp690/IBM/usr/share/man/info/en_US/a_doc_lib/aixbman/admnconc/ mount_overview.htm

http://www.atnf.csiro.au/people/rgooch/linux/docs/vfs.txt


Bab 7. I/O

Perangkat Keras I/O

Menurut Silberschatz et. al. [Silberschatz2002], salah satu tujuan utama dari suatu sistem operasi ialah mengatur semua perangkat I/O (Input/Output) komputer. Sistem operasi harus dapat memberikan perintah ke perangkat-perangkat itu, menangkap dan menangani interupsi, dan menangani error yang terjadi. Sistem operasi juga harus menyediakan antarmuka antara sistem operasi itu sendiri dengan keseluruhan sistem itu yang sederhana dan mudah digunakan. Antarmuka itu harus sama untuk semua perangkat (device independent), agar dapat dikembangkan.

Secara umum, terdapat beberapa jenis perangkat I/O, seperti perangkat penyimpanan (disk, tape), perangkat transmisi (network card, modem), dan perangkat antarmuka dengan pengguna (screen, keyboard, mouse). Perangkat tersebut dikendalikan oleh instruksi I/O. Alamat-alamat yang dimiliki oleh perangkat akan digunakan oleh direct I/O instruction dan memory-mapped I/O.

Beberapa konsep yang umum digunakan ialah port, bus (daisy chain/shared direct access), dan pengendali (host adapter). Port ialah koneksi yang digunakan oleh perangkat untuk berkomunikasi dengan mesin. Bus ialah koneksi yang menghubungkan beberapa perangkat menggunakan kabel-kabel. Pengendali ialah alat-alat elektronik yang berfungsi untuk mengoperasikan port, bus, dan perangkat.

Langkah yang ditentukan untuk perangkat ialah command-ready, busy, dan error. Host mengeset command-ready ketika perintah telah siap untuk dieksekusi oleh pengendali. Pengendali mengeset busy ketika sedang mengerjakan sesuatu, dan men-clear busy ketika telah siap untuk menerima perintah selanjutnya. Error diset ketika terjadi kesalahan.


Perangkat I/O

Pendapat orang-orang mengenai I/O berbeda-beda. Seorang insinyur mungkin akan memandang perangkat keras I/O sebagai kumpulan chip-chip, kabel-kabel, catu daya, dan komponen fisik lainnya yang membangun perangkat keras ini. Seorang programmer akan memandangnya sebagai antarmuka yang disediakan oleh perangkat lunak -- perintah yang diterima perangkat keras, fungsi yang dikerjakannya, dan error yang ditimbulkan.

Perangkat I/O dapat dibagi secara umum menjadi dua kategori, yaitu: perangkat blok (block devices), dan perangkat karakter (character devices). Perangkat blok menyimpan informasi dalam sebuah blok yang ukurannya tertentu, dan memiliki alamat masing-masing. Umumnya blok berukuran antara 512 bytes sampai 32.768 bytes. Keuntungan dari perangkat blok ini ialah mampu membaca atau menulis setiap blok secara independen. Disk merupakan contoh perangkat blok yang paling banyak digunakan.

Tipe lain perangkat I/O ialah perangkat karakter. Perangkat karakter mengirim atau menerima sebarisan karakter, tanpa menghiraukan struktur blok. Tipe ini tidak memiliki alamat, dan tidak memiliki kemampuan mencari (seek). Printer dan antarmuka jaringan merupakan contoh perangkat jenis ini.

Pembagian ini tidaklah sempurna. Beberapa perangkat tidak memenuhi kriteria tersebut. Contohnya: clock yang tidak memiliki alamat dan juga tidak mengirim dan menerima barisan karakter. Yang ia lakukan hanya menimbulkan interupsi dalam jangka waktu tertentu.


Pengendali Perangkat

Unit I/O mengandung komponen mekanis dan elektronis. Komponen elektronis ini disebut pengendali perangkat (device controllers) atau adapter. Pada komputer personal (PC), komponen ini biasanya berupa kartu sirkuit yang dapat dimasukkan ke dalam slot pada motherboard komputer. Perangkat mekanis berupa perangkat itu sendiri.

Kartu pengendali biasanya memiliki sebuah penghubung. Beberapa pengendali dapat menangani dua, empat, atau bahkan delapan perangkat yang sejenis. Sistem operasi hampir selalu berhubungan dengan pengendali, bukan dengan perangkat secara langsung. Sebagian besar komputer yang berukuran kecil menggunakan model bus tunggal seperti pada Gambar 7-1 untuk berkomunikasi antara CPU dan pengendali. Sedangkan mainframe yang berukuran besar umumnya menggunakan model yang berbeda, dengan bus yang banyak dan I/O channels.

Gambar 7-1. Model Bus Tunggal

Sebuah model untuk menghubungkan CPU, memori, pengendali, dan perangkat I/O.


Polling

Busy-waiting/polling ialah ketika host mengalami looping yaitu membaca status register secara terus-menerus sampai status busy di-clear. Pada dasarnya polling dapat dikatakan efisien. Akan tetapi polling menjadi tidak efisien ketika setelah berulang-ulang melakukan looping, hanya menemukan sedikit perangkat yang siap untuk menservis, karena CPU processing yang tersisa belum selesai.

Gambar 7-2. Proses Polling

Contoh proses polling yang tipikal.


Interupsi

Mekanisme Dasar Interupsi

Ketika CPU mendeteksi bahwa sebuah pengendali telah mengirimkan sebuah sinyal ke interrupt request line (membangkitkan sebuah interupsi), CPU kemudian menjawab interupsi tersebut (juga disebut menangkap interupsi) dengan menyimpan beberapa informasi mengenai keadaan terkini CPU--contohnya nilai instruksi pointer, dan memanggil interrupt handler agar handler tersebut dapat melayani pengendali atau alat yang mengirim interupsi tersebut.

Fitur Tambahan pada Komputer Modern

Pada arsitektur komputer modern, tiga fitur disediakan oleh CPU dan pengendali interupsi (pada perangkat keras) untuk dapat menangani interrupsi dengan lebih bagus. Fitur-fitur ini antara lain ialah kemampuan menghambat sebuah proses penanganan interupsi selama proses berada dalam critical state, efisiensi penanganan interupsi sehingga tidak perlu dilakukan polling untuk mencari perangkat yang mengirimkan interupsi, dan fitur yang ketiga ialah adanya sebuah konsep interupsi multilevel sedemikian rupa sehingga terdapat prioritas dalam penanganan interupsi (diimplementasikan dengan interrupt priority level system).

Interrupt Request Line

Pada peranti keras CPU terdapat kabel yang disebut interrupt request line, kebanyakan CPU memiliki dua macam interrupt request line, yaitu nonmaskable interrupt dan maskable interrupt. Maskable interrupt dapat dimatikan/dihentikan oleh CPU sebelum pengeksekusian deretan critical instruction (critical instruction sequence) yang tidak boleh diinterupsi. Biasanya, interrupt jenis ini digunakan oleh pengendali perangkat untuk meminta pelayanan CPU.

Interrupt Vector dan Interrupt Chaining

Sebuah mekanisme interupsi akan menerima alamat interrupt handling routine yang spesifik dari sebuah set, pada kebanyakan arsitektur komputer yang ada sekarang ini, alamat ini biasanya berupa sekumpulan bilangan yang menyatakan offset pada sebuah tabel (biasa disebut vektor interupsi). Tabel ini menyimpan alamat-alamat interrupt handler spesifik di dalam memori. Keuntungan dari pemakaian vektor ialah untuk mengurangi kebutuhan akan sebuah interrupt handler yang harus mencari semua kemungkinan sumber interupsi untuk menemukan pengirim interupsi. Akan tetapi, vektor interupsi memiliki hambatan karena pada kenyataannya, komputer yang ada memiliki perangkat (dan interrupt handler) yang lebih banyak dibandingkan dengan jumlah alamat pada vektor interupsi. Karena itulah, digunakan teknik interrupt chaining setiap elemen dari vektor interupsi menunjuk pada elemen pertama dari sebuah daftar interrupt handler. Dengan teknik ini, overhead yang dihasilkan oleh besarnya ukuran tabel dan inefisiensi dari penggunaan sebuah interrupt handler (fitur pada CPU yang telah disebutkan sebelumnya) dapat dikurangi, sehingga keduanya menjadi kurang lebih seimbang.

Penyebab Interupsi

Interupsi dapat disebabkan berbagai hal, antara lain exception, page fault, interupsi yang dikirimkan oleh pengendali perangkat, dan system call. Exception ialah suatu kondisi dimana terjadi sesuatu, atau dari sebuah operasi didapat hasil tertentu yang dianggap khusus sehingga harus mendapat perhatian lebih, contohnya pembagian dengan 0 (nol), pengaksesan alamat memori yang restricted atau bahkan tidak valid, dan lain-lain. System call ialah sebuah fungsi pada aplikasi (perangkat lunak) yang dapat mengeksekusikan instruksi khusus berupa interupsi perangkat lunak atau trap.


Direct Memory Access (DMA)

DMA ialah sebuah prosesor khusus (special purpose processor) yang berguna untuk menghindari pembebanan CPU utama oleh program I/O (PIO).

Untuk memulai sebuah transfer DMA, host akan menuliskan sebuah DMA command block yang berisi pointer yang menunjuk ke sumber transfer, pointer yang menunjuk ke tujuan transfer, dan jumlah byte yang ditransfer, ke memori. CPU kemudian menuliskan alamat command block ini ke pengendali DMA, sehingga pengendali DMA dapat kemudian mengoperasikan bus memori secara langsung dengan menempatkan alamat-alamat pada bus tersebut untuk melakukan transfer tanpa bantuan CPU.

Tiga langkah dalam transfer DMA:

  1. Prosesor menyiapkan DMA transfer dengan menyedia kan data-data dari perangkat, operasi yang akan ditampilkan, alamat memori yang menjadi sumber dan tujuan data, dan banyaknya byte yang ditransfer.

  2. Pengendali DMA memulai operasi (menyiapkan bus, menyediakan alamat, menulis dan membaca data), sampai seluruh blok sudah di transfer.

  3. Pengendali DMA meng-interupsi prosesor, dimana selanjutnya akan ditentukan tindakan berikutnya.

Pada dasarnya, DMA mempunyai dua metode yang berbeda dalam mentransfer data. Metode yang pertama ialah metode yang sangat baku dan sederhana disebut HALT, atau Burst Mode DMA, karena pengendali DMA memegang kontrol dari sistem bus dan mentransfer semua blok data ke atau dari memori pada single burst. Selagi transfer masih dalam prosres, sistem mikroprosessor di-set idle, tidak melakukan instruksi operasi untuk menjaga internal register. Tipe operasi DMA seperti ini ada pada kebanyakan komputer.

Metode yang kedua, mengikut-sertakan pengendali DMA untuk memegang kontrol dari sistem bus untuk jangka waktu yang lebih pendek pada periode dimana mikroprosessor sibuk dengan operasi internal dan tidak membutuhkan akses ke sistem bus. Metode DMA ini disebut cycle stealing mode. Cycle stealing DMA lebih kompleks untuk diimplementasikan dibandingkan HALT DMA, karena pengendali DMA harus mempunyai kepintaran untuk merasakan waktu pada saat sistem bus terbuka.

Handshaking

Proses handshaking antara pengendali DMA dan pengendali perangkat dilakukan melalui sepasang kabel yang disebut DMA-request dan DMA-acknowledge. Pengendali perangkat mengirimkan sinyal melalui DMA-request ketika akan mentransfer data sebanyak satu word. Hal ini kemudian akan mengakibatkan pengendali DMA memasukkan alamat-alamat yang dinginkan ke kabel alamat memori, dan mengirimkan sinyal melalui kabel DMA-acknowledge. Setelah sinyal melalui kabel DMA-acknowledge diterima, pengendali perangkat mengirimkan data yang dimaksud dan mematikan sinyal pada DMA-request.

Hal ini berlangsung berulang-ulang sehingga disebut handshaking. Pada saat pengendali DMA mengambil alih memori, CPU sementara tidak dapat mengakses memori (dihalangi), walau pun masih dapat mengaksees data pada cache primer dan sekunder. Hal ini disebut cycle stealing, yang walau pun memperlambat komputasi CPU, tidak menurunkan kinerja karena memindahkan pekerjaan data transfer ke pengendali DMA meningkatkan performa sistem secara keseluruhan.

Cara-cara Implementasi DMA

Dalam pelaksanaannya, beberapa komputer menggunakan memori fisik untuk proses DMA , sedangkan jenis komputer lain menggunakan alamat virtual dengan melalui tahap "penerjemahan" dari alamat memori virtual menjadi alamat memori fisik, hal ini disebut Direct Virtual-Memory Address atau DVMA. Keuntungan dari DVMA ialah dapat mendukung transfer antara dua memori mapped device tanpa intervensi CPU.


Aplikasi Antarmuka I/O; Subsistem Kernel; Operasi Perangkat Keras

Aplikasi Antarmuka I/O

Bagian ini akan membahas bagaimana teknik dan struktur antarmuka yang memungkinkan I/O diperlakukan secara seragam. Salah satu contohnya adalah ketika suatu aplikasi ingin membuka data yang ada dalam suatu disk tanpa mengetahui jenis disk apa yang akan diaksesnya. Untuk mempermudah pengaksesan, sistem operasi melakukan standarisasi pengaksesan pada perangkat I/O. Pendekatan inilah yang dinamakan aplikasi antarmuka I/O.

Seperti layaknya permasalahan dari software-engineering yang rumit lainnya, aplikasi antarmuka I/O melibatkan abstraksi, enkapsulasi, dan software layering. Abstraksi dilakukan dengan membagi-bagi detail perangkat-perangkat I/O ke dalam kelas-kelas yang lebih umum. Dengan adanya kelas-kelas yang umum ini, maka akan lebih mudah bagi fungsi-fungsi standar (antarmuka) untuk mengaksesnya. Selanjutnya, keberadaan device driver pada masing-masing peralatan I/O akan berfungsi meng-enkapsulasi perbedaan-perbedaan yang ada dari setiap anggota kelas-kelas yang umum tadi.

Tujuan dari adanya lapisan device driver ini adalah untuk menyembunyikan perbedaan-perbedaan yang ada pada pengendali perangkat dari subsistem I/O yang terdapat dalam kernel. Dengan demikian, subsistem I/O dapat bersifat mandiri dari perangkat keras. Hal ini sangat menguntungkan dari segi pengembangan perangkat keras, karena tidak perlu menunggu vendor sistem operasi untuk mengeluarkan support code untuk perangkat-perangkat keras baru yang akan dikeluarkan oleh para vendor perangkat keras tersebut.

Gambar 7-3. Struktur Kernel

Gambar ini diadaptasi dari [Silberschatz2002, halaman 467].

Sayangnya untuk manufaktur perangkat keras, masing-masing sistem operasi memiliki standarnya sendiri untuk device driver antarmukanya. Karakteristik dari perangkat-perangkat tersebut sangat bervariasi, beberapa yang dapat membedakannya adalah dari segi:

  1. Character-stream atau block: Sebuah stream karakter memindahkan per satu bytes, sedangkan blok memindahkan sekumpulan bytes dalam 1 unit.

  2. Sequential atau Random-access: Sebuah perangkat yang sekuensial memindahkan data dalam susunan yang sudah pasti seperti yang ditentukan oleh perangkat, sedangkan pengguna akses random dapat meminta perangkat untuk mencari ke seluruh lokasi penyimpanan data yang tersedia.

  3. Synchronous atau asynchronous: perangkat yang synchronous menampilkan data-data transfer dengan waktu reaksi yang dapat diduga, sedangkan perangkat yang asynchronous menampilkan waktu reaksi yang tidak dapat diduga.

  4. Sharable atau dedicated: perangkat yang dapat dibagi dapat digunakan secara bersamaan oleh beberapa prosesor atau thread, sedangkan perangkat yang dedicatedtidak dapat.

  5. Speed of operation: Rentangan kecepatan perangkat dari beberapa bytes per detik sampai beberapa gigabytes per detik.

  6. Read-write, read only, atau write only: Beberapa perangkat memungkinkan baik input-output dua arah, tapi beberapa lainnya hanya menunjang data satu arah.

Pada umumnya sistem operasi juga memiliki sebuah "escape" atau "pintu belakang" yang secara terbuka mengirim perintah yang arbitrary dari sebuah aplikasi ke device driver. Dalam UNIX, ada ioctl() yang memungkinkan aplikasi mengakses seluruh fungsi yang tersedia di device driver tanpa perlu membuat sebuah sistem call yang baru.

ioctl() ini mempunyai tiga argumen, yang pertama adalah sebuah pendeskripsi berkas yang menghubungkan aplikasi ke driver dengan menunjuk perangkat keras yang diatur oleh driver tersebut. Kedua, adalah sebuah integer yang memilih satu perintah yang terimplementasi di dalam driver. Ketiga, sebuah pointer ke struktur data arbitrary di memori, yang memungkinkan aplikasi dan driver berkomunikasi dengan data dan mengendalikan informasi data.

Peralatan Blok dan Karakter

Peralatan blok diharapkan dapat memenuhi kebutuhan akses pada berbagai macam disk drive dan juga peralatan blok lainnya, memenuhi/mengerti perintah baca, tulis dan juga perintah pencarian data pada peralatan yang memiliki sifat random-access.

Keyboard adalah salah satu contoh alat yang dapat mengakses stream-karakter. System call dasar dari antarmuka ini dapat membuat sebuah aplikasi mengerti tentang bagaimana cara untuk mengambil dan menuliskan sebuah karakter. Kemudian pada pengembangan lanjutannya, kita dapat membuat library yang dapat mengakses data/pesan baris demi baris.

Peralatan Jaringan

Karena adanya perbedaan dalam kinerja dan pengalamatan dari jaringan I/O, maka biasanya sistem operasi memiliki antarmuka I/O yang berbeda dari baca, tulis dan pencarian pada disk. Salah satu yang banyak digunakan pada sistem operasi adalah socket interface.

Socket berfungsi untuk menghubungkan komputer ke jaringan. System call pada socket interface dapat memudahkan suatu aplikasi untuk membuat local socket, dan menghubungkannya ke remote socket. Dengan menghubungkan komputer ke socket, maka komunikasi antar komputer dapat dilakukan.

Jam dan Timer

Adanya jam dan timer pada perangkat keras komputer, setidaknya memiliki tiga fungsi, memberi informasi waktu saat ini, memberi informasi lamanya waktu sebuah proses, sebagai trigger untuk suatu operasi pada suatu waktu. Fungsi-fungsi ini sering digunakan oleh sistem operasi. Sayangnya, system call untuk pemanggilan fungsi ini tidak distandarisasi antar sistem operasi.

Perangkat keras yang mengukur waktu dan melakukan operasi trigger dinamakan programmable interval timer. Dia dapat diatur untuk menunggu waktu tertentu dan kemudian melakukan interupsi. Contoh penerapannya ada pada scheduler, dimana dia akan melakukan interupsi yang akan memberhentikan suatu proses pada akhir dari bagian waktunya.

Sistem operasi dapat mendukung lebih dari banyak timer request daripada banyaknya jumlah timer hardware. Dengan kondisi seperti ini, maka kernel atau device driver mengatur daftar dari interupsi dengan urutan yang pertama kali datang akan dilayani terlebih dahulu.

Blocking dan Nonblocking I/O

Ketika suatu aplikasi menggunakan sebuah blocking system call, eksekusi aplikasi itu akan dihentikan sementara lalu dipindahkan ke wait queue. Setelah system call tersebut selesai, aplikasi tersebut dikembalikan ke run queue, sehingga pengeksekusiannya akan dilanjutkan. Physical action dari peralatan I/O biasanya bersifat asynchronous. Akan tetapi, banyak sistem operasi yang bersifat blocking, hal ini terjadi karena blocking application lebih mudah dimengerti dari pada nonblocking application.


Kernel I/O Subsystem

Kernel menyediakan banyak layanan yang berhubungan dengan I/O. Pada bagian ini, kita akan mendeskripsikan beberapa layanan yang disediakan oleh subsistem kernel I/O, dan kita akan membahas bagaimana caranya membuat infrastruktur perangkat keras dan device driver. Layanan-layanan yang akan kita bahas adalah penjadualan I/O, buffering, caching, spooling, reservasi perangkat, error handling.

Penjadualan I/O

Menjadual sekumpulan permintaan I/O sama dengan menentukan urutan yang sesuai untuk mengeksekusi permintaan tersebut. Penjadualan dapat meningkatkan performa sistem secara keseluruhan, dapat membagi perangkat secara adil di antara proses-proses, dan dapat mengurangi waktu tunggu rata-rata untuk menyelesaikan operasi I/O.

Berikut adalah contoh sederhana untuk menggambarkan definisi di atas. Jika sebuah arm disk terletak di dekat permulaan disk, dan ada tiga aplikasi yang memblokir panggilan untuk membaca disk tersebut. Aplikasi pertama meminta sebuah blok dekat akhir disk, aplikasi kedua meminta blok yang dekat dengan awal, dan aplikasi tiga meminta bagian tengah dari disk. Sistem operasi dapat mengurangi jarak yang harus ditempuh oleh arm disk dengan melayani aplikasi tersebut dengan urutan 2, 3, 1. Pengaturan urutan pekerjaan kembali seperti ini merupakan inti dari penjadualan I/O.

Pengembang sistem operasi mengimplementasikan penjadualan dengan mengatur antrian permintaan untuk tiap perangkat. Ketika sebuah aplikasi meminta sebuah blocking sistem I/O, permintaan tersebut dimasukkan ke dalam antrian untuk perangkat tersebut. Scheduler I/O mengurutkan kembali antrian untuk meningkatkan efisiensi dari sistem dan waktu respon rata-rata yang harus dialami oleh aplikasi. Sistem operasi juga mencoba untuk bertindak secara adil agar tidak ada aplikasi yang menerima layanan yang lebih sedikit, atau dapat memberikan prioritas layanan untuk permintaan penting yang ditunda. Contohnya, pemintaan dari sub sistem mungkin akan mendapatkan prioritas lebih tinggi daripada permintaan dari aplikasi. Beberapa algoritma penjadualan untuk I/O disk akan dijelaskan pada bagian Penjadualan Disk.

Salah satu cara untuk meningkatkan efisiensi I/O sub sistem dari sebuah komputer adalah dengan mengatur operasi I/O tersebut. Cara lain adalah dengan menggunakan tempat penyimpanan pada memori utama atau pada disk, melalui teknik yang disebut buffering, caching, dan spooling.

Buffering

Buffer adalah area memori yang menyimpan data ketika mereka sedang dipindahkan antara dua perangkat atau antara perangkat dan aplikasi.

Tiga alasan melakukan buffering:

  1. Mengatasi perbedaan kecepatan antara produsen dengan konsumen dari sebuah stream data.

    Contoh, sebuah berkas sedang diterima melalui modem dan akan disimpan di hard disk. Kecepatan modem tersebut ribuan kali lebih lambat daripada hard disk, sehingga buffer dibuat di dalam memori utama untuk mengumpulkan jumlah byte yang diterima dari modem. Ketika keseluruhan data di buffer sudah sampai, buffer tersebut dapat ditulis ke disk dengan operasi tunggal.

    Karena penulisan disk tidak terjadi dengan seketika dan modem masih memerlukan tempat untuk menyimpan data yang berdatangan, maka dua buah buffer digunakan untuk melakukan operasi ini. Setelah modem memenuhi buffer pertama, akan terjadi permintaan untuk menulis di disk. Modem kemudian mulai memenuhi buffer kedua sementara buffer pertama dipakai untuk penulisan ke disk. Seiring modem sudah memenuhi buffer kedua, penulisan ke disk dari buffer pertama seharusnya sudah selesai, jadi modem akan berganti kembali memenuhi buffer pertama sedangkan buffer kedua dipakai untuk menulis. Metode double buffering ini membuat pasangan ganda antara produsen dan konsumen sekaligus mengurangi kebutuhan waktu diantara mereka.

  2. Untuk menyesuaikan perangkat-perangkat yang mempunyai perbedaan dalam ukuran transfer data.

    Hal ini sangat umum terjadi pada jaringan komputer, dimana buffer dipakai secara luas untuk fragmentasi dan pengaturan kembali pesan-pesan yang diterima. Pada bagian pengirim, sebuah pesan yang besar akan dipecah ke dalam paket-paket kecil. Paket-paket tersebut dikirim melalui jaringan, dan penerima akan meletakkan mereka di dalam buffer untuk disusun kembali.

  3. Untuk mendukung copy semantics untuk aplikasi I/O. Sebuah contoh akan menjelaskan apa arti dari copy semantics. Jika ada sebuah aplikasi yang mempunyai buffer data yang ingin dituliskan ke disk, aplikasi tersebut akan memanggil sistem penulisan, menyediakan pointer ke buffer, dan sebuah integer untuk menunjukkan ukuran bytes yang ingin ditulis. Setelah pemanggilan tersebut, apakah yang akan terjadi jika aplikasi tersebut merubah isi dari buffer?

    Dengan copy semantics, versi data yang ingin ditulis sama dengan versi data waktu aplikasi ini memanggil sistem untuk menulis, tidak tergantung dengan perubahan yang terjadi pada buffer. Sebuah cara sederhana untuk sistem operasi untuk menjamin copy semantics adalah membiarkan sistem penulisan untuk menyalin data aplikasi ke dalam buffer kernel sebelum mengembalikan kontrol kepada aplikasi. Jadi penulisan ke disk dilakukan pada buffer kernel, sehingga perubahan yang terjadi pada buffer aplikasi tidak akan membawa dampak apa-apa. Menyalin data antara buffer kernel data aplikasi merupakan sesuatu yang umum pada sistem operasi, kecuali overhead yang terjadi karena operasi clean semantics. Kita dapat memperoleh efek yang sama yang lebih efisien dengan memanfaatkan pemetaan virtual-memori dan proteksi copy-on-wire dengan lebih pintar.

Caching

Sebuah cache adalah daerah memori yang cepat yang berisikan data kopian. Akses ke sebuah kopian yang di-cached lebih efisien daripada akses ke data asli. Sebagai contoh, instruksi-instruksi dari proses yang sedang dijalankan disimpan ke dalam disk, dan ter-cached di dalam memori fisik, dan kemudian dikopi lagi ke dalam cache secondary and primary dari CPU. Perbedaan antara sebuah buffer dan cache adalah buffer dapat menyimpan satu-satunya informasi data sedangkan sebuah cache secara definisi hanya menyimpan sebuah data dari sebuah tempat untuk dapat diakses lebih cepat.

Caching dan buffering adalah dua fungsi yang berbeda, tetapi terkadang sebuah daerah memori dapat digunakan untuk keduanya. sebagai contoh, untuk menghemat copy semantics dan membuat penjadualan I/O menjadi efisien, sistem operasi menggunakan buffer pada memori utama untuk menyimpan data.

Buffer ini juga digunakan sebagai cache, untuk meningkatkan efisiensi IO untuk berkas yang digunakan secara bersama-sama oleh beberapa aplikasi, atau yang sedang dibaca dan ditulis secara berulang-ulang.

Ketika kernel menerima sebuah permintaan berkas I/O, kernel tersebut mengakses buffer cache untuk melihat apakah daerah memori tersebut sudah tersedia dalam memori utama. Jika sudah tersedia, sebuah physical disk I/O dapat dihindari atau bahkan tidak dipakai. Penulisan disk juga terakumulasi ke dalam buffer cache selama beberapa detik, jadi transfer yang besar akan dikumpulkan untuk mengefisiensikan jadual penulisan. Cara ini akan menunda penulisan untuk meningkatkan efisiensi I/O akan dibahas pada bagian Remote File Access.

Spooling dan Reservasi Perangkat

Gambar 7-4. Spooling

Spooling adalah proses yang sangat berguna saat berurusan dengan perangkat I/O dalam sistem multiprogram. Sebuah spool adalah sebuah buffer yang menyimpan keluaran untuk sebuah perangkat yang tidak dapat menerima interleaved data streams. Salah satu perangkat spool yang paling umum adalah printer.

Printer hanya dapat melayani satu pekerjaan pada waktu tertentu, namun beberapa aplikasi dapat meminta printer untuk mencetak. Spooling memungkinkan keluaran mereka tercetak satu per satu, tidak tercampur. Untuk mencetak sebuah berkas, pertama-tama sebuah proses mengeneralisasi berkas secara keseluruhan untuk di cetak dan ditempatkan pada spooling directory. Sistem operasi akan menyelesaikan masalah ini dengan meng-intercept semua keluaran kepada printer. Tiap keluaran aplikasi sudah di-spooled ke disk berkas yang berbeda. Ketika sebuah aplikasi selesai mencetak, sistem spooling akan melanjutkan ke antrian berikutnya.

Di dalam beberapa sistem operasi, spooling ditangani oleh sebuah sistem proses daemon. Pada sistem operasi yang lain, sistem ini ditangani oleh in-kernel thread. Pada kedua penanganan tersebut, sistem operasi menyediakan antarmuka kontrol yang membuat users and sistem administrator dapat menampilkan antrian tersebut, untuk mengenyahkan antrian-antrian yang tidak diinginkan sebelum mulai dicetak.

Contoh lain adalah penggunaan spooling pada transfer berkas melalui jaringan yang biasanya menggunakan daemon jaringan. Untuk mengirim berkas ke suatu tempat, user menempatkan berkas tersebut dalam spooling directory jaringan. Selanjutnya, daemon jaringan akan mengambilnya dan mentransmisikannya. Salah satu bentuk nyata penggunaan spooling jaringan adalah sistim email via Internet. Keseluruhan sistem untuk mail ini berlangsung di luar sistem operasi.

Beberapa perangkat, seperti drive tape dan printer, tidak dapat me-multiplex permintaan I/O dari beberapa aplikasi. Selain dengan spooling, dapat juga diatasi dengan cara lain, yaitu dengan membagi koordinasi untuk multiple concurrent ini. Beberapa sistem operasi menyediakan dukungan untuk akses perangkat secara eksklusif, dengan mengalokasikan proses ke device idle dan membuang perangkat yang sudah tidak diperlukan lagi. Sistem operasi lainnya memaksakan limit suatu berkas untuk menangani perangkat ini. Banyak sistem operasi menyediakan fungsi yang membuat proses untuk menangani koordinat exclusive akses diantara mereka sendiri.

Error Handling

Sebuah sistem operasi yang menggunakan protected memory dapat menjaga banyak kemungkinan error akibat perangkat keras mau pun aplikasi. Perangkat dan transfer I/O dapat gagal dalam banyak cara, dapat karena alasan transient, seperti overloaded pada jaringan, maupun alasan permanen yang seperti kerusakan yang terjadi pada disk controller. Sistem operasi seringkali dapat mengkompensasikan untuk kesalahan transient. Seperti, sebuah kesalahan baca pada disk akan mengakibatkan pembacaan ulang kembali dan sebuah kesalahan pengiriman pada jaringan akan mengakibatkan pengiriman ulang apabila protokolnya diketahui. Akan tetapi untuk kesalahan permanen, sistem operasi pada umumnya tidak akan dapat mengembalikan situasi seperti semula.

Sebuah ketentuan umum, yaitu sebuah sistem I/O akan mengembalikan satu bit informasi tentang status panggilan tersebut, yang akan menandakan apakah proses tersebut berhasil atau gagal. Sistem operasi pada UNIX menggunakan integer tambahan yang dinamakan ERRNO untuk mengembalikan kode kesalahan sekitar 1 dari 100 nilai yang mengindikasikan sebab dari kesalahan tersebut. Sebaliknya, beberapa perangkat keras dapat menyediakan informasi kesalahan yang detail, walau pun banyak sistem operasi yang tidak mendukung fasilitas ini.

Sebagai contoh, kesalahan pada perangkat SCSI dilaporkan oleh protokol SCSI dalam bentuk sense key yang mengindentifikasi kesalahan yang umum seperti error pada perangkat keras atau permintaan yang ilegal; sebuah additional sense code yang mengkategorikan kesalahan yang muncul, seperti kesalahan parameter atau kesalahan self-test; dan sebuah additional sense code qualifier yang memberitahukan kesalahan secara lebih mendalam dan mendetil, seperti parameter yang error.

Struktur Data Kernel

Kernel membutuhkan informasi keadaan tentang penggunakan komponen I/O. Kernel menggunakan banyak struktur yang mirip untuk melacak koneksi jaringan, komunikasi perangkat karakter, dan aktivitas I/O lainnya.

UNIX menyediakan akses sistem berkas untuk beberapa entiti, seperti berkas pengguna, raw devices, dan alamat tempat proses. Walau pun tiap entiti ini didukung sebuah operasi baca, semantiknya berbeda untuk tiap entiti. Seperti untuk membaca berkas pengguna, kernel perlu memeriksa buffer cache sebelum memutuskan apakah akan melaksanakan I/O disk. Untuk membaca sebuah raw disk, kernel perlu untuk memastikan bahwa ukuran permintaan adalah kelipatan dari ukuran sektor disk, dan masih terdapat di dalam batas sektor. Untuk memproses citra, cukup perlu untuk mengkopi data ke dalam memori. UNIX mengkapsulasikan perbedaan-perbedaan ini di dalam struktur yang seragam dengan menggunakan teknik object oriented.

Beberapa sistem operasi bahkan menggunakan metode object oriented secara lebih ekstensif. Sebagai contoh, Windows NT menggunakan implementasi message-passing untuk I/O. Sebuah permintaan I/O akan dikonversikan ke sebuah pesan yang dikirim melalui kernel kepada I/O manager dan kemudian ke device driver, yang masing-masing dapat mengubah isi pesan. Untuk output, isi message adalah data yang akan ditulis. Untuk input, message berisikan buffer untuk menerima data. Pendekatan message-passing ini dapat menambah overhead, dengan perbandingan dengan teknik prosedural yang membagi struktur data, tetapi akan mennyederhanakan struktur dan design dari sistem I/O tersebut dan menambah fleksibilitas.

Kesimpulannya, subsistem I/O mengkoordinasi kumpulan-kumpulan service yang banyak sekali, yang tersedia dari aplikasi maupun bagian lain dari kernel. Subsistem I/O mengawasi:

  1. Managemen nama untuk berkas dan perangkat.

  2. Kontrol akses untuk berkas dan perangkat.

  3. Kontrol operasi, contoh: model yang tidak dapat dikenali.

  4. Alokasi tempat sistem berkas.

  5. Alokasi perangkat.

  6. Buffering, caching, spooling.

  7. Penjadualan I/O

  8. Mengawasi status perangkat, error handling, dan kesalahan dalam recovery.

  9. Konfigurasi dan utilisasi driver device.


Penanganan Permintaan I/O

Di bagian sebelumnya, kita mendeskripsikan handshaking antara device driver dan pengendali perangkat, tapi kita tidak menjelaskan bagaimana Sistem Operasi menyambungkan permintaan aplikasi untuk menyiapkan jaringan menuju sektor disk yang spesifik.

Sistem Operasi yang modern mendapatkan fleksibilitas yang signifikan dari tahapan-tahapan tabel lookup di jalur diantara permintaan dan pengendali perangkat physical. Kita dapat mengenalkan perangkat dan driver baru ke komputer tanpa harus meng-compile ulang kernelnya. Sebagai fakta, ada beberapa sistem operasi yang mampu untuk me-load device drivers yang diinginkan. Pada waktu boot, sistem mula-mula meminta bus perangkat keras untuk menentukan perangkat apa yang ada, kemudian sistem me-load ke dalam driver yang sesuai; baik sesegera mungkin, mau pun ketika diperlukan oleh sebuah permintaan I/O.

Sistem V UNIX mempunyai mekanisme yang menarik, yang disebut streams, yang membolehkan aplikasi untuk men-assemble pipeline dari kode driver secara dinamis. Sebuah stream adalah sebuah koneksi full duplex antara sebuah device driver dan sebuah proses user-level. Stream terdiri atas sebuah stream head yang merupakan antarmuka dengan user process, sebuah driver end yang mengontrol perangkat, dan nol atau lebih stream modules di antara mereka. Modules dapat didorong ke stream untuk menambah fungsionalitas di sebuah layered fashion. Sebagai gambaran sederhana, sebuah proses dapat membuka sebuah alat port serial melalui sebuah stream, dan dapat mendorong ke sebuah modul untuk memegang edit input. Stream dapat digunakan untuk interproses dan komunikasi jaringan. Faktanya, di Sistem V, mekanisme soket diimplementasikan dengan stream.

Berikut dideskripsikan sebuah lifecycle yang tipikal dari sebuah permintaan pembacaan blok:

  1. Sebuah proses mengeluarkan sebuah blocking read system call ke sebuah berkas deskriptor dari berkas yang telah dibuka sebelumnya.

  2. Kode system-call di kernel mengecek parameter untuk kebenaran. Dalam kasus input, jika data telah siap di buffer cache, data akan dikembalikan ke proses dan permintaan I/O diselesaikan.

  3. Jika data tidak berada dalam buffer cache, sebuah physical I/O akan bekerja, sehingga proses akan dikeluarkan dari antrian jalan (run queue) dan diletakkan di antrian tunggu (wait queue) untuk alat, dan permintaan I/O pun dijadualkan. Pada akhirnya, subsistem I/O mengirimkan permintaan ke device driver. Bergantung pada sistem operasi, permintaan dikirimkan melalui call subrutin atau melalui pesan in-kernel.

  4. Device driver mengalokasikan ruang buffer pada kernel untuk menerima data, dan menjadualkan I/O. Pada akhirnya, driver mengirim perintah ke pengendali perangkat dengan menulis ke register device control.

  5. Pengendali perangkat mengoperasikan perangkat keras perangkat untuk melakukan transfer data.

  6. Driver dapat menerima status dan data, atau dapat menyiapkan transfer DMA ke memori kernel. Kita mengasumsikan bahwa transfer diatur oleh sebuah DMA controller, yang menggunakan interupsi ketika transfer selesai.

  7. Interrupt handler yang sesuai menerima interupsi melalui tabel vektor-interupsi, menyimpan sejumlah data yang dibutuhkan, menandai device driver, dan kembali dari interupsi.

  8. Device driver menerima tanda, menganalisa permintaan I/O mana yang telah diselesaikan, menganalisa status permintaan, dan menandai subsistem I/O kernel yang permintaannya telah terselesaikan.

  9. Kernel mentransfer data atau mengembalikan kode ke ruang alamat dari proses permintaan, dan memindahkan proses dari antrian tunggu kembali ke antrian siap.

  10. Proses tidak diblok ketika dipindahkan ke antrian siap. Ketika penjadual (scheduler) mengembalikan proses ke CPU, proses meneruskan eksekusi pada penyelesaian dari system call.


I/O Streams dan Kinerja I/O

I/O Streams

I/O stream adalah suatu mekanisme pengiriman data secara bertahap dan terus menerus melalui suatu aliran data dari proses ke peranti (begitu pula sebaliknya).

I/O Stream terdiri dari:

  1. stream head yang berhubungan langsung dengan proses.

  2. driver ends yang mengatur peranti-peranti

  3. stream modules yang berada di antara stream head dan driver end, yang bertugas menyampaikan data ke driver end melalui write queue, maupun menyampaikan data ke proses melalui read queue dengan cara message passing.

Untuk memasukkan ke dalam stream digunakan ioctl() system call, sedangkan untuk menuliskan data ke peranti digunakan write()/ putmsg() system calls, dan untuk membaca data dari peranti digunakan read()/ getmsg() system calls.

Gambar 7-5. Struktur Stream


Kinerja I/O

I/O adalah faktor penting dalam kinerja sistem. I/O sering meminta CPU untuk mengeksekusi device-driver code dan menjadual proses secara efisien sewaktu memblock dan unblock. Hasil context switch men-stress ke CPU dan hardware cache-nya. I/O juga memberitahukan ketidakefisienan mekanisme penanganan interupsi dalam kernel, dan I/O me-load down memory bus saat data copy antara pengendali dan memori fisik, dan juga saat copy antara kernel buffers dan application data space. Mengkopi dengan semua permintaan ini adalah salah satu kekhawatiran dalam arsitektur komputer.

Walaupun komputer modern dapat menangani beribu-ribu interupsi per detik, namun penanganan interupsi adalah pekerjaan yang sulit. Setiap interupsi mengakibatkan sistem melakukan perubahan status, mengeksekusi interrupt handler lalu mengembalikan statusnya kembali. I/O yang terprogram dapat lebih efisien dibanding interrupt-driven I/O, jika waktu cycle yang dibutuhkan untuk busy-waiting tidak berlebihan. I/O yang sudah selesai biasanya meng-unblock sebuah proses lalu membawanya ke full overhead of context switch.

Network traffic juga dapat menyebabkan high context-switch rate. Coba diperhatikan, misalnya sebuah remote login dari sebuah mesin ke mesin lainnya. Setiap karakter yang diketikkan pada local machine harus dikirim ke remote machine. Pada local machine karakter akan diketikkan, lalu keyboard interrupt dibuat, dan karakter melewati interrupt handler menuju device-driver lalu ke kernel, setelah itu ke proses. Proses memanggil network I/O system call untuk mengirim karakter ke remote machine. Karakter lalu melewati local kernel, menuju ke lapisan-lapisan network yang membuat paket network, lalu ke network device driver. Network device driver mengirim paket itu ke network controller, yang mengirim karakter dan membuat interupsi. Interupsi kemudian dikembalikan ke kernel supaya I/O system call dapat selesai.

Sekarang remote system's network hardware sudah menerima paket, dan interupsi dibuat. Karakter di-unpack dari network protocol dan dikirim ke network daemon yang sesuai. Network daemon mengidentifikasi remote login session mana yang terlibat, dan mengirim paket ke subdaemon yang sesuai untuk session itu. Melalui alur ini, ada context switch dan state switch (lihat Gambar 7-6). Biasanya, penerima mengirim kembali karakter ke pengirim.

Gambar 7-6. Gambar Komunikasi Interkomputer

Gambar ini diadaptasi dari [Silberschatz2002, halaman 484].

Developer Solaris mengimplementasikan kembali telnet daemon menggunakan kernel-thread untuk menghilangkan context switch yang terlibat dalam pemindahan karakter dari daemon ke kernel. Sun memperkirakan bahwa perkembangan ini akan menambah jumlah maksimum network logins dari beberapa ratus hingga beberapa ribu (pada server besar).

Sistem lain menggunakan front-end processor yang terpisah untuk terminal I/O, supaya mengurangi beban interupsi pada main CPU. Misalnya, sebuah terminal concentrator dapat mengirim sinyal secara bersamaan dari beratus-ratus terminal ke satu port di large computer. Sebuah I/O channel adalah sebuah CPU yang memiliki tujuan khusus yang ditemukan pada mainframe dan pada sistem high-end lainnya. Kegunaan dari I/O channel adalah untuk meng-offload I/O work dari main CPU. Prinsipnya adalah channel tersebut menjaga supaya lalu lintas data lancar, sehingga main CPU dapat bebas memproses data. Seperti device controller dan DMA controller yang ada pada smaller computer, sebuah channel dapat memproses program-program yang umum dan kompleks, jadi channel dapat digunakan untuk workload tertentu.

Kita dapat menggunakan beberapa prinsip untuk menambah efisiensi I/O:

  1. Mengurangi context switch.

  2. Mengurangi jumlah pengkopian data dalam memori sewaktu pengiriman antara peranti dan aplikasi.

  3. Mengurangi jumlah interupsi dengan menggunakan transfer besar-besaran, smart controller, dan polling (jika busy-waiting dapat diminimalisir).

  4. Menambah konkurensi dengan menggunakan pengendali atau channel DMA yang sudah diketahui untuk meng-offload kopi data sederhana dari CPU.

  5. Memindahkan processing primitives ke perangkat keras, supaya operasi pada device controller konkuren dengan CPU dan operasi bus.

  6. Keseimbangan antara CPU, memory subsystem, bus dan kinerja I/O, karena sebuah overload pada salah satu area akan menyebabkan keterlambatan pada yang lain.

Kompleksitas peranti berbeda-beda, misalnya mouse. Mouse adalah peranti yang sederhana. Pergerakan mouse dan button click diubah menjadi nilai numerik yang dikirim dari perangkat keras (melalui mouse device driver) menuju aplikasinya. Kebalikan dari mouse, fungsionalitas yang disediakan NT disk device driver sangatlah kompleks. NT disk device driver tidak hanya mengatur individual disk, tapi juga mengimplementasikan RAID array. Untuk dapat melakukannya, NT disk device driver mengubah read ataupun write request dari aplikasi menjadi coordinated set of disk I/O operations. Terlebih lagi, NT disk device driver mengimplementasikan penanganan error dan algoritma data-recovery, lalu mengambil langkah-langkah untuk mengoptimalkan kinerja disk, karena kinerja penyimpanan sekunder adalah hal penting untuk keseluruhan kinerja sistem.

Kapan fungsionalitas I/O dapat diimplementasikan? Pada device hardware, device driver, atau pada aplikasi perangkat lunak?

Mula-mula kita implementasikan eksperimen algoritma I/O pada application level, karena application code lebih fleksibel, dan application bug tidak membuat sistem crash. Terlebih lagi dengan mengembangkan kode pada application level, kita dapat menghindari reboot ataupun reload device driver setiap mengganti kode. Bagaimanapun juga sebuah implementasi pada application level dapat tidak efisien, karena overhead of context switch, dan karena aplikasi tidak dapat menerima kemudahan dari internal kernel data structure dan fungsionalitas kernel (seperti internal kernel messaging, threading, dan locking yang efisien).

Ketika algoritma application level memperlihatkan kegunaannya, kita dapat mengimplementasikan kembali kernel, sehingga dapat menambah kinerja. Akan tetapi, usaha pengembangan sulit dilakukan karena sistem operasi kernel adalah sistem perangkat lunak yang besar dan kompleks.

Terlebih lagi, dalam pengimplementasian internal kernel harus di-debug secara hati-hati untuk menghindari data corrupt dan sistem crash.

Kinerja tertinggi dapat didapatkan dengan cara implementasi spesial dalam perangkat keras, baik dalam peranti ataupun pengendali. Kerugian dari implementasi perangkat keras termasuk kesulitan dan pengorbanan dari membuat kemajuan atau dari pembetulan bug, dan bertambahnya development time (dalam satuan bulan, bukan hari), dan berkurangnya fleksibilitas.

Misalnya, sebuah hardware RAID controller mungkin saja tidak memberikan izin kepada kernel untuk mempengaruhi urutan ataupun lokasi dari individual block reads and writes, walaupun kernel memiliki informasi tertentu tentang workload yang mampu membuat kernel meningkatkan kinerja I/O.


Managemen Disk


Struktur Disk

Struktur disk merupakan suatu hal yang penting bagi penyimpanan informasi. Sistem komputer modern menggunakan Disk sebagai media penyimpanan sekunder. Dulu pita magnetik digunakan sebelum penggunaan disk sebagai media penyimpanan, sekunder yang memiliki waktu akses yang lebih lambat dari disk. Sejak digunakan disk, tape digunakan untuk backup, untuk menyimpan informasi yang tidak sering digunakan, sebagai media untuk memindahkan informasi dari satu sistem ke sistem lain, dan untuk menyimpan data yang cukup besar bagi sistem disk.

Bentuk penulisan Disk drive modern adalah array blok logika satu dimensi yang besar. Blok logika merupakan satuan unit terkecil dari transfer. Ukuran blok logika umumnya sebesar 512 bytes walau pun disk dapat diformat di level rendah (low level formatted) sehingga ukuran blok logika dapat ditentukan, misalnya 1024 bytes.

Array adalah blok logika satu dimensi yang dipetakan ke sektor dari disk secara sekuensial. Sektor 0 merupakan sektor pertama dari track pertama yang terletak di silinder paling luar (outermost cylinder). Proses pemetaan dilakukan secara berurut dari Sektor 0, lalu ke seluruh track dari silinder tersebut, lalu ke seluruh silinder mulai dari silinder terluar sampai silinder terdalam.

Kita dapat mengubah sebuah nomor blok logika dengan pemetaan menjadi sebuah alamat disk yang terdiri atas nomor silinder, nomor track di silinder tersebut, dan nomor sektor dari track tersebut. Dalam prakteknya, sulit untuk menerapkan pengubahan tersebut karena ada dua alasan. Pertama, kebanyakan disk memiliki sejumlah sektor yang rusak, tetapi pemetaan menyembunyikan hal ini dengan mensubstitusikan dengan sektor lain yang diambil dari suatu tempat di disk. Kedua, jumlah dari sektor tidak track tidak konstan. Pada media yang menggunakan ketentuan Constant Linear Velocity (CLV) kepadatan bit tiap track sama, jadi semakin jauh sebuah track dari tengah disk, semakin besar panjangnya, dan juga semakin banyak sektor yang dimilikinya. Trek di zona terluar memiliki 40% sektor lebih banyak dibandingkan dengan track di zona terdalam. Untuk menjamin aliran data yang sama, sebuah drive menaikan kecepatan putarannya ketika disk head bergerak dari zona luar ke zona dalam. Metode ini digunakan dalam CD-ROM dan DVD-ROM. Metode lain yang digunakan agar rotasi tetap konstan dan aliran data juga konstan dikenal dengan metode CAV (Constant Angular Velocity). CAV memungkinkan aliran data yang konstan karena kepadatan bit dari zona terdalam ke zona terluar semakin berkurang, sehingga dengan kecepatan rotasi yang konstan diperoleh aliran data yang konstan.


Penjadualan Disk

Penjadualan disk merupakan salah satu hal yang sangat penting dalam mencapai efisiensi perangkat keras. Bagi disk drives, efisiensi dipengaruhi oleh kecepatan waktu akses dan besarnya disk bandwith. Waktu akses memiliki dua komponen utama yaitu waktu pencarian dan waktu rotasi disk (rotational latency). Waktu pencarian adalah waktu yang dibutuhkan disk arm untuk menggerakkan head ke bagian silinder disk yang mengandung sektor yang diinginkan. Waktu rotasi disk adalah waktu tambahan yang dibutuhkan untuk menunggu perputaran disk agar head dapat berada di atas sektor yang diinginkan. Disk bandwith adalah total jumlah bytes yang ditransfer dibagi dengan total waktu dari awal permintaan transfer sampai transfer selesai. Kita dapat meningkatkan waktu akses dan bandwidth dengan menjadualkan permintaan dari I/O dalam urutan tertentu.

Apabila suatu proses membutuhkan pelayanan I/O dari atau menuju disk, maka proses tersebut akan melakukan system call ke sistem operasi. Permintaan tersebut membawa beberapa informasi, antara lain:

  1. Apakah operasi input atau output.

  2. Alamat disk untuk proses tersebut.

  3. Alamat memori untuk proses tersebut

  4. Jumlah bytes yang akan ditransfer

Pelayanan akan dilayani pada suatu proses apabila disk drive beserta pengendali tersedia untuk proses tersebut. Apabila disk drive dan pengendali sedang sibuk melayani proses lain, maka semua permintaan yang memerlukan pelayanan disk tersebut akan diletakkan pada suatu antrian permintaan untuk disk tersebut. Dengan demikian, jika suatu permintaan telah dilayani, maka sistem operasi melayani permintaan dari antrian berikutnya.


Penjadualan FCFS

Penjadualan disk FCFS melayani permintaan sesuai dengan antrian dari banyak proses yang meminta layanan. Secara umum algoritma FCFS ini sangat adil walaupun ada kelemahan dalam algoritma ini dalam hal kecepatannya yang lambat. Sebagai contoh, antrian permintaan pelayanan disk untuk proses I/O pada blok dalam silinder adalah sebagai berikut: 10, 45, 37, 56, 60, 25, 78, 48, 88, 70, 5, 20. Jika head pada awalnya berada pada 50, maka head akan bergerak dulu dari 50 ke 10, kemudian 45, 37, 56, 60, 25, 78, 48, 88, 70, 5 dan terakhir 20, dengan total pergerakan head sebesar 362 silinder.

Dari contoh diatas, kita dapat melihat permasalahan dengan menggunakan penjadualan jenis ini yaitu pergerakan dari 78 ke 48 dan kembali lagi ke 88. Jika permintaan terhadap silinder 88 dapat dilayani setelah permintaan 78, setelah selesai baru melayani permintaan 48, maka pergerakan total head dapat dikurangi, sehingga dengan demikian pendayagunaan akan meningkat.

Gambar 7-7. Penjadualan FCFS

Gambar ini diadaptasi dari [Silberschatz2002, halaman 494].


Penjadualan SSTF

Shortest-Seek-Time-First (SSTF) merupakan algoritma yang melayani permintaan berdasarkan waktu pencarian atau waktu pencarian paling kecil dari posisi head terakhir. Karena waktu pencarian meningkat seiring dengan jumlah silinder yang dilewati oleh head, maka SSTF memilih permintaan yang paling dekat posisinya di disk terhadap posisi head terakhir. Pergerakan dari contoh diatas yaitu 50 ke 48, lalu ke 45, 37, 25, 20, 10, 5, 56, 60, 70, 78, 88.

Perhatikan contoh antrian permintaan yang kita sajikan pada penjadualan FCFS, permintaan paling dekat dengan posisi head saat itu (50) adalah silinder 48. Jika kita penuhi permintaan 48, maka yang terdekat berikutnya adalah silinder 45. Dari 45, silinder 37 letaknya lebih dekat ke 45 dibandingkan silinder 56,jadi 37 dilayani duluan. Selanjutnya, dilanjutkan ke silinder 25, 20, 10, 5, 56, 60, 70, 78 dan terakhir adalah 88.

Metode penjadualan ini hanya menghasilkan total pergerakan head sebesar 128 silinder -- kira-kira sepertiga dari yang dihasilkan penjadualan FCFS. Algoritma SSTF ini memberikan peningkatan yang cukup signifikan dalam hal pendayagunaan atau kinerja sistem.

Penjadualan SSTF merupakan salah satu bentuk dari penjadualan shortest-job-first (SJF), dan karena itu maka penjadualan SSTF juga dapat mengakibatkan starvation pada suatu saat tertentu. Hal ini dapat terjadi bila ada permintaan untuk mengakses bagian yang berada di silinder terdalam. Jika kemudian berdatangan lagi permintaan-permintaan yang letaknya lebih dekat dengan permintaan terakhir yang dilayani maka permintaan dari silinder terluar akan menunggu lama dan sebaliknya. Walaupun algoritma SSTF jauh lebih cepat dibandingkan dengan FCFS, namun untuk keadilan layanan SSTF lebih buruk dari penjadualan FCFS.

Gambar 7-8. Penjadualan SSTF

Gambar ini diadaptasi dari [Silberschatz2002, halaman 494]


Penjadualan SCAN

Pada algoritma ini disk arm bergerak menuju ke silinder paling ujung dari disk, kemudian setelah sampai di silinder paling ujung, disk arm akan berbalik arah geraknya menuju ke silinder paling ujung lainnya. Algoritma SCAN disebut juga Algoritma lift/ elevator karena algoritma ini cara kerjanya sama seperti algoritma yang umum dipakai oleh lift untuk melayani penggunanya, yaitu lift akan melayani orang-orang yang akan naik ke atas dulu, setelah sampai di lantai tertinggi, baru lift akan berbalik arah geraknya untuk melayani orang-orang yang akan turun. Dalam pergerakannya yang seperti lift itu, disk arm hanya dapat melayani permintaan-permintaan yang berada di depan arah geraknya terlebih dahulu. Bila ada permintaan yang berada di belakang arah geraknya, permintaan tersebut harus menunggu sampai disk arm mencapai salah satu silinder paling ujung dari disk, kemudian berbalik arah geraknya untuk melayani permintaan tersebut.

Contoh: (lihat Gambar 7-9) Jika disk head sedang berada di silinder 50, dan sedang bergerak menuju silinder 99, maka permintaan yang dapat dilayani berikutnya adalah yang terdekat dengan silinder 50, tetapi masih berada di depan arah geraknya, yaitu: silinder 56. Begitu seterusnya disk arm melayani permintaan yang berada di depannya sampai disk arm mencapai silinder 99 dan berbalik arah gerak menuju ke silinder 0. Maka setelah disk arm berbalik arah gerak, permintaan di silinder 45 baru dapat dilayani.

Keunggulan dari algoritma SCAN adalah total pergerakan disk arm memiliki batas atas, yaitu 2 kali dari jumlah total silinder pada disk. Tetapi di samping itu masih ada beberapa kelemahan yang dimiliki oleh algoritma ini.

Dari contoh Gambar 7-9 terlihat salah satu kelemahan algoritma SCAN: permintaan di silinder 88 sebenarnya sudah merupakan permintaan yang paling ujung, tetapi disk arm harus bergerak sampai silinder 99 dulu, baru kemudian dapat berbalik arah geraknya. Bukankah hal seperti itu sangat tidak efisien? Mengapa disk arm tidak langsung berbalik arah geraknya sesudah sampai di silinder 88? Kelemahan ini akan dijawab oleh algoritma LOOK yang akan dibahas pada sub-bab berikutnya.

Kelemahan lain dari algoritma SCAN yaitu dapat menyebabkan terjadinya starvation. Begitu disk arm berbalik arah geraknya dari silinder 99, maka silinder yang berada dekat di depan arah gerak disk arm baru saja dilayani, sedangkan silinder-silinder yang dekat dengan silinder 0 sudah lama menunggu untuk dilayani. Bila kemudian bermunculan permintaan-permintaan baru yang dekat dengan silinder 99 lagi, maka permintaan-permintaan baru itulah yang akan dilayani, sehingga permintaan-permintaan yang dekat dengan silinder 0 akan semakin "lapar". Karena kelemahan yang kedua inilah muncul modifikasi dari algoritma SCAN, yaitu C-SCAN yang akan kita bahas berikutnya.

Gambar 7-9. Penjadualan SCAN

Gambar ini diadaptasi dari [Silberschatz2002, halaman 495]


Penjadualan C-SCAN

Algoritma Circular SCAN (C-SCAN) merupakan hasil modifikasi algoritma SCAN untuk mengurangi kemungkinan starvation yang dapat terjadi pada SCAN. Perbedaan C-SCAN dengan SCAN hanya pada bagaimana pergerakan disk arm setelah sampai ke salah satu silinder paling ujung. Pada algoritma SCAN, disk arm akan berbalik arah menuju ke silinder paling ujung yang lain sambil tetap melayani permintaan yang berada di depan arah pergerakan disk arm, sedangkan pada algoritma C-SCAN sesudah mencapai silinder paling ujung, maka disk arm akan bergerak cepat ke silinder paling ujung lainnya tanpa melayani permintaan.

Contoh: (lihat Gambar 7-10) Setelah sampai di silinder 99, disk arm akan bergerak dengan cepat ke silinder 0 tanpa melayani permintaan selama dalam perjalanannya. Kemudian setelah sampai di silinder 0, baru disk arm akan bergerak ke arah silinder 99 lagi sambil melayani permintaan.

Dengan pergerakan yang seperti demikian, seolah-olah disk arm hanya bergerak 1 arah dalam melayani permintaan. Tetapi dalam algoritma C-SCAN masih terkandung kelemahan yang juga dimiliki oleh algoritma SCAN, yaitu disk arm harus sampai di silinder 99 atau silinder 0 terlebih dahulu sebelum dapat berbalik arah. Untuk itulah dibuat algoritma LOOK yang akan kita bahas berikutnya.

Gambar 7-10. Penjadualan C-SCAN

Gambar ini diadaptasi dari [Silberschatz2002, halaman 496].


Penjadualan LOOK

Sesuai dengan namanya, algoritma ini seolah-olah seperti dapat "melihat". Algoritma ini memperbaiki kelemahan SCAN dan C-SCAN dengan cara melihat apakah di depan arah pergerakannya masih ada permintaan lagi atau tidak. Bila tidak ada lagi permintaan di depannya, disk arm dapat langsung berbalik arah geraknya. Penjadualan LOOK seperti SCAN yang lebih "pintar".

Contoh: (lihat Gambar 7-11). Ketika disk head sudah selesai melayani permintaan di silinder 88, algoritma ini akan "melihat" bahwa ternyata di depan arah pegerakannya sudah tidak ada lagi permintaan yang harus dilayani. Oleh karena itu disk arm dapat langsung berbalik arah geraknya sehingga permintaan yang menunggu untuk dilayani dapat mendapatkan pelayanan lebih cepat.

Kelemahan algoritma ini sama seperti kelemahan algoritma SCAN bahwa dapat terjadi starvation untuk situasi yang sama pula dengan yang menyebabkan terjadinya starvationpada algoritma SCAN. Oleh karena itulah dibuat lagi suatu algoritma yang lebih baik untuk memperbaiki algoritma ini, yaitu: C-LOOK.

Gambar 7-11. Penjadualan LOOK

Gambar ini diadaptasi dari [Silberschatz2002, halaman 497].


Penjadualan C-LOOK

Algoritma ini berhasil memperbaiki kelemahan-kelemahan algoritma SCAN, C-SCAN, dan LOOK. Algoritma C-LOOK memperbaiki kelemahan LOOK sama seperti algoritma C-SCAN memperbaiki kelemahan SCAN, yaitu pada cara pergerakan disk arm setelah mencapai silinder yang paling ujung.

Contoh: (lihat Gambar 7-12) dengan memiliki kemampuan "melihat" algoritma LOOK, setelah melayani permintaan di silinder 88, disk arm akan bergerak dengan cepat ke silinder 5, yaitu permintaan di silinder yang terletak paling dekat dengan silinder 0.

Dengan cara pergerakan disk arm yang mengadaptasi keunggulan dari C-SCAN dan LOOK, algoritma ini dapat mengurangi terjadinya starvation, dengan tetap menjaga efektifitas pergerakan disk arm.

Gambar 7-12. Penjadualan C-LOOK

Gambar ini diadaptasi dari [Silberschatz2002, halaman 497].


Pemilihan Algoritma Penjadualan Disk

Dari seluruh algoritma yang sudah kita bahas di atas, tidak ada algoritma yang terbaik untuk semua keadaan yang terjadi. SSTF lebih umum dan memiliki prilaku yang lazim kita temui. SCAN dan C-SCAN memperlihatkan kemampuan yang lebih baik bagi sistem yang menempatkan beban pekerjaan yang berat kepada disk, karena algoritma tersebut memiliki masalah starvation yang paling sedikit. SSTF dan LOOK sering dipakai sebagai algoritma dasar pada sistem operasi.

Dengan algoritma penjadualan yang mana pun, kinerja sistem sangat tergantung pada jumlah dan tipe permintaan. Sebagai contoh, misalnya kita hanya memiliki satu permintaan, maka semua algoritma penjadualan akan dipaksa bertindak sama. Sedangkan permintaan sangat dipengaruhi oleh metode penempatan berkas. Karena kerumitan inilah, maka algoritma penjadualan disk harus ditulis dalam modul terpisah dari sistem operasi, jadi dapat saling mengganti dengan algoritma lain jika diperlukan.

Namun perlu diingat bahwa algoritma-algoritma di atas hanya mempertimbangkan jarak pencarian, sedangkan untuk disk modern, rotational latency dari disk sangat menentukan. Tetapi sangatlah sulit jika sistem operasi harus memperhitungkan algoritma untuk mengurangi rotational latency karena disk modern tidak memperlihatkan lokasi fisik dari blok-blok logikanya. Oleh karena itu para produsen disk telah mengurangi masalah ini dengan mengimplementasikan algoritma penjadualan disk di dalam pengendali perangkat keras, sehingga kalau hanya kinerja I/O yang diperhatikan, maka sistem operasi dapat menyerahkan algoritma penjadualan disk pada perangkat keras itu sendiri.


Managemen Disk; Swap, Struktur RAID; Kaitan Langsung dan Jaringan; Implementasi Penyimpanan Stabil.

Managemen Disk

Beberapa aspek yang termasuk aspek penting dalam Managemen Disk:

  1. Format Disk

    Disk adalah salah satu tempat penyimpanan data. Sebelum sebuah disk dapat digunakan, disk harus dibagi-bagi dalam beberapa sektor. Sektor-sektor ini yang kemudian akan dibaca oleh pengendali. Pembentukan sektor-sektor ini disebut low level formatting atau physical formatting. Low level formatting juga akan mengisi disk dgn beberapa struktur data penting seperti header dan trailer. Header dan trailer mempunyai informasi seperti nomor sektor, dan Error Correcting Code (ECC). ECC ini berfungsi sebagai correcting code karena mempunyai kemampuan untuk mendeteksi bit yang salah, menghitung nilai yang benar dan kemudian mengubahnya. Ketika proses penulisan, ECC di-update dengan menghitung bit di area data. Pada proses pembacaan, ECC dihitung ulang dan dicocokan dengan nilai ECC yang tersimpan saat penulisan. Jika nilainya berbeda maka dipastikan ada sektor yang terkorup.

    Agar dapat menyimpan data, OS harus menyimpan struktur datanya dalam disk tersebut. Proses itu dilakukan dalam dua tahap, yaitu partisi dan logical formatting. Partisi akan membagi disk menjadi beberapa silinder yang dapat diperlakukan secara independen. Logical formatting akan membentuk sistem berkas disertai pemetaan disk. Terkadang sistem berkas ini dirasakan menggangu proses alokasi suatu data, sehingga diadakan sistem partisi lain yang tidak mengikutkan pembentukan sistem berkas, disebut raw disk.

  2. Boot Block

    Saat sebuah komputer dijalankan, sistem akan mencari sebuah initial program yang akan memulai segala sesuatunya. Initial program-nya (initial bootstrap) bersifat sederhana dan akan menginisialisasi seluruh aspek yang diperlukan bagi komputer untuk beroperasi dengan baik seperti CPU registers, controller, dan yang terakhir adalah Sistem Operasinya. Pada kebanyakan komputer, bootstrap disimpan di ROM (read only memory) karena letaknya yang tetap dan dapat langsung dieksekusi ketika pertama kali listrik dijalankan. Letak bootstrap di ROM juga menguntungkan karena sifatnya yang read only memungkinkan dia untuk tidak terinfeksi virus. Untuk melakukan tugasnya, bootstrap mencari kernel di disk dan me-load kernel ke memori dan kemudian loncat ke initial address untuk memulai eksekusi OS.

    Untuk alasan praktis, bootstrap sering dibuat berbentuk kecil (tiny loader) dan diletakkan di ROM, yang kemudian akan men- load full bootstrap dari disk bagian disk yang disebut boot block. Perubahan menjadi bentuk simple ini bertujuan jika diadakan perubahan pada bootstrap, maka struktur ROM tidak perlu dirubah semuanya.

  3. Bad Block

    Bad block adalah satu atau lebih sektor yang cacat atau rusak. Kerusakan ini dapat diakibatkan karena kerentanan disk jika sering dipindah-pindah atau kemasukan benda asing. Dalam disk sederhana seperti IDE controller, bad block akan ditangani secara manual seperti dengan perintah format pada MS-DOS yang akan mencari bad block dan menulis nilai spesial ke FAT entry agar tidak mengalokasikan branch routine ke blok tersebut.

    SCSI mengatasi bad block dengan cara yang lebih baik. Daftar bad block-nya dipertahankan oleh controller pada saat low level formatting, dan terus diperbarui selama disk itu digunakan. Low level formatting akan memindahkan bad sector itu ke tempat lain yang kosong dengan algoritma sector sparing atau forwarding. Sector sparing dijalankan dengan ECC mendeteksi bad sector dan melaporkannya ke OS, sehingga saat sistem dijalankan sekali lagi, controller akan menggantikan bad sector tersebut dengan sektor kosong. algoritma lain yang sering digunakan adalah sector slipping. Ketika sebuah bad sector terdeteksi, sistem akan mengopi semua isi sektor ke sektor selanjutnya secara bertahap satu-satu sampai ditemukan sektor kosong. Misal bad sector di sektor 7, maka isinya akan dipindahkan ke sektor 8, isi sektor 8 dipindahakan ke 9 dan seterusnya.


Managemen Ruang Swap

Managemen ruang swap adalah salah satu low level task dari OS. Memori virtual menggunakan ruang disk sebagai perluasan dari memori utama. Tujuan utamanya adalah untuk menghasilkan output yang baik. Namun di lain pihak, penggunaan disk akan memperlambat akses karena akses dari memori jauh lebih cepat.

  1. Penggunaan Ruang Swap

    Ruang swap digunakan dalam beberapa cara tergantung penerapan algoritma. Sebagai contoh, sistem yang menggunakan swapping dapat menggunakan ruang swap untuk memegang seluruh proses pemetaan termasuk data dan segmen. Jumlah dari ruang swap yang dibutuhkan tergantung dari jumlah memori fisik, jumlah dari memori virtual yang dijalankan, cara penggunaan memori virtual tersebut. Beberapa OS seperti UNIX menggunakan banyak ruang swap, yang biasa diletakan di disk terpisah.

    Ketika kita akan menentukan besarnya ruang swap, sebaiknya kita tidak terlalu banyak atau terlalu sedikit. Jika sistem dijalankan dan ruang swap terlalu sedikit, maka proses akan dihentikan dan mungkin akan merusak sistem. Sebaliknya jika terlalu banyak juga akan mengakibatkan lambatnya akses dan pemborosan ruang disk.

  2. Lokasi Ruang Swap

    Ruang swap dapat diletakan di dua tempat yaitu: ruang swap dapat berada di sistem berkas normal atau dapat juga berada di partisi yang terpisah. Jika ruang swap berukuran besar dan diletakan di sistem berkas normal, routine-nya dapat menciptakan, menamainya dan menentukan besar space. Walaupun lebih mudah dijalankan, cara ini cenderung tidak efisien. Pengaksesannya akan sangat memakan waktu dan akan meningkatkan fragmentasi karena pencarian data yang berulang terus selama proses baca atau tulis.

    Ruang swap yang diletakan di partisi disk terpisah, menggunakan manajer ruang swap terpisah untuk melakukan pengalokasian space. Manajer ruang swap tersebut menggunakan algoritma yang mengutamakan peningkatan kecepatan dari pada efisiensi. Walaupun fragmentasi masih juga terjadi, tapi masih dalam batas-batas toleransi mengingat ruang swap sangat sering diakses. Dengan partisi terpisah, alokasi ruang swap harus sudah pasti. Proses penambahan besar ruang swap dapat dilakukan hanya dengan partisi ulang atau penambahan dengan lokasi yang terpisah.

Gambar 7-13. Contoh Managemen ruang swap: pemetaan swap segmen teks 4.3 BSD

Gambar ini diadaptasi dari [Silberschatz2002, halaman 504].

Gambar 7-14. Contoh Managemen ruang swap: pemetaan swap segmen data 4.3 BSD

Gambar ini diadaptasi dari [Silberschatz2002, halaman 504].


Struktur RAID

Disk memiliki resiko untuk mengalami kerusakan. Kerusakan ini dapat berakibat turunnya kinerja atau pun hilangnya data. Meski pun terdapat backup data, tetap saja ada kemungkinan data yang hilang karena adanya perubahan setelah terakhir kali data di-backup. Karenanya reliabilitas dari suatu disk harus dapat terus ditingkatkan.

Berbagai macam cara dilakukan untuk meningkatkan kinerja dan juga reliabilitas dari disk. Biasanya untuk meningkatkan kinerja, dilibatkan banyak disk sebagai satu unit penyimpanan. Tiap-tiap blok data dipecah ke dalam beberapa subblok, dan dibagi-bagi ke dalam disk-disk tersebut. Ketika mengirim data disk-disk tersebut bekerja secara paralel, sehingga dapat meningkatkan kecepatan transfer dalam membaca atau menulis data. Ditambah dengan sinkronisasi pada rotasi masing- masing disk, maka kinerja dari disk dapat ditingkatkan. Cara ini dikenal sebagai RAID -- Redundant Array of Independent (atau Inexpensive) Disks. Selain masalah kinerja RAID juga dapat meningkatkan realibilitas dari disk dengan jalan melakukan redundansi data.

Tiga karakteristik umum dari RAID ini, yaitu:

  1. Menurut Stallings [Stallings2001], RAID adalah sebuah sebuah set dari beberapa physical drive yang dipandang oleh sistem operasi sebagai sebuah logical drive.

  2. Data didistribusikan ke dalam array dari beberapa physical drive.

  3. Kapasitas disk yang berlebih digunakan untuk menyimpan informasi paritas, yang menjamin data dapat diperbaiki jika terjadi kegagalan pada salah satu disk.

Peningkatan Kehandalan dan Kinerja

Peningkatan Kehandalan dan Kinerja dari disk dapat dicapai melalui dua cara:

  1. Redundansi

    Peningkatan Kehandalan disk dapat dilakukan dengan redundansi, yaitu menyimpan informasi tambahan yang dapat dipakai untuk membentuk kembali informasi yang hilang jika suatu disk mengalami kegagalan. Salah satu teknik untuk redundansi ini adalah dengan cara mirroring atau shadowing, yaitu dengan membuat duplikasi dari tiap-tiap disk. Jadi, sebuah disk logical terdiri dari 2 disk physical, dan setiap penulisan dilakukan pada kedua disk, sehingga jika salah satu disk gagal, data masih dapat diambil dari disk yang lainnya, kecuali jika disk kedua gagal sebelum kegagalan pada disk pertama diperbaiki. Pada cara ini, berarti diperlukan media penyimpanan yang dua kali lebih besar daripada ukuran data sebenarnya. Akan tetapi, dengan cara ini pengaksesan disk yang dilakukan untuk membaca dapat ditingkatkan dua kali lipat. Hal ini dikarenakan setengah dari permintaan membaca dapat dikirim ke masing-masing disk. Cara lain yang digunakan adalah paritas blok interleaved, yaitu menyimpan blok-blok data pada beberapa disk dan blok paritas pada sebuah (atau sebagian kecil) disk.

  2. Paralelisme

    Peningkatan kinerja dapat dilakukan dengan mengakses banyak disk secara paralel. Pada disk mirroring, di mana pengaksesan disk untuk membaca data menjadi dua kali lipat karena permintaan dapat dilakukan pada kedua disk, tetapi kecepatan transfer data pada setiap disk tetap sama. Kita dapat meningkatkan kecepatan transfer ini dengan cara melakukan data striping ke dalam beberapa disk. Data striping, yaitu menggunakan sekelompok disk sebagai satu kesatuan unit penyimpanan, menyimpan bit data dari setiap byte secara terpisah pada beberapa disk (paralel).

Level RAID

RAID terdiri dapat dibagi menjadi enam level yang berbeda:

  1. RAID level 0

    RAID level 0 menggunakan kumpulan disk dengan striping pada level blok, tanpa redundansi. Jadi hanya menyimpan melakukan striping blok data ke dalam beberapa disk. Level ini sebenarnya tidak termasuk ke dalam kelompok RAID karena tidak menggunakan redundansi untuk peningkatan kinerjanya.

  2. RAID level 1

    RAID level 1 ini merupakan disk mirroring, menduplikat setiap disk. Cara ini dapat meningkatkan kinerja disk, tetapi jumlah disk yang dibutuhkan menjadi dua kali lipat, sehingga biayanya menjadi sangat mahal.

  3. RAID level 2

    RAID level 2 ini merupakan pengorganisasian dengan error-correcting-code (ECC). Seperti pada memori di mana pendeteksian terjadinya error menggunakan paritas bit. Setiap byte data mempunyai sebuah paritas bit yang bersesuaian yang merepresentasikan jumlah bit di dalam byte data tersebut di mana paritas bit=0 jika jumlah bit genap atau paritas=1 jika ganjil. Jadi, jika salah satu bit pada data berubah, paritas berubah dan tidak sesuai dengan paritas bit yang tersimpan. Dengan demikian, apabila terjadi kegagalan pada salah satu disk, data dapat dibentuk kembali dengan membaca error-correction bit pada disk lain.

  4. RAID level 3

    RAID level 3 merupakan pengorganisasian dengan paritas bit interleaved. Pengorganisasian ini hampir sama dengan RAID level 2, perbedaannya adalah RAID level 3 ini hanya memerlukan sebuah disk redundan, berapapun jumlah kumpulan disk-nya. Jadi tidak menggunakan ECC, melainkan hanya menggunakan sebuah bit paritas untuk sekumpulan bit yang mempunyai posisi yang sama pada setiap disk yang berisi data. Selain itu juga menggunakan data striping dan mengakses disk-disk secara paralel.

  5. RAID level 4

    RAID level 4 merupakan pengorganisasian dengan paritas blok interleaved, yaitu menggunakan striping data pada level blok, menyimpan sebuah paritas blok pada sebuah disk yang terpisah untuk setiap blok data pada disk-disk lain yang bersesuaian. Jika sebuah disk gagal, blok paritas tersebut dapat digunakan untuk membentuk kembali blok-blok data pada disk yang gagal tadi. Kecepatan transfer untuk membaca data tinggi, karena setiap disk-disk data dapat diakses secara paralel. Demikian juga dengan penulisan, karena disk data dan paritas dapat ditulis secara paralel.

  6. RAID level 5

    RAID level 5 merupakan pengorganisasian dengan paritas blok interleaved tersebar. Data dan paritas disebar pada semua disk termasuk sebuah disk tambahan. Pada setiap blok, salah satu dari disk menyimpan paritas dan disk yang lainnya menyimpan data. Sebagai contoh, jika terdapat kumpulan dari 5 disk, paritas blok ke n akan disimpan pada disk (n mod 5) + 1; blok ke n dari empat disk yang lain menyimpan data yang sebenarnya dari blok tersebut. Sebuah paritas blok tidak menyimpan paritas untuk blok data pada disk yang sama, karena kegagalan sebuah disk akan menyebabkan data hilang bersama dengan paritasnya dan data tersebut tidak dapat diperbaiki. Penyebaran paritas pada setiap disk ini menghindari penggunaan berlebihan dari sebuah paritas disk seperti pada RAID level 4.

  7. RAID level 6

    RAID level 6 disebut juga redundansi P+Q, seperti RAID level 5, tetapi menyimpan informasi redundan tambahan untuk mengantisipasi kegagalan dari beberapa disk sekaligus. RAID level 6 melakukan dua perhitungan paritas yang berbeda, kemudian disimpan di dalam blok-blok yang terpisah pada disk-disk yang berbeda. Jadi, jika disk data yang digunakan sebanyak n buah disk, maka jumlah disk yang dibutuhkan untuk RAID level 6 ini adalah n+2 disk. Keuntungan dari RAID level 6 ini adalah kehandalan data yang sangat tinggi, karena untuk menyebabkan data hilang, kegagalan harus terjadi pada tiga buah disk dalam interval rata-rata untuk perbaikan data Mean Time To Repair (MTTR). Kerugiannya yaitu penalti waktu pada saat penulisan data, karena setiap penulisan yang dilakukan akan mempengaruhi dua buah paritas blok.

  8. RAID level 0+1 dan 1+0

    RAID level 0+1 dan 1+0 ini merupakan kombinasi dari RAID level 0 dan 1. RAID level 0 memiliki kinerja yang baik, sedangkan RAID level 1 memiliki kehandalan. Namun, dalam kenyataannya kedua hal ini sama pentingnya. Dalam RAID 0+1, sekumpulan disk di-strip, kemudian strip tersebut di-mirror ke disk-disk yang lain, menghasilkan strip- strip data yang sama. Kombinasi lainnya yaitu RAID 1+0, di mana disk-disk di-mirror secara berpasangan, dan kemudian hasil pasangan mirrornya di-strip. RAID 1+0 ini mempunyai keuntungan lebih dibandingkan dengan RAID 0+1. Sebagai contoh, jika sebuah disk gagal pada RAID 0+1, seluruh strip-nya tidak dapat diakses, hanya sebagian strip saja yang dapat diakses, sedangkan pada RAID 1+0, disk yang gagal tersebut tidak dapat diakses, tetapi pasangan mirror-nya masih dapat diakses, yaitu disk-disk selain dari disk yang gagal.

Gambar 7-15. Level RAID

Gambar ini diadaptasi dari [Silberschatz2002, halaman 507].

Gambar 7-16. RAID 0 + 1 dan 1 + 0

Gambar ini diadaptasi dari [Silberschatz2002, halaman 511].


Kaitan Disk

Host-Attached Storage

Host-Attached Storage merupakan sistem penyimpanan yang terhubung secara langsung dengan komputer tersebut. Host-Attached Storage terhubung secara langsung dengan komputer menggunakan interface bus dan IDE.

Dalam implementasinya dalam jaringan, Host-Attached Storage dapat juga disebut dengan Server-Attached Storage karena sistem penyimpanannya terdapat didalam server itu.

Storage-Area Network dan Network-Attached Storage

  1. Network-Attached Storage device

    Network-attached storage (NAS) adalah suatu konsep penyimpanan bersama pada suatu jaringan. NAS berkomunikasi menggunakan Network File Sistem (NFS) untuk UNIX, Common Internet File System (CIFS) untuk Microsoft Windows, FTP, http, dan protokol networking lainnya. NAS membawa kebebasan platform dan meningkatkan kinerja bagi suatu jaringan, seolah-olah adalah suatu dipasang peralatan. NAS device biasanya merupakan dedicated single-purpose machine. NAS dimaksudkan untuk berdiri sendiri dan melayani kebutuhan penyimpanan yang spesifik dengan sistem operasi mereka dan perangkat keras/perangkat lunak yang terkait. NAS mirip dengan alat plug-and-play, akan tetapi manfaatnya adalah untuk melayani kebutuhan penyimpanan. NAS cocok digunakan untuk melayani network yang memiliki banyak client, server, dan operasi yang mungkin menangani task seperti web cache dan proxy, firewall, audio-video streeming, tape backup, dan penyimpanan data dengan file serving.

  2. Network-Attached Storage Versus Storage Area Networks

    NAS dan Storage-Area Network (SAN) memiliki sejumlah atribut umum. Kedua-Duanya menyediakan konsolidasi optimal, penyimpanan data yang dipusatkan, dan akses berkas yang efisien. Kedua-Duanya mengijinkan untuk berbagi storage antar host, mendukung berbagai sistem operasi yang berbeda pada waktu yang sama, dan memisahkan storage dari server aplikasi. Sebagai tambahan, kedua- duanya dapat menyediakan ketersediaan data yang tinggi dan dapat memastikan integritas dengan banyak komponen dan Redundant Arrays of Independent Disk (RAID). Banyak yang berpendapat bahwa NAS adalah saingan dari SAN, akan tetapi keduanya dalam kenyataannya dapat bekerja dengan cukup baik ketika digunakan bersama.

    NAS dan SAN menghadirkan dua teknologi penyimpanan yang berbeda dan menghubungkan jaringan pada tempat yang sangat berbeda. NAS berada diantar server aplikasi dan sistem berkas. SAN berada diantar sistem berkas dan mendasari physical storage. SAN merupaka jaringan itu sendiri, menghubungkan semua storage dan semua server. Karena pertimbangan ini, masing-masing mendukung kebutuhan penyimpanan dari area bisnis yang berbeda.

  3. NAS: Memikirkan Pengguna Jaringan

    NAS adalah network-centric. Biasanya digunakan Untuk konsolidasi penyimpanan client pada suatu LAN, NAS lebih disukai dalam solusi kapasitas penyimpanan untuk memungkinkan client untuk mengakses berkas dengan cepat dan secara langsung. Hal ini menghapuskan bottleneck user ketika mengakses berkas dari suatu general-purpose server.

    NAS menyediakan keamanan dan melaksanakan semua berkas dan storage service melalui protokol standard network, menggunakan TCP/IP untuk transfer data, Ethernet Dan Gigabit Ethernet untuk media akses, dan CIFS, http, dan NFS untuk remote file service. Sebagai tambahan, NAS dapat melayani UNIX dan Microsoft Windows user untuk berbagi data yang sama antar arsitektur yang berbeda. Untuk user client, NAS adalah teknologi pilihan untuk menyediakan penyimpanan dengan akses unen-cumbered ke berkas.

    Walaupun NAS menukar kinerja untuk manajebilitas dan kesederhanaan, bukan merupakan lazy technology. Gigabit Ethernet mengijinkan NAS untuk memilih kinerja yang tinggi dan latensi yang rendah, sehingga mungkin untuk mendukung banyak sekali client melalui suatu antarmuka tunggal. Banyak NAS devices yang mendukung berbagai antarmuka dan dapat mendukung berbagai jaringan pada waktu yang sama.

  4. SAN: Memikirkan Back-End/Kebutuhan Ruang Penyimpanan Komputer

    SAN adalah data-centric, jaringan khusus penyimpanan data. Tidak sama dengan NAS, SAN terpisah dari traditional LAN atau messaging network. Oleh karena itu, SAN dapat menghindari lalu lintar jaringan standar, yang sering menghambat kinerja. SAN dengan fibre channel lebih meningkatkan kinerja dan pengurangan latency dengan menggabungkan keuntungan I/O channel dengan suatu jaringan dedicated yang berbeda.

    SAN menggunakan gateway, switch, dan router untuk memudahkan pergerakan data antar sarana penyimpanan dan server yang heterogen. Ini mengijinkan untuk menghubungkan kedua jaringan dan potensi untuk semi-remote storage (memungkinkan hingga jarak 10km) ke storage management effort. Arsitektur SAN optimal untuk memindahkan storage block. Di dalam ruang komputer, SAN adalah pilihan yang lebih disukai untuk menujukan isu bandwidth dan data aksesibilitas seperti halnya untuk menangani konsolidasi.

    Dalam kaitan dengan teknologi dan tujuan mereka yang berbeda,salah satu maupun kedua-duanya dapat digunakan untuk kebutuhan penyimpanan. Dalam kenyataannya, batas antara keduanya samar sedikit menurut Kelompok Penilai, Analis Inc.. Sebagai contoh, dalam aplikasinya anda boleh memilih untuk mem-backup NAS device anda dengan SAN, atau menyertakan NAS device secara langsung ke SAN untuk mengijinkan non-bottlenecked access segera ke storage. (Sumber: An Overview of Network-Attached Storage, 2000, Evaluator Group, Inc.)

Implementasi Penyimpanan Stabil

Pada bagian sebelumnya, kita sudah membicarakan mengenai write-ahead log, yang membutuhkan ketersediaan sebuah storage yang stabil. Berdasarkan definisi, informasi yang berada di dalam stable storage tidak akan pernah hilang. Untuk mengimplementasikan storage seperti itu, kita perlu mereplikasi informasi yang dibutuhkan ke banyak peralatan storage (biasanya disk-disk) dengan failure modes yang independen. Kita perlu mengkoordinasikan penulisan update-update dalam sebuah cara yang menjamin bila terjadi kegagalan selagi meng-update tidak akan membuat semua kopi yang ada menjadi rusak, dan bila sedang recover dari sebuah kegagalan, kita dapat memaksa semua kopi yang ada ke dalam keadaan yang bernilai benar dan konsisten, bahkan bila ada kegagalan lain yang terjadi ketika sedang recovery. Untuk selanjutnya, kita akan membahas bagaimana kita dapat mencapai kebutuhan kita.

Sebuah disk write menyebabkan satu dari tiga kemungkinan:

  1. successful completion

  2. partial failure

  3. total failure

Kita memerlukan, kapan pun sebuah kegagalan terjadi ketika sedang menulis ke sebuah blok, sistem akan mendeteksinya dan memanggil sebuah prosedur recovery untuk me-restore blok tersebut ke sebuah keadaan yang konsisten. Untuk melakukan itu, sistem harus menangani dua blok physical untuk setiap blok logical. Sebuah operasi output dieksekusi seperti berikut:

  1. Tulis informasinya ke blok physical yang pertama.

  2. Ketika penulisan pertama berhasil, tulis informasi yang sama ke blok physical yang kedua.

  3. Operasi dikatakan berhasil hanya jika penulisan kedua berhasil.

Pada saat perbaikan dari sebuah kegagalan, setiap pasang blok physical diperiksa. Jika keduanya sama dan tidak terdeteksi adanya kesalahan, tetapi berbeda dalam isi, maka kita mengganti isi dari blok yang pertama dengan isi dari blok yang kedua. Prosedur recovery seperti ini memastikan bahwa sebuah penulisan ke stable storage akan sukses atau tidak ada perubahan sama sekali.

Kita dapat menambah fungsi prosedur ini dengan mudah untuk memboleh kan penggunaan dari kopi yang banyak dari setiap blok pada stable storage. Meski pun sejumlah besar kopi semakin mengurangi kemungkin an untuk terjadinya sebuah kegagalan, maka biasanya wajar untuk men simulasi stable storage hanya dengan dua kopi. Data di dalam stable storage dijamin aman kecuali sebuah kegagalan menghancurkan semua kopi yang ada.


Perangkat Penyimpanan Tersier

Karakteristik dari perangkat penyimpanan tersier pada dasarnya adalah menggunakan removable media yang tentu saja berdampak pada biaya produksi yang lebih murah. Sebagai contoh: 1 VCR dengan banyak kaset akan lebih murah daripada 1 VCR yang hanya dapat memainkan satu kaset saja.


Macam-macam Struktur Penyimpanan Tersier

Floppy Disk

Menurut Silberschatz et. al. [Silberschatz2002], floppy disk adalah sebuah media penyimpanan yang terbuat dari cakram fleksibel tipis yang dilapisi oleh bahan magnetik dan ditutupi oleh plastik.

Ciri-ciri floppy disk:

  1. Memiliki kapasitas kecil (1-2 Mb).

  2. Kemampuan aksesnya hampir secepat hard disk.

  3. Lebih rentan terhadap gesekan di permukaan magnetiknya.

Prinsip ini juga digunakan oleh disk magnetik yang memiliki kapasitas sebesar 1 GB yang memiliki kecepatan akses yang hampir sama dengan hard disk.

Magneto-optic disk

Dalam magneto-optic disk, data ditulis di atas sebuah piringan keras yang dilapisi oleh suatu bahan magnetik lalu dilapisi pelindung untuk melindungi head dari disk tsb. Dalam suhu ruangan, medan magnet yang ada tidak dapat digunakan untuk menyimpan bit data sehingga harus ditembakkan laser dari disk head. Tempat yang terkena sinar laser ini dapat digunakan untuk menyimpan bit.

Head membaca data yang telah disimpan dengan bantuan Kerr Effect. Efek ini timbul karena head dari magneto-optic disk terlalu jauh dari permukaan disk sehingga tidak dapat dibaca dengan cara yang sama yang diterapkan ke hard disk. Oleh karena itu digunakan Kerr Effect.

Menurut Silberschatz et. al. [Silberschatz2002], prinsip dari Kerr Effect adalah ketika suatu sinar laser dipantulkan dari sebuah titik magnetik, polarisasinya akan diputar searah atau berlawanan arah dengan arah jarum jam, tergantung dari orientasi medan magnetiknya. Rotasi inilah yang dibaca oleh head sebagai sebuah bit.

Optical disk

Disk tipe ini tidak menggunakan magnetik melainkan suatu bahan yang dapat dibelokkan oleh sinar laser. Setelah dimodifikasi dengan dengan sinar laser pada disk akan terdapat spot yang gelap atau terang. Spot ini menyimpan satu bit.

Teknologi optical-disk dapat dibagi menjadi:

  1. Phase-change disk, dilapisi oleh material yang dapat membeku menjadi crystalline atau amorphous state. Kedua state ini memantulkan sinar laser dengan kekuatan yang berbeda. Drive menggunakan sinar laser pada kekuatan yang berbeda. Kekuatan rendah digunakan untuk membaca data yang telah ditulis, kekuatan medium untuk menghapus data dengan cara melelehkan permukaannya dan kemudian dibekukan lagi ke dalam keadaan crystalline. Kekuatan tinggi digunakan untuk melelehkan disk-nya ke dalam amorphous state sehingga dapat digunakan untuk menulis data.

  2. Dye-polimer disk, merekam data dengan membuat bump. Disk dilapisi plastik yang mengandung dye yang dapat menyerap sinar laser. Sinar laser membakar spot yang kecil sehingga spot membengkak dan membentuk bump. Sinar laser juga dapat menghangatkan bump sehingga spot menjadi lunak dan bump menjadi datar.

Write Once Read Many-times (WORM)

WORM terbentuk dari sebuah aluminium film yang dilapisi oleh plastik di bagian atas dan bagian bawahnya. Untuk menulis data, pada media ini digunakan sinar laser untuk membuat lubang pada aluminiumnya sehingga disk ini hanya dapat ditulis sekali.

Ciri-ciri WORM Disk:

  1. Hanya dapat ditulis sekali.

  2. Data lebih tahan lama dan dapat dipercaya.

WORM ini dianggap tahan banting dan paling terpercaya karena lapisan metalnya dilindungi dengan aman oleh lapisan plastiknya dan juga datanya tidak dapat dirusak dengan pengaruh medan magnet.

Kebanyakan removable-disk lebih lambat dari non-removable-disk karena kinerja mereka juga dipengaruhi oleh waktu yang dibutuhkan untuk menulis data. Waktu ini dipengaruhi oleh waktu rotasi, dan juga kadang-kadang seek time.

Tapes

Sebuah tape dapat menyimpan data lebih banyak dari optical maupun magnetic disk cartridge, harga cartridge dari tape drive lebih murah namun memiliki random access yang lebih lambat karena membutuhkan operasi fast-forward dan rewind yang kadang-kadang dapat membutuhkan waktu beberapa detik bahkan menit.

Tape ini biasa digunakan oleh supercomputer center untuk menyimpan data yang besar dan tidak membutuhkan random access yang cepat.

Dalam skala yang besar biasanya digunakan Robotic Tape Changers yaitu sebuah alat yang dipakai untuk mengganti tape dalam sebuah library.

Stacker menyimpan beberapa tape, sedangkan silo untuk menyimpan ribuan tape.


Future Technology

Penyimpanan Holographic

Teknologi ini digunakan untuk menyimpan foto hologram di media khusus. Misalkan pada foto hitam putih digunakan array 2 dimensi yang merepresentasikan warna hitam dan putih (bit 0 dan 1) maka di teknologi holographic ini satu pixel gambar dapat menyimpan jutaan bit sehingga gambarnya menjadi tajam dan pixelnya ditransfer menggunakan sinar laser sehingga transfer rate-nya tinggi.

Microelectronic Mechanical Systems (MEMS)

Teknologi yang bertujuan mengembangkan sebuah media penyimpanan yang bersifat non-volatile dengan kecepatan yang lebih cepat dan lebih murah dari semiconductor DRAM.


Aplikasi Antarmuka

Sistem operasi tidak menangani tapes sebagaimana sistem operasi menangani removable disk maupun fixed disk. Sistem operasi biasanya menampilkan tape sebagai media penyimpanan secara keseluruhan.

Suatu aplikasi tidak membuka suatu berkas pada tape, melainkan membuka tape drive secara keseluruhan sebagai raw device.

Biasanya tape drive disediakan untuk penggunaan aplikasi tersebut secara eksklusif, sampai aplikasi tersebut berakhir atau aplikasi tersebut menutup tape device. Eksklusivitas ini masuk akal, karena random access pada tape dapat memakan waktu yang lama, sehingga membiarkan beberapa aplikasi melakukan random access pada tape dapat menyebabkan thrashing.

Sistem operasi tidak menyediakan sistem berkas sehingga aplikasi harus memutuskan bagaimana cara menggunakan blok-blok array.

Tiap aplikasi membuat peraturannya masing-masing tentang bagaimana mengatur tape supaya suatu tape yang penuh terisi dengan data hanya dapat digunakan oleh program yang membuatnya.

Tape drive mempunyai set operasi-operasi dasar yang berbeda dengan disk drive. Sebagai pengganti operasi seek (sebagaimana yang digunakan pada disk drive), tape drive menggunakan operasi locate. Operasi locate ini lebih akurat dibandingkan dengan operasi seek karena operasi ini memposisikan tape ke logical block yang spesifik.

Sebagian besar tape drive mempunyai operasi read position yang berfungsi memberitahu posisi tape head dengan menunjukkan nomor logical blok. Selain itu banyak juga tape drive yang menyediakan operasi space yang berfungsi memindahkan posisi tape head. Misalnya operasi space akan memindahkan posisi tape head sejauh dua blok ke belakang.

Untuk sebagian jenis tape drive, menulis pada blok mempunyai efek samping menghapus apapun yang berada pada posisi sesudah posisi penulisan. Hal ini menunjukkan bahwa tape drive adalah append-only devices, maksudnya adalah apabila kita meng-update blok yang ada di tengah berarti kita akan menghapus semua data yang terletak sesudah blok tersebut. Untuk mencegah hal ini terjadi maka digunakan tanda EOT (end-of-tape) yang diletakkan pada posisi sesudah posisi blok yang ditulis. Drive menolak untuk mencari lokasi sesudah tanda EOT, tetapi adalah suatu hal yang penting untuk mencari lokasi EOT kemudian mulai menulis menulis data. Cara ini menyebabkan tanda EOT yang lama tertimpa, lalu tanda yang baru diletakkan pada posisi akhir dari blok yang baru saja ditulis.

Penamaan Berkas

Penamaan berkas pada removable disk cukup sulit terutama pada saat kita mau menulis data pada removable cartridge di suatu komputer, kemudian menggunakan cartridge tersebut di komputer yang lain. Jika kedua komputer memiliki tipe mesin yang sama dan memiliki jenis removable drive yang sama, maka satu- satunya kesulitan yang ada adalah bagaimana cara mengetahui isi dan data layout pada cartridge. Namun jika tipe kedua mesin maupun drive berbeda, banyak masalah dapat muncul. Sekalipun kedua drive-nya kompatibel, komputer yang berbeda dapat menyimpan bytes dengan urutan yang berbeda, dan dapat menggunakan encoding yang berbeda untuk binary number maupun huruf.

Pada umumnya sistem operasi sekarang membiarkan masalah name-space tidak terselesaikan untuk removable media, dan bergantung kepada aplikasi dan user untuk memecahkan bagaimana cara mengakses dan menerjemahkan data. Untungnya, beberapa jenis removable media sudah distandarkan dengan sangat baik sehingga semua komputer dapat menggunakannya dengan cara yang sama, contoh: CD.

Managemen Penyimpanan Hierarkis

Robotic jukebox memungkinkan komputer untuk mengganti removable cartridge di tape atau disk drive tanpa bantuan manusia. Dua penggunaan utama dari teknologi ini adalah untuk kepentingan backup dan sistem penyimpanan hirarkis. Sistem penyimpanan hirarkis ini sendiri melingkupi hirarkis penyimpanan yang merupakan cakupan lebih luas daripada memori primer dan penyimpanan sekunder untuk membentuk penyimpanan tersier. Penyimpanan tersier biasanya diimplementasikan sebagai jukebox dari tapes atau removable media.

Walau pun penyimpanan tersier dapat mempergunakan sistem memori virtual, cara ini tidak baik. Karena pengambilan data dari jukebox membutuhkan waktu yang agak lama. Selain itu diperlukan waktu yang agak lama untuk demand paging dan untuk bentuk lain dari penggunaan virtual-memory.

Berkas yang kapasitasnya kecil dan sering digunakan dibiarkan berada di disk magnetik, sementara berkas yang kapasitasnya besar, sudah lama, dan tidak aktif digunakan akan diarsipkan di jukebox.

Pada beberapa sistem file-archiving, directory entry untuk berkas selalu ada, tetapi isi berkas tidak lagi berada di penyimpanan sekunder. Jika suatu aplikasi mencoba membuka berkas, pemanggilan open system akan ditunda sampai isi berkas dikirim dari penyimpanan tersier. Ketika isi berkas sudah dikirimkan dari disk magnetik, operasi open mengembalikan kontrol kepada aplikasi.

Managemen penyimpanan hierarkis biasanya ditemukan pada pusat supercomputing dan instalasi besar lainnya yang mempunyai data yang besar.


Masalah Kinerja

Tiga aspek utama dari kinerja penyimpanan tersier berdasarkan Silberschatz et. al. [Silberschatz2002]:

  1. Kecepatan

    Kecepatan dari penyimpanan tersier memiliki dua aspek: bandwidth dan latency. Menurut Silberschatz et. al. [Silberschatz2002], Sustained bandwidth adalah rata-rata tingkat data pada proses transfer, yaitu jumlah byte dibagi dengan waktu transfer. Effective bandwidth menghitung rata-rata pada seluruh waktu I/O, termasuk waktu untuk seek atau locate. Istilah bandwidth dari suatu drive sebenarnya adalah sustained bandwidth.

  2. Kehandalan

    Removable magnetic disk tidak begitu dapat diandalkan dibandingkan dengan fixed hard-disk karena cartridge lebih rentan terhadap lingkungan yang berbahaya seperti debu, perubahan besar pada temperatur dan kelembaban, dan gangguan mekanis seperti tekukan. Optical disks dianggap sangat dapat diandalkan karena lapisan yang menyimpan bit dilindungi oleh plastik transparan atau lapisan kaca.

  3. Harga


Rangkuman

I/O

Dasar dari elemen perangkat keras yang terkandung pada I/O adalah bus, device controller, dan I/O itu sendiri. Kinerja kerja pada data yang bergerak antara device dan memori utama di jalankan oleh CPU, di program oleh I/O atau mungkin DMA controller. Modul kernel yang mengatur device adalah device driver. System-call interface yang disediakan aplikasi dirancang untuk menghandle beberapa dasar kategori dari perangkat keras, termasuk block devices, character devices, memory mapped files, network sockets, dan programmed interval timers.

Subsistem I/O kernel menyediakan beberapa servis. Diantaranya adalah I/O schedulling, buffering, spooling, error handling, dan device reservation. Salah satu servis dinamakan translation, untuk membuat koneksi antara perangkat keras dan nama file yang digunakan oleh aplikasi.

I/O system calls banyak dipakai oleh CPU, dikarenakan oleh banyaknya lapisan dari perangkat lunak antara physical device dan aplikasi. Lapisan ini mengimplikasikan overhead dari context switching untuk melewati kernel's protection boundary, dari sinyal dan interrupt handling untuk melayani I/O devices.


Disk

Disk drives adalah major secondary-storage I/O device pada kebanyakan komputer. Permintaan untuk disk I/O digenerate oleh sistem file dan sistem virtual memori. Setiap permintaan menspesifikasikan alamat pada disk untuk dapat direferensikan pada form di logical block number.

Algoritma disk schedulling dapat meningkatkan efektifitas bandwidth, average response time, dan variance response time. Algoritma seperti SSTF, SCAN, C-SCAN, LOOK dan C-LOOK didesain untuk membuat perkembangan dengan menyusun ulang antrian disk untuk meningkatkan total waktu pencarian.

Performa dapat rusak karena external fragmentation. Satu cara untuk menyusun ulang disk untuk mengurangi fragmentasi adalah untuk back up dan restore seluruh disk atau partisi. Blok-blok dibaca dari lokasi yang tersebar, me-restore tulisan mereka secara berbeda. Beberapa sistem mempunyai kemampuan untuk men-scan sistem file untuk mengidentifikasi file terfragmentasi, lalu menggerakan blok-blok mengelilingi untuk meningkatkan fragmentasi. Mendefragmentasi file yang sudah di fragmentasi (tetapi hasilnya kurang optimal) dapat secara signifikan meningkatkan performa, tetapi sistem ini secara umum kurang berguna selama proses defragmentasi sedang berjalan. Sistem operasi me-manage blok-blok pada disk. Pertama, disk baru di format secara low level untuk menciptakan sektor pada perangkat keras yang masih belum digunakan. Lalu, disk dapat di partisi dan sistem file diciptakan, dan blok-blok boot dapat dialokasikan. Terakhir jika ada blok yang terkorupsi, sistem harus mempunyai cara untuk me-lock out blok tersebut, atau menggantikannya dengan cadangan.

Tertiary storage di bangun dari disk dan tape drives yang menggunakan media yang dapat dipindahkan. Contoh dari tertiary storage adalah magnetic tape, removable magnetic, dan magneto-optic disk.

Untuk removable disk, sistem operasi secara general menyediakan servis penuh dari sistem file interface, termasuk space management dan request-queue schedulling . Untuk tape, sistem operasi secara general hanya menyediakan interface yang baru. Banyak sistem operasi yang tidak memiliki built-in support untuk jukeboxes. Jukebox support dapat disediakan oleh device driver.


Latihan

  1. Gambarkan diagram dari Interrupt Driven I/O Cycle!

  2. Sebutkan langkah-langkah dari transfer DMA!

  3. Apakah perbedaan dari pooling dan interupsi?

  4. Apa hubungan arsitektur kernel yang di-thread dengan implementasi interupsi?

  5. Mengapa antarmuka dibutuhkan pada aplikasi I/O?

  6. Apa tujuan adanya device driver? Berikan contoh keuntungan pengimplementasiannya!

  7. Apakah yang dimaksud dengan proses pooling? Jelaskan!

  8. Jelaskan dengan singkat mengenai penjadualan I/O?

  9. Apakah kegunaan Streams pada Sistem V UNIX?

  10. Andaikan suatu disk memiliki 100 silinder (silinder 0 - silinder 99), posisi head sekarang di silinder 25, sebelumnya head melayani silinder 13. Berikut ini adalah antrian silinder yang meminta layanan secara FIFO: 86, 37, 12, 90, 46, 77, 24, 48, 86, 65.

    Hitung total pergerakan head untuk memenuhi permintaan tersebut dimulai dari posisi head sekarang, dengan algoritma:

    a. FCFS

    b. SSTF

    c. SCAN

    d. LOOK

    e. C-SCAN

    f. C-LOOK

  11. Jelaskan perbedaan, persamaan serta kelebihan dan kekurangan dari 2 perbandingan algoritma berikut:

    a. FCFS vs SSTF

    b. SCAN vs C-SCAN

    c. LOOK vs C-LOOK

    d. SSTF vs SCAN

  12. Jelaskan siklus hidup dari permintaan pembacaan blok!

  13. Bagaimana cara meningkatkan efisiensi performa I/O?

  14. Apa keuntungan penggunaan pemetaan pada disk?

  15. Bagaimana cara disk SCSI memulihkan kondisi blok yang rusak?

  16. Bagaimana penanganan ruang swap pada disk?

  17. Bagaimanakah suatu operasi output dieksekusi?

  18. Sebutkan kelebihan tertiary storage structure?

Daftar Pustaka

[Silberschatz2002] Abraham Silberschatz, Peter Galvin, dan Greg Gagne, 2002, Applied Operating Systems: Sixth Edition, Edisi Keenam, John Wiley & Sons.

[Stallings2001] William Stallings, 2001, Operating Systems: Internal and Design Principles: Fourth Edition, Edisi Keempat, Prentice-Hall International.

[Tanenbaum1992] Andrew Tanenbaum, 1992, Modern Operating Systems: First Edition, Edisi Pertama, Prentice-Hall.


Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

Perangkat Lunak Bebas


Konsep Kebebasan

Salah seorang tokoh perangkat lunak bebas pernah mengatakan kata bebas bukan ditujukan pada harga, tapi kebebasan. Beliau adalah Richard Stallman, pemimpin Free Software Foundation, perintis proyek GNU (GNU's Not Unix, GNU Bukan Unix). Bisa dikatakan bahwa Richard Stallman dan Proyek GNU merupakan salah satu ikon dalam pengembangan perangkat lunak bebas itu sendiri. Proyek GNU mulai dirintis pada tahun 1980-an dipicu oleh maraknya perangkat lunak berpemilik (perangkat lunak berlisensi). Para pengembang dan penjual perangkat lunak berpemilik bersikeras bahwa penggunaan perangkat lunak tanpa lisensi merupakan suatu bentuk pelanggaran Hak atas Kekayaan Intelektual (Intellectual Right) yang dikategorisasikan sebagai tidakan kriminal. Konsep yang ditekankan oleh pihak pengembang diatas tidak diterima oleh semua orang, salah satunya adalah Richard Stallman yang berpendapat bahwa perangkat lunak merupakan milik masyarakat (public) sehingga diperbolehkan untuk dipakai, dimodifikasi serta disebarluaskan secara bebas. Pengembangan perangkat lunak bebas memiliki tujuan agar setiap orang dapat mendapatkan manfaat dari perangkat lunak secara bebas sehingga setiap orang dapat menjalankan, menggandakan, menyebarluaskan, mempelajari, mengubah dan meningkatkan kinerja perangkat lunak. Seperti disebutkan di atas kata bebas pada perangkat lunak bebas sering diartikan sebagai gratis (free), arti sesungguhnya bebas pada perangkat lunak bebas lebih merupakan kebebasan untuk mempergunakan perangkat lunak, melakukan penyalinan, dan perubahan pada kode sumber. Arti bebas yang salah, telah menimbulkan persepsi masyarakat bahwa perangkat lunak bebas merupakan perangkat lunak yang gratis. Perangkat lunak bebas ialah perihal kebebasan, bukan harga. Konsep kebebasan yang dapat diambil dari kata bebas pada perangkat lunak bebas adalah seperti kebebasan berbicara bukan seperti bir gratis. Maksud dari bebas seperti kebebasan berbicara adalah kebebasan untuk menggunakan, menyalin, menyebarluaskan, mempelajari, mengubah, dan meningkatkan kinerja perangkat lunak. Suatu perangkat lunak dapat dimasukkan dalam kategori perangkat lunak bebas bila setiap orang memiliki kebebasan tersebut. Hal ini berarti, setiap pengguna perangkat lunak bebas dapat meminjamkan perangkat lunak yang dimilikinya kepada orang lain untuk dipergunakan tanpa perlu melanggar hukum dan disebut pembajak. Kebebasan yang diberikan perangkat lunak bebas dijamin oleh copyleft, suatu cara yang dijamin oleh hukum untuk melindungi kebebasan para pengguna perangkat lunak bebas. Dengan adanya copyleft maka suatu perangkat lunak bebas beserta hasil perubahan dari kode sumbernya akan selalu menjadi perangkat lunak bebas. Kebebasan yang diberikan melalui perlindungan copyleft inilah yang membuat suatu program dapat menjadi perangkat lunak bebas. Keuntungan yang diperoleh dari penggunaan perangkat lunak bebas adalah karena serbaguna dan efektif dalam keanekaragaman jenis aplikasi. Dengan pemberian source code-nya, perangkat lunak bebas dapat disesuaikan secara khusus untuk kebutuhan pemakai. Sesuatu yang tidak mudah untuk terselesaikan dengan perangkat lunak berpemilik. Selain itu, perangkat lunak bebas didukung oleh milis-milis pengguna yang dapat menjawab pertanyaan yang timbul karena permasalahan pada penggunaan perangkat lunak bebas.


Open source

Open source atau disebut juga perangkat lunak bebas ialah perangkat lunak yang mengizinkan siapa pun untuk menggunakan, menyalin, dan mendistribusikan, baik dimodifikasi atau pun tidak, secara gratis atau pun dengan biaya. Perlu ditekankan, bahwa source code dari program harus tersedia. ``Jika tidak ada kode program, berarti bukan perangkat lunak bebas.'' Yang tersebut di atas merupakan definisi sederhananya; lihat juga definisi lengkapnya. Terdapat berbagai cara untuk membuat suatu program bebas -- banyak pertanyaan rinci, yang dapat ditentukan dalam banyak cara dan masih menjadikan program tersebut bebas. Beberapa kemungkinan variasi akan dijelaskan di bawah ini. Perangkat lunak bebas menyangkut masalah kebebasan, bukan harga. Tapi beberapa perusahaan perangkat lunak berpemilik terkadang menggunakan istilah perangkat lunak bebas untuk menunjukkan harga. Terkadang maksud mereka ialah anda dapat memperoleh salinan biner tanpa biaya; terkadang maksud mereka ialah suatu salinan disertakan dalam komputer yang anda beli. Ini tidak ada hubungannya sama sekali dengan apa yang di maksud dengan perangkat lunak bebas pada proyek GNU. Karena hal ini dapat membingungkan, ketika sebuah perusahaan perangkat lunak menyatakan bahwa produknya adalah perangkat lunak bebas, selalu periksa ketentuan distribusinya untuk melihat apakah pengguna memiliki kebebasan yang dimaksudkan oleh istilah perangkat lunak bebas. Terkadang memang benar-benar perangkat lunak bebas; namun terkadang tidak. Banyak bahasa memiliki dua kata yang berbeda untuk menyatakan ``bebas'' sebagai kebebasan dan ``bebas'' sebagai tanpa biaya. Sebagai contoh, bahasa Perancis memiliki kata ``libre'' dan ``gratuit''. Dalam bahasa Inggris terdapat kata ``gratis'' yang menyatakan tentang harga tanpa membingungkan. Tapi tidak ada kata sifat yang menyatakan kebebasan tanpa membingungkan. Hal ini sangat disayangkan, karena kata semacam itu akan sangat berguna disini. Perangkat lunak bebas seringkali lebih handal daripada perangkat lunak tidak bebas.


Public Domain

Perangkat lunak public domain ialah perangkat lunak yang tanpa hak cipta. Ini merupakan kasus khusus dari perangkat lunak bebas non-copyleft, yang berarti bahwa beberapa salinan atau versi yang telah dimodifikasi bisa jadi tidak bebas sama sekali. Terkadang ada yang menggunakan istilah ``public domain'' secara bebas yang berarti ``cuma-cuma'' atau ``tersedia gratis". Namun ``public domain'' merupakan istilah hukum yang artinya ``tidak memiliki hak cipta''. Untuk jelasnya, kami menganjurkan untuk menggunakan istilah ``public domain'' dalam arti tersebut, serta menggunakan istilah lain untuk mengartikan pengertian yang lain.


Copylefted/Non-Copylefted

Perangkat lunak copylefted merupakan perangkat lunak bebas yang ketentuan pendistribusinya tidak memperbolehkan untuk menambah batasan-batasan tambahan--jika mendistribusikan atau memodifikasi perangkat lunak tersebut. Artinya, setiap salinan dari perangkat lunak, walau pun telah dimodifikasi, haruslah merupakan perangkat lunak bebas. Dalam proyek GNU, kami meng-copyleft-kan -kan hampir semua perangkat lunak yang kami buat, karena tujuan kami adalah untuk memberikan kebebasan kepada semua pengguna seperti yang tersirat dalam istilah ``perangkat lunak bebas''. Copyleft merupakan konsep yang umum. Jadi, untuk meng-copyleft-kan sebuah program, anda harus menggunakan ketentuan distribusi tertentu. Terdapat berbagai cara untuk menulis perjanjian distribusi program copyleft.

Perangkat lunak bebas non-copyleft dibuat oleh pembuatnya yang mengizinkan seseorang untuk mendistribusikan dan memodifikasi, dan untuk menambahkan batasan-batasan tambahan dalamnya. Jika suatu program bebas tapi tidak copyleft , maka beberapa salinan atau versi yang dimodifikasi bisa jadi tidak bebas sama sekali. Perusahaan perangkat lunak dapat mengkompilasi programnya, dengan atau tanpa modifikasi, dan mendistribusikan file tereksekusi sebagai produk perangkat lunak yang berpemilik. Sistem X Window menggambarkan hal ini. Konsorsium X mengeluarkan X11 dengan ketentuan distribusi yang menetapkannya sebagai perangkat lunak bebas non-copyleft . Jika anda menginginkannya, anda dapat memperoleh salinan yang memiliki perjanjian distribusi dan juga bebas. Namun ada juga versi tidak bebasnya, dan ada workstation terkemuka serta perangkat grafik PC, dimana versi yang tidak bebas merupakan satu-satunya yang dapat bekerja disini. Jika anda menggunakan perangkat keras tersebut, X11 bukanlah perangkat lunak bebas bagi anda.


GPL-covered

GNU GPL (General Public License) (20k huruf) merupakan sebuah kumpulan ketentuan pendistribusian tertentu untuk meng-copyleft-kan sebuah program. Proyek GNU menggunakannya sebagai perjanjian distribusi untuk sebagian besar perangkat lunak GNU.


GNU

Sistem GNU merupakan sistem serupa Unix yang seutuhnya bebas. Sistem operasi serupa Unix terdiri dari berbagai program. Sistem GNU mencakup seluruh perangkat lunak GNU, dan juga paket program lain, seperti sistem X Windows dam TeX yang bukan perangkat lunak GNU. Pengembangan sistem GNU ini telah dilakukan sejak tahun 1984. Pengedaran awal (percobaan) dari ``sistem GNU lengkap'' dilakukan tahun 1996. Sekarang (2001), sistem GNU ini bekerja secara handal, serta orang-orang bekerja dan mengembangkan GNOME, dan PPP dalam sistem GNU. Pada saat bersamaan sistem GNU/Linux, merupakan sebuah terobosan dari sistem GNU yang menggunakan Linux sebagai kernel dan mengalami sukses luar biasa. Berhubung tujuan dari GNU ialah untuk kebebasan, maka setiap komponen dalam sistem GNU harus merupakan perangkat lunak bebas. Namun tidak berarti semuanya harus copyleft; setiap jenis perangkat lunak bebas dapat sah-sah saja jika menolong memenuhi tujuan teknis. Seseorang dapat menggunakan perangkat lunak non-copyleft seperti sistem X Window.

``Program GNU'' setara dengan perangkat lunak GNU. Program Anu adalah program GNU jika ia merupakan perangkat lunak GNU.

Perangkat Lunak GNU

Perangkat lunak GNU merupakan perangkat lunak yang dikeluarkan oleh proyek GNU. Sebagian besar perangkat lunak GNU merupakan copyleft, tapi tidak semuanya; namun, semua perangkat lunak GNU harus merupakan perangkat lunak bebas. Jika suatu program adalah perangkat lunak GNU, seseorang juga dapat menyebutnya sebagai program GNU. Beberapa perangkat lunak GNU ditulis oleh staf dari Free Software Foundation (FSF, Yayasan Perangkat Lunak Bebas), namun sebagian besar perangkat lunak GNU merupakan kontribusi dari para sukarelawan. Beberapa perangkat lunak yang dikontribusikan merupakan hak cipta dari Free Software Foundation; beberapa merupakan hak cipta dari kontributor yang menulisnya.


Perangkat Lunak Semi-Bebas

Perangkat lunak semi-bebas adalah perangkat lunak yang tidak bebas, tapi mengizinkan setiap orang untuk menggunakan, menyalin, mendistribusikan, dan memodifikasinya (termasuk distribusi dari versi yang telah dimodifikasi) untuk tujuan non-laba. PGP adalah salah satu contoh dari program semi-bebas. Perangkat lunak semi-bebas jauh lebih baik dari perangkat lunak berpemilik, namun masih ada masalah, dan seseorang tidak dapat menggunakannya pada sistem operasi yang bebas. Pembatasan dari copyleft dirancang untuk melindungi kebebasan bagi semua pengguna. Bagi pihak GNU, satu-satunya alasan untuk membatasi substantif dalam menggunakan program--ialah melarang orang lain untuk menambahkan batasan lain. Program semi-bebas memiliki batasan-batasan tambahan, yang dimotivasi oleh tujuan pribadi semata. Sangat mustahil untuk menyertakan perangkat lunak semi-bebas pada sistem operasi bebas. Hal ini karena perjanjian distribusi untuk sistem operasi keseluruhan adalah gabungan dari perjanjian distribusi untuk semua program di dalamnya. Menambahkan satu program semi-bebas pada sistem akan membuat keseluruhan sistem menjadi semi-bebas. Terdapat dua alasan mengapa GNU tidak menginginkan hal ini: Sudah seharusnya kita percaya bahwa perangkat lunak bebas seharusnya ditujukan bagi semuanya--termasuk pelaku bisnis, dan bukan hanya untuk sekolah dan sekedar hobi saja. GNU ingin mengundang kalangan bisnis untuk menggunakan keseluruhan sistem GNU, dan untuk itu kami tidak dapat menyertakan program semi-bebas di dalamnya. Distribusi komersial dari sistem operasi bebas, termasuk Sistem GNU/Linux sangat penting, dan para pengguna menghargai kemampuan untuk dapat membeli distribusi CD-ROM komersial. Menyertakan satu program semi-bebas dalam sistem operasi dapat memotong distribusi CD-ROM komersial untuknya. Free Software Foundation sendiri adalah organisasi nirlaba, dan karena itu, kami diizinkan secara hukum untuk menggunakan program semi-bebas secara ``internal''. Tapi GNU tidak melakukannya, karena hal itu akan melemahkan upaya yang telah dilakukan untuk memperoleh program yang dapat disertakan ke dalam GNU. Jika ada pekerjaan yang berhubungan dengan perangkat lunak, maka sebelum kami memiliki program bebas untuk melakukan pekerjaan itu, sistem GNU memiliki kesenjangan. Kami harus memberitahukan kepada para sukarelawan, ``Kami belum memiliki program untuk melakukan pekerjaan ini di GNU, jadi kami berharap Anda menulisnya sendiri.'' Jika program semi-bebas digunakan untuk untuk melakukan pekerjaan itu, hal itu akan melemahkan apa yang telah dijelaskan diatas; hal itu akan menghancurkan motivasi (bagi pengembang GNU, dan orang lain yang memiliki pandangan yang sama) untuk menulis substitusi yang bebas.


Perangkat Lunak Berpemilik

Perangkat lunak berpemilik ialah perangkat lunak yang tidak bebas atau pun semi-bebas. Seseorang dapat dilarang, atau harus meminta izin, atau akan dikenakan pembatasan lainnya sehingga menyulitkan--jika menggunakan, mengedarkan, atau memodifikasinya. Free Software Foundation mengikuti aturan bahwa seseorang tidak dapat memasang program-program berpemilik di komputernya kecuali untuk sementara waktu dengan maksud menulis pengganti bebas untuk program tersebut. Disamping itu, pihak perangkat lunak bebas merasa tidak; ada alasan untuk memasang sebuah program berpemilik. Sebagai contoh, pengemban GNU merasa sah dalam memasang Unix di komputer yang digunakan pada tahun 1980-an, sebab kami menggunakannya untuk menulis pengganti bebas untuk Unix. Sekarang, karena sistem operasi bebas telah tersedia, alasan ini tidak lagi dapat diterima; pihak GNU harus menghapus semua sistem operasi tidak bebas yang dimiliki, dan setiap komputer yang dipasang harus berjalan pada sistem operasi yang benar-benar bebas. GNU tidak memaksa para pengguna GNU atau para kontributor GNU untuk mengikuti aturan ini. Ini adalah aturan yang dibuat untuk diri kami sendiri (GNU). Tapi kami berharap agar anda memutuskan untuk mengikutinya juga.


Freeware

Istilah ``freeware'' tidak terdefinisi dengan jelas, tapi biasanya digunakan untuk paket-paket yang mengizinkan redistribusi tetapi bukan pemodifikasian (dan kode programnya tidak tersedia). Paket-paket ini bukan perangkat lunak bebas, jadi jangan menggunakan istilah ``freeware'' untuk merujuk ke perangkat lunak bebas.


Shareware

Shareware ialah perangkat lunak yang mengizinkan orang-orang untuk meredistribusikan salinannya, tetapi mereka yang terus menggunakannya diminta untuk membayar biaya lisensi. Shareware bukan perangkat lunak bebas atau pun semi-bebas. Ada dua alasan untuk hal ini, yakni: Sebagian besar shareware, kode programnya tidak tersedia; jadi anda tidak dapat memodifikasi program tersebut sama sekali. Shareware tidak mengizinkan seseorang untuk membuat salinan dan memasangnya tanpa membayar biaya lisensi, tidak juga untuk orang-orang yang terlibat dalam kegiatan nirlaba. Dalam prakteknya, orang-orang sering tidak mempedulikan perjanjian distribusi dan tetap melakukan hal tersebut, tapi sebenarnya perjanjian tidak mengizinkannya.


Perangkat Lunak Komersial

Perangkat lunak komersial adalah perangkat lunak yang dikembangkan oleh kalangan bisnis untuk memperoleh keuntungan dari penggunaannya. ``Komersial'' dan ``kepemilikan'' adalah dua hal yang berbeda! Kebanyakan perangkat lunak komersial adalah berpemilik, tapi ada perangkat lunak bebas komersial, dan ada perangkat lunak tidak bebas dan tidak komersial. Sebagai contoh, GNU Ada selalu didistribusikan di bawah perjanjian GNU GPL, dan setiap salinannya adalah perangkat lunak bebas; tapi para pengembangnya menjual kontrak penunjang. Ketika penjualnya bicara kepada calon pembeli, terkadang pembeli tersebut mengatakan, ``Kami merasa lebih aman dengan kompilator komersial.'' Si penjual menjawab, ``GNU Ada ialah kompilator komersial; hanya saja ia merupakan perangkat lunak bebas.'' Bagi proyek GNU, penekanannya ada pada hal yang sebaliknya: hal terpenting ialah GNU merupakan perangkat lunak bebas; terlepas komersial atau bukan, itu bukan hal yang penting. Perkembangan GNU yang dihasilkan dari komersialisasinya adalah menguntungkan. Harap sebarkan ke khalayak, perangkat lunak bebas komersial merupakan sesuatu yang mungkin. Sebaiknya, anda jangan mengatakan ``komersial'' ketika maksud anda ialah ``berpemilik''.


Sejarah dan Rancangan Dasar GNU/Linux

Sejarah

Linux adalah sebuah sistem operasi yang sangat mirip dengan sistem-sistem UNIX, karena memang tujuan utama desain dari proyek Linux adalah UNIX compatible. Sejarah Linux dimulai pada tahun 1991, ketika mahasiswa Universitas Helsinki, Finlandia bernama Linus Benedict Torvalds menulis Linux, sebuah kernel untuk prosesor 80386, prosesor 32-bit pertama dalam kumpulan CPU intel yang cocok untuk PC.

Pada awal perkembangannya, source code Linux disediakan secara bebas melalui internet. Hasilnya, pengembangan Linux merupakan kolaborasi para pengguna dari seluruh dunia, semuanya dilakukan secara eksklusif melalui internet. Bermula dari kernel awal yang hanya mengimplementasikan subset kecil dari sistem UNIX, kini sistem Linux telah tumbuh sehingga mampu memasukkan banyak fungsi UNIX.

Kernel Linux berbeda dengan sistem Linux. Kernel Linux merupakan sebuah perangkat lunak orisinil yang dibuat oleh komunitas Linux, sedangkan sistem Linux, yang dikenal saat ini, mengandung banyak komponen yang dibuat sendiri atau dipinjam dari proyek pengembangan lain.


Kernel Linux

Kernel Linux pertama yang dipublikasikan adalah versi 0.01, pada tanggal 14 Maret 1991. Sistem berkas yang didukung hanya sistem berkas Minix. Kernel pertama dibuat berdasarkan kerangka Minix (sistem UNIX kecil yang dikembangkan oleh Andy Tanenbaum). Tetapi, kernel tersebut sudah mengimplementasi proses UNIX secara tepat.

Pada tanggal 14 Maret 1994 dirilis versi 1.0, yang merupakan tonggak sejarah Linux. Versi ini adalah kulminasi dari tiga tahun perkembangan yang cepat dari kernel Linux. Fitur baru terbesar yang disediakan adalah jaringan. Versi 1.0 mampu mendukung protokol standar jaringan TCP/IP. Kernel 1.0 juga memiliki sistem berkas yang lebih baik tanpa batasan-batasan sistem berkas Minix. Sejumlah dukungan perangkat keras ekstra juga dimasukkan ke dalam rilis ini. Dukungan perangkat keras telah berkembang termasuk diantaranya floppy-disk, CD-ROM, sound card, berbagai mouse, dan keyboard internasional. Dukungan juga diberikan terhadap modul kernel yang dynamically loadable dan unloadable.

Satu tahun setelah versi 1.0 dirilis, kernel 1.2 keluar. Kernel versi 1.2 ini mendukung variasi perangkat keras yang lebih luas. Pengembang telah memperbaharui networking stack untuk menyediakan support bagi protokol IPX, dan membuat implementasi IP lebih lengkap dengan memberikan fungsi accounting dan firewalling. Kernel 1.2 ini merupakan kernel Linux terakhir yang PC-only. Konsentrasi lebih diberikan pada dukungan perangkat keras dan memperbanyak implementasi lengkap pada fungsi-fungsi yang ada.

Akhirnya pada bulan Juni 1996, Linux 2.0 dirilis. Versi 2.0 memiliki dua kemampuan baru yang penting, yaitu dukungan terhadap multiple architecture dan multiprocessor architectures. Kode untuk manajemen memori telah diperbaiki sehingga kinerja sistem berkas dan memori virtual meningkat. Untuk pertama kalinya, file system caching dikembangkan ke networked file systems, juga sudah didukung writable memory mapped regions. Kernel 2.0 sudah memberikan kinerja TCP/IP yang lebih baik, ditambah dengan sejumlah protokol jaringan baru. Kemampuan untuk memakai remote netware dan SMB (Microsoft LanManager) network volumes juga telah ditambahkan pada versi terbaru ini. Tambahan lain adalah dukungan internal kernel threads, penanganan dependencies antara modul-modul loadable, dan loading otomatis modul berdasarkan permintaan (on demand). Konfigurasi dinamis dari kernel pada run time telah diperbaiki melalui konfigurasi interface yang baru dan standar.


Sistem Linux

Dalam banyak hal, kernel Linux merupakan inti dari proyek Linux, tetapi komponen lainlah yang membentuk secara komplit sistem operasi Linux. Dimana kernel Linux terdiri dari kode-kode yang dibuat khusus untuk proyek Linux, kebanyakan perangkat lunak pendukungnya tidak eksklusif terhadap Linux, melainkan biasa dipakai dalam beberapa sistem operasi yang mirip UNIX. Contohnya, sistem operasi BSD dari Berkeley, X Window System dari MIT, dan proyek GNU dari Free Software Foundation.

Pembagian (sharing) alat-alat telah bekerja dalam dua arah. Sistem perpustakaan utama Linux awalnya dimulai oleh proyek GNU, tetapi perkembangan perpustakaannya diperbaiki melalui kerjasama dari komunitas Linux terutama pada pengalamatan, ketidak- efisienan, dan bugs. Komponen lain seperti GNU C Compiler, gcc, kualitasnya sudah cukup tinggi untuk dipakai langsung dalam Linux. Alat-alat administrasi network di bawah Linux berasal dari kode yang dikembangkan untuk 4.3 BSD, tetapi BSD yang lebih baru, salah satunya FreeBSD, sebaliknya meminjam kode dari Linux, contohnya adalah perpustakaan matematika Intel floating-point-emulation.

Sistem Linux secara keseluruhan diawasi oleh network tidak ketat yang terdiri dari para pengembang melalui internet, dengan grup kecil atau individu yang memiliki tanggung jawab untuk menjaga integritas dari komponen-komponen khusus. Dokumen 'File System Hierarchy Standard' juga dijaga oleh komunitas Linux untuk memelihara kompatibilitas ke seluruh komponen sistem yang berbeda-beda. Aturan ini menentukan rancangan keseluruhan dari sistem berkas Linux yang standar.


Distribusi Linux

Siapa pun dapat menginstall sistem Linux, ia hanya perlu mengambil revisi terakhir dari komponen sistem yang diperlukan melalui situs ftp lalu di-compile. Pada awal keberadaan Linux, operasi seperti di atas persis seperti yang dilaksanakan oleh pengguna Linux. Namun, dengan semakin berkembangnya Linux, berbagai individu dan kelompok berusaha membuat pekerjaan tersebut lebih mudah dengan cara menyediakan sebuah set bingkisan yang standar dan sudah di-compile terlebih dahulu supaya dapat diinstall secara mudah.

Koleksi atau distribusi ini, tidak hanya terdiri dari sistem Linux dasar tetapi juga mengandung instalasi sistem ekstra dan utilitas manajemen, bahkan paket yang sudah di- compile dan siap diinstall dari banyak alat UNIX yang biasa, seperti news servers, web browsers, text-processing dan alat mengedit, termasuk juga games.

Distribusi pertama mengatur paket-paket ini secara sederhana, menyediakan sebuah sarana untuk memindahkan seluruh file ke tempat yang sesuai. Salah satu kontribusi yang penting dari distribusi modern adalah manajemen/pengaturan paket-paket yang lebih baik. Distribusi Linux pada saat ini melibatkan database packet tracking yang memperbolehkan suatu paket agar dapat diinstall, di-upgrade, atau dihilangkan tanpa susah payah.

Distribusi SLS (Soft Landing System) adalah koleksi pertama dari bingkisan Linux yang dikenal sebagai distribusi komplit. Walau pun SLS dapat diinstall sebagai entitas tersendiri, dia tidak memiliki alat-alat manajemen bingkisan yang sekarang diharapkan dari distribusi Linux. Distribusi Slackware adalah peningkatan yang besar dalam kualitas keseluruhan (walau pun masih memiliki manajemen bingkisan yang buruk); Slackware masih merupakan salah satu distribusi yang paling sering diinstall dalam komunitas Linux.

Sejak dirilisnya Slackware, sejumlah besar distribusi komersil dan non-komersil Linux telah tersedia. Red Hat dan Debian adalah distribusi yang terkenal dari perusahaan pendukung Linux komersil dan perangkat lunak bebas komunitas Linux. Pendukung Linux komersil lainnya termasuk distribusi dari Caldera, Craftworks, dan Work-Group Solutions. Contoh distribusi lain adalah SuSE dan Unifix yang berasal dari Jerman.


Lisensi Linux

Kernel Linux terdistribusi di bawah Lisensi Publik Umum GNU (GPL), dimana peraturannya disusun oleh Free Software Foundation. Linux bukanlah perangkat lunak domain publik: Public Domain berarti bahwa pengarang telah memberikan copyright terhadap perangkat lunak mereka, tetapi copyright terhadap kode Linux masih dipegang oleh pengarang-pengarang kode tersebut. Linux adalah perangkat lunak bebas, namun: bebas dalam arti bahwa siapa saja dapat mengkopi, modifikasi, memakainya dengan cara apa pun, dan memberikan kopi mereka kepada siapa pun tanpa larangan atau halangan.

Implikasi utama peraturan lisensi Linux adalah bahwa siapa saja yang menggunakan Linux, atau membuat modifikasi dari Linux, tidak boleh membuatnya menjadi hak milik sendiri. Jika sebuah perangkat lunak dirilis berdasarkan lisensi GPL, produk tersebut tidak boleh didistribusi hanya sebagai produk biner (binary-only). Perangkat lunak yang dirilis atau akan dirilis tersebut harus disediakan sumber kodenya bersamaan dengan distribusi binernya.


Linux Saat Ini

Saat ini, Linux merupakan salah satu sistem operasi yang perkembangannya paling cepat. Kehadiran sejumlah kelompok pengembang, tersebar di seluruh dunia, yang selalu memperbaiki segala fiturnya, ikut membantu kemajuan sistem operasi Linux. Bersamaan dengan itu, banyak pengembang yang sedang bekerja untuk memindahkan berbagai aplikasi ke Linux (dapat berjalan di Linux).

Masalah utama yang dihadapi Linux dahulu adalah interface yang berupa teks (text based interface). Ini membuat orang awam tidak tertarik menggunakan Linux karena harus dipelajari terlebih dahulu untuk dapat dimengerti cara penggunaannya (tidak user-friendly). Tetapi keadaan ini sudah mulai berubah dengan kehadiran KDE dan GNOME. Keduanya memiliki tampilan desktop yang menarik sehingga mengubah persepsi dunia tentang Linux.

Linux di negara-negara berkembang mengalami kemajuan yang sangat pesat. Harga perangkat lunak (misalkan sebuah sistem operasi) bisa mencapai US $100 atau lebih. Di negara yang rata-rata penghasilan per tahun adalah US $200-300, US $100 sangatlah besar. Dengan adanya Linux, semua berubah. Karena Linux dapat digunakan pada komputer yang kuno, dia menjadi alternatif cocok bagi komputer beranggaran kecil. Di negara-negara Asia, Afrika, dan Amerika Latin, Linux adalah jalan keluar bagi penggemar komputer.

Pemanfaatan Linux juga sudah diterapkan pada supercomputer. Diberikan beberapa contoh:

  • The Tetragrid, sebuah mega computer dari Amerika yang dapat menghitung lebih dari 13 trilyun kalkulasi per detik (13.6 TeraFLOPS). Tetragrid dapat dimanfaatkan untuk mencari solusi dari masalah matematika kompleks dan simulasi, dari astronomi dan riset kanker hingga ramalan cuaca.

  • Evolocity, juga dari Amerika, dapat berjalan dengan kecepatan maksimum 9.2 TeraFLOPS(FLoating Operations Per Second), menjadikannya sebagai salah satu dari lima supercomputer tercepat di dunia.

Jika melihat ke depan, kemungkinan Linux akan menjadi sistem operasi yang paling dominan bukanlah suatu hal yang mustahil. Karena semua kelebihan yang dimilikinya, setiap hari semakin banyak orang di dunia yang mulai berpaling ke Linux.


Tux: Logo Linux

Gambar 8-1. Logo Linux. Sumber: . . .

Logo Linux adalah sebuah pinguin. Tidak sepert produk komersil sistem operasi lainnya, Linux tidak memiliki simbol yang terlihat hebat. Melainkan Tux, nama pinguin tersebut, memperlihatkan sikap santai dari gerakan Linux. Logo yang lucu ini memiliki sejarah yang unik. Awalnya, tidak ada logo yang dipilih untuk Linux, namun pada waktu Linus (pencipta Linux) berlibur, ia pergi ke daerah selatan. Disanalah dia bertemu seekor pinguin yang pendek cerita menggigit jarinya. Kejadian yang lucu ini merupakan awal terpilihnya pinguin sebagai logo Linux.

Tux adalah hasil karya seniman Larry Ewing pada waktu para pengembang merasa bahwa Linux sudah memerlukan sebuah logo (1996), dan nama yang terpilih adalah dari usulan James Hughes yaitu "(T)orvalds (U)ni(X) -- TUX!". Lengkaplah sudah logo dari Linux, yaitu seekor pinguin bernama Tux.

Hingga sekarang logo Linux yaitu Tux sudah terkenal ke berbagai penjuru dunia. Orang lebih mudah mengenal segala produk yang berbau Linux hanya dengan melihat logo yang unik nan lucu hasil kerjasama seluruh komunitas Linux di seluruh dunia.


Prinsip Rancangan

Dalam rancangan keseluruhan, Linux menyerupai implementasi UNIX nonmicrokernel yang lain. Ia adalah sistem yang multiuser, multitasking dengan seperangkat lengkap alat-alat yang compatible dengan UNIX. Sistem berkas Linux mengikuti semantik tradisional UNIX, dan model jaringan standar UNIX diimplementasikan secara keseluruhan. Ciri internal desain Linux telah dipengaruhi oleh sejarah perkembangan sistem operasi ini.

Walau pun Linux dapat berjalan pada berbagai macam platform, pada awalnya dia dikembangkan secara eksklusif pada arsitektur PC. Sebagian besar dari pengembangan awal tersebut dilakukan oleh peminat individual, bukan oleh fasilitas riset yang memiliki dana besar, sehingga dari awal Linux berusaha untuk memasukkan fungsionalitas sebanyak mungkin dengan dana yang sangat terbatas. Saat ini, Linux dapat berjalan baik pada mesin multiprocessor dengan main memory yang sangat besar dan ukuran disk space yang juga sangat besar, namun tetap mampu beroperasi dengan baik dengan jumlah RAM yang lebih kecil dari 4 MB.


Prinsip Desain Linux

Akibat dari semakin berkembangnya teknologi PC, kernel Linux juga semakin lengkap dalam mengimplementasikan fungsi UNIX. Tujuan utama desain Linux adalah cepat dan efisien, tetapi akhir-akhir ini konsentrasi perkembangan Linux lebih pada tujuan desain yang ketiga yaitu standarisasi. Standar POSIX terdiri dari kumpulan spesifikasi dari beberapa aspek yang berbeda kelakuan sistem operasi. Ada dokumen POSIX untuk fungsi sistem operasi biasa dan untuk ekstensi seperti proses untuk thread dan operasi real-time. Linux didesain agar sesuai dengan dokumen POSIX yang relevan. Sedikitnya ada dua distribusi Linux yang sudah memperoleh sertifikasi ofisial POSIX.

Karena Linux memberikan antarmuka standar ke programmer dan pengguna, Linux tidak membuat banyak kejutan kepada siapa pun yang sudah terbiasa dengan UNIX. Namun interface pemrograman Linux merujuk pada semantik SVR4 UNIX daripada kelakuan BSD. Kumpulan perpustakaan yang berbeda tersedia untuk mengimplementasi semantik BSD di tempat dimana kedua kelakuan sangat berbeda.

Ada banyak standar lain di dunia UNIX, tetapi sertifikasi penuh dari Linux terhadap standar lain UNIX terkadang menjadi lambat karena lebih sering tersedia dengan harga tertentu (tidak secara bebas), dan ada harga yang harus dibayar jika melibatkan sertifikasi persetujuan atau kecocokan sebuah sistem operasi terhadap kebanyakan standar. Bagaimanapun juga mendukung aplikasi yang luas adalah penting untuk suatu sistem operasi, sehingga sehingga standar implementasi merupakan tujuan utama pengembangan Linux, walau pun implementasinya tidak sah secara formal. Selain standar POSIX, Linux saat ini mendukung ekstensi thread POSIX dan subset dari ekstensi untuk kontrol proses real-time POSIX.


Komponen Sistem Linux

Sistem Linux terdiri dari tiga bagian kode penting:

Kernel: Bertanggung jawab memelihara semua abstraksi penting dari sistem operasi, termasuk hal-hal seperti memori virtual dan proses- proses.

Perpustakaan sistem: menentukan kumpulan fungsi standar dimana aplikasi dapat berinteraksi dengan kernel, dan mengimplementasi hampir semua fungsi sistem operasi yang tidak memerlukan hak penuh atas kernel.

Utilitas sistem: adalah program yang melakukan pekerjaan manajemen secara individual.


Kernel

Walau pun berbagai sistem operasi modern telah mengadopsi suatu arsitektur message-passing untuk kernel internal mereka, Linux tetap memakai model historis UNIX: kernel diciptakan sebagai biner yang tunggal dan monolitis. Alasan utamanya adalah untuk meningkatkan kinerja, karena semua struktur data dan kode kernel disimpan dalam satu address space, alih konteks tidak diperlukan ketika sebuah proses memanggil sebuah fungsi sistem operasi atau ketika interupsi perangkat keras dikirim. Tidak hanya penjadualan inti dan kode memori virtual yang menempati address space ini, tetapi juga semua kode kernel, termasuk semua device drivers, sistem berkas, dan kode jaringan, hadir dalam satu address space yang sama.

Kernel Linux membentuk inti dari sistem operasi Linux. Dia menyediakan semua fungsi yang diperlukan untuk menjalankan proses, dan menyediakan layanan sistem untuk memberikan pengaturan dan proteksi akses ke sumber daya perangkat keras. Kernel mengimplementasi semua fitur yang diperlukan supaya dapat bekerja sebagai sistem operasi. Namun, jika sendiri, sistem operasi yang disediakan oleh kernel Linux sama sekali tidak mirip dengan sistem UNIX. Dia tidak memiliki banyak fitur ekstra UNIX, dan fitur yang disediakan tidak selalu dalam format yang diharapkan oleh aplikasi UNIX. Interface dari sistem operasi yang terlihat oleh aplikasi yang sedang berjalan tidak ditangani langsung oleh kernel, akan tetapi aplikasi membuat panggilan (calls) ke perpustakaan sistem, yang kemudian memanggil layanan sistem operasi yang dibutuhkan.


Perpustakaan Sistem

Perpustakaan sistem menyediakan berbagai tipe fungsi. Pada level yang paling sederhana, mereka membolehkan aplikasi melakukan permintaan pada layanan sistem kernel. Membuat suatu system call melibatkan transfer kontrol dari mode pengguna yang tidak penting ke mode kernel yang penting; detil dari transfer ini berbeda pada masing-masing arsitektur. Perpustakaan bertugas untuk mengumpulkan argumen system-call dan, jika perlu, mengatur argumen tersebut dalam bentuk khusus yang diperlukan untuk melakukan system call.

Perpustakaan juga dapat menyediakan versi lebih kompleks dari system call dasar. Contohnya, fungsi buffered file-handling dari bahasa C semuanya diimplementasikan dalam perpustakaan sistem, yang memberikan kontrol lebih baik terhadap file I/O daripada system call kernel dasar. Perpustakaan juga menyediakan rutin yang tidak ada hubungan dengan system call, seperti algoritma penyusunan (sorting), fungsi matematika, dan rutin manipulasi string (string manipulation). Semua fungsi yang diperlukan untuk mendukung jalannya aplikasi UNIX atau POSIX diimplementasikan dalam perpustakaan sistem.


Utilitas Sistem

Sistem Linux mengandung banyak program-program pengguna-mode: utilitas sistem dan utilitas pengguna. Utilitas sistem termasuk semua program yang diperlukan untuk menginisialisasi sistem, seperti program untuk konfigurasi alat jaringan (network device) atau untuk load modul kernel. Program server yang berjalan secara kontinu juga termasuk sebagai utilitas sistem; program semacam ini mengatur permintaan pengguna login, koneksi jaringan yang masuk, dan antrian printer.

Tidak semua utilitas standar melakukan fungsi administrasi sistem yang penting. Lingkungan pengguna UNIX mengandung utilitas standar dalam jumlah besar untuk melakukan pekerjaan sehari-hari, seperti membuat daftar direktori, memindahkan dan menghapus file, atau menunjukkan isi dari sebuah file. Utilitas yang lebih kompleks dapat melakukan fungsi text-processing, seperti menyusun data tekstual atau melakukan pattern searches pada input teks. Jika digabung, utilitas-utilitas tersebut membentuk kumpulan alat standar yang diharapkan oleh pengguna pada sistem UNIX mana saja; walau pun tidak melakukan fungsi sistem operasi apa pun, utilitas tetap merupakan bagian penting dari sistem Linux dasar.


Modul Kernel Linux

Pengertian Modul Kernel Linux

Modul kernel Linux adalah bagian dari kernel Linux yang dapat dikompilasi, dipanggil dan dihapus secara terpisah dari bagian kernel lainnya saat dibutuhkan. Modul kernel dapat menambah fungsionalitas kernel tanpa perlu me-reboot sistem. Secara teori tidak ada yang dapat membatasi apa yang dapat dilakukan oleh modul kernel. Kernel modul dapat mengimplementasikan antara lain device driver, sistem berkas, protokol jaringan.

Modul kernel Linux memudahkan pihak lain untuk meningkatkan fungsionalitas kernel tanpa harus membuat sebuah kernel monolitik dan menambahkan fungsi yang mereka butuhkan langsung ke dalam image dari kernel. Selain hal tersebut akan membuat ukuran kernel menjadi lebih besar, kekurangan lainnya adalah mereka harus membangun dan me-reboot kernel setiap saat hendak menambah fungsi baru. Dengan adanya modul maka setiap pihak dapat dengan mudah menulis fungsi-fungsi baru dan bahkan mendistribusikannya sendiri, di luar GPL.

Kernel modul juga memberikan keuntungan lain yaitu membuat sistem Linux dapat dinyalakan dengan kernel standar yang minimal, tanpa tambahan device driver yang ikut dipanggil. Device driver yang dibutuhkan dapat dipanggil kemudian secara eksplisit mau pun secara otomatis saat dibutuhkan.

Terdapat tiga komponen untuk menunjang modul kernel Linux. Ketiga komponen tersebut adalah managemen modul, registrasi driver, dan mekanisme penyelesaian konflik. Berikut akan dibahas ketiga komponen pendukung tersebut.


Managemen Modul Kernel Linux

Managemen modul akan mengatur pemanggilan modul ke dalam memori dan berkomunikasi dengan bagian lainnya dari kernel. Memanggil sebuah modul tidak hanya memasukkan isi binarinya ke dalam memori kernel, namun juga harus dipastikan bahwa setiap rujukan yang dibuat oleh modul ke simbol kernel atau pun titik masukan diperbaharui untuk menunjuk ke lokasi yang benar di alamat kernel. Linux membuat tabel simbol internal di kernel. Tabel ini tidak memuat semua simbol yang didefinisikan di kernel saat kompilasi, namun simbol-simbol tersebut harus diekspor secara eksplisit oleh kernel. Semua hal ini diperlukan untuk penanganan rujukan yang dilakukan oleh modul terhadap simbol-simbol.

Pemanggilan modul dilakukan dalam dua tahap. Pertama, utilitas pemanggil modul akan meminta kernel untuk mereservasi tempat di memori virtual kernel untuk modul tersebut. Kernel akan memberikan alamat memori yang dialokasikan dan utilitas tersebut dapat menggunakannya untuk memasukkan kode mesin dari modul tersebut ke alamat pemanggilan yang tepat. Berikutnya system calls akan membawa modul, berikut setiap tabel simbol yang hendak diekspor, ke kernel. Dengan demikian modul tersebut akan berada di alamat yang telah dialokasikan dan tabel simbol milik kernel akan diperbaharui.

Komponen managemen modul yang lain adalah peminta modul. Kernel mendefinisikan antarmuka komunikasi yang dapat dihubungi oleh program managemen modul. Saat hubungan tercipta, kernel akan menginformasikan proses managemen kapan pun sebuah proses meminta device driver, sistem berkas, atau layanan jaringan yang belum terpanggil dan memberikan manajer kesempatan untuk memanggil layanan tersebut. Permintaan layanan akan selesai saat modul telah terpanggil. Manajer proses akan memeriksa secara berkala apakah modul tersebut masih digunakan, dan akan menghapusnya saat tidak diperlukan lagi.


Registrasi Driver

Untuk membuat modul kernel yang baru dipanggil berfungsi, bagian dari kernel yang lain harus mengetahui keberadaan dan fungsi baru tersebut. Kernel membuat tabel dinamis yang berisi semua driver yang telah diketahuinya dan menyediakan serangkaian routines untuk menambah dan menghapus driver dari tabel tersebut. Routines ini yang bertanggungjawab untuk mendaftarkan fungsi modul baru tersebut.

Hal-hal yang masuk dalam tabel registrasi adalah:

  • device driver

  • sistem berkas

  • protokol jaringan

  • format binari


Resolusi Konflik

Keanekaragaman konfigurasi perangkat keras komputer serta driver yang mungkin terdapat pada sebuah komputer pribadi telah menjadi suatu masalah tersendiri. Masalah pengaturan konfigurasi perangkat keras tersebut menjadi semakin kompleks akibat dukungan terhadap device driver yang modular, karena device yang aktif pada suatu saat bervariasi.

Linux menyediakan sebuah mekanisme penyelesaian masalah untuk membantu arbitrasi akses terhadap perangkat keras tertentu. Tujuan mekanisme tersebut adalah untuk mencegah modul berebut akses terhadap suatu perangkat keras, mencegah autoprobes mengusik keberadaan driver yang telah ada, menyelesaikan konflik di antara sejumlah driver yang berusaha mengakses perangkat keras yang sama.

Kernel membuat daftar alokasi sumber daya perangkat keras. Ketika suatu driver hendak mengakses sumber daya melalui I/O port, jalur interrupt, atau pun kanal DMA, maka driver tersebut diharapkan mereservasi sumber daya tersebut pada basis data kernel terlebih dahulu. Jika reservasinya ditolak akibat ketidaktersediaan sumber daya yang diminta, maka modul harus memutuskan apa yang hendak dilakukan selanjutnya. Jika tidak dapat melanjutkan, maka modul tersebut dapat dihapus.


Proses dan Memori

Manajemen Proses

Pendahuluan

Setiap aplikasi yang dijalankan di linux mempunyai pengenal yang disebut sebagai process identification number (PID). PID disimpan dalam 32 bit dengan angka berkisar dari 0-32767 untuk menjamin kompatibilitas dengan unix. Dari nomor PID inilah linux dapat mengawasi dan mengatur proses-proses yang terjadi didalam system. Proses yang dijalankan ataupun yang baru dibuat mempunyai struktur data yang disimpan di task_struct.

Linux mengatur semua proses di dalam sistem melalui pemeriksaan dan perubahan terhadap setiap struktur data task_struct yang dimiliki setiap proses. Sebuah daftar pointer ke semua struktur data task_structdisimpan dalam task vector. Jumlah maksimum proses dalam sistem dibatasi oleh ukuran dari task vector. Linux umumnya memiliki task vector dengan ukuran 512 entries. Saat proses dibuat, task_struct baru dialokasikan dari memori sistem dan ditambahkan ke task vector. Linux juga mendukung proses secara real time. Proses semacam ini harus bereaksi sangat cepat terhadap event eksternal dan diperlakukan berbeda dari proses biasa lainnya oleh penjadual.

Proses akan berakhir ketika ia memanggil exit(). Kernel akan menentukan waktu pelepasan sumber daya yang dimiliki oleh proses yang telah selesai tersebut. Fungsi do_exit() akan dipanggil saat terminasi yang kemudian memanggil __exit_mm/files/fs/sighand() yang akan membebaskan sumber daya. Fungsi exit_notify() akan memperbarui hubungan antara proses induk dan proses anak, semua proses anak yang induknya berakhir akan menjadi anak dari proses init. Terakhir akan dipanggil scheduler untuk menjalankan proses baru.

Deskriptor Proses

Guna keperluan manajemen proses, kernel memelihara informasi tentang setiap proses di sebuah deskriptor proses dengan tipe task_struct. Setiap deskriptor proses mengandung informasi antara lain status proses, ruang alamat, daftar berkas yang dibuka, prioritas proses, dan sebagainya. Berikut gambaran isinya:

Contoh 8-1. Isi Deskriptor Proses

			struct task_struct{
			  volatile long state; 
			  			/*-1 unrunnable, 
						   0 runnable, 
						   >0 stopped*/
			  unsigned long flags; 
			  			/* 1 untuk setiap flag proses */
			  mm_segment_t_addr_limit; 
			  			/* ruang alamat untuk thread */ 
			  struct exec_domain *exec_domain;
			  long need_resched;
			  long counter;
			  long priority;
			  /* SMP and runqueue state */
	   			struct task_struct *next_task, *prev_task;
	   			struct task_struct *next_run, *prev_run;
	   			...
			  /* task state */
			  /* limits */
			  /* file system info */
			  /* ipc stuff */
			  /* tss for this task */
			  /* filesystem information */
			  /* open file information */
			  /* memory management info */
			  /* signal handlers */
			     ...
			};
			

Setiap proses di Linux memiliki status. Status proses merupakan array dari flag yang mutually exclusive. Setiap proses memiliki tepat satu keadaan (status) pada suatu waktu. Status tersebut adalah:

  • TASK_RUNNING

    Pada status ini, proses sedang atau pun siap dieksekusi oleh CPU.

  • TASK_INTERRUPTIBLE

    Pada status ini, proses sedang menunggu sebuah kondisi. Interupsi, sinyal, atau pun pelepasan sumber daya akan membangunkan proses.

  • TASK_UNINTERRUPTIBLE

    Pada status ini, proses sedang tidur dan tidak dapat dibangunkan oleh suatu sinyal.

  • TASK_STOPPED

    Pada status ini proses sedang dihentikan, misalnya oleh sebuah debugger.

  • TASK_ZOMBIE

    Pada status ini proses telah berhenti, namun masih memiliki struktur data task_struct di task vector dan masih memegang sumber daya yang sudah tidak digunakan lagi.

Setiap proses atau pun eksekusi yang terjadwal secara independen memiliki deskriptor prosesnya sendiri. Alamat dari deskriptor proses digunakan untuk mengindentifikasi proses. Selain itu, nomor ID proses (PIDs) juga digunakan untuk keperluan tersebut. PIDs adalah 32-bit bilangan yang mengidentifikasikan setiap proses dengan unik. Linux membatasi PIDs berkisar 0-32767 untuk menjamin kompatibilitas dengan sistem UNIX tradisional.

Karena proses merupakan sesuatu yang dinamis, maka deskriptor proses disimpan dalam memori yang dinamis pula. Untuk itu dialokasikan juga memori sebesar 8KB untuk setiap proses untuk menyimpan proses deskriptornya dan stack proses dari modus kernel. Keuntungan dari dal ini adalah pointer dari deskriptor proses dari proses yang sedang berjalan (running) dapat diakses dengan cepat menggunakan stack pointer. Selain itu, 8KB (EXTRA_TASK_STRUCT) dari memori akan di-cache untuk mem-bypass pengalokasi memori kernel ketika sebuah proses dihapus dan sebuah proses baru dibuat. Kedua perintah free_task_struct() dan alloc_task_struct() akan digunakan untuk melepaskan atau mengalokasikan memori seukuran 8KB sebagai cache.

Deskriptor proses juga membangun sebuah daftar proses dari semua proses yang ada di sistem. Daftar proses tersebut merupakan sebuah doubly-linked list yang dibangun oleh bagian next_task dan prev_task dari deskriptor proses. Deskriptor init_task(mis:swapper) berada di awal daftar tersebut dengan prev_task-nya menunjuk ke deskriptor proses yang paling akhir masuk dalam daftar. Sedangkan makro for_each_task() digunakan untuk memindai seluruh daftar.

Proses yang dijadwalkan untuk dieksekusi dari doubly-linked list dari proses dengan status TASK_RUNNING disebut runqueue. Bagian prev_run dan next_run dari deskriptor proses digunakan untuk membangun runqueue, dengan init_task mengawali daftar tersebut. Sedangkan untuk memanipulasi daftar di deskriptor proses tersebut, digunakan fungsi-fungsi: add_to_runqueue(), del_from_runqueue(), move_first_runqueue(), move_last_runqueue(). Makro NR_RUNNING digunakan untuk menyimpan jumlah proses yang dapat dijalankan, sedangkan fungsi wake_up_process membuat sebuah proses menjadi dapat dijalankan.

Untuk menjamin akurasinya, array task akan diperbarui setiap kali ada proses baru dibuat atau pun dihapus. Sebuah daftar terpisah akan melacak elemen bebas dalam array task itu. Ketika suatu proses dihapus, entrinya ditambahkan di bagian awal dari daftar tersebut.

Proses dengan status task_interruptible dibagi ke dalam kelas-kelas yang terkait dengan suatu event tertentu. Event yang dimaksud misalnya: waktu kadaluarsa, ketersediaan sumber daya. Untuk setiap event atau pun kelas terdapat antrian tunggu yang terpisah. Proses akan diberi sinyal bangun ketika event yang ditunggunya terjadi. Berikut contoh dari antrian tunggu tersebut:

Contoh 8-2. Antrian Tunggu

			
				void sleep_on(struct wait_queue **wqptr) {
           		struct wait_queue wait;
           		current_state=TASK_UNINTERRUPTIBLE;
           		wait.task=current;
           		add_wait_queue(wqptr, &wait);
           		schedule();
           		remove_wait_queue(wqptr, &wait);
       		}
			
			

Fungsi sleep_on() akan memasukkan suatu proses ke dalam antrian tunggu yang diinginkan dan memulai penjadwal. Ketika proses itu mendapat sinyal untuk bangun, maka proses tersebut akan dihapus dari antrian tunggu.

Bagian lain konteks eksekusi proses adalah konteks perangkat keras, misalnya: isi register. Konteks dari perangkat keras akan disimpan oleh task state segment dan stack modus kernel. Secara khusus tss akan menyimpan konteks yang tidak secara otomatis disimpan oleh perangkat keras tersebut. Perpindahan antar proses melibatkan penyimpanan konteks dari proses yang sebelumnya dan proses berikutnya. Hal ini harus dapat dilakukan dengan cepat untuk mencegah terbuangnya waktu CPU. Versi baru dari Linux mengganti perpindahan konteks perangkat keras ini menggunakan piranti lunak yang mengimplementasikan sederetan instruksi mov untuk menjamin validasi data yang disimpan serta potensi untuk melakukan optimasi.

Untuk mengubah konteks proses digunakan makro switch_to(). Makro tersebut akan mengganti proses dari proses yang ditunjuk oleh prev_task menjadi next_task. Makro switch_to() dijalankan oleh schedule() dan merupakan salah satu rutin kernel yang sangat tergantung pada perangkat keras (hardware-dependent). Lebih jelas dapat dilihat pada kernel/sched.c dan include/asm-*/system.h.

Proses dan Thread

Linux menggunakan representasi yang sama untuk proses dan thread. Secara sederhana thread dapat dikatakan sebuah proses baru yang berbagi alamat yang sama dengan induknya. Perbedaannnya terletak pada saat pembuatannya. Thread baru dibuat dengan system call clone yang membuat proses baru dengan identitas sendiri, namun diizinkan untuk berbagi struktur data dengan induknya.

Secara tradisional, sumber daya yang dimiliki oleh proses induk akan diduplikasi ketika membuat proses anak. Penyalinan ruang alamat ini berjalan lambat, sehingga untuk mengatasinya, salinan hanya dibuat ketika salah satu dari mereka hendak menulis di alamat tersebut. Selain itu, ketika mereka akan berbagi alamat tersebut ketika mereka hanya membaca. Inilah proses ringan yang dikenal juga dengan thread.

Thread dibuat dengan __clone(). __clone() merupakan rutin dari library system call clone(). __clone memiliki 4 buah argumen yaitu:

  1. fn

    fungsi yang akan dieksekusi oleh thread baru

  2. arg

    pointer ke data yang dibawa oleh fn

  3. flags

    sinyal yang dikirim ke induk ketika anak berakhir dan pembagian sumber daya antara anak dan induk.

  4. child_stack

    pointer stack untuk proses anak.

clone() mengambil argumen flags dan child_stack yang dimiliki oleh __clone kemudian menentukan id dari proses anak yang akan mengeksekusi fn dengan argumen arg.

Pembuatan anak proses dapat dilakukan dengan fungsi fork() dan vfork(). Implementasi fork() sama seperti system call clone() dengan sighandler SIGCHLD di-set, semua bendera clone di-clear yang berarti tidak ada sharing dan child_stack dibuat 0 yang berarti kernel akan membuat stack untuk anak saat hendak menulis. Sedangkan vfork() sama seperti fork() dengan tambahan bendera CLONE_VM dan CLONE_VFORK di-set. Dengan vfork(), induk dan anak akan berbagi alamat, dan induk akan di-block hingga anak selesai.

Untuk memulai pembuatan proses baru, clone() akan memanggil fungsi do_fork(). Hal yang dilakukan oleh do_fork() antara lain:

  • memanggil alloc_task_struct() yang akan menyediakan tempat di memori dengan ukuran 8KB untuk deskriptor proses dan stack modus kernel.

  • memeriksa ketersediaan sumber daya untuk membuat proses baru.

  • find_empty_procees() memanggil get_free_taskslot() untuk mencari sebuah slot di array task untuk pointer ke deskriptor proses yang baru.

  • memanggil copy_files/fm/sighand/mm() untuk menyalin sumber daya untuk anak, berdasarkan nilai flags yang ditentukan clone().

  • copy_thread() akan menginisialisasi stack kernel dari proses anak.

  • mendapatkan PID baru untuk anak yang akan diberikan kembali ke induknya ketika do_fork() selesai.

Beberapa proses sistem hanya berjalan dalam modus kernel di belakang layar. Untuk proses semacam ini dapat digunakan thread kernel. Thread kernel hanya akan mengeksekusi fungsi kernel, yaitu fungsi yang biasanya dipanggil oleh proses normal melalui system calls. Thread kernel juga hanya dieksekusi dalam modus kernel, berbeda dengan proses biasa. Alamat linier yang digunakan oleh thread kernel lebih besar dari PAGE_OFFSET proses normal yang dapat berukuran hingga 4GB. Thread kernel dibuat sebagai berikut:

int kernel_thread(int (*fn) (void *), void *arg, unsigned long flags); flags=CLONE_SIGHAND, CLONE_FILES, etc

Penjadualan

Penjadual adalah suatu pekerjaan yang dilakukan untuk mengalokasikan CPU time untuk tasks yang berbeda-beda dalam sistem operasi. Pada umumnya, kita berfikir penjadualan sebagai menjalankan dan menginterupsi suatu proses, untuk linux ada aspek lain yang penting dalam penjadualan: seperti menjalankan dengan berbagai kernel tasks. Kernel tasks meliputi task yang diminta oleh proses yang sedang dijalankan dan tasks yand dieksekusi internal menyangkut device driver yang berkepentingan.

Sinkronisasi Kernel

Cara penjadualan kernel pada operasinya secara mendasar berbeda dengan cara penjadualan suatu proses. Terdapat dua cara agar sebuah permintaan akan eksekusi kernel-mode dapat terjadi. Sebuah program yang berjalan dapat meminta service sistem operasi, dari system call atau pun secara implisit (untuk contoh:ketika page fault terjadi). Sebagai alternatif, device driver dapat mengirim interupsi perangkat keras yang menyebabkan CPU memulai eksekusi kernel-define handler untuk suatu interupsi.

Problem untuk kernel muncul karena berbagai tasksmungkin mencoba untuk mengakses struktur data internal yang sama. Jika hanya satu kernel task ditengah pengaksesan struktur data ketika interupsi service routine dieksekusi, maka service routine tidak dapat mengakses atau merubah data yang sama tanpa resiko mendapatkan data yang rusak. Fakta ini berkaitan dengan ide dari critical section (bagian berjudul Problema Critical Section di Bab 4).

Sehagai hasilnya, sinkronisasi kernel melibatkan lebih banyak dari hanya penjadualan proses saja. sebuah framework dibutuhkan untuk memperbolehkan kernel's critical sections berjalan tanpa diinterupsi oleh critical section yang lain.

Solusi pertama yang diberikan oleh linux adalah membuat normal kernel code nonpreemptible (bagian berjudul Penjadualan Proses di Bab 3). Biasanya, ketika sebuah timer interrupt diterima oleh kernel, membuat penjadualan proses, kemungkinan besar akan menunda eksekusi proses yang sedang berjalan pada saat itu dan melanjutkan menjalankan proses yang lain. Biar bagaimana pun, ketika timer interrupt diterima ketika sebuah proses mengeksekusi kernel-system service routine, penjadualan ulang tidak dilakukan secara mendadak; cukup, kernel need_resched flag terset untuk memberitahu kernel untuk menjalankan penjadualan kembali setelah system call selesai dan control dikembalikan ke user mode.

Sepotong kernel code mulai dijalankan, akan terjamin bahwa itu adalah satu-satunya kernel code yang dijalankan sampai salah satu dari aksi dibawah ini muncul:

  • interupsi

  • page fault

  • kernel code memanggil fungsi penjadualan sendiri

Interupsi adalah suatu masalah bila mengandung critical section-nya sendiri. Timer interrupt tidak secara langsung menyebabkan terjadinya penjadualan ulang suatu proses; hanya meminta suatu jadual untuk dilakukan kemudian, jadi kedatangan suatu interupsi tidak mempengaruhi urutan eksekusi dari noninterrupt kernel code. Sekali interrupt serviceselesai, eksekusi akan menjadi lebih simpel untuk kembali ke kernel code yang sedang dijalankan ketika interupsi mengambil alih.

Page faults adalah suatu masalah yang potensial; jika sebuah kernel routine mencoba untuk membaca atau menulis ke user memory, akan menyebabkan terjadinya page fault yang membutuhkan I/O diskuntuk selesai, dan proses yang berjalan akan di tunda sampai I/O selesai. Pada kasus yang hampir sama, jika system call service routine memanggil penjadualan ketika sedang berada di mode kernel, mungkin secara eksplisit dengan membuat direct call pada code penjadualan atau secara implisit dengan memanggil sebuah fungsi untuk menunggu I/O selesai, setelah itu proses akan menunggu dan penjadualan ulang akan muncul. Ketika proses jalan kembali, proses tersebut akan melanjutkan untuk mengeksekusi dengan mode kernel, melanjutkan intruksi setelah call (pemanggilan) ke penjadualan.

Kernel code dapat terus berasumsi bahwa ia tidak akan diganggu (pre-empted) oleh proses lainnya dan tidak ada tindakan khusus dilakukan untuk melindungi critical section. Yang diperlukan adalah critical section tidak mengandung referensi ke user memory atau menunggu I/O selesai.

Teknik kedua yang di pakai Linux untuk critical section yang muncul pada saat interrupt service routines. Alat dasarnya adalah perangkat keras interrupt-control pada processor. Dengan meniadakan interupsi pada saat critical section, maka kernel menjamin bahwa ia dapat melakukan proses tanpa resiko terjadinya ketidak-cocokan akses dari struktur data yang di share.

Untuk meniadakan interupsi terdapat sebuah pinalti. Pada arsitektur perangkat keras kebanyakan, pengadaan dan peniadaan suatu interupsi adalah sesuatu yang mahal. Pada prakteknya, saat interupsi ditiadakan, semua I/O ditunda, dan device yang menunggu untuk dilayani akan menunggu sampai interupsi diadakan kembali, sehingga kinerja meningkat. Kernel Linux menggunakan synchronization architecture yang mengizinkan critical section yang panjang dijalankan untuk seluruh durasinya tanpa mendapatkan peniadaan interupsi. Kemampuan secara spesial berguna pada networking code: Sebuah interupsi pada network device driver dapat memberikan sinyal kedatangan dari keseluruhan paket network, dimana akan menghasilkan code yang baik dieksekusi untuk disassemble, route, dan forward paket ditengah interrupt service routine.

Linux mengimplementasikan arsitektur ini dengan memisahkan interrupt service routine menjadi dua seksi: the top half dan the bottom half. The top half adalah interupsi yang normal, dan berjalan dengan rekursive interupt ditiadakan (interupsi dengan prioritas yang lebih tinggi dapat menginterupsi routine, tetapi interupsi dengan prioritas yang sama atau lebih rendah ditiadakan). The bottom half service routine berjalan dengan semua interupsi diadakan, oleh miniatur penjadualan yang menjamin bahwa bottom halves tidak akan menginterupsi dirinya sendiri. The bottom half scheduler dilakukan secara otomatis pada saat interupt service routine ada.

Pemisahan itu berarti bahwa kegiatan proses yang komplek dan harus selesai diberi tanggapan untuk suatu interupsi dapat diselesaikan oleh kernel tanpa kecemasan tentang diinterupsi oleh interupsi itu sendiri. Jika interupsi lain muncul ketika bottom half dieksekusi, maka interupsi dapat meminta kepada bottom half yang sama untuk dieksekusi, tetapi eksekusinya akan dilakukan setelah proses yang sedang berjalan selesai. Setiap eksekusi dari bottom half dapat di interupsi oleh top half tetapi tidak dapat diinterupsi dengan bottom half yang mirip.

Arsitektur Top-half bottom-half komplit dengan mekanisme untuk meniadakan bottom halver yang dipilih ketika dieksekusi secara normal, foreground kernel code. Kernel dapat meng-codekan critical section secara mudah dengan mengunakan sistem ini: penanganan interupsi dapat meng-codekan critical section-nya sebagai bottom halves, dan ketika foreground kernel ingin masuk ke critical section, setiap bottom halves ditiadakan untuk mencegah critical section yang lain diinterupsi. Pada akhir dari critical section, kernel dapat kembali mengadakan bottom halves dan menjalankan bottom half tasks yang telah di masukkan kedalam queue oleh top half interrupt service routine pada saat critical section.

Penjadualan Proses

Ketika kernel telah mencapai titik penjadualan ulang, entah karena terjadi interupsi penjadualan ulang mau pun karena proses kernel yang sedang berjalan telah diblokir untuk menunggu beberapa signal bangun, harus memutuskan proses selanjutnya yang akan dijalankan. Linux telah memiliki dua algoritma penjadualan proses yang terpisah satu sama lain. Algoritma yang pertama adalah algoritma time-sharing untuk penjadualan preemptive yang adil diantara sekian banyak proses. Sedangkan algoritma yang kedua didesain untuk tugas real-time dimana proritas mutlak lebih utama daripada keadilan mendapatkan suatu pelayanan.

Bagian dari tiap identitas proses adalah kelas penjadualan, yang akan menentukan algoritma yang digunakan untuk tiap proses. Kelas penjadualan yang digunakan oleh Linux, terdapat dalam standar perluasan POSIX untuk sistem komputer waktu nyata.

Untuk proses time-sharing, Linux menggunakan teknik prioritas, sebuah algoritma yang berdasarkan pada kupon. Tiap proses memiliki sejumlah kupon penjadualan; dimana ketika ada kesempatan untuk menjalankan sebuah tugas, maka proses dengan kupon terbanyaklah yang mendapat giliran. Setiap kali terjadi interupsi waktu, proses yang sedang berjalan akan kehilangan satu kupon; dan ketika kupon yang dimiliki sudah habis maka proses itu akan ditunda dan proses yang lain akan diberikan kesempatan untuk masuk.

Jika proses yang sedang berjalan tidak meiliki kupon sama sekali, linux akan melakukan operasi pemberian kupon, memberikan kupon kepada tiap proses dalam sistem, dengan aturan main:

kupon = kupon / 2 + prioritas

Algoritma ini cenderung untuk menggabungkan dua faktor yang ada: sejarah proses dan prioritas dari proses itu sendiri. Satu setengah dari kupon yang dimiliki sejak operasi pembagian kupon terakhir akan tetap dijaga setelah algoritma telah dijalankan, menjaga beberapa sejarah sikap proses. Proses yang berjalan sepanjang waktu akan cenderung untuk menghabiskan kupon yang dimilikinya dengan cepat, tapi proses yang lebih banyak menunggu dapat mengakumulasi kuponnya dari. Sistem pembagian kupon ini, akan secara otomatis memberikan proritas yang tinggi ke proses I/O bound atau pun interaktif, dimana respon yang cepat sangat diperlukan.

Kegunaan dari proses pemberian prioritas dalam menghitung kupon baru, membuat prioritas dari suatu proses dapat ditingkatkan. Pekerjaan background batch dapat diberikan prioritas yang rendah; proses tersebut akan secara otomatis menerima kupon yang lebih sedikit dibandingkan dengan pekerjaan yang interaktif, dan juga akan menerima persentase waktu CPU yang lebih sedikit dibandingan dengan tugas yang sama dengan prioritas yang lebih tinggi. Linux menggunakan sistem prioritas ini untuk menerapkan mekanisme standar pembagian prioritas proses yang lebih baik.

Penjadualan waktu nyata Linux masih tetap lebih sederhana. Linux, menerapkan dua kelas penjadualan waktu nyata yang dibutuhkan oleh POSIX 1.b: First In First Out dan round-robin. Pada keduanya, tiap proses memiliki prioritas sebagai tambahan kelas penjadualannya. Dalam penjadualan time-sharing, bagaimana pun juga proses dengan prioritas yang berbeda dapat bersaing dengan beberapa pelebaran; dalam penjadualan waktu nyata, si pembuat jadual selalu menjalankan proses dengan prioritas yang tinggi. Diantara proses dengan prioritas yang sama, maka proses yang sudah menunggu lama, akan dijalankan. Perbedaan satu - satunya antara penjadualan FIFO dan round-robin adalah proses FIFO akan melanjutkan prosesnya sampai keluar atau pun diblokir, sedangkan proses round-robin akan di-preemptive-kan setelah beberapa saat dan akan dipindahkan ke akhir antrian, jadi proses round-robin dengan prioritas yang sama akan secara otomatis membagi waktu jalan antar mereka sendiri.

Perlu diingat bahwa penjadualan waktu nyata di Linux memiliki sifat yang lunak. Pembuat jadual Linux menawarkan jaminan yang tegas mengenai prioritas relatif dari proses waktu nyata, tapi kernel tidak menjamin seberapa cepat penjadualan proses waktu-nyata akan dijalankan pada saat proses siap dijalankan. Ingat bahwa kode kernel Linux tidak akan pernah bisa dipreemptive oleh kode mode pengguna. Apabila terjadi interupsi yang membangunkan proses waktu nyata, sementara kernel siap untuk mengeksekusi sebuah sistem call sebagai bagian proses lain, proses waktu nyata harus menunggu sampai sistem call yang sedang dijalankan selesai atau diblokir.

Symmetric Multiprocessing

Kernel Linux 2.0 adalah kernel Linux pertama yang stabil untuk mendukung perangkat keras symmetric multiprocessor (SMP). Proses mau pun thread yang berbeda dapat dieksekusi secara paralel dengan processor yang berbeda. Tapi bagaimana pun juga untuk menjaga kelangsungan kebutuhan sinkronisasi yang tidak dapat di-preemptive dari kernel, penerapan SMP ini menerapkan aturan dimana hanya satu processor yang dapat dieksekusi dengan kode mode kernel pada suatu saat. SMP menggunakan kernel spinlock tunggal untuk menjalankan aturan ini. Spinlock ini tidak memunculkan permasalahan untuk pekerjaan yang banyak menghabiskan waktu untuk menunggu proses komputasi, tapi untuk pekerjaan yang melibatkan banyak aktifitas kernel, spinlock dapat menjadi sangat mengkhawatirkan.

Sebuah proyek yang besar dalam pengembangan kernel Linux 2.1 adalah untuk menciptakan penerapan SMP yang lebih masuk akal, dengan membagi kernel spinlock tunggal menjadi banyak kunci yang masing-masing melindungi terhadap masuknya kembali sebagian kecil data struktur kernel. Dengan menggunakan teknik ini, pengembangan kernel yang terbaru mengizinkan banyak processor untuk dieksekusi oleh kode mode kernel secara bersamaan.


Manajemen Memori

Managemen Memori Fisik

Bagian ini menjelaskan bagaimana linux menangani memori dalam sistem. Memori managemen merupakan salah satu bagian terpenting dalam sistem operasi. Karena adanya keterbatasan memori, diperlukan suatu strategi dalam menangani masalah ini. Jalan keluarnya adalah dengan menggunakan memori virtual. Dengan memori virtual, memori tampak lebih besar daripada ukuran yang sebenarnya.

Dengan memori virtual kita dapat:

  • Ruang alamat yang besar

    Sistem operasi membuat memori terlihat lebih besar daripada ukuran memori sebenarnya. Memori virtual bisa beberapa kali lebih besar daripada memori fisiknya.

  • Pembagian memori fisik yang adil

    Managemen memori membuat pembagian yang adil dalam pengalokasian memori antara proses-proses.

  • Perlindungan

    Memori managemen menjamin setiap proses dalam sistem terlindung dari proses-proses lainnya. Dengan demikian, program yang crash tidak akan mempengaruhi proses lain dalam sistem tersebut.

  • Penggunaan memori virtual bersama

    Memori virtual mengizinkan dua buah proses berbagi memori diantara keduanya, contohnya dalam shared library. Kode library dapat berada di satu tempat, dan tidak dikopi pada dua program yang berbeda.

Memori Virtual

Memori fisik dan memori virtual dibagi menjadi bagian-bagian yang disebut page. Page ini memiliki ukuran yang sama besar. Tiap page ini punya nomor yang unik, yaitu Page Frame Number (PFN). Untuk setiap instruksi dalam program, CPU melakukan mapping dari alamat virtual ke memori fisik yang sebenarnya.

Gambar 8-2. Pemetaan Memori Virtual ke Alamat Fisik. Sumber: . . .

Penerjemahan alamat di antara virtual dan memori fisik dilakukan oleh CPU menggunakan tabel page untuk proses x dan proses y. Ini menunjukkan virtial PFN 0 dari proses x dimap ke memori fisik PFN 1. Setiap anggota tabel page mengandung informasi berikut ini:

  • Virtual PFN

  • PFN fisik

  • Informasi akses page dari page tersebut

Untuk menerjemahkan alamat virtual ke alamat fisik, pertama-tama CPU harus menangani alamat virtual PFN dan offsetnya di virtual page. CPU mencari tabel page proses dan mancari anggota yang sesuai degan virtual PFN. Ini memberikan PFN fisik yang dicari. CPU kemudian mengambil PFN fisik dan mengalikannya dengan besar page untuk mendapat alamat basis page tersebut di dalam memori fisik. Terakhir, CPU menambahkan offset ke instruksi atau data yang dibutuhkan. Dengan cara ini, memori virtual dapat dimap ke page fisik dengan urutan yang teracak.

Demand Paging

Cara untuk menghemat memori fisik adalah dengan hanya meload page virtual yang sedang digunakan oleh program yang sedang dieksekusi. Tehnik dimana hanya meload page virtual ke memori hanya ketika program dijalankan disebut demand paging.

Ketika proses mencoba mengakses alamat virtual yang tidak ada di dalam memori, CPU tidak dapat menemukan anggota tabel page. Contohnya, dalam gambar, tidak ada anggota tabel page untuk proses x untuk virtual PFN 2 dan jika proses x ingin membaca alamat dari virtual PFN 2, CPU tidak dapat menterjemahkan alamat ke alamat fisik. Saat ini CPU bergantung pada sistem operasi untuk menangani masalah ini. CPU menginformasikan kepada sistem operasi bahwa page fault telah terjadi, dan sistem operasi membuat proses menunggu selama sistem operasi menagani masalah ini.

CPU harus membawa page yang benar ke memori dari image di disk. Akses disk membutuhkan waktu yang sangat lama dan proses harus menunggu sampai page selesai diambil. Jika ada proses lain yang dapat dijalankan, maka sistem operai akan memilihnya untuk kemudian dijalankan. Page yang diambil kemudian dituliskan di dalam page fisik yang masih kosong dan anggota dari virtual PFN ditambahkan dalam tabel page proses. Proses kemudian dimulai lagi pada tempat dimana page fault terjadi. Saat ini terjadi pengaksesan memori virtual, CPU membuat penerjemahan dan kemudian proses dijalankan kembali.

Demand paging terjadi saat sistem sedang sibuk atau saat image pertama kali diload ke memori. Mekanisme ini berarti sebuah proses dapat mengeksekusi image dimana hanya sebagian dari image tersebut terdapat dalam memori fisik.

Swaping

Jika memori fisik tiba-tiba habis dan proses ingin memindahkan sebuah page ke memori, sistem operasi harus memutuskan apa yang harus dilakukan. Sistem operasi harus adil dalam mambagi page fisik dalam sistem diantara proses yang ada, bisa juga sistem operasi menghapus satu atau lebih page dari memori untuk membuat ruang untuk page baru yang dibawa ke memori. Cara page virtual dipilih dari memori fisik berpengaruh pada efisiensi sistem.

Linux menggunakan tehnik page aging agar adil dalam memilih page yang akan dihapus dari sistem. Ini berarti setiap page memiliki usia sesuai dengan berapa sering page itu diakses. Semakin sering sebuah page diakses, semakin muda page tersebut. Page yang tua adalah kandidat untuk diswap.

Pengaksesan Memori Virtual Bersama

Memori virtual mempermudah proses untuk berbagi memori saat semua akses ke memori menggunakan tabel page. Proses yang akan berbagi memori virtual yang sama, page fisik yang sama direference oleh banyak proses. Tabel page untuk setiap proses mengandung anggota page table yang mempunyai PFN fisik yang sama.

Efisiensi

Desainer dari CPU dan sistem operasi berusaha meningkatkan kinerja dari sistem. Disamping membuat prosesor, memori semakin cepat, jalan terbaik adalah manggunakan cache. Berikut ini adalah beberapa cache dalam managemen memori di linux:

  • Page Cache

    Digunakan untuk meningkatkan akses ke image dan data dalam disk. Saat dibaca dari disk, page dicache di page cache. Jika page ini tidak dibutuhkan lagi pada suatu saat, tetapi dibutuhkan lagi pada saat yang lain, page ini dapat segera diambil dari