Pengantar Sistem Operasi Komputer

Pengantar Sistem Operasi Komputer Jilid Kedua

Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR)

Pengantar Sistem Operasi Komputer: Jilid Kedua oleh Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR) Diterbitkan $Date: 2008-08-29 14:59:08 $ Hak Cipta © 2003-2008 Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR). Silakan menyalin, mengedarkan, dan/atau, memodifikasi bagian dari dokumen – $Revision: 4.59 $ – – yang dikarang oleh Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR), sesuai dengan ketentuan "GNU Free Documentation License versi 1.2" 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. BUKU INI HASIL KERINGAT DARI RATUSAN JEMAAH MDGR (BUKAN KARYA INDIVIDUAL). JANGAN MENGUBAH/MENGHILANGKAN LISENSI BUKU INI. SIAPA SAJA DIPERSILAKAN UNTUK MENCETAK/MENGEDARKAN BUKU INI! Seluruh ketentuan di atas TIDAK berlaku untuk bagian dan/atau kutipan yang bukan dikarang oleh Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR). Versi digital terakhir dari buku ini dapat diambil dari http:// bebas.vlsm.org/ v06/ Kuliah/ SistemOperasi/ BUKU/.

Catatan Revisi Revisi 4.59 29-Agustus-2008 Fop 0.9X, perbaiki ukuran gambar. Revisi 4.57 04-Agustus-2008 Merapihkan ulang; memperbaiki sana-sini; gabung kembali. Revisi 4.52 04-Februari-2008 Mengedit ulang+membenah jilid 1 dan 2. Menambah Soal Ujian. Revisi 4.27 31-Agustus-2007 Merapihkan dan memecah menjadi dua jilid. Revisi 4.22 07-Agustus-2007 Daftar dalam Pengantar, Mengisi Kerangka, Soal Ap. B., Urut ulang. Revisi 4.16 03-Februari-2007 Kerangka Baru. Revisi 4.8 28-Desember-2006 Reset, start mengerjakan kerangka bab. Revisi 4.7 18-November-2006 Pemulaian persiapan revisi 5.0 (kapan?). Revisi 4.00 28-Agustus-2006 Menganggap selesai revisi 4.0. Revisi 3.64 14-Agustus-2006 Mei-Agustus 2006: Pemolesan Revisi 3.42 04-Mei-2006 April-Mei 2006: Mengosongkan Appendix C: (UPDATE). Revisi 3.37 06-April-2006 Start Feb2006: Gusur Appendix B: Soal Latihan. Revisi 3.27 22-Februari-2006 Full XML (was SGML), start update kelompok hingga bab 47. Revisi 3.00 26-Agustus-2005 Selesai tidak selesai, ini revisi 3.00! Revisi 2.34 26-Agustus-2005 Memperbaiki sana-sini. Revisi 2.24 5-Agustus-2005 Mempersiapkan seadanya versi 3.0 Revisi 2.17 27-Juli-2005 Mengubah dari SGML DocBook ke XML DocBook. Revisi 2.10 03-Mar-2005 Membereskan dan memilah 52 bab. Revisi 2.4 02-Dec-2004 Update 2.0+. Ubah sub-bab menjadi bab. Revisi 2.0 09-09-2004 Menganggap selesai revisi 2.0.

RMS46 RMS46 RMS46 RMS46 RMS46 RMS46 RMS46 RMS46 RMS46 RMS46 RMS46 RMS46 RMS46 RMS46 RMS46 RMS46 RMS46 RMS46 RMS46 RMS46

Revisi 1.10 09-09-2004 RMS46 Pesiapan ke revisi 2.0 Revisi 1.9.2.10 24-08-2004 RMS46 Ambil alih kelompok 51, perbaikan isi buku. Revisi 1.9.1.2 15-03-2004 RMS46 Revisi lanjutan: perbaikan sana-sini, ejaan, indeks, dst. Revisi 1.9.1.0 11-03-2004 RMS46 Revisi ini diedit ulang serta perbaikan sana-sini. Revisi 1.9 24-12-2003 Kelompok 49 Versi rilis final buku OS. Revisi 1.8 08-12-2003 Kelompok 49 Versi rilis beta buku OS. Revisi 1.7 17-11-2003 Kelompok 49 Versi rilis alfa buku OS. Revisi 1.5 17-11-2003 Kelompok 49 Penggabungan pertama (kel 41-49), tanpa indeks dan rujukan utama. ada. Revisi 1.4 08-11-2003 Kelompok 49 Pengubahan template versi 1.3 dengan template yang baru yang akan digunakan dalam versi 1.4-2.0 Revisi 1.3.0.5 12-11-2003 RMS46 Dipilah sesuai dengan sub-pokok bahasan yang ada. Revisi 1.3 30-09-2003 RMS46 Melanjutkan perbaikan tata letak dan pengindeksan. Revisi 1.2 17-09-2003 RMS46 Melakukan perbaikan struktur SGML, tanpa banyak mengubah isi buku. Revisi 1.1 01-09-2003 RMS46 Kompilasi ulang, serta melakukan sedikit perapihan. Revisi 1.0 27-05-2003 RMS46 Revisi ini diedit oleh Rahmat M. Samik-Ibrahim (RMS46). Revisi 0.21.4 05-05-2003 Kelompok 21 Perapihan berkas dan penambahan entity. Revisi 0.21.3 29-04-2003 Kelompok 21 Perubahan dengan menyempurnakan nama file. Revisi 0.21.2 24-04-2003 Kelompok 21 Merubah Kata Pengantar. Revisi 0.21.1 21-04-2003 Kelompok 21 Menambahkan Daftar Pustaka dan Index. Revisi 0.21.0 26-03-2003 Kelompok 21 Memulai membuat tugas kelompok kuliah Sistem Operasi.

Persembahan Buku "Kunyuk" ini dipersembahkan dari Masyarakat Digital Gotong Royong (MDGR), oleh MDGR, untuk siapa saja yang ingin mempelajari Sistem Operasi dari sebuah komputer. Buku ini bukan merupakan karya individual, melainkan merupakan hasil keringat dari ratusan jemaah MDGR! MDGR ini merupakan Gabungan Kelompok Kerja 21–28 Semester Genap 2002/2003, 41–49 Semester Ganjil 2003/2004, 51 Semester Genap 2003/2004, 53–58 Semester Ganjil 2004/2005, 81–89 Semester Genap 2004/2005, 111–120 Semester Ganjil 2005/2006, 150 Semester Genap 2005/2006, 152–157 dan 181–186 Semester Ganjil 2006/2007, 192–198 Semester Genap 2006/2007, 217 Semester Ganjil 2007/2008, Mata Ajar IKI-20230/80230 Sistem Operasi, Fakultas Ilmu Komputer Universitas Indonesia (http://rms46.vlsm.org/2/150.html -- http://www.cs.ui.ac.id/) yang namanya tercantum berikut ini: Kelompok 21 (2003). 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 (2003). Kelompok ini merancang bagian (bab 1 versi 1.0) 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 (2003). Kelompok ini merancang bagian (bab 2 versi 1.0) yang menjelaskan managemen proses, thread, dan penjadwalan. 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 (2003). Kelompok ini merancang bagian (bab 3 versi 1.0) 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 (2003). Kelompok ini merancang bagian (bab 4 versi 1.0) 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 (2003). Kelompok ini merancang bagian (bab 5 versi 1.0) 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 (2003). Kelompok ini merancang bagian (bab 6 versi 1.0) yang menjelaskan segala hal yang berhubungan dengan managemen M/K 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 (2003). Kelompok ini merancang bagian (bab 7 versi 1.0) 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 (2003). Kelompok ini menulis ulang bagian (bab 1 versi 2.0) yang merupakan pecahan bab 1 versi sebelumnya. Anggota dari kelompok ini ialah: Aristo (Ketua), Ahmad Furqan S K., Obeth M S.

i

Kelompok 42 (2003). Kelompok ini menulis ulang bagian (bab 2 versi 2.0) yang merupakan bagian akhir dari bab 1 versi sebelumnya. Anggota dari kelompok ini ialah: Puspita Kencana Sari (Ketua), Retno Amelia, Susi Rahmawati, Sutia Handayani. Kelompok 43 (2003). Kelompok ini menulis ulang/memperbaiki bagian (bab 3 versi 2.0, ex bab 2 versi 1.0) yang membahas managemen proses, thread, dan penjadwalan. 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 (2003). Kelompok ini menulis ulang/memperbaiki bagian (bab 4 versi 2.0, ex bab 3 versi 1.0) 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 (2003). Kelompok ini menulis ulang/memperbaiki bagian (bab 5 versi 2.0, ex bab 4 versi 1.0) 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 (2003). Kelompok ini menulis ulang/memperbaiki bagian (bab 6 versi 2.0, ex bab 5 versi 1.0) 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 (2003). Kelompok ini menulis ulang/memperbaiki bagian (bab 7 versi 2.0, ex bab 6 versi 1.0) yang membahas segala hal yang berhubungan dengan managemen M/K 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 (2003). Kelompok ini menulis ulang/memperbaiki bagian (bab 8 versi 2.0, ex bab 7 versi 1.0) 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 (2003). 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 (2004). Kelompok ini bertugas untuk memperbaiki bab 4 (versi 2.0) 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. Kelompok 53 (2004). Kelompok ini bertugas untuk me-review bagian 3 versi 3.0 yang berupakan gabungan bab 3 dan bab 8 versi 2.0, yang dipecah ke beberapa bab baru. Bagian 3 ini berisi pokok bahasan Proses/Penjadwalan serta Konsep Perangkat Lunak Bebas. Anggota dari kelompok ini ialah: Endang Retno Nugroho, Indah Agustin, Annisa, Hanson, Jimmy, Ade A. Arifin, Shinta T Effendy, Fredy RTS, Respati, Hafidz Budi, Markus, Prayana Galih PP, Albert Kurniawan, Moch Ridwan J, Sukma Mahendra, Nasikhin, Sapii, Muhammad Rizalul Hak, Salman Azis Alsyafdi, Ade Melani, Amir Muhammad, Lusiana Darmawan, Anthony Steven, Anwar Chandra. Kelompok 54 (2004). Kelompok ini bertugas untuk me-review bagian 4 versi 3.0 yang berupakan gabungan bab 4 dan bab 8 versi 2.0, yang dipecah ke beberapa bab baru. Bagian 4 ini berisi pokok bahasan Sinkronisasi dan Deadlock. Anggota dari kelompok ini ialah: I Christine Angelina, Farania Gama AR, Angga Bariesta H, M.Bayu TS, Muhammad Irfan, Nasrullah, Reza Lesmana, Suryamita H, Fitria Rahma Sari, Api Perdana, Maharmon Arnaldo, Sergio, Tedi Kurniadi, Ferry Sulistiyanto, Ibnu Mubarok, Muhammad Azani HS, Priadhana EK. Kelompok 55 (2004). Kelompok ini bertugas untuk me-review bagian 5 versi 3.0 yang berupakan gabungan bab 5 dan bab 8 versi 2.0, yang dipecah ke beberapa bab baru. Bagian 5 ini berisi pokok bahasan Managemen Memori. Anggota dari kelompok ini ialah: Nilam Fitriah, Nurmaya, Nova Eka Diana, Okky HTF, Tirza Varananda, Yoanna W, Aria WN, Yudi Ariawan, Hendrik Gandawijaya,

ii

Johanes, Dania Tigarani S, Desiana NM, Annas Firdausi, Hario Adit W, Kartika Anindya P. Fajar Muharandy, Yudhi M Hamzah K, Binsar Tampahan HS, Risvan Ardiansyah, Budi Irawan, Deny Martan, Prastudy Mungkas F, Abdurrasyid Mujahid, Adri Octavianus, Rahmatri Mardiko. Kelompok 56 (2004). Kelompok ini bertugas untuk me-review bagian 6 versi 3.0 yang berupakan gabungan bab 6 dan bab 8 versi 2.0, yang dipecah ke beberapa bab baru. Bagian 6 ini berisi pokok bahasan Sistem Berkas. Anggota dari kelompok ini ialah: Hipasdo Abrianto, Muhammad Fahrian, Dini Addiati, Titin Farida, Edwin Richardo, Yanuar Widjaja, Biduri Kumala, Deborah YN, Hidayat Febiansyah, M Nizar Kharis, Catur Adi N, M. Faizal Reza, Kelompok 57 (2004). Kelompok ini bertugas untuk me-review bagian 7 versi 3.0 yang berupakan gabungan bab 7 dan bab 8 versi 2.0, yang dipecah ke beberapa bab baru. Bagian 7 ini berisi pokok bahasan M/K. Anggota dari kelompok ini ialah: Dominikus R, Randu Aditara, Dirgantoro Muhammad, Fuady Rosma Hidayat, M Mahdi, Septian Adiwibowo, Muhammad Hasrul M, Riyadi Akbar, A Taufiqurrakhman, Johanes Andria, Irfan Hilmy, Aziiz Surahman. Kelompok 58 (2004). Kelompok ini bertugas untuk me-review yang sebelumnya menjadi bagian dari bab 8 versi 2.0, yang digabungkan ke bagian-bagian lain buku ini. Bagian ini berisi pokok bahasan GNU/Linux dan Perangkat Lunak Bebas. Anggota dari kelompok ini ialah: M Eka Suryana, Rachmad Laksana, Anjar Widianto, Annas, Arie Murdianto, Ranni K, Septina Dian L, Hera Irawati, Renza Azhary. Kelompok 81 (2005). Kelompok ini bertugas untuk menulis Bab 27 (Masalah Dining Philosophers) serta Bab 7.6, 16.6, 20.2 versi 3.0. Kelompok ini hanya beranggotakan: Andreas Febrian dan Priadhana E. K. Kelompok 82 (2005). Kelompok ini bertugas untuk menulis Bab 2 (Konsep Perangkat Lunak Bebas) serta Bab 3.5, 10.6, 16.10, 47.6 versi 3.0. Kelompok ini hanya beranggotakan: Agus Anang. Kelompok 83 (2005). Kelompok ini bertugas untuk menulis Bab 50 (Sistem Terdistribusi) serta Bab 4.2, 14.5, 20.4 versi 3.0. Kelompok ini hanya beranggotakan: Salman Azis Alsyafdi dan Muhamad Rizalul Hak. Kelompok 84 (2005). Kelompok ini bertugas untuk menulis Bab 49 (Sistem Waktu Nyata dan Multimedia) serta Bab 4.1, 12.3, 17.9, 45.10 versi 3.0. Kelompok ini hanya beranggotakan: Indah Wulansari, Sari W.S, dan Samiaji. Kelompok 85 (2005). Kelompok ini bertugas untuk menulis Bab 25 (Masalah Bounded Buffer) serta Bab 10.2, 16.7, 22.2, 47.5 versi 3.0. Kelompok ini hanya beranggotakan: Fahrurrozi Rahman dan Randy S.P. Kelompok 86 (2005). Kelompok ini bertugas untuk menulis Bab 51 (Keamanan Sistem) serta Bab 10.3, 15.7, 21.11, 46.7 versi 3.0. Kelompok ini hanya beranggotakan: Pamela Indrajati dan Devi Triska Kustiana. Kelompok 87 (2005). Kelompok ini bertugas untuk menulis Bab 52 (Perancangan dan Pemeliharaan) serta Bab 6.4, 16.8, 29.2 versi 3.0. Kelompok ini hanya beranggotakan: Sri Agustien M. dan Ahlijati N. Kelompok 88 (2005). Kelompok ini bertugas untuk menulis Bab 26 (Masalah Readers/Writers) serta Bab 4.3, 12.4, 20.3 versi 3.0. Kelompok ini hanya beranggotakan: Muhammad Azani H.S. dan M. Faisal Reza. Kelompok 89 (2005). Kelompok ini bertugas untuk menulis Bab 8 (Mesin Virtual Java) serta Bab 9.10, 16.9, 17.8, 44.11 versi 3.0. Kelompok ini hanya beranggotakan: Novrizki Primananda dan Zulkifli. Kelompok 111 (2005). Sub-kelompok 111-10 bertugas menulis ulang Bab 10 (Konsep Proses) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Richard Lokasamita, Rado Yanu, Phyllisia Angelia. Sub-kelompok 111-11 bertugas menulis ulang Bab 11 (Konsep Thread) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Ario Santoso, Wahyu Mirza, Daniel Cahyadi. Sub-kelompok 111-12 bertugas menulis ulang Bab 12 (Thread Java) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Moh. Ibrahim, Hafiz Arraja,

iii

Sutanto Sugii Joji. Sub-kelompok 111-13 bertugas menulis ulang Bab 13 (Konsep Penjadwalan) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Kresna D.S., Rama Rizki, Wisnu LW. Kelompok 112 (2005). Sub-kelompok 112-14 bertugas menulis ulang Bab 14 (Penjadwal CPU) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Ananda Budi P, Maulana Iman T, Suharjono. Subkelompok 112-15 bertugas menulis ulang Bab 15 (Algoritma Penjadwalan I) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Daniel Albert Ya, Desmond D. Putra, Rizky A. Sub-kelompok 112-16 bertugas menulis ulang Bab 16 (Algoritma Penjadwalan II) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Anthony Steven, Eliza Margaretha, Fandi. Sub-kelompok 112-17 bertugas menulis ulang Bab 17 (Managemen Proses Linux) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Abdul Arfan, Akhmad Syaikhul Hadi, Hadaiq Rolis S. Kelompok 113 (2005). Sub-kelompok 113-18 bertugas menulis ulang Bab 18 (Konsep Interaksi) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Adrianus W K, Aziz Yudi Prasetyo, Gregorio Cybill. Sub-kelompok 113-19 bertugas menulis ulang Bab 19 (Sinkronisasi) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Candra Adhi, Triastuti C. Sub-kelompok 113-20 bertugas menulis ulang Bab 20 (Pemecahan Masalah Critical Section) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Adolf Pandapotan, Ikhsan Putra Kurniawan, Muhammad Edwin Dwi P. Sub-kelompok 113-21 bertugas menulis ulang Bab 21 (Perangkat Sinkronisasi I) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Dwi Putro HP, Jeremia Hutabarat, Rangga M Jati. Sub-kelompok 113-22 bertugas menulis ulang Bab 22 (Perangkat Sinkronisasi II) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Femphy Pisceldo, Hendra Dwi Hadmanto, Zoni Yuki Haryanda. Kelompok 114 (2005). Sub-kelompok 114-23 bertugas menulis ulang Bab 23 (Deadlock) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Aurora Marsye, Mellawaty, Vidyanita Kumalasari. Sub-kelompok 114-24 bertugas menulis ulang Bab 24 (Diagram Graf) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Arief Ristanto, Edwin Kurniawan. Sub-kelompok 114-25 bertugas menulis ulang Bab 25 (Bounded Buffer) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Nurilla R I, Vidya Dwi A. Sub-kelompok 114-26 bertugas menulis ulang Bab 26 (Readers/Writers) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Astria Kurniawan S, Franova Herdiyanto, Ilham Aji Pratomo. Sub-kelompok 114-27 bertugas menulis ulang Bab 27 (Sinkronisasi Dua Arah) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Aprilia, Thoha, Amalia Zahra. Kelompok 115 (2005). Sub-kelompok 115-28 bertugas menulis ulang Bab 28 (Managemen Memori) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Agung Widiyarto, Fahrurrozi, Reynaldo Putra. Sub-kelompok 115-29 bertugas menulis ulang Bab 29 (Alokasi Memori) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Rakhmat Adhi Pratama, Akhda Afif Rasyidi, Muhamad Ilyas. Sub-kelompok 115-30 bertugas menulis ulang Bab 30 (Pemberian Halaman) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Ardi Darmawan, Iwan Prihartono, Michael B.M. Sub-kelompok 115-31 bertugas menulis ulang Bab 31 (Segmentasi) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Andi Nur Mafsah M, Danang Jaya. Kelompok 116 (2005). Sub-kelompok 116-32 bertugas menulis ulang Bab 32 (Memori Virtual) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Franky, Sadar B S, Yemima Aprilia Sub-kelompok 116-33 bertugas menulis ulang Bab 33 (Permintaan Halaman Pembuatan Proses) versi 4.0. Subkelompok ini beranggotakan: Arief Fatchul Huda, Cahyana. Sub-kelompok 116-34 bertugas menulis ulang Bab 34 (Algoritma Pergantian Halaman) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Hera Irawati, Renza Azhary, Jaka Ramdani. Sub-kelompok 116-35 bertugas menulis ulang Bab 35 (Strategi Alokasi Frame) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Arief Nurrachman, Riska Aprian. Subkelompok 116-36 bertugas menulis ulang Bab 36 (Memori Linux) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Jani R.R. Siregar, Martin LT, Muhamad Mulki A. Kelompok 117 (2005). Sub-kelompok 117-37 bertugas menulis ulang Bab 37 (Sistem Berkas) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Alida W, Ratih Amalia. Sub-kelompok 117-38 bertugas menulis ulang Bab 38 (Struktur Direktori) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Muhamad Rizalul Hak, Mega Puspita. Sub-kelompok 117-39 bertugas menulis ulang Bab 39 (Sistem Berkas Jaringan) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Rahmad Mahendra, Rendra Rahmatullah, Rivki Hendriyan. Kelompok 118 (2005). Sub-kelompok 118-40 bertugas menulis ulang Bab 40 (Implementasi Sistem Berkas) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Gita Lystia, Rahmawati. Sub-kelompok

iv

118-41 bertugas menulis ulang Bab 41 (Filesystem Hierarchy Standard) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Susy Violina, M Rabindra S, Siti Fatihatul Aliyah. Sub-kelompok 118-42 bertugas menulis ulang Bab 42 (Konsep Alokasi Blok Sistem Berkas) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Haris Sahlan. Kelompok 119 (2005). Sub-kelompok 119-43 bertugas menulis ulang Bab 43 (Perangkat Keras Masukan/Keluaran) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Intan Sari H H Z, Verra Mukty. Subkelompok 119-44 bertugas menulis ulang Bab 44 (Subsistem M/K Kernel) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Randy S P, Tunggul Fardiaz. Sub-kelompok 119-45 bertugas menulis ulang Bab 45 (Managemen Disk I) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Isnina Eva Hidayati, Sari Dwi Handiny, Rissa Dwi Oktavianty. Sub-kelompok 119-46 bertugas menulis ulang Bab 46 (Managemen Disk II) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Ditya Nugraha, Dani Supriyadi, Wahyu Sulistio. Kelompok 120 (2005). Sub-kelompok 120-47 bertugas menulis ulang Bab 47 (Perangkat Penyimpanan Tersier) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: Bahtiar, Suharto Anggono. Subkelompok 120-48 bertugas menulis ulang Bab 48 (Masukan/Keluaran Linux) versi 4.0. Sub-kelompok ini beranggotakan: M. Danang Pramudya. Kelompok 150 (2006). Kelompok ini berdiskusi merampungkan versi 4.0. Kelompok ini beranggotakan: Haris Sahlan, Hera Irawati, M. Reza Benaji, Rimphy Darmanegara, V.A. Pragantha. Kelompok 152-157 (2006). Kelompok-kelompok tersebut mulai mengerjakan perbaikan versi 5.0. Nama-nama mereka ialah: Muhammad Ibnu Naslin (Bab 5, 11, 48), Iis Ansari (Bab 5, 11, 48), Agung Firmansyah (Bab 6, 29, 36), Arawinda D (Bab 19, 22, 30), Arudea Mahartianto (Bab 17, 20, 32), Chandra Prasetyo U (Bab 31, 36, 42), Charles Christian (Bab 16, 27, 38), Dyta Anggraeni (Bab 18, 33, 35), Hansel Tanuwijaya (Bab 8, 28, 39), Haryadi Herdian (Bab 12, 39, 46), Laverdy Pramula (Bab 14, 41, 46), Motti Getarinta (Bab 19, 25, 44), Muhammad Haris (Bab 24, 29, 42), Nulad Wisnu Pambudi (Bab 21, 37, 43), Ricky Suryadharma (Bab 13, 16, 40), Rizki Mardian (Bab 28, 41, 43), Siti Fuaida Fithri (Bab 23, 33, 34), Sugianto Angkasa (Bab 9, 15, 27), Teddy (Bab 15, 26, 37), Andrew Fiade (Bab 7, 45, 47), Della Maulidiya (Bab 7, 45, 47), Elly Matul Imah (Bab 7, 45, 47), Ida Bgs Md Mahendra (Bab 7, 45, 47), Ni Kt D Ari Jayanti (Bab 7, 45, 47), Wikan Pribadi (Bab 7, 45, 47). Kelompok 181 (2006). Kelompok ini mengerjakan latihan soal dari Apendiks B: Angelina Novianti, Grahita Prajna Anggana, Haryoguno Ananggadipa, Muhammad Aryo N.P., Steven Wongso. Kelompok 182 (2006). Kelompok ini mengerjakan latihan soal serta menuliskan jawaban dari Apendiks B: Adeline Halim Kesuma, Bonifatio Hartono, Maulahikmah Galinium, Selvia Ettine, Tania Puspita. Kelompok 183 (2006). Kelompok ini mengerjakan latihan soal serta menuliskan jawaban dari Apendiks B: Bunga, Burhan, Danny Laidi, Arinal Gunawan, Prio Romano. Kelompok 184 (2006). Kelompok ini mengerjakan latihan soal serta menuliskan jawaban dari Apendiks B: Arra'di Nur Rizal, Erlangga Muhammad Akbar, Pradana Atmadiputra, Stella Maria, Yanuar Rizky. Kelompok 185 (2006). Kelompok ini mengerjakan latihan soal serta menuliskan jawaban dari Apendiks B: Christopher S, Edwin Ardhian, Gabriel F, Marcories, Nancy M H. Kelompok 186 (2006). Kelompok ini mengerjakan latihan soal serta menuliskan jawaban dari Apendiks B: Kristina R. Setiawan, Maynard L. Benyamin, Melvin Rubianto, Varian S. Cahyadi, Victor L. Budiarta. Bagian II: Konsep Dasar Sistem Operasi versi 5.0 (Kelompok 192, 2007). Bab 05 (Komponen Sistem Operasi) ditulis ulang oleh: Muhammad Ilman Akbar, Sagi Arsyad. Bab 06 (System Calls & Programs) ditulis ulang oleh: Adhitya Novian Raidy, Ananta Dian P. Bab 07 (Struktur Sistem Operasi) ditulis ulang oleh: Andre Tampubolon. Bab 08 (Mesin Virtual) ditulis ulang oleh: Achmad Rohman, Rizal Fahlevi, Aulia Fitri. Bab 09 (GNU/Linux) ditulis ulang oleh: Bayu Distiawan T, Octo Alexandro. Bagian III: Proses dan Penjadwalan versi 5.0 (Kelompok 193, 2007). Bab 10 (Konsep Proses) ditulis ulang oleh: Bobby Alexander W, Refly H Hadiwijaya. Bab 11 (Konsep Thread) ditulis ulang

v

oleh: Yohanes Immanuel, Suviyanto. Bab 12 (Thread Java) ditulis ulang oleh: Annisa Ihsani. Bab 13 (Konsep Penjadwalan) ditulis ulang oleh: Moehamad Ichsan, Mulyandra Pratama, Erwanto D. Bab 14 (Algoritma Penjadwal) ditulis ulang oleh: Diandra Aditya K, Fitriany Nadjib. Bab 15 (Penjadwalan Prosesor Jamak) ditulis ulang oleh: Akhmad Mubarok, A Sobari. Bab 16 (Evaluasi Algoritma) ditulis ulang oleh: Heninggar S, Lia Sadita. Bagian IV: Proses dan Sinkronisasi versi 5.0 (Kelompok 194, 2007). Bab 17 (Konsep Interaksi) ditulis ulang oleh: Hanif Rasyidi, Muhamad Wahyudin. Bab 18 (Sinkronisasi) ditulis ulang oleh: Purniawan, Yenni N. Bab 19 (Masalah Critical Section) ditulis ulang oleh: Niko Adi Nugroho. Bab 20 (Perangkat Sinkronisasi) ditulis ulang oleh: Danu Widatama, Abdul Muttaqien. Bab 21 (Transaksi Atomik) ditulis ulang oleh: Clara Vania, Bernadia Puspasari. Bab 22 (Sinkronisasi Linux) ditulis ulang oleh: Suryanto Ang. Bab 23 (Deadlock) ditulis ulang oleh: M. Sidik. Bab 24 (Diagram Graf) ditulis ulang oleh: Puspa Setia P. Bab 25 (Bounded Buffer) ditulis ulang oleh: Laksmita Rahadianti. Bab 26 (Readers/Writers) ditulis ulang oleh: Muchamad Irvan G. Bab 27 (Sinkronisasi Dua Arah) ditulis ulang oleh: Evi Dwi Jayanti, Istiana S. Bagian V: Memori versi 5.0 (Kelompok 195, 2007). Bab 28 (Manajemen Memori) ditulis ulang oleh: Mursal Rais – Pita Larasati F N. Bab 29 (Alokasi Memori) ditulis ulang oleh: Novi Indriyani. Bab 30 (Pemberian Halaman) ditulis ulang oleh: Meirna Asti R, Leonny Pramitasari. Bab 31 (Arsitektur Intel Pentium) ditulis ulang oleh: Meldi Harrosyid. Bab 32 (Memori Virtual) ditulis ulang oleh: Rina Violyta, Metti Zakaria W. Bab 33 (Algoritma Ganti Halaman) ditulis ulang oleh: Renggo Pribadi, Kemal Nasir. Bab 34 (Strategi Alokasi Bingkai) ditulis ulang oleh: Vinky Halim, Armando Yonathan. Bab 35 (Seputar Alokasi Bingkai) ditulis ulang oleh: Nur Asyiah. Bab 36 (Memori Linux) ditulis ulang oleh: M Yudha A, Rizkiansyah Za, Anugrah Ramadhani. Bagian VI: Masukan/Keluaran versi 5.0 (Kelompok 196, 2007). Bab 37 (Sistem M/K) ditulis ulang oleh: Tiara Mulia Putri, Imairi Eitiveni. Bab 38 (Subsistem M/K Kernel) ditulis ulang oleh: Anna Yatia Putri. Bab 39 (M/K Linux) ditulis ulang oleh: Reizki Permana. Bagian VII: Penyimpanan Masal versi 5.0 (Kelompok 197, 2007). Bab 40 (Sistem Berkas) ditulis ulang oleh: Bambang Adhi, Darwin Cuputra. Bab 41 (Struktur Direktori) ditulis ulang oleh: Dian Seprina, Yans Sukma Pratama. Bab 42 (FHS) ditulis ulang oleh: Mustafa Kamal, Risnal Diansyah. Bab 43 (Implementasi Sistem Berkas) ditulis ulang oleh: Asa Ramdhani, Anita Rahmawati, Theresia Liberatha S. Bab 44 (Metoda Alokasi Blok) ditulis ulang oleh: Elisabeth Martha K, Mira Melissa. Bab 45 (Aneka Aspek Sistem Berkas) ditulis ulang oleh: Ginanjar Ck,Fandy Permana. Bab 46 (Media Disk) ditulis ulang oleh: Bambang Adhi. Bab 47 (Sistem Penyimpanan Masal) ditulis ulang oleh: Jusni S Jadera, Jan Sarbunan. Bab 48 (Sistem Berkas Linux) ditulis ulang oleh: Kukuh Setiadi, Rizal Mulyadi. Bagian VIII: Topik Lanjutan versi 5.0 (Kelompok 198, 2007). Bab 49 (Keamanan Sistem) ditulis ulang oleh: Purwanto, Andi Muhammad Rijal. Bab 50 (Sistem Terdistribusi) ditulis ulang oleh: Suci Lestarini N. Bab 51 (Waktu Nyata dan Multimedia) ditulis ulang oleh: Prajna Wira Basnur. Bab 52 (Perancangan dan Pemeliharaan) ditulis ulang oleh: Sri Krisna Karunia, Hari Prasetyo. Kelompok 217 (Semester Ganjil 2007/2008). Perbaikan lanjut dilakukan oleh: Hisma Mulya S (Bab 7/Buku I), Tieta Antaresti (Bab 8/Buku I), Hilda Deborah (Bab 10/Buku I), Lucia Roly P (Bab 11/Buku I), Phina Lidyawati (Bab 12/Buku I), Ivonne Margi I (Bab 13/Buku I), Irvan Ferdiansyah (Bab 14/Buku I), Ronny (Bab 15/Buku I), Dimas Rahmanto (Bab 16/Buku I), Pomona Angela K M (Bab 17/Buku I), Rosalina (Bab 18/Buku I), Indah Chandra (Bab 19/Buku I), Anita Kosasih (Bab 20/ Buku I), Yuli Biena (Bab 21/Buku I), Deni Lukmanul Hakim (Bab 22/Buku I), Abe Mitsu Teru (Bab 23/Buku I), Angga Kho Meidy (Bab 24/Buku I), Antonius Hendra (Bab 25/Buku I), Randy Oktavianus H (Bab 26/Buku I), Ramadhan K Sagala (Bab 27/Buku I), Lucky Haryadi (Bab 1/Buku II), Ivo Bahar Nugroho (Bab 2/Buku II), Ragil Ari Yuswito (Bab 3/Buku II), Anita Rahmawati (Bab 4/Buku II), Moehammad Radif M E (Bab 5/Buku II), Arip Mulyanto (Bab 6/Buku II), Pomona Angela K M (Bab 7/Buku II), Lucky Haryadi (Bab 8/Buku II), Phina Lidyawati (Bab 9/Buku II), Hilda Deborah (Bab 10/Buku II), Andrew Fiade (Bab 11/Buku II), Rosalina (Bab 13/Buku II), Irvan Ferdiansyah (Bab 14/ Buku II), Indah Chandra (Bab 15/Buku II), Randy Oktavianus H (Bab 16/Buku II), Tieta Antaresti (Bab 17/Buku II), Ramadhan K Sagala (Bab 18/Buku II), Andrew Fiade (Bab 19/Buku II), Ivo Bahar Nugroho (Bab 21/Buku II).

vi

Daftar Isi Kata Pengantar .......................................................................................................... xxi 1. Calon Revisi 5.0 (Kapan?) ............................................................................... xxi V. Memori ................................................................................................................... 1 1. Konsep Dasar Memori ....................................................................................... 3 1.1. Pendahuluan ........................................................................................... 3 1.2. Proteksi Perangkat Keras .......................................................................... 4 1.3. Address Binding ..................................................................................... 6 1.4. Ruang Alamat Logika dan Fisik ................................................................ 6 1.5. Pemuatan Dinamis .................................................................................. 7 1.6. Linking Dinamis ..................................................................................... 7 1.7. Pustaka Bersama ..................................................................................... 7 1.8. Rangkuman ............................................................................................ 7 2. Alokasi Memori ................................................................................................ 9 2.1. Pendahuluan ........................................................................................... 9 2.2. Swap .................................................................................................... 9 2.3. Pemetaan Memori ................................................................................. 10 2.4. Partisi Memori ...................................................................................... 11 2.5. Fragmentasi .......................................................................................... 13 2.6. Berbagi Memori .................................................................................... 14 2.7. Rangkuman .......................................................................................... 15 3. Pemberian Halaman ......................................................................................... 17 3.1. Pendahuluan ......................................................................................... 17 3.2. Metode Dasar ....................................................................................... 17 3.3. Dukungan Perangkat Keras ..................................................................... 18 3.4. Proteksi ............................................................................................... 19 3.5. Tabel Halaman Bertingkat ...................................................................... 20 3.6. Tabel Halaman Dengan Hash .................................................................. 22 3.7. Rangkuman .......................................................................................... 22 4. Arsitektur Intel Pentium .................................................................................... 25 4.1. Pendahuluan ......................................................................................... 25 4.2. Segmentasi ........................................................................................... 25 4.3. Segmentasi Pentium ............................................................................... 26 4.4. Penghalaman ........................................................................................ 27 4.5. Penghalaman Linux ............................................................................... 27 4.6. Rangkuman .......................................................................................... 29 5. Memori Virtual ............................................................................................... 31 5.1. Pendahuluan ......................................................................................... 31 5.2. Demand Paging .................................................................................... 32 5.3. Penanganan Page Fault .......................................................................... 33 5.4. Kinerja ................................................................................................ 34 5.5. Copy-on-Write ...................................................................................... 35 5.6. Dasar Penggantian Halaman .................................................................... 36 5.7. Rangkuman .......................................................................................... 38 6. Algoritma Ganti Halaman ................................................................................. 41 6.1. Pendahuluan ......................................................................................... 41 6.2. Reference String .................................................................................... 42 6.3. Algoritma FIFO (First In First Out) ........................................................ 42 6.4. Algoritma Optimal ................................................................................ 44 6.5. Algoritma LRU (Least Recently Used) ...................................................... 45 6.6. Implementasi LRU ................................................................................ 46 6.7. Algoritma Lainnya ................................................................................ 47 6.8. Rangkuman .......................................................................................... 49 7. Strategi Alokasi Bingkai ................................................................................... 51 7.1. Pendahuluan ......................................................................................... 51 7.2. Jumlah Bingkai ..................................................................................... 51

vii

Pengantar Sistem Operasi Komputer

7.3. Strategi Alokasi Bingkai ......................................................................... 51 7.4. Alokasi Global dan Lokal ....................................................................... 52 7.5. Thrashing ............................................................................................ 52 7.6. Working Set Model ................................................................................ 53 7.7. Page Fault ........................................................................................... 54 7.8. Memory Mapped Files .......................................................................... 55 7.9. Rangkuman .......................................................................................... 56 8. Seputar Alokasi Bingkai ................................................................................... 59 8.1. Pendahuluan ......................................................................................... 59 8.2. Sistem Buddy ....................................................................................... 59 8.3. Alokasi Slab ......................................................................................... 61 8.4. Prepaging ............................................................................................ 62 8.5. Ukuran Halaman ................................................................................... 63 8.6. TLB Reach .......................................................................................... 63 8.7. Struktur Program ................................................................................... 64 8.8. Penguncian M/K ................................................................................... 66 8.9. Windows XP ......................................................................................... 67 8.10. Rangkuman ........................................................................................ 68 9. Memori Linux ................................................................................................. 69 9.1. Pendahuluan ......................................................................................... 69 9.2. Memori Fisik ........................................................................................ 69 9.3. Slab .................................................................................................... 70 9.4. Memori Virtual ..................................................................................... 71 9.5. Umur Memori Virtual ............................................................................ 72 9.6. Swap ................................................................................................... 72 9.7. Pemetaan Memori Program ..................................................................... 74 9.8. Link Statis dan Dinamis ......................................................................... 75 9.9. Rangkuman .......................................................................................... 75 VI. Masukan/Keluaran ................................................................................................. 77 10. Sistem M/K ................................................................................................. 79 10.1. Pendahuluan ....................................................................................... 79 10.2. Perangkat Keras M/K ........................................................................... 79 10.3. Polling ............................................................................................... 82 10.4. Interupsi ............................................................................................. 82 10.5. DMA ................................................................................................. 85 10.6. Aplikasi Antarmuka M/K ...................................................................... 86 10.7. Clock dan Timer .................................................................................. 87 10.8. Blocking/Nonblocking ........................................................................... 87 10.9. Rangkuman ........................................................................................ 87 11. Subsistem M/K Kernel .................................................................................... 89 11.1. Pendahuluan ....................................................................................... 89 11.2. Penjadwalan M/K ................................................................................ 89 11.3. Cache, Buffer, Spool ............................................................................ 89 11.4. Proteksi M/K ...................................................................................... 92 11.5. Struktur Data ...................................................................................... 93 11.6. Operasi Perangkat Keras ....................................................................... 94 11.7. STREAMS .......................................................................................... 97 11.8. Kinerja .............................................................................................. 97 11.9. Rangkuman ....................................................................................... 100 12. M/K Linux .................................................................................................. 103 12.1. Pendahuluan ...................................................................................... 103 12.2. Perangkat Blok .................................................................................. 103 12.3. Perangkat Karakter ............................................................................. 103 12.4. Perangkat Jaringan ............................................................................. 103 12.5. Penjadwal Linux ................................................................................ 103 12.6. Elevator Linus ................................................................................... 103 12.7. Elevator Linus ................................................................................... 103 12.8. Antrian M/K ..................................................................................... 103

viii


12.9. Waktu Tengat M/K ............................................................................ 12.10. Rangkuman ..................................................................................... VII. Penyimpanan Masal ............................................................................................. 13. Sistem Berkas .............................................................................................. 13.1. Pendahuluan ...................................................................................... 13.2. Konsep Berkas .................................................................................. 13.3. Atribut Berkas ................................................................................... 13.4. Operasi Berkas .................................................................................. 13.5. Membuka Berkas ............................................................................... 13.6. Jenis Berkas ...................................................................................... 13.7. Struktur Berkas .................................................................................. 13.8. Metode Akses Berkas ......................................................................... 13.9. Proteksi Berkas .................................................................................. 13.10. Rangkuman ..................................................................................... 14. Struktur Direktori ......................................................................................... 14.1. Pendahuluan ...................................................................................... 14.2. Atribut dan Struktur Direktori .............................................................. 14.3. Operasi Direktori ............................................................................... 14.4. Direktori Bertingkat ............................................................................ 14.5. Direktori Berstruktur Pohon ................................................................. 14.6. Direktori Berstruktur Graf ................................................................... 14.7. Mounting .......................................................................................... 14.8. Berbagi Berkas .................................................................................. 14.9. Rangkuman ....................................................................................... 15. FHS ........................................................................................................... 15.1. Pendahuluan ...................................................................................... 15.2. Sistem Berkas ................................................................................... 15.3. Sistem Berkas ROOT .......................................................................... 15.4. Sistem Berkas /usr/ ........................................................................ 15.5. Sistem Berkas /var/ ........................................................................ 15.6. Spesifik GNU/Linux ........................................................................... 15.7. Rangkuman ....................................................................................... 16. Implementasi Sistem Berkas ........................................................................... 16.1. Pendahuluan ...................................................................................... 16.2. Struktur Sistem Berkas ........................................................................ 16.3. File Control Block ............................................................................. 16.4. Partisi Sistem ROOT .......................................................................... 16.5. Virtual File System ............................................................................. 16.6. Implementasi Direktori Linier .............................................................. 16.7. Implementasi Direktori Hash ................................................................ 16.8. Rangkuman ....................................................................................... 17. Metode Alokasi Blok .................................................................................... 17.1. Pendahuluan ...................................................................................... 17.2. Alokasi Berkesinambungan .................................................................. 17.3. Alokasi Link ..................................................................................... 17.4. Alokasi Berindeks .............................................................................. 17.5. Kombinasi Alokasi ............................................................................. 17.6. Manajemen Ruang Bebas .................................................................... 17.7. Backup ............................................................................................. 17.8. Rangkuman ....................................................................................... 18. Aneka Aspek Sistem Berkas ........................................................................... 18.1. Pendahuluan ...................................................................................... 18.2. Kinerja ............................................................................................. 18.3. Efisiensi ........................................................................................... 18.4. Struktur Log Sistem Berkas ................................................................. 18.5. NFS ................................................................................................. 18.6. Mount NFS ....................................................................................... 18.7. Protokol NFS ....................................................................................

103 103 105 107 107 107 107 108 108 109 110 110 110 111 113 113 113 114 114 115 117 118 119 121 123 123 123 124 128 129 132 132 135 135 135 137 139 139 141 141 141 143 143 143 144 146 148 149 151 152 155 155 155 155 157 157 158 159

ix


18.8. Rangkuman ....................................................................................... 19. Media Disk ................................................................................................. 19.1. Pendahuluan ...................................................................................... 19.2. Struktur Disk .................................................................................... 19.3. HAS ................................................................................................ 19.4. NAS dan SAN .................................................................................. 19.5. Penjadwalan FCFS ............................................................................. 19.6. Penjadwalan SSTF ............................................................................. 19.7. Penjadwalan SCAN dan C-SCAN ......................................................... 19.8. Penjadwalan LOOK dan C-LOOK ........................................................ 19.9. Pemilihan Algoritma Penjadwalan ......................................................... 19.10. Rangkuman ..................................................................................... 20. Sistem Penyimpanan Masal ............................................................................ 20.1. Pendahuluan ...................................................................................... 20.2. Format ............................................................................................. 20.3. Boot ................................................................................................ 20.4. Bad Block ......................................................................................... 20.5. Swap ............................................................................................... 20.6. RAID ............................................................................................... 20.7. Pemilihan Tingkatan RAID .................................................................. 20.8. Penyimpanan Tersier .......................................................................... 20.9. Dukungan Sistem Operasi .................................................................... 20.10. Kinerja ........................................................................................... 20.11. Rangkuman ..................................................................................... 21. Sistem Berkas Linux ..................................................................................... 21.1. Pendahuluan ...................................................................................... 21.2. VFS ................................................................................................. 21.3. EXTFS ............................................................................................. 21.4. Jurnal ............................................................................................... 21.5. Sistem Berkas /proc/ ..................................................................... 21.6. Rangkuman ....................................................................................... VIII. Topik Lanjutan .................................................................................................. 22. Keamanan Sistem ......................................................................................... 22.1. Pendahuluan ...................................................................................... 22.2. Masyarakat dan Etika ......................................................................... 22.3. Kebijaksanaan Keamanan .................................................................... 22.4. Keamanan Fisik ................................................................................. 22.5. Keamaanan Perangkat Lunak ............................................................... 22.6. Keamaanan Jaringan ........................................................................... 22.7. Kriptografi ........................................................................................ 22.8. Operasional ....................................................................................... 22.9. BCP/DRP ......................................................................................... 22.10. Proses Audit .................................................................................... 22.11. Rangkuman ..................................................................................... 23. Sistem Terdistribusi ...................................................................................... 23.1. Pendahuluan ...................................................................................... 23.2. Topologi Jaringan .............................................................................. 23.3. Sistem Berkas Terdistribusi .................................................................. 23.4. Rangkuman ....................................................................................... 24. Waktu Nyata dan Multimedia ......................................................................... 24.1. Pendahuluan ...................................................................................... 24.2. Kernel Waktu Nyata ........................................................................... 24.3. Penjadwalan Berdasarkan Prioritas ........................................................ 24.4. Kernel Preemptif ................................................................................ 24.5. Pengurangan Latensi ........................................................................... 24.6. Penjadwalan Proses ............................................................................ 24.7. Penjadwalan Disk .............................................................................. 24.8. Manajemen Berkas .............................................................................

x

159 161 161 161 163 164 165 166 167 170 173 173 175 175 175 176 177 177 179 179 182 189 190 191 193 193 194 197 200 204 206 209 211 211 211 212 212 213 213 213 213 214 214 215 217 217 220 221 222 225 225 225 226 226 226 227 229 230


24.9. Manajemen Jaringan ........................................................................... 24.10. Uni/Multicasting .............................................................................. 24.11. Streaming Protocol ........................................................................... 24.12. Kompresi ........................................................................................ 24.13. Rangkuman ..................................................................................... 25. Perancangan dan Pemeliharaan ....................................................................... 25.1. Pendahuluan ...................................................................................... 25.2. Perancangan Antarmuka ...................................................................... 25.3. Implementasi ..................................................................................... 25.4. Kinerja ............................................................................................. 25.5. Pemeliharaan Sistem ........................................................................... 25.6. Tunning ............................................................................................ 25.7. Trend ............................................................................................... 25.8. Rangkuman ....................................................................................... Daftar Rujukan Utama ................................................................................................ A. GNU Free Documentation License ........................................................................... A.1. PREAMBLE .............................................................................................. A.2. APPLICABILITY AND DEFINITIONS ......................................................... A.3. VERBATIM COPYING ............................................................................... A.4. COPYING IN QUANTITY .......................................................................... A.5. MODIFICATIONS ..................................................................................... A.6. COMBINING DOCUMENTS ....................................................................... A.7. COLLECTIONS OF DOCUMENTS .............................................................. A.8. Aggregation with Independent Works ............................................................. A.9. TRANSLATION ........................................................................................ A.10. TERMINATION ....................................................................................... A.11. FUTURE REVISIONS OF THIS LICENSE ................................................... A.12. ADDENDUM ........................................................................................... B. Kumpulan Soal Ujian Bagian Dua ............................................................................ B.1. Memori ..................................................................................................... B.2. Masukan/Keluaran ....................................................................................... B.3. Penyimpanan Sekunder ................................................................................ B.4. Topik Lanjutan ........................................................................................... Indeks ......................................................................................................................

230 230 231 231 232 235 235 237 238 239 239 239 240 240 243 249 249 249 250 250 251 252 252 253 253 253 253 254 255 255 262 263 270 271

xi

xii

Daftar Gambar 1.1. Gambar Hirarki Memori ........................................................................................... 3 1.2. Gambar Base dan Limit Register ............................................................................... 5 1.3. Gambar Proteksi Perangkat Keras dengan base dan limit register .................................. 5 1.4. Gambar Relokasi Dinamis dengan Menggunakan Relocation Register ............................... 6 2.1. Proses Swapping ..................................................................................................... 9 2.2. Base dan Limit Register ......................................................................................... 11 2.3. Proses Partisi Memori Tetap .................................................................................. 12 2.4. Bagian Memori dengan 5 Proses dan 3 Lubang ........................................................... 13 2.5. Contoh Berbagi Halaman ........................................................................................ 15 3.1. Translasi Alamat Pada Sistem Paging ....................................................................... 17 3.2. Contoh Translasi Alamat Pada Sistem Paging ............................................................ 18 3.3. BitValid (v) dan Invalid (i) pada Page Table .............................................................. 20 3.4. Translasi Alamat pada Two-Level Paging ................................................................. 21 3.5. Contoh Two-level paging ........................................................................................ 21 3.6. Hashed Page Table ............................................................................................... 22 4.1. Alamat Lojik ........................................................................................................ 25 4.2. Segmentasi ........................................................................................................... 26 4.3. Segmentasi ........................................................................................................... 27 4.4. Memori Virtual ..................................................................................................... 28 4.5. memori Virtual ..................................................................................................... 28 5.1. Memori Virtual ..................................................................................................... 31 5.2. Tabel Halaman dengan Skema Bit Valid - Tidak valid ................................................. 33 5.3. Langkah-Langkah dalam Menangani Page Fault .......................................................... 34 5.4. Sebelum modifikasi pada page C ............................................................................ 36 5.5. Setelah modifikasi pada page C ............................................................................... 36 5.6. Page Replacement ................................................................................................. 38 6.1. Ilustrasi Swapping ................................................................................................. 41 6.2. Algoritma FIFO .................................................................................................... 43 6.3. Anomali Algoritma FIFO ....................................................................................... 44 6.4. Algoritma Optimal ................................................................................................ 45 6.5. Algoritma LRU ..................................................................................................... 46 6.6. Algoritma LRU dengan Stack .................................................................................. 47 6.7. Algoritma Second Chance ..................................................................................... 48 6.8. Algoritma FIFO .................................................................................................... 48 6.9. Algoritma Random ................................................................................................ 48 7.1. Thrashing ............................................................................................................ 53 7.2. Working Set Model ............................................................................................... 54 7.3. Page-Fault ........................................................................................................... 55 8.1. Ilustrasi alokasi memori dengan sistem buddy ............................................................ 60 8.2. Contoh skema alokasi memori dengan sistem buddy .................................................... 60 8.3. Hubungan antara caches, slab, dan kernel objects ....................................................... 62 8.4. Ilustrasi Program 1 ................................................................................................ 65 8.5. Ilustrasi Program 2 ................................................................................................ 65 8.6. Why we need I/O Interlock .................................................................................... 66 8.7. Blok Struktur ....................................................................................................... 67 9.1. Contoh Alokasi Memori dengan Algoritma Buddy ...................................................... 70 9.2. Contoh Alokasi Slab .............................................................................................. 71 9.3. Algoritma Clock ................................................................................................... 73 9.4. Executable and Linking Format ............................................................................... 74 10.1. Struktur bus pada PC ........................................................................................... 80 10.2. Siklus penanganan interupsi .................................................................................. 83 10.3. DMA ................................................................................................................. 86 10.4. metode blocking dan nonblocking ........................................................................... 87 11.1. Ukuran Transfer Data berbagai Perangkat ................................................................ 90 11.2. Spooling ............................................................................................................ 92

xiii


11.3. Struktur Kernel M/K pada UNIX ........................................................................... 94 11.4. Lifecycle of I/O request ........................................................................................ 96 11.5. STREAMS ......................................................................................................... 97 11.6. Komunikasi antar komputer ................................................................................... 99 11.7. Peningkatan Fungsionalitas Perangkat .................................................................... 100 14.1. Direktori Satu Tingkat ........................................................................................ 115 14.2. Direktori Dua Tingkat ......................................................................................... 115 14.3. Tree-Structured Directories ................................................................................. 116 14.4. Path ................................................................................................................ 116 14.5. Acyclic-Structured Directory ................................................................................ 117 14.6. General-graph Directory ..................................................................................... 118 14.7. Existing File System ........................................................................................... 119 16.1. Layered File System ........................................................................................... 136 16.2. File Control Block ............................................................................................. 138 16.3. Fungsi open Sebuah Berkas .............................................................................. 138 16.4. Reading a File .................................................................................................. 139 16.5. Virtual File System Layer .................................................................................... 140 17.1. Gambar Alokasi Berkesinambungan ...................................................................... 144 17.2. Gambar Alokasi Link ......................................................................................... 145 17.3. Gambar Cluster ................................................................................................. 145 17.4. Gambar FAT ..................................................................................................... 146 17.5. Gambar Alokasi Berindeks .................................................................................. 147 17.6. Gambar Linked Scheme ...................................................................................... 148 17.7. Gambar Indeks Bertingkat ................................................................................... 148 17.8. Gambar INode pada UNIX File System ................................................................. 149 17.9. Gambar Vektor Bit ............................................................................................. 149 17.10. Gambar Linked-List .......................................................................................... 150 17.11. Gambar Pengelompokan .................................................................................... 151 17.12. Gambar Penghitungan ....................................................................................... 151 18.1. Menggunakan Unified buffer cache ...................................................................... 156 18.2. Tanpa Unified buffer cache ................................................................................. 156 18.3. Three Independent File System ............................................................................ 158 18.4. Mounting in NFS ............................................................................................... 159 19.1. Struktur Disk array ............................................................................................ 161 19.2. CLV ................................................................................................................ 162 19.3. CAV array ....................................................................................................... 163 19.4. Network-Attached Storage .................................................................................. 164 19.5. Storage Area Network ....................................................................................... 165 19.6. FCFS ............................................................................................................... 165 19.7. SSTF ............................................................................................................... 166 19.8. SCAN ............................................................................................................... 168 19.9. C-SCAN ........................................................................................................... 169 19.10. LOOK ............................................................................................................ 171 19.11. C-LOOK ......................................................................................................... 172 20.1. Format sektor .................................................................................................... 176 20.2. Managemen Ruang Swap: Pemetaan Swap Segmen Teks 4.3 BSD .............................. 178 20.3. Managemen Ruang Swap: Pemetaan Swap Segmen Data 4.3 BSD ............................... 179 20.4. (a) RAID 0: non-redundant striping ....................................................................... 181 20.5. (b) RAID 1: mirrored disk ................................................................................... 181 20.6. (c) RAID 2: memory-style error-correcting codes ..................................................... 181 20.7. (d) RAID 3: bit-interleavedparity .......................................................................... 181 20.8. (e) RAID 4: block-interleaved parity ..................................................................... 182 20.9. (f) RAID 5: block-interleaved distributed parity ....................................................... 182 20.10. (g) RAID 6: P+Q redundancy ............................................................................. 182 20.11. Komponen internal dasar floopy disk 3.5 inch ....................................................... 183 20.12. Magneto-Otical Disk ......................................................................................... 184 20.13. DVD-RW disk pada sebuah gelondong ................................................................ 185 20.14. CD-R ............................................................................................................. 186

xiv


20.15. CDROM Drive ................................................................................................ 20.16. DDS Tape Drives ............................................................................................. 20.17. USB Drive ...................................................................................................... 21.1. Diagram VFS .................................................................................................... 21.2. Interaksi antara proses dengan objek VFS ............................................................... 21.3. Ilustrasi VFS Superblock ..................................................................................... 21.4. Ilustrasi VFS Inode ............................................................................................ 21.5. Ilustrasi VFS File .............................................................................................. 21.6. Ilustrasi VFS Dentry ........................................................................................... 21.7. Struktur Sistem Berkas EXT2FS ........................................................................... 21.8. Struktur Inode EXT2FS ...................................................................................... 21.9. Struktur Directory Sistem Berkas EXT2FS ............................................................ 21.10. Ilustrasi interaksi EXTFS dengan VFS ................................................................. 21.11. Struktur Logical Jurnal ..................................................................................... 21.12. Transaction State ............................................................................................. 21.13. Proses Recovery ............................................................................................... 23.1. Struktur Sistem Terdistribusi ................................................................................ 23.2. Local Area Network ........................................................................................... 23.3. Model Network .................................................................................................. 24.1. Proses Berkala ................................................................................................... 24.2. Finite-State Machine yang merepresentasikan RTSP ................................................. 25.1. Empat Tahap Proses Perancangan Antarmuka .........................................................

187 188 189 194 195 195 196 196 197 198 198 199 200 200 202 203 217 219 221 227 231 237

xv

xvi

Daftar Tabel 9.1. Pembagian Zona Pada Arsitektur Intel x86 ................................................................ 69 10.1. Tabel Vector-Even pada Intel Pentium .................................................................... 84 13.1. Jenis-jenis berkas ............................................................................................... 109 15.1. Direktori atau link yang harus ada pada /root ........................................................... 125 15.2. Direktori atau link yang harus diletakkan pada direktori /root, jika memang subsistemnya ter-install. ................................................................................................................ 125 15.3. Perintah-perintah dan atau link simbolik yang harus ada pada /bin ............................... 126 15.4. Direktori atau link simbolik yang harus ada pada pada /etc ......................................... 127 15.5. Direktori atau link yang harus ada pada direktori /usr. ............................................... 128 15.6. Contoh ............................................................................................................. 130 15.7. Direktori yg harus diletakkan di /var ...................................................................... 130 19.1. Contoh FCFS .................................................................................................... 166 19.2. Contoh SSTF .................................................................................................... 167 19.3. Contoh SCAN ................................................................................................... 168 19.4. Contoh C-SCAN ................................................................................................ 170 19.5. Contoh LOOK ................................................................................................... 171 19.6. Contoh C-LOOK ............................................................................................... 172 21.1. ....................................................................................................................... 199 21.2. ....................................................................................................................... 202 21.3. ....................................................................................................................... 205 21.4. ....................................................................................................................... 206

xvii

xviii

Daftar Contoh 5.1. Contoh penggunaan effective address ........................................................................ 35 21.1. Pembuatan Berkas Baru ...................................................................................... 201 21.2. Transaction state .............................................................................................. 202

xix

xx

Kata Pengantar 1. Calon Revisi 5.0 (Kapan?) ''I said you robbed me before, so I'm robbing you back! '' —Paul McCartney: Deliver Your Children (1978) – DRAFT – BELUM TERBIT – DRAFT – Buku ini masih jauh dari sempurna, sehingga masih diperbaiki secara berkesinambungan. Diskusi yang terkait dengan bidang Sistem Operasi secara umum, maupun yang khusus seputar buku ini, diselenggarakan melalui milis Sistem Operasi. Kritik/tanggapan/usulan juga dapat disampaikan ke gmail.com>. Versi digital terakhir dari buku ini dapat diambil dari http:// bebas.vlsm.org/v06/Kuliah/SistemOperasi/BUKU/.

xxi

xxii

Bagian V. Memori Pengelolaan memori merupakan komponen penting lainnya dari sebuah Sistem Operasi. Pada bagian ini akan diperkenalkan semua aspek yang berhubungan dengan pengelolaan memori seperti, pengalamatan logika dan fisik, swap, halaman (page), bingkai (frame), memori virtual. segmentasi, serta alokasi memori. Bagian ini akan ditutup dengan penguraian pengelolaan memori Linux.

Bab 1. Konsep Dasar Memori 1.1. Pendahuluan Memori merupakan bagian dari komputer yang berfungsi sebagai tempat penyimpanan informasi yang harus diatur dan dijaga sebaik-baiknya. Sebagian besar komputer memiliki hirarki memori yang terdiri atas tiga level, yaitu: • Register di CPU, berada di level teratas. Informasi yang berada di register dapat diakses dalam satu clock cycle CPU. • Primary Memory (executable memory), berada di level tengah. Contohnya, RAM. Primary Memory diukur dengan satu byte dalam satu waktu, secara relatif dapat diakses dengan cepat, dan bersifat volatile (informasi bisa hilang ketika komputer dimatikan). CPU mengakses memori ini dengan instruksi single load dan store dalam beberapa clock cycle. • Secondary Memory, berada di level bawah. Contohnya, disk atau tape. Secondary Memory diukur sebagai kumpulan dari bytes (block of bytes), waktu aksesnya lambat, dan bersifat non-volatile (informasi tetap tersimpan ketika komputer dimatikan). Memori ini diterapkan di storage device, jadi akses meliputi aksi oleh driver dan physical device.

Gambar 1.1. Gambar Hirarki Memori

Komputer yang lebih canggih memiliki level yang lebih banyak pada sistem hirarki memorinya, yaitu cache memory dan bentuk lain dari secondary memory seperti rotating magnetic memory, optical memory, dan sequntially access memory. Akan tetapi, masing-masing level ini hanya sebuah penyempurnaan salah satu dari tiga level dasar yang telah dijelaskan sebelumnya. Bagian dari sistem operasi yang mengatur hirarki memori disebut dengan memory manager. Di era multiprogramming ini, memory manager digunakan untuk mencegah satu proses dari penulisan dan pembacaan oleh proses lain yang dilokasikan di primary memory, mengatur swapping antara memori utama dan disk ketika memori utama terlalu kecil untuk memegang semua proses. Tujuan dari manajemen ini adalah untuk: • Meningkatkan utilitas CPU

3

Proteksi Perangkat Keras

• Data dan instruksi dapat diakses dengan cepat oleh CPU • Efisiensi dalam pemakaian memori yang terbatas • Transfer dari/ke memori utama ke/dari CPU dapat lebih efisien

1.2. Proteksi Perangkat Keras Pada saat suatu proses sedang berjalan, ada keadaan dimana processor berhenti. Hal ini menandakan tidak adanya lagi data yang diproses oleh processor. Oleh karena itu, processor pastinya akan mencari data ke dalam memori. Pengaksesan data tersebut memerlukan banyak clock cycle. Situasi ini tidak bisa ditoleransi sehingga membutuhkan perbaikan dalam kecepatan pengaksesan antara CPU dan memori utama. Tidak hanya peduli tentang kecepatan tersebut, tetapi juga memastikan operasi yang benar untuk melindungi pengaksesan sistem operasi dari proses lainnya, dan melindungi proses yang satu dari pengaksesan proses lainnya pula. Perlindungan atau proteksi ini disediakan oleh perangkat keras. Kita harus memastikan bahwa masing-masing proses memiliki ruang memori yang terpisah. Caranya dengan menentukan jarak alamat yang dilegalkan dimana proses bisa mengakses dan memastikan bahwa proses tersebut hanya bisa mengakses pada alamat tersebut. Proteksi di atas dilakukan oleh perangkat keras. Perangkat keras menyediakan dua register, yaitu base register dan limit register. Base register memegang alamat fisik terkecil yang dilegalkan, sedangkan limit register menentukan ukuran dari jarak alamat tersebut. Contohnya jika base register memegang 300040 dan limit register 120900, maka program bisa mengakses secara legal di semua alamat dari 300040 sampai 420940.

4

Proteksi Perangkat Keras

Gambar 1.2. Gambar Base dan Limit Register

Fungsi dari proteksi ini untuk mencegah user program dari kesengajaan memodifikasi kode/struktur data baik di sistem operasi atau user lainnya. Jika proteksi gagal, semua hal yang dilakukan oleh program executing di user mode untuk mengakses memori sistem operasi atau memori user lainnya akan terperangkap di sistem operasi dan bisa menyebabkan kesalahan yang fatal, yaitu addressing error.

Gambar 1.3. Gambar Proteksi Perangkat Keras dengan base dan limit register

5

Address Binding

1.3. Address Binding Pengertian address binding adalah sebuah prosedur untuk menetapkan alamat fisik yang akan digunakan oleh program yang terdapat di dalam memori utama. Address binding yang dilakukan terhadap suatu program dapat dilakukan di 3 tahap yang berbeda, yaitu: • Compilation time. Pada tahap ini sebuah program pada awalnya akan menghasilkan alamat berupa simbol-simbol, kemudian simbol-simbol ini akan langsung diubah menjadi alamat absolut atau alamat fisik yang bersifat statik. Bila suatu saat terjadi pergeseran alamat dari program tersebut maka untuk mengembalikan ke alamat yang seharusnya dapat dilakukan kompilasi ulang. Contoh : file bertipe .com yang merupakan hasil dari kompilasi program • Load time. Pada tahap ini awalnya program menghasilkan alamat berupa simbol-simbol yang sifatnya acak (relative address), kemudian akan dilakukan penghitungan ulang agar program tersebut ditempatkan pada alamat yang dapat dialokasikan ulang (relocateble address). Singkatnya binding terjadi pada waktu program telah selesai di- load. Contoh: File bertipe .exe. • Execution time. Alamat bersifat relatif, binding akan dilakukan pada saat run time. Pada saat run time dibutuhkan bantuan hardware yaitu MMU (Memory Management Unit).

1.4. Ruang Alamat Logika dan Fisik Alamat yang dihasilkan oleh CPU berupa alamat logika, sedangkan yang masuk ke dalam memori adalah alamat fisik. Pada compile time dan load time, alamat fisik dan logika identik. Sebaliknya, perbedaan alamat fisik dan logika terjadi pada execution time. Kumpulan semua alamat logika yang dihasilkan oleh program adalah ruang alamat logika/ruang alamat virtual. Kumpulan semua alamat fisik yang berkorespondensi dengan alamat logika disebut ruang alamat fisik. Pada saat program berada di CPU, program tersebut memiliki alamat logika, kemudian oleh MMU dipetakan menjadi alamat fisik yang akan disimpan di dalam memori. Ilustrasinya sebagai berikut, nilai pada register ini akan ditambah dengan setiap alamat yang dibuat oleh user process yang kemudian dikirim ke memori. Contohnya register relokasi berada di 14000, alamat logika di 346, maka langsung dipetakan menjadi alamat fisik di 14346.

Gambar 1.4. Gambar Relokasi Dinamis dengan Menggunakan Relocation Register

6

Pemuatan Dinamis

1.5. Pemuatan Dinamis Ukuran dari memori fisik terbatas. Supaya utilitas memori berjalan dengan baik, maka kita menggunakan pemuatan dinamis. Dengan cara ini, routine-routine hanya akan dipanggil jika dibutuhkan. Ilustrasi sebagai berikut, semua routine disimpan di disk dalam format yang dapat dialokasikan ulang (relocatable load format). Program utama diletakkan di memori dan dieksekusi. Ketika sebuah routine memanggil routine yang lain, hal pertama yang dilakukan adalah mengecek apakah ada routine lain yang sudah di-load. Jika tidak, relocatable linking loader dipanggil untuk menempatkan routine yang dibutuhkan ke memori dan memperbaharui tabel alamat program. Lalu, kontrol diberikan pada routine baru yang dipanggil. Keuntungan dari pemuatan dinamis adalah routine yang tidak digunakan tidak pernah dipanggil. Metode ini berguna pada kode yang berjumlah banyak, ketika muncul kasus seperti routine yang salah. Walaupun ukuran kode besar , porsi yang digunakan bisa jauh lebih kecil. Sistem operasi tidak membuat mekanisme pemuatan dinamis, tetapi hanya menyediakan routineroutine untuk menerapkan mekanisme ini. User-lah yang merancang programnya sendiri agar programnya menggunakan sistem pemuatan dinamis.

1.6. Linking Dinamis Pustaka bisa bersifat statik, dikenal dengan archive yang terdiri dari kumpulan routine yang diduplikasi ke sebuah program oleh compiler, linker, atau binder, sehingga menghasilkan sebuah aplikasi yang dapat dieksekusi (bersifat stand alone atau dapat berjalan sendiri). Compiler menyediakan standard libraries, misalnya C standard library, tetapi programmer bisa juga membuat pustakanya untuk digunakan sendiri atau disebarkan. Pustaka statis ini menyebabkan memori menjadi berat. Oleh karena itu, seiring dengan perkembangan teknologi, terdapat pustaka yang bersifat dinamis. Mekanismenya disebut linking dinamis, sedangkan pustakanya disebut dynamically linked library. Linking Dinamis artinya data (kode) di pustaka tidak diduplikasi ke dalam program pada compile time, tapi tinggal di file terpisah di disk Linker hanya membutuhkan kerja sedikit pada compile time. Fungsi linker adalah mencatat apa yang dibutuhkan oleh pustaka untuk eksekusi dan nama indeks atau nomor. Kerja yang berat dari linking akan selesai pada load time atau selama run time. Kode penghubung yang diperlukan adalah loader. Pada waktu yang tepat, loader menemukan pustaka yang relevan di disk dan menambahkan data dari pustaka ke proses yang ada di ruang memori. Keuntungan dari linking dinamis adalah memori program tidak menjadi berat.

1.7. Pustaka Bersama Satu pustaka dipakai bersama-sama oleh banyak program pada waktu yang bersamaan. Sekumpulan data dapat diperbaharui versinya dan semua program yang menggunakan pustaka tersebut secara otomatis menggunakan versi baru. Metode yang dipakai adalah linking dinamis. Tanpa adanya metode ini, semua program akan melakukan proses linking ulang untuk dapat mengakses pustaka yang baru, sehingga program tidak bisa langsung mengeksekusi yang baru, informasi versi terdapat di program dan pustaka. Lebih dari satu versi dari pustaka bisa masuk ke memori sehingga setiap program menggunakan informasi versinya untuk memutuskan versi mana yang akan digunakan dari salinan pustaka.

1.8. Rangkuman Memori merupakan sumber daya yang paling penting untuk dijaga sebaik-baiknya karena merupakan pusat dari kegiatan di komputer. Terdapat proteksi perangkat keras yang dilakukan dengan

7

Rangkuman

menggunakan dua register, yaitu base dan limit register sehingga proses hanya bisa mengakses di alamat yang dilegalkan. Alamat yang dihasilkan oleh CPU disebut alamat logika yang kemudian dipetakan oleh MMU menjadi alamat fisik yang disimpan di memori. Untuk mendapatkan utilitas memori yang baik, maka diperlukan metode pemuatan dinamis, linking dinamis, dan pustaka bersama.

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [Tanenbaum1997] Andrew S Tanenbaum dan Albert S Woodhull. 1997. Operating Systems Design and Implementation. Second Edition. Prentice-Hall. [WEBAmirSch2000] Yair Amir dan Theo Schlossnagle. 2000. Operating Systems 00.418: Memory Management – http://www.cs.jhu.edu/ ~yairamir/ cs418/ os5/ . Diakses 29 Mei 2006. [WEBFunkhouser2002] Thomas Funkhouser. 2002. Computer Science 217 Introduction to Programming Systems: Memory Paging – http://www.cs.princeton.edu/ courses/ archive / spring02/ cs217/ lectures/ paging.pdf . Diakses 28 Juni 2006. [WEBGottlieb2000] Allan Gottlieb. 2000. Operating Systems: Page tables – http://allan.ultra.nyu.edu/ ~gottlieb/ courses/ 1999-00-spring/ os/ lecture-11.html . Diakses 28 Juni 2006. [WEBSolomon2004] Marvin Solomon. 2004. CS 537 Introduction to Operating Systems: Lecture Notes Part 7 – http://www.cs.wisc.edu/ ~solomon/ cs537/ paging.html . Diakses 28 Juni 2006. [Wikipedia2007] Anonim. 2007. Shared Library – http://en.wikipedia.org/wiki/Shared_library . Diakses 16 maret 2007. [KUR2003] David A.S, Habib A.M, dan Endah W. 2003. Makalah IF3191 Sistem Operasi: Manajemen Memori– kur2003.if.itb.ac.id/file/FKML-K1-07.pdf . Diakses 16 maret 2007. [Suny2005] Suny. 2005. Address Binding– www.cs.binghamton.edu/~nael/classes/cs350/notes/4-lec15.pdf . Diakses 16 maret 2007.

8

Bab 2. Alokasi Memori 2.1. Pendahuluan Memori merupakan salah satu sumber daya yang penting dalam pengeksekusian sebuah proses. Memori terdiri dari array word atau byte yang masing-masing memiliki alamat. Suatu proses dapat dieksekusi bila ia telah berada dalam memori sebelum CPU mengambil instruksi-instruksi pada alamat yang ditunjuk oleh program counter. Bagian dari sistem yang bertugas untuk mengatur memori disebut memory manager. Memory manager mengatur bagian mana dari memori yang harus digunakan dan mana yang tidak pada suatu waktu, selain itu memory manager juga mengalokasikan memori untuk proses-proses yang membutuhkannya serta men-dealokasikannya kembali saat proses-proses tersebut tidak lagi membutuhkannya. Masalahnya adalah bagaimana jika memori tidak lagi cukup untuk menampung semua proses yang akan dieksekusi? Solusi untuk masalah ini adalah dengan teknik pemindahan proses dari memori ke dalam disk dan kembali memindahkannya ke memori pada saat hendak dieksekusi lagi atau yang lebih dikenal dengan istilah swapping.

2.2. Swap Sebuah proses, sebagaimana telah diterangkan di atas, harus berada di memori sebelum dieksekusi. Proses swapping menukarkan sebuah proses keluar dari memori untuk sementara waktu ke sebuah penyimpanan sementara dengan sebuah proses lain yang sedang membutuhkan sejumlah alokasi memori untuk dieksekusi. Tempat penyimpanan sementara ini biasanya berupa sebuah fast disk dengan kapasitas yang dapat menampung semua salinan dari semua gambaran memori serta menyediakan akses langsung ke gambaran tersebut. Jika eksekusi proses yang dikeluarkan tadi akan dilanjutkan beberapa saat kemudian, maka ia akan dibawa kembali ke memori dari tempat penyimpanan sementara tadi. Bagaimana sistem mengetahui proses mana saja yang akan dieksekusi? Hal ini dapat dilakukan dengan ready queue. Ready queue berisikan semua proses yang terletak baik di penyimpanan sementara maupun memori yang siap untuk dieksekusi. Ketika penjadwal CPU akan mengeksekusi sebuah proses, ia lalu memeriksa apakah proses bersangkutan sudah ada di memori ataukah masih berada dalam penyimpanan sementara. Jika proses tersebut belum berada di memori maka proses swapping akan dilakukan seperti yang telah dijelaskan di atas.

Gambar 2.1. Proses Swapping

9

Pemetaan Memori

Sebuah contoh untuk menggambarkan teknik swapping ini adalah sebagai berikut: Algoritma RoundRobin yang digunakan pada multiprogramming environment menggunakan waktu kuantum (satuan waktu CPU) dalam pengeksekusian proses-prosesnya. Ketika waktu kuantum berakhir, memory manager akan mengeluarkan (swap out) proses yang telah selesai menjalani waktu kuantumnya pada suatu saat serta memasukkan (swap in) proses lain ke dalam memori yang telah bebas tersebut. Pada saat yang bersamaan penjadwal CPU akan mengalokasikan waktu untuk proses lain dalam memori. Hal yang menjadi perhatian adalah, waktu kuantum harus cukup lama sehingga waktu penggunaan CPU dapat lebih optimal jika dibandingkan dengan proses penukaran yang terjadi antara memori dan disk. Teknik swapping roll out, roll in menggunakan algoritma berbasis prioritas dimana ketika proses dengan prioritas lebih tinggi tiba maka memory manager akan mengeluarkan proses dengan prioritas yang lebih rendah serta me-load proses dengan prioritas yang lebih tinggi tersebut. Saat proses dengan prioritas yang lebih tinggi telah selesai dieksekusi maka proses yang memiliki prioritas lebih rendah dapat dimasukkan kembali ke dalam memori dan kembali dieksekusi. Sebagian besar waktu swapping adalah waktu transfer. Sebagai contoh kita lihat ilustrasi berikut ini: sebuah proses pengguna memiliki ukuran 5 MB, sedangkan tempat penyimpanan sementara yang berupa harddisk memiliki kecepatan transfer data sebesar 20 MB per detiknya. Maka waktu yang dibutuhkan untuk mentransfer proses sebesar 5 MB tersebut dari atau ke dalam memori adalah sebesar 5000 KB / 20000 KBps = 250 ms Perhitungan di atas belum termasuk waktu latensi, sehingga jika kita asumsikan waktu latensi sebesar 2 ms maka waktu swap adalah sebesar 252 ms. Oleh karena terdapat dua kejadian dimana satu adalah proses pengeluaran sebuah proses dan satu lagi adalah proses pemasukan proses ke dalam memori, maka total waktu swap menjadi 252 + 252 = 504 ms. Agar teknik swapping dapat lebih efisien, sebaiknya proses-proses yang di- swap hanyalah prosesproses yang benar-benar dibutuhkan sehingga dapat mengurangi waktu swap. Oleh karena itulah, sistem harus selalu mengetahui perubahan apapun yang terjadi pada pemenuhan kebutuhan terhadap memori. Disinilah sebuah proses memerlukan fungsi system call, yaitu untuk memberitahukan sistem operasi kapan ia meminta memori dan kapan membebaskan ruang memori tersebut. Jika kita hendak melakukan swap, ada beberapa hal yang harus diperhatikan. Kita harus menghindari menukar proses dengan M/K yang ditunda (asumsinya operasi M/K tersebut juga sedang mengantri di antrian karena peralatan M/Knya sedang sibuk). Contohnya seperti ini, jika proses P1dikeluarkan dari memori dan kita hendak memasukkan proses P2, maka operasi M/K yang juga berada di antrian akan mengambil jatah ruang memori yang dibebaskan P1 tersebut. Masalah ini dapat diatasi jika kita tidak melakukan swap dengan operasi M/K yang ditunda. Selain itu, pengeksekusian operasi M/K hendaknya dilakukan pada buffer sistem operasi. Tiap sistem operasi memiliki versi masing-masing pada teknik swapping yang digunakannya. Sebagai contoh pada UNIX, swapping pada dasarnya tidak diaktifkan, namun akan dimulai jika banyak proses yang membutuhkan alokasi memori yang banyak. Swapping akan dinonaktifkan kembali jika jumlah proses yang dimasukkan berkurang. Pada sistem operasi Microsoft Windows 3.1, jika sebuah proses baru dimasukkan dan ternyata tidak ada cukup ruang di memori untuk menampungnya, proses yang lebih dulu ada di memori akan dipindahkan ke disk. Sistem operasi ini pada dasarnya tidak menerapkan teknik swapping secara penuh, hal ini disebabkan pengguna lebih berperan dalam menentukan proses mana yang akan ditukar daripada penjadwal CPU. Dengan ketentuan seperti ini proses-proses yang telah dikeluarkan tidak akan kembali lagi ke memori hingga pengguna memilih proses tersebut untuk dijalankan.

2.3. Pemetaan Memori Sistem operasi dan berbagai proses pengguna terletak di dalam memori utama. Oleh karena itu, kita harus menjaga agar proses diantara keduanya tidak bercampur dengan cara mengalokasikan sejumlah bagian memori tersebut untuk sistem operasi dan proses pengguna. Memori ini biasanya dibagi menjadi 2 bagian. Satu untuk sistem operasi, dan satu lagi untuk proses pengguna.

10

Partisi Memori

Pemetaan memori (memory mapping) membutuhkan sebuah register relokasi. Sebagaimana yang telah dijelaskan pada bab sebelumnya, register relokasi merupakan base register yang ditambahkan ke dalam tiap alamat proses pengguna pada saat dikirimkan ke memori. Pada pemetaan memori ini terdapat limit register yang terdiri dari rentang nilai alamat logika . Dengan adanya limit register dan register relokasi, tiap alamat logis haruslah lebih kecil dari limit register. Proses pemetaan dilakukan oleh MMU (Memory Management Unit) dengan menjumlahkan nilai register relokasi ke alamat logis. Alamat yang telah dipetakan ini lalu dikirim ke memori. Pada gambar dibawah ini kita dapat melihat bahwa sebuah proses yang memiliki base register 30004 dan limit register 12090 akan dipetakan ke memori fisik dengan alamat awalnya sesuai dengan base register (30004) dan berakhir pada alamat (30004 + 12090 = 42094).

Gambar 2.2. Base dan Limit Register

Ketika penjadwal CPU memilih suatu proses untuk dieksekusi, ia akan memasukkan register relokasi dan juga limit register -nya. Register relokasi memungkinkan sistem operasi untuk merubah ukuran partisinya pada memori secara dinamis. Contohnya, kode dan buffer yang dialokasikan untuk driver peralatan pada sistem operasi dapat dihapus dari memori jika peralatan tersebut jarang digunakan. Kode semacam ini disebut kode sistem operasi yang transient, oleh karena kode ini dapat "datang dan pergi" dari memori tergantung kapan ia dibutuhkan. Sehingga penggunaan kode transient ini dapat merubah ukuran sistem operasi selama eksekusi program berlangsung.

2.4. Partisi Memori Memori harus di diatur agar penempatan proses-proses tersebut dapat tersusun dengan baik. Hal tersebut berkaitan dengan banyaknya jumlah proses yang berada di memori pada suatu saat/waktu. Cara yang paling mudah adalah dengan membagi memori ke dalam beberapa partisi dengan ukuran yang tetap. Cara ini memungkinkan pembagian yang tidak sama rata. Tiap partisi dapat terdiri dari hanya satu buah proses. Sehingga derajat multiprogramming-nya dibatasi oleh jumlah partisi tersebut. Gambar 2.3 mengilustrasikan multiprogramming dengan partisi memori yang tetap.

11

Partisi Memori

Gambar 2.3. Proses Partisi Memori Tetap

Ketika sebuah proses datang, ia akan diletakkan ke dalam input queue (antrian proses pada disk yang menunggu dibawa ke memori untuk dieksekusi) sesuai dengan ukuran terkecil partisi yang mampu menampungnya. Kerugian dari mengurutkan proses ke dalam antrian yang berbeda berdasarkan ukurannya muncul ketika partisi yang besar akan menjadi kosong karena tidak ada proses dengan ukuran sesuai yang diletakkan di partisi tersebut. Namun di lain sisi, antrian untuk partisi dengan ukuran kecil sangat padat karena banyaknya proses dengan ukuran yang sesuai. Cara alternatif yang dapat dilakukan adalah dengan membuat sebuah antrian tunggal seperti terlihat pada gambar diatas. Ketika sebuah partisi bebas, proses dengan ukuran sesuai partisi tersebut yang terletak di depan antrian dapat dimasukkan lalu dieksekusi. Namun metode ini memiliki kelemahan, yaitu bagaimana jika proses yang memasuki partisi yang cukup besar ternyata ukurannya jauh lebih kecil dari partisi itu sendiri? Masalah ini dapat diatasi dengan mencari proses terbesar ke dalam seluruh antrian yang dapat ditampung oleh sebuah partisi pada saat itu. Namun algoritma ini mendiskriminasikan proses yang kecil karena proses yang diambil adalah proses terbesar yang dapat dimuat ke dalam partisi yang sedang bebas saat itu. Dalam partisi tetap ini, sistem operasi menggunakan sebuah tabel untuk mengindikasikan bagian memori mana yang kosong dan mana yang terisi. Pada awalnya semua partisi kosong dan dianggap sebagai sebuah blok besar yang tersedia (hole). Ketika sebuah proses datang dan membutuhkan memori, ia akan dicarikan lubang yang cukup besar yang mampu menampungnya. Setelah menemukannya, memori yang dialokasikan untuknya hanyalah sebesar memori yang dibutuhkannya sehingga menyisakan tempat untuk memenuhi kebutuhan proses lain. Sistem operasi mencatat kebutuhan memori masing-masing proses yang berada dalam antrian serta jumlah memori yang masih tersedia untuk menentukan proses mana yang harus dimasukkan. Sistem akan memiliki sebuah daftar yang berisi ukuran blok yang masih tersedia serta antrian masukan proses. Sistem operasi dapat mengurutkan antrian input tersebut berdasarkan algoritma penjadwalan. Memori dialokasikan pada proses yang ukurannya sesuai hingga akhirnya kebutuhan memori untuk proses berikutnya tidak dapat dipenuhi karena tidak ada lagi blok yang cukup untuknya. Sistem operasi akan menunggu hingga blok yang cukup besar untuk menampung proses tersebut tersedia atau sistem operasi dapat juga melewati proses tersebut dan mencari jikalau ada proses dengan kebutuhan memori yang dapat ditampung oleh blok memori yang tersedia. Pada kenyatannya, partisi tetap kurang mengoptimalkan memori sebagai sumber daya yang penting karena seringkali terjadi, partisi yang cukup besar dialokasikan untuk proses dengan ukuran yang lebih kecil sehingga sisa dari partisi tersebut tidak digunakan. Pada alokasi penyimpanan dinamis, kumpulan lubang-lubang (ruang memori kosong) dalam berbagai ukuran tersebar di seluruh memori sepanjang waktu. Apabila ada proses yang datang, sistem operasi

12

Fragmentasi

akan mencari lubang yang cukup besar untuk menampung memori tersebut. Apabila lubang yang tersedia terlalu besar, maka ia akan dipecah menjadi 2. Satu bagian digunakan untuk menampung proses tersebut sedangkan bagian lain akan digunakan untuk bersiap-siap menampung proses lain. Setelah proses tersebut selesai menggunakan alokasi memorinya, ia akan melepaskan ruang memori tersebut dan mengembalikannya sebagai lubang-lubang kembali. Apabila ada 2 lubang yang berdekatan, keduanya akan bergabung untuk membentuk lubang yang lebih besar. Pada saat itu, sistem harus memeriksa apakah ada proses dalam antrian yang dapat dimasukkan ke dalam ruang memori yang baru terbentuk tersebut. Isu utama dari alokasi penyimpanan dinamis adalah bagaimana memenuhi permintaan proses berukuran n dengan kumpulan lubang-lubang yang tersedia. Ada beberapa solusi untuk masalah ini: 1. First Fit. Memory manager akan mencari sepanjang daftar yang berisi besarnya ukuran memori yang dibutuhkan oleh proses dalam antrian beserta ukuran memori yang tersedia pada saat itu. Setelah menemukan lubang yang cukup besar (ruang memori dengan ukuran lebih besar dari ukuran yang dibutuhkan oleh proses bersangkutan), lubang itu lalu dipecah menjadi 2 bagian. Satu bagian untuk proses tersebut dan bagian lain digunakan untuk memori yang tak terpakai, kecuali tentu saja jika memang ukuran ruang memori tersebut sama besar dengan yang dibutuhkan oleh proses. First fit ini merupakan algoritma yang bekerja dengan cepat karena proses pencariannya dilakukan sesedikit mungkin 2. Next Fit. Algoritma ini hampir sama persis dengan first fit, kecuali next fit meneruskan proses pencarian terhadap lubang yang cukup besar untuk sebuah proses mulai dari lubang sebelumnya yang telah sesuai dengan proses sebelumnya. Pendek kata, algoritma ini tidak memulai pencarian dari awal. Gambar di bawah ini mengilustrasikan sebuah contoh yang membedakan antara first fit dan next fit. Jika blok berukuran 2 dibutuhkan maka first fit akan memilih lubang pada alamat 5, namun next fit akan memilih lubang pada 18.

Gambar 2.4. Bagian Memori dengan 5 Proses dan 3 Lubang

3. Best Fit. Best fit mencari dari keseluruhan daftar (kecuali jika daftar tersebut telah terurut berdasarkan ukuran), dan memilih lubang terkecil yang cukup untuk menampung proses yang bersangkutan. Daripada harus memecah sebuah lubang besar, yang mungkin saja dapat lebih bermanfaat nantinya, best fit mencari lubang dengan ukuran yang hampir sama dengan yang dibutuhkan oleh proses. Strategi ini menghasilkan sisa lubang terkecil. Kekurangan best fit jika dibandingkan dengan first fit adalah lebih lambat karena harus mencari ke seluruh tabel tiap kali dipanggil. Berdasarkan gambar diatas jika blok berukuran 2 dibutuhkan maka berdasarkan best fit akan memilih lubang pada alamat 18 yaitu lubang terkecil yang cukup menampung permintaan proses tersebut. 4. Worst Fit. Worst fit akan mencari lubang terbesar. Sebagaimana best fit kita harus mencari dari keseluruhan daftar kecuali jika daftar tersebut telah terurut berdasarkan ukuran. Strategi ini menghasilkan sisa lubang terbesar. Berdasarkan gambar diatas jika blok berukuran 2 dibutuhkan maka berdasarkan worst fit akan memilih lubang pada alamat 28 yaitu lubang terbesar yang cukup menampung permintaan proses tersebut.

2.5. Fragmentasi

13

Berbagi Memori

Fragmentasi merupakan fenomena munculnya lubang-lubang (ruang memori kosong) yang tidak cukup besar untuk menampung permintaan alokasi memori dari proses. Fragmentasi terdiri dari dua jenis: 1. Fragmentasi Eksternal. Dalam kasus first fit dan juga best fit sebagaimana yang telah dijelaskan di atas, pada saat proses dimasukkan atau dipindahkan dari memori, ruang memori yang tidak terpakai akan dipecah menjadi bagian yang kecil (sisa dari alokasi sebuah proses pada sebuah ruang memori). Eksternal fragmentasi terjadi apabila jumlah keseluruhan memori bebas yang tersedia cukup untuk menampung permintaan ruang memori dari sebuah proses, namun dari ruang memori kosong tersebut terpisah-pisah sehingga proses tidak dapat menggunakannya. Hal ini sering terjadi pada alokasi penyimpanan yang dinamis. Sebagai contoh kita lihat contoh berikut ini: Sebuah proses meminta ruang memori sebesar 9 KB namun memori telah dipartisi menjadi blok-blok dengan ukuran masing-masing 4 KB. Maka proses tersebut akan mendapatkan bagiannya berupa 2 buah blok dengan kapasitas masing-masing 4 KB dan kapasitas tambahan sebesar 1 KB dari sebuah blok lain. Oleh karena masing-masing blok memiliki ukuran 4 KB dan ada sebuah blok yang hanya digunakan sebesar 1 KB maka blok ini masih akan memiliki sisa kapasitas sebesar 3 KB. Sisa tersebut dapat digunakan untuk menampung proses lain yang membutuhkannya atau jika ia terletak berurutan dengan sebuah blok kosong lain maka ia dapat digabungkan membentuk blok bebas yang lebih besar. Analisis statistik terhadap first fit menyatakan bahwa walaupun dengan optimisasi, sejumlah N blok yang dialokasikan maka setengahnya akan terbuang atau tidak berguna karena fragmentasi yang menyebabkan lebih dari setengah memori tidak dapat digunakan. Peristiwa ini disebut dengan 50-percent rule (aturan 50 persen). Masalah fragmentasi eksternal ini dapat diatasi dengan melakukan penghalaman, segmentasi (2 hal ini akan dijelaskan secara detail pada bab lain) serta compaction (pemadatan). Tujuan dari pemadatan adalah untuk mengatur ruang memori yang kosong agar terletak di posisi yang berurutan sehingga dapat membentuk sebuah ruang memori kosong yang besar. Ruang kosong itu pada akhirnya diharapkan dapat menampung proses lain yang membutuhkan alokasi memori. 2. Fragmentasi Internal. Fragmentasi internal terjadi ketika kapasitas memori yang diberikan ke sebuah proses melebihi besarnya permintaan yang diajukan oleh proses. Selisih antara besarnya memori yang dialokasikan dengan besarnya permintaan proses disebut fragmentasi internal (memori yang ada di dalam sebuah partisi namun tidak digunakan). Hal ini sering terjadi pada partisi tetap karena besar lubang yang disediakan akan selalu tetap, berbeda halnya dengan sistem partisi dinamis yang memungkinkan suatu proses untuk diberikan alokasi memori sebesar yang ia butuhkan. Contoh solusi atas kasus diatas dengan fragmentasi internal adalah proses tersebut akan dialokasikan 3 buah blok yang masing-masing berukuran 4 KB sehingga ia akan mendapatkan jatah sebesar 12 KB, sisa 3 KB yang ada akan tetap menjadi miliknya walaupun ia tidak menggunakannya.

2.6. Berbagi Memori Berbagi halaman atau berbagi memori merupakan salah satu teknik yang dapat digunakan untuk menghemat pengalokasian memori. Keuntungan yang dapat diperoleh dari teknik berbagi halaman ini adalah suatu kode dapat digunakan secara bersama-sama. Hal ini sangatlah penting dalam kondisi berbagi waktu (time-sharing environment). Bayangkan jika sebuah sistem harus menangani 40 pengguna. Masing-masing dari pengguna tersebut menggunakan sebuah text editor. Jika text editor tersebut terdiri dari 150 KB kode dan 50 KB data maka ruang memori yang dibutuhkan adalah 8000 KB. Jika text editor tersebut adalah kode reentrant (programming routine yang dapat digunakan oleh banyak program secara simultan) maka ia dapat digunakan secara bersama-sama oleh beberapa program (dapat dibagi). Ilustrasi berbagi halaman ini dapat dilihat pada gambar berikut ini:

14

Rangkuman

Gambar 2.5. Contoh Berbagi Halaman

Kode reentrant dapat dieksekusi oleh 2 atau lebih proses dalam waktu yang bersamaan. Tiap-tiap proses tersebut memiliki salinan dari register dan tempat penyimpanan data untuk memperoleh data proses yang akan dieksekusi. Oleh karena itu 2 proses berbeda akan memiliki data yang berbeda pula. Dalam berbagi halaman, hanya satu salinan dari editor yang akan disimpan dalam memori. Tiap halaman tabel pengguna akan memetakan editornya masing-masing ke alamat fisik yang sama namun halaman data mereka akan dipetakan ke alamat fisik yang berbeda-beda. Sehingga untuk kasus 40 pengguna diatas, kita hanya butuh satu buah salinan dari editor (150 KB) serta 40 salinan masingmasing sebesar 50 KB. Maka jumlah ruang memori yang dibutuhkan adalah 2.150 KB yang jauh lebih sedikit dibandingkan dengan 8.000 KB jika tidak menggunakan teknik berbagi memori. Program-program lain yang dapat dilakukan pembagian memori contohnya kompilator, window systems, run-time libraries, sistem basis data dan lain-lain.

2.7. Rangkuman Memori merupakan salah satu sumber daya yang penting dalam pengeksekusian sebuah proses. Agar suatu proses dapat dieksekusi, ia harus terletak di dalam memori sebelum CPU mengambil instruksiinstruksi pada alamat yang ditunjuk oleh program counter. Swapping menukarkan sebuah proses keluar dari memori untuk sementara waktu ke sebuah penyimpanan sementara (biasanya berupa sebuah fast disk dengan kapasitas yang dapat menampung semua salinan dari semua gambaran memori serta menyediakan akses langsung ke gambaran tersebut) dengan sebuah proses lain yang sedang membutuhkan sejumlah alokasi memori untuk dieksekusi. Swapping roll out, roll in menggunakan algoritma berbasis prioritas dimana ketika proses dengan prioritas lebih tinggi tiba maka memory manager akan mengeluarkan proses dengan prioritas yang lebih rendah serta memasukkan proses dengan prioritas yang lebih tinggi tersebut. Pemetaan memori memetakan alamat logis yang dihasilkan CPU ke alamat fisik yang nantinya akan dibawa ke memori pada saat akan dieksekusi.Pada pemetaan memori ini terdapat limit register yang

15

Rangkuman

terdiri dari rentang nilai alamat logis (range of logical address). Dengan adanya limit register dan register relokasi, tiap alamat logis haruslah lebih kecil dari limit register. Proses pemetaan dilakukan oleh MMU (Memory Management Unit) dengan menjumlahkan nilai register relokasi ke alamat logis Partisi memori ada dua jenis yaitu statis (tetap) dan dinamis (berubah-ubah). Pada partisi dinamis ada beberapa teknik untuk memenuhi permintaan berukuran n dengan lubang-lubang yang tersedia yaitu first fit (menemukan lubang pertama yang cukup besar), next fit (sama seperti first fit namun pencarian tidak dari awal), best fit (lubang terkecil yang cukup), dan worst fit (lubang terbesar yang ada dalam daftar). Fragmentasi merupakan peristiwa munculnya lubang-lubang kecil yang tidak cukup menampung permintaan proses. Terdiri dari dua jenis, yaitu eksternal (biasanya pada partisi dinamis dengan total kapasitas lubang-lubang cukup menampung sebuah proses namun letaknya terpisah-pisah, solusinya dengan penghalaman, segmentasi dan pemadatan) serta internal (biasanya pada partisi tetap dengan adanya kapasitas sisa sebuah lubang yang tidak dapat digunakan karena menjadi milik proses yang dialokasikan lubang tersebut). Berbagi halaman memungkinkan beberapa proses untuk mengakses kode yang sama namun dengan data yang berbeda-beda. Hal ini jelas akan mengurangi jumlah ruang memori yang dibutuhkan untuk memenuhi permintaan beberapa proses tersebut.

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [Tanenbaum1997] Andrew S Tanenbaum dan Albert S Woodhull. 1997. Operating Systems Design and Implementation. Second Edition. Prentice-Hall. [WEBAmirSch2000] Yair Amir dan Theo Schlossnagle. 2000. Operating Systems 00.418: Memory Management http://www.cs.jhu.edu/ ~yairamir/ cs418/ os5/ . Diakses 29 Mei 2006. [WEBFunkhouser2002] Thomas Funkhouser. 2002. Computer Science 217 Introduction to Programming Systems: Memory Paging http://www.cs.princeton.edu/ courses/ archive / spring02/ cs217/ lectures/ paging.pdf . Diakses 28 Juni 2006. [WEBGottlieb2000] Allan Gottlieb. 2000. Operating Systems: Page tables http://allan.ultra.nyu.edu/ ~gottlieb/ courses/ 1999-00-spring/ os/ lecture-11.html . Diakses 28 Juni 2006. [WEBSolomon2004] Marvin Solomon. 2004. CS 537 Introduction to Operating Systems: Lecture Notes Part 7 http://www.cs.wisc.edu/ ~solomon/ cs537/ paging.html . Diakses 28 Juni 2006. [WEBPCMag] The Computer Language Company. 2007. PCMag http://www.pcmag.com/ encyclopedia_term/ 0,2542,t=reentrant+code&i=50332,00.asp . Diakses 29 Maret 2007.

16

Bab 3. Pemberian Halaman 3.1. Pendahuluan Pada bab-bab sebelumnya telah dijelaskan bahwa memori harus digunakan dengan baik sehingga dapat memuat proses dalam satu waktu. Dalam implementasinya telah dijelaskan bahwa terdapat dua macam alamat memori yaitu alamat logika dan alamat fisik. Alamat logika (logical address) adalah alamat yang dihasilkan oleh CPU atau sering disebut virtual address. Sedangkan alamat fisik (physical address) adalah alamat yang terdapat di memori. Salah satu cara pengalokasian memori adalah dengan contiguous memory allocation di mana alamat yang diberikan kepada proses berurutan dari kecil ke besar. Selanjutnya sangat mungkin terjadi fragmentasi, yaitu munculnya lubang-lubang yang tidak cukup besar untuk menampung permintaan dari proses. Fragmentasi terdiri dari 2 macam, yaitu fragmentasi intern dan fragmentasi ekstern. Fragmentasi ekstern terjadi apabila jumlah seluruh 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 terjadi apabila jumlah memori yang diberikan oleh penjadualan CPU lebih besar daripada yang diminta proses dan fragmentasi ini tidak dapat dihindari. Salah satu solusi untuk mencegah fragmentasi ekstern adalah dengan paging. Paging adalah suatu metode yang memungkinkan suatu alamat fisik memori yang tersedia dapat tidak berurutan (non contiguous).

3.2. Metode Dasar Metode dasar dari paging adalah dengan memecah memori fisik menjadi blok-blok yang berukuran tertentu yang disebut dengan frame dan memecah memori logika menjadi blok-blok yang berukuran sama dengan frame yang disebut dengan page. Selanjutnya sebuah page table akan menerjemahkan alamat logika ke alamat fisik. Alamat logika terdiri dari 2 bagian yaitu nomor page dan nomor offset. Bila digunakan ruang alamat logika 2 pangkat m dan ukuran page 2 pangkat n bytes, maka m-n bit paling kiri menunjukkan nomor page dan n bit paling kanan menunjukkan offset.

Gambar 3.1. Translasi Alamat Pada Sistem Paging

17

Dukungan Perangkat Keras

Gambar 3.2. Contoh Translasi Alamat Pada Sistem Paging

Lihat gambar di atas. Bila kita mempunyai ruang alamat logika 16 byte (2 pangkat 4), dan ukuran page-nya 4 byte (2 pangkat 2), maka 2 bit (4-2 dari m-n) paling kiri menunjukkan nomor page dan 2 (didapat dari n) bit paling kanan menunjukkan nomor offset. Contohnya alamat logika 0000, maka bit 00 sebelah kiri menunjukkan bahwa nomor pagenya adalah 0 , sedangkan 00 sebelah kanan menunjukkan bahwa nomor offsetnya adalah 0000 (bilangan biner). Dilihat di page table bahwa page 0 dipetakan ke frame 5, berarti alamat logika 0000 dipetakan ke frame 5 offset 0000. Dan alamat logika 0000 menyimpan data dari frame 5 offset 0 yaitu 'U'. Begitu pula alamat logika 0110 berarti nomor pagenya adalah 01 atau 1, dan nomor offsetnya 0010. Sehingga dipetakan ke frame 6 offset 0010 dan menyimpan data AA. Fragmentasi intern masih mungkin terjadi pada sistem paging. Contohnya adalah bila page berukuran 2KB (2048 byte), maka proses berukuran 20500 byte membutuhkan 10 page dan tambahan 20 byte, berarti diperlukan 11 frame sehingga terjadi fragmentasi intern sebesar 2028 byte (2048-20) dan worst case yang terjadi adalah fragmentasi intern sebesar ukuran page dikurang 1 byte.

3.3. Dukungan Perangkat Keras Bila page table berukuran kecil (misal 256 entri), maka page table dapat diimplementasikan dengan menggunakan register. Namun pada masa sekarang ini page table memiliki ukuran yang terlalu besar (misal 1 juta entri) untuk diterapkan di register sehingga page table harus diletakkan di memori. Untuk itu digunakan Page Table Base Register (PTBR) dan Page Table Length Register (PTLR) yang menunjukkan ukuran page table. Masalah untuk implementasi ini adalah dibutuhkan dua kali akses ke memori pada program, yaitu untuk page table dan untuk data/instruksi. Untuk mempercepat

18

Register asosiatif

waktu akses ini, digunakan cache yang terdiri dari sekumpulan register asosiatif atau disebut TLB (Translation Look-aside Buffer) yang merupakan memori berkecepatan tinggi.

Register asosiatif Setiap register asosiatif menyimpan pasangan nomor page dan nomor frame (alamat awal). Input untuk register asosiatif akan dibandingkan dengan data pada register asosiatif. Bila input ditemukan maka nomor frame yang sesuai akan dihasilkan, kejadian ini disebut TLB hit. Sedangkan TLB miss terjadi bila input tidak ditemukan, maka input tersebut akan dicari pada memori (yang lebih lambat dari cache).

Waktu Akses Memori Efektif / Effective Access Time (EAT) Peluang bahwa nomor page akan ditemukan dalam register disebut Hit Ratio. Hit ratio 80% berarti menemukan nomor page yang ingin kita cari dalam TLB sebesar 80%. Jika untuk mencari TLB memakan waktu 20 nanodetik dan 100 nanodetik untuk akses ke memori, maka total waktunya adalah 120 nanodetik bila nomor page ada di TLB. Jika kita gagal mendapat nomor page di TLB (20 nanodetik), maka kita harus mengakses memori untuk page table dan nomor frame (100 nanodetik) dan mengakses byte yang diharapkan di memori (100 nanodetik), sehingga totalnya 220 nanodetik. Untuk mendapatkan waktu akses memori efektif, kita mengalikan tiap kasus dengan peluangnya: waktu akses efektif = (0,80 x 120) + (0,20 x 220) = 140 nanodetik

3.4. Proteksi Proteksi memori dapat diterapkan pada sistem paging dengan meletakkan bit proteksi pada setiap frame. Bit proteksi umumnya disimpan pada page table. Sebuah bit proteksi dapat mendefinisikan apakah page bersifat read-only atau read-write. Untuk memberikan proteksi yang lebih baik, dapat pula ditambahkan bit lainnya, misalnya untuk sifat execute-only. Bit lainnya yang umumnya terdapat di setiap entri pada page table adalah bit valid-invalid . Bit valid menyatakan bahwa page terletak di dalam ruang alamat logika proses. Bit invalid menyatakan bahwa page terletak di luar ruang alamat logika proses (dapat dilihat contohnya pada Gambar 3 bahwa page 6 dan 7 berada di luar ruang alamat logika sehingga diberikan bit invalid). Pelanggaran terhadap bit proteksi menyebabkan trap ke sistem operasi.

19

Tabel Halaman Bertingkat

Gambar 3.3. BitValid (v) dan Invalid (i) pada Page Table

3.5. Tabel Halaman Bertingkat Hierarchical paging atau pemberian halaman secara bertingkat merupakan sebuah metode pemberian halaman dengan cara membagi sebuah page table menjadi beberapa page table yang berukuran lebih kecil. Metode ini merupakan solusi dari permasalahan alokasi page table berukuran sangat besar pada main memory yang umumnya dihadapi pada sistem komputer modern yang memiliki ruang alamat logika yang besar sekali (mencapai 2 pangkat 32 sampai 2 pangkat 64). Konsep dasar metode ini yaitu menggunakan pembagian tingkat setiap segmen alamat logika. Setiap segmen menunjukkan indeks dari sebuah page table, kecuali segmen terakhir yang menunjuk langsung ke frame pada memori fisik. Segmen terakhir ini disebut offset (d). Dapat disimpulkan bahwa segmen yang terdapat pada alamat logika menentukan berapa level paging yang digunakan yaitu banyak segmen dikurang 1.

20

Tabel Halaman Bertingkat

Gambar 3.4. Translasi Alamat pada Two-Level Paging

Dengan metode ini, isi pada indeks page table pertama akan menunjuk pada page table kedua yang indeksnya bersesuaian dengan isi dari page table pertama tersebut. Sedangkan isi dari page table kedua menunjukkan tempat dimana page table ketiga bermula, sedang segmen alamat logika kedua adalah indeks ke-n setelah starting point page table ketiga dan seterusnya sampai dengan segmen terakhir. Sebagai contoh, pada suatu sistem komputer 32 bit dengan ukuran page 4 KB, alamat logika dibagi ke dalam nomor page yang terdiri dari 20 bit dan page offset-nya 12 bit. Karena page table-nya dipaging-kan lagi, maka nomor page-nya dibagi lagi menjadi 10 bit nomor page dan 10 bit page offset, sehingga dapat digambarkan sebagai berikut:

Gambar 3.5. Contoh Two-level paging

Metode Hierarchical paging ini memang dapat menghemat ruang memori yang dibutuhkan dalam pembuatan page table-nya sendiri, namun waktu akses yang diperlukan menjadi lebih besar karena harus melakukan akses berkali-kali untuk mendapatkan alamat fisik yang sebenarnya.

21

Tabel Halaman Dengan Hash

3.6. Tabel Halaman Dengan Hash Metode ini umumnya digunakan untuk menangani masalah ruang alamat logika yang besarnya mencapai 64 bit karena struktur page table pada metode ini bisa menghemat ruang memori dalam jumlah yang cukup besar. Hashed page table menggunakan tabel hash sebagai page table-nya dengan ukuran yang terbatas untuk menghemat ruang memori dan sebuah hash function untuk mengalokasikan alamat virtual pada page table tersebut. Setiap entri/blok pada page table berisi linked list yang menghubungkan elemen-elemen yang di- hash ke lokasi yang sama. Tiap elemen tersebut terdiri dari 3 field, yaitu virtual page number, nomor frame dimana alamat virtual tersebut dipetakan, dan pointer yang menunjukkan elemen berikutnya dalam linked list. Fungsi linked list disini adalah untuk mengatasi collision yang terjadi pada saat pengalokasian alamat virtual ke hash table yang ukurannya sangat terbatas. Mekanisme paging pada metode ini yaitu: 1. Alamat logika dipetakan ke suatu lokasi/entri di page table dengan menggunakan hash function. 2. Page number tersebut kemudian di simpan sebagai field pertama pada sebuah elemen dalam entri yang teralokasikan. 3. Page number tersebut lalu dipasangkan dengan frame number yang available yang disimpan pada field kedua di elemen yang sama . 4. Untuk mendapatkan lokasi yang sebenarnya pada memori fisik, frame number pada field kedua di-concate dengan offset .

Gambar 3.6. Hashed Page Table

3.7. Rangkuman Paging adalah suatu metode yang mengizinkan alamat logika proses untuk dipetakan ke alamat fisik memori yang tidak berurutan, yaitu sebagai solusi dari masalah fragmentasi ekstern. Metode dasar dari paging adalah dengan memecah memori fisik menjadi blok-blok yang berukuran tertentu (frame) dan memecah memori logika menjadi blok-blok yang berukuran sama (page). Penerjemahan alamat virtual ke alamat fisik dilakukan oleh page table melalui perantara Memory Management Unit (MMU). Paging menjamin keamanan data di memori saat suatu proses sedang berjalan. Proteksi memori dapat diterapkan pada sistem paging dengan meletakkan bit proteksi pada setiap frame.

22

Rangkuman

Setiap sistem operasi mengimplementasikan paging dengan caranya masing-masing. Hierarchical paging dan hashed page table merupakan metode yang umum digunakan karena bisa menghemat ruang memori yang dibutuhkan.

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [FitriSari2005] Riri Fitri Sari dan Yansen Darmaputra. 2005. Sistem Operasi Modern. Penerbit Andi.

23

24

Bab 4. Arsitektur Intel Pentium 4.1. Pendahuluan Aspek penting dari memori manajemen yang menjadi tak terhindarkan dengan paging adalah memori dari sudut pandang pengguna dan memori fisik yang sebenarnya. Sudut pandang pengguna terhadap memori tidak sama dengan memori fisik. Sudut pandang pengguna ini dipetakan pada memori fisik, dimana dengan pemetaan tersebut mengizinkan perbedaan antara memori fisik dengan memori lojik. Orang-orang lebih suka memandang sebuah memori sebagai sekumpulan variabel-variabel yang berada dalam segmen-segmen dalam ukuran tertentu.

Gambar 4.1. Alamat Lojik

4.2. Segmentasi Segmentasi merupakan skema manajemen memori yang mendukung cara pandang seorang programmer terhadap memori. Ruang alamat lojik merupakan sekumpulan dari segmen-segmen. Masing-masing segmen mempunyai panjang dan nama. Alamat diartikan sebagai nama segmen dan offset dalam suatu segmen. Jadi jika seorang pengguna ingin menunjuk sebuah alamat dapat dilakukan dengan menunjuk nama segmen dan offsetnya. Untuk lebih menyederhanakan implementasi, segmensegmen diberi nomor yang digunakan sebagai pengganti nama segmen. Sehingga, alamat lojik terdiri dari dua tuple: [segmen-number, offset]. Meskipun seorang pengguna dapat memandang suatu objek dalam suatu program sebagai alamat berdimensi dua, memori fisik yang sebenarnya tentu saja masih satu dimensi barisan byte. Jadi kita harus bisa mendefinisikan pemetaan dari dua dimensi alamat yang didefinisikan oleh pengguna kesatu dimensi alamat fisik. Pemetaan ini disebut sebagai sebuah segmen table. Masing-masing masukan mempunyai segmen base dan segmen limit. Segmen base merupakan alamat fisik dan segmen limit merupakan panjang dari segmen.

25

Segmentasi Pentium

Sebagai contoh, kita mempunyai nomor segmen dari 0 sampai dengan 4. Segmen-segmen ini disimpan dalam suatu memori fisik. Tabel segmen berisi data untuk masing-masing segmen, yang memberikan informasi tentang awal alamat dari segmen di fisik memori (atau base) dan panjang dari segmen (atau limit). Misalkan segmen 2 mempunyai panjang 400 dan dimulai pada lokasi 4300. Jadi, referensi di byte 53 dari segmen 2 dipetakan ke lokasi 4300 + 53 = 4353. Suatu referensi ke segmen 3, byte 852, dipetakan ke 3200 + 852 = 4052. referensi ke byte 1222 dari segmen 0 akan menghasilkan suatu trap ke sistem operasi, karena segmen ini hanya mempunyai panjang 1000 byte. Lihat gambar 2. Segmentasi.

Gambar 4.2. Segmentasi

4.3. Segmentasi Pentium Alamat linear pada pentium panjangnya 32 bit dan prosesnya adalah register segmen menunjuk pada entry yang sesuai. Informasi base dan limit tentang segmen pentium digunakan untuk menghasilkan alamat linier. Pertama, limit digunakan untuk memeriksa validitas suatu alamat. Jika alamat tidak valid, maka kesalahan memori akan terjadi yang menimbulkan trap pada sistem operasi. Tetapi jika alamat valid maka nilai offset dijumlahkan dengan nilai base, yang menghasilkan alamat linier 32 bit. Hal ini ditunjukkan seperti pada gambar berikut.

26

Penghalaman

Gambar 4.3. Segmentasi

4.4. Penghalaman Penghalaman adalah suatu metode yang memungkinkan suatu alamat fisik memori yang tersedia dapat tidak berurutan. Penghalaman dapat menjadi solusi untuk pemecahan masalah luar. Penghalaman dapat mencegah masalah penting dari pengepasan besar ukuran memori yang bervariasi kedalam penyimpanan cadangan. Biasanya bagian yang mendukung untuk penghalaman telah ditangani oleh perangkat keras. Jadi metode yang digunakan adalah dengan memecah memori fisik menjadi blok-blok berukuran tetap yang akan disebut sebagai frame. Selanjutnya memori logis akan dipecah juga menjadi ukuran-ukuran tertentu berupa blok-blok yang sama disebut sebagai halaman. Selanjutnya kita akan membuat sebuah tabel halaman yang akan menerjemahkan 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.

4.5. Penghalaman Linux Pada pentium, Linux hanya menggunakan 6 segmen: 1. Segmen untuk kode kernel 2. Segmen untuk data kernel 3. Segmen untuk kode pengguna 4. Segmen untuk data pengguna 5. Segmen Task-State 6. Segment default untuk LDT Segmen untuk kode pengguna dan data pengguna terbagi dengan semua proses yang running pada pengguna mode, karena semua proses menggunakan ruang alamat logis yang sama dan semua descriptor segmen terletak di GDT. TSS ( Task-State Segment ) digunakan untuk menyimpan context hardware dari setiap proses selama context switch. Tiap proses mempunyai TSS sendiri, dimana descriptor -nya terletak di GDT. Segment default LDT normalnya berbagi dengan semua proses dan biasanya tidak digunakan. Jika suatu proses membutuhkan LDT-nya, maka proses dapat membuatnya dan tidak menggunakan default LDT.

27

Penghalaman Linux

Tiap selector segmen mempunyai 2 bit proteksi. Mak, Pentium Mengizinkan proteksi 4 level. Dari 4 level ini, Linux hanya mengenal 2 level, yaitu pengguna mode dan kernel mode. Berikut ini merupakan tiga level penghalaman dalam Linux

Gambar 4.4. Memori Virtual

Berikut ini merupakan contoh soal dari memori virtual linux:

Gambar 4.5. memori Virtual

004 0200 8004(HEX), merupakan alamat virtual memori linux yang sah (43 bit), dengan tiga tingkatan tabel halaman ( three level page tables ): Global Directory (10 bit), Page Middle Directory (10 bit), dan Page table (10 bit). 1. Uraikan alamat virtual tersebut di atas dari basis 16 (Hex) ke basis 2 2. Lengkapi gambar di atas seperti nama tabel-tabel, indeks tabel dalam basis heksadesimal(Hex), pointer (cukup dengan panah), alamat memori fisik (physical memory), dalam basis heksadesimal(Hex), isi memori fisik(bebas), serta silahkan menggunakan titik-titik "...." untuk menandakan "dan seterusnya". 3. Berapa ukuran bingkai memori (memori frame ) ?

28

Rangkuman

4.6. Rangkuman Segmentasi merupakan skema manajemen memori yang mendukung cara pandang seorang programmer terhadap memori. Masing-masing segmen mempunyai panjang dan nama yang dapat mewakili sebagai suatu alamat. Maksimal pada Pentium hanya mengizinkan proteksi 4 level. Dan dari 4 level ini, linux hanya mengenal 2 level, yaitu pengguna mode dan kernal mode.

Rujukan [Hariyanto1997] Bambang Hariyanto. 1997. Sistem Operasi. Buku Teks Ilmu Komputer. Edisi Kedua. Informatika. Bandung. [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [Tanenbaum1997] Andrew S Tanenbaum dan Albert S Woodhull. 1997. Operating Systems Design and Implementation. Second Edition. Prentice-Hall. [WEBAmirSch2000] YairTheo AmirSchlossnagle. 2000. Operating Systems 00.418: Memory Management http://www.cs.jhu.edu/ ~yairamir/ cs418/ os5/ . Diakses 29 Mei 2006. [WEBFunkhouser2002] Thomas Funkhouser. 2002. Computer Science 217 Introduction to Programming Systems: Memory Paging http://www.cs.princeton.edu/ courses/ archive / spring02/ cs217/ lectures/ paging.pdf . Diakses 28 Juni 2006. [WEBGottlieb2000] Allan Gottlieb. 2000. Operating Systems: Page tables http://allan.ultra.nyu.edu/ ~gottlieb/ courses/ 1999-00-spring/ os/ lecture-11.html . Diakses 28 Juni 2006. [WEBSolomon2004] Marvin Solomon. 2004. CS 537 Introduction to Operating Systems: Lecture Notes Part 7 http://www.cs.wisc.edu/ ~solomon/ cs537/ paging.html . Diakses 28 Juni 2006.

29

30

Bab 5. Memori Virtual 5.1. Pendahuluan Selama bertahun-tahun, pelaksanaan manajemen memori pada intinya adalah dengan menempatkan semua bagian proses yang akan dijalankan ke dalam memori sebelum proses dapat mulai dieksekusi. Dengan demikian semua bagian proses tersebut harus memiliki alokasi sendiri di dalam memori fisik. Pada kenyataannya tidak semua bagian dari program tersebut akan diproses, misalnya: • Ada pernyataan-pernyataan atau pilihan yang hanya akan dieksekusi jika kondisi tertentu dipenuhi • Terdapat fungsi-fungsi yang jarang digunakan • Pengalokasian memori yang lebih besar dari yang sebenarnya dibutuhkan. Pada memori berkapasitas besar, hal-hal ini tidak akan menjadi masalah. Namun pada memori dengan kapasitas yang sangat terbatas, hal ini akan menurunkan optimalisasi utilitas dari ruang memori fisik (memori utama). Setiap program yang dijalankan harus berada di memori. Memori merupakan suatu tempat penyimpanan utama (primary storage) yang bersifat sementara (volatile). Ukuran memori yang terbatas dapat menimbulkan masalah bagaimana menempatkan program yang berukuran yang lebih besar dari ukuran memori fisik (memori utama) dan masalah penerapan multiprogramming yang membutuhkan tempat yang lebih besar di memori. Memori virtual adalah suatu teknik yang memisahkan antara memori logis dan memori fisiknya. Memori logis merupakan kumpulan keseluruhan halaman dari suatu program. Tanpa memori virtual, memori logis akan langsung dibawa ke memori fisik (memori utama). Disinilah memori virtual melakukan pemisahan dengan menaruh memori logis ke secondary storage (disk sekunder) dan hanya membawa halaman yang diperlukan ke memori utama (memori fisik). Teknik ini menempatkan keseluruhan program di disk sekunder dan membawa halaman-halaman yang diperlukan ke memori fisik sehingga memori utama hanya akan menyimpan sebagian alamat proses yang sering digunakan dan sebagian lainnya akan disimpan dalam disk sekunder dan dapat diambil sesuai dengan kebutuhan. Jadi jika proses yang sedang berjalan membutuhkan instruksi atau data yang terdapat pada suatu halaman tertentu maka halaman tersebut akan dicari di memori utama. Jika halaman yang diinginkan tidak ada maka akan dicari ke disk sekunder.

Gambar 5.1. Memori Virtual

31

Demand Paging

Pada gambar diatas ditunjukkan ruang sebuah memori virtual yang dibagi menjadi bagian-bagian yang sama dan diidentifikasikan dengan nomor virtual pages. Memori fisik dibagi menjadi page frames yang berukuran sama dan diidentifikasikan dengan nomor page frames. Bingkai (frame) menyimpan data dari halaman. Atau memori virtual memetakan nomor virtual pages ke nomor page frames. Mapping (pemetaan) menyebabkan halaman virtual hanya dapat mempunyai satu lokasi alamat fisik. Dalam sistem paging, jika sebuah ruang diperlukan untuk proses dan halaman yang bersangkutan tidak sedang digunakan, maka halaman dari proses akan mengalami paged out (disimpan ke dalam disk) atau swap out, memori akan kosong untuk halaman aktif yang lain. Halaman yang dipindah dari disk ke memori ketika diperlukan dinamakan paged in (dikembalikan ke memori) atau swap in. Ketika sebuah item dapat mengalami paging, maka item tersebut termasuk dalam item yang menempati ruang virtual, yang diakses dengan alamat virtual dan ruangan yang ada dialokasikan untuk informasi pemetaan. Sistem operasi mengalokasikan alamat dari item tersebut hanya ketika item tersebut mengalami paging in. Keuntungan yang diperoleh dari penyimpanan hanya sebagian program saja pada memori fisik adalah: • Berkurangnya proses M/K yang dibutuhkan (lalu lintas M/K menjadi rendah) • Ruang menjadi lebih leluasa karena berkurangnya memori fisik yang digunakan • Meningkatnya respon karena menurunnya beban M/K dan memori • Bertambahnya jumlah pengguna yang dapat dilayani. Ruang memori yang masih tersedia luas memungkinkan komputer untuk menerima lebih banyak permintaan dari pengguna. Teknik memori virtual akan memudahkan pekerjaan seorang programmer ketika besar data dan programnya melampaui kapasitas memori utama. Sebuah multiprogramming dapat mengimplementasikan teknik memori virtual sehingga sistem multiprogramming menjadi lebih efisien. Contohnya: 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. Prinsip dari memori virtual adalah bahwa "Kecepatan maksimum ekseskusi proses di memori virtual dapat sama, tetapi tidak akan pernah melampaui kecepatan eksekusi proses yang sama di sistem yang tidak menggunakan memori virtual". Memori virtual dapat diimplementasikan dengan dua cara: 1. Demand Paging yaitu dengan menerapkan konsep pemberian halaman pada proses 2. Demand segmentation, lebih kompleks diterapkan ukuran segmen yang bervariasi.

5.2. Demand Paging Demand Paging atau permintaan pemberian halaman adalah salah satu implementasi dari memori virtual yang paling umum digunakan. Sistem Demand Paging pada prinsipnya hampir sama dengan sistem permintaan halaman yang menggunakan swapping, hanya saja pada sistem demand paging, halaman tidak akan dibawa ke dalam memori fisik sampai ia benar-benar diperlukan. Oleh sebab itu dibutuhkan bantuan perangkat keras untuk mengetahui lokasi dari halaman saat ia diperlukan. Daripada melakukan swapping, keseluruhan proses ke dalam memori utama, digunakanlah yang disebut lazy swapper yaitu tidak pernah menukar sebuah halaman ke dalam memori utama kecuali halaman tersebut diperlukan. Keuntungan yang diperoleh dengan menggunakan demand paging sama dengan keuntungan pada memori virtual di atas. Saat melakukan pengecekan pada halaman yang dibutuhkan oleh suatu proses, terdapat tiga kemungkinan kasus yang dapat terjadi, yaitu: • Halaman ada dan sudah langsung berada di memori utama - statusnya adalah valid ("v" atau "1") • Halaman ada tetapi belum berada di memori utama atau dengan kata lain halaman masih berada di disk sekunder - statusnya adalah tidak valid/invalid ("i" atau "0") • Halaman benar - benar tidak ada, baik di memori utama maupun di disk sekunder (invalid reference) - statusnya adalah tidak valid/invalid ("i" atau "0")

32

Skema Bit Valid - Tidak Valid

Ketika kasus kedua dan ketiga terjadi, maka proses dinyatakan mengalami kesalahan halaman (page fault). Selanjutnya proses tersebut akan dijebak ke dalam sistem operasi oleh perangkat keras.

Skema Bit Valid - Tidak Valid Dalam menentukan halaman mana yang ada di dalam memori utama dan halaman mana yang tidak ada di dalam memori utama, diperlukan suatu konsep, yaitu skema bit valid - tidak valid. Kondisi valid berarti bahwa halaman yang dibutuhkan itu legal dan berada di dalam memori utama (kasus pertama). Sementara tidak valid/invalid adalah kondisi dimana halaman tidak ada di memori utama namun ada di disk sekunder (kasus kedua) atau halaman memang benar-benar tidak ada baik di memori utama maupun disk sekunder (kasus ketiga). Pengaturan bit dilakukan sebagai berikut: • Bit = 1 berarti halaman berada di memori utama • Bit = 0 berarti halaman tidak berada di memori utama Apabila ternyata hasil dari mengartikan alamat melalui page table menghasilkan bit halaman yang bernilai 0, maka akan menyebabkan terjadinya page fault . Page fault adalah interupsi yang terjadi ketika halaman yang diminta/dibutuhkan oleh suatu proses tidak berada di memori utama. Proses yang sedang berjalan akan mengakses page table (tabel halaman) untuk mendapatkan referensi halaman yang diinginkan. Page fault dapat diketahui/dideteksi dari penggunaan skema bit valid-tidak valid ini. Bagian inilah yang menandakan terjadinya suatu permintaan pemberian halaman . Jika suatu proses mencoba untuk mengakses suatu halaman dengan bit yang di-set tidak valid maka page fault akan terjadi. Proses akan dihentikan sementara halaman yang diminta/dibutuhkan dicari didalam disk.

Gambar 5.2. Tabel Halaman dengan Skema Bit Valid - Tidak valid

5.3. Penanganan Page Fault Prosedur untuk menangani page fault adalah sebagai berikut:

33

Kinerja

• CPU mengambil (load) instruksi dari memori untuk dijalankan. Pengambilan instruksi dilakukan dari halaman pada memori dengan mengakses tabel halaman. Ternyata pada tabel halaman bit terset tidak valid atau invalid (i). • Interupsi page fault terjadi sehingga interupsi tersebut menyebabkan perangkat keras melakukan trap yaitu menjebak proses tersebut ke dalam sistem operasi. • Jika referensi alamat yang diberikan ke sistem operasi ilegal atau dengan kata lain halaman yang ingin diakses tidak ada (tidak berada di disk), maka proses akan dihentikan. Namun jika referensi alamatnya adalah legal maka halaman yang diinginkan akan diambil dari disk. • Halaman yang diinginkan akan dibawa dari disk ke memori utama (memori fisik). • Tabel halaman akan diatur ulang lagi sesuai dengan kondisi yang baru. Jika tidak terdapat ruang kosong (free frame) di memori utama (fisik) untuk menaruh halaman yang baru maka dilakukan penggantian halaman dengan memilih salah satu halaman pada memori utama untuk digantikan dengan halaman yang baru tersebut. Penggantian halaman dilakukan dengan menggunakan algoritma tertentu. Jika halaman yang digantikan tersebut sudah dimodifikasi oleh proses maka halaman tersebut harus ditulis kembali ke disk. • Setelah halaman yang diinginkan sudah dibawa ke memori utama (fisik) maka proses dapat diulang kembali. Dengan demikian proses sudah bisa mengakses halaman karena halaman telah diletakkan ke memori utama (fisik). Perlu diingat bahwa status (register, condition code, counter insruksi) dari proses yang diinterupsi ketika terjadi page fault akan disimpan sehingga proses dapat diulang kembali di tempat dan status yang sama, kecuali jika halaman yang diinginkan sekarang telah berada di memori dan dapat diakses. Pada berbagai kasus yang terjadi, ada tiga komponen yang akan dihadapi pada saat melayani page fault: • Melayani interupsi page fault • Membaca halaman • Mengulang kembali proses

Gambar 5.3. Langkah-Langkah dalam Menangani Page Fault

5.4. Kinerja Dalam proses demand paging, jika terjadi page fault maka diperlukan waktu yang lebih lambat untuk mengakses memori daripada jika tidak terjadi page fault. Hal ini dikarenakan perlu adanya penanganan

34

Copy-on-Write

page fault itu sendiri. Kinerja demand paging ini dapat dihitung dengan menggunakan effective access time yang dirumuskan sebagai berikut: effective access time = (1 - p) x ma + p x page fault time ma adalah memory access time, yang pada umumnya berkisar antara 10 hingga 200 nanosecond. p adalah probabilitas terjadinya page fault, yang berkisar antara 0 hingga 1. Jika p sama dengan 0 yang berarti bahwa tidak pernah terjadi page fault, maka effective access time akan sama dengan memory access time, dan itulah yang diharapkan. Sedangkan jika p sama dengan 1, yang berarti bahwa semua halaman mengalami page fault, maka effective access time-nya akan semaikin meningkat. Untuk mendapatkan effective access time, kita harus mengetahui waktu yang diperlukan untuk menangani page fault. Komponen-komponen dalam penanganan page fault terdiri dari tiga kelompok besar, yaitu melayani interupsi dari page fault, membaca halaman, dan mengulang kembali proses.

Penggunaan effective access time dapat ditunjukkan dalam contoh berikut.

Contoh 5.1. Contoh penggunaan effective address Diketahui waktu pengaksesan memori (ma) sebesar 100 ns. Waktu page fault sebesar 20 ms. Maka effective access time = (1 - p) x ma + p x page fault time = (1 - p) x 100 + p x 20000000 = 100 - 100p + 20000000p = 100 + 19.999.900p nanosecond Pada demand paging, diusahakan agar kemungkinan terjadinya page fault rendah, karena bila effective access time-nya meningkat, maka proses akan berjalan lebih lambat.

5.5. Copy-on-Write Pada pembahasan sebelumnya dijelaskan bahwa memori virtual memungkinkan proses untuk saling berbagi pakai memori. Proses ini adalah proses untuk berbagi pakai halaman (page sharing) memori virtual. Karena setiap proses membutuhkan halaman tersendiri, maka dibutuhkan teknik untuk mengaturnya. Teknik yang digunakan untuk mengoptimasi pembuatan dan penggunaan halaman adalah teknik copy-on-write, atau yang biasa disingkat dengan COW. Pembuatan proses baru dengan menggunakan sistem call fork() menciptakan proses anak sebagai duplikat dari proses induknya. Setelah berhasil menciptakan proses anak, kemudian proses anak tersebut langsung memanggil sistem call exec(), yang berarti bahwa proses anak juga menduplikasi ruang alamat yang dimiliki proses induknya, beserta halaman yang diaksesnya. Padahal, hasil kopian dari halaman tersebut belum tentu berguna, yaitu jika tidak ada proses modifikasi pada halaman tersebut. Akan tetapi, dengan menggunakan teknik copy-on-write maka proses anak dan induk dapat bersama-sama menggunakan (mengakses) halaman yang sama. Suatu halaman yang diakses secara bersama-sama (shared) oleh beberapa proses ditandai dengan COW (copy-on-write) jika suatu proses ingin memodifikasi (menulis) suatu halaman. Dan apabila hal tersebut terjadi, maka akan dibuat salinan dari halaman yang di-shared tersebut. Sebagai contoh, sebuah proses anak akan memodifikasi suatu halaman yang terdiri dari sebagian dari stack. Sistem operasi akan mengenali halaman ini sebagai halaman copy-on-write. Sistem operasi kemudian akan membuat salinan dari halaman ini dan memetakannya kepada ruang alamat yang dimiliki proses anak. Proses anak kemudian memodifikasi halaman salinan yang telah berada di ruang alamat proses anak tersebut. Pada saat teknik copy-on-write ini digunakan, hanya halaman yang bisa dimodifikasi (oleh proses anak atau proses induk) saja yang disalin, sedangkan halaman yang tidak dimodifikasi dapat dibagi (di-share) untuk proses induk dan proses anak. Sebagai catatan, bahwa hanya halaman yang dapat dimodifikasi saja yang ditandai sebagai copy-on-write, sedangkan halaman yang tidak dapat dimodifikasi (misalnya halaman yang terdiri dari kode-kode yang bisa dieksekusi) tidak perlu ditandai karena tidak akan terjadi modifikasi pada halaman tersebut.

35

Dasar Penggantian Halaman

Pada banyak sistem operasi, disediakan sebuah pool yang terdiri dari halaman-halaman yang kosong untuk meletakkan halaman hasil duplikasi dengan teknik copy-on-write. Selain untuk meletakkan halaman hasil duplikasi tersebut, pool ini juga digunakan pada saat sebuah proses mengalami penambahan stack atau heap. Teknik yang digunakan sistem operasi untuk menyediakan halaman kosong tersebut dikenal dengan zero-fill-on-demand. Teknik ini dilakukan dengan mengosongkan halaman-halaman sebelum digunakan oleh proses yang baru. Copy-on-write dapat diilustrasikan pada gambar 4 dan 5.

Gambar 5.4. Sebelum modifikasi pada page C

Gambar 5.5. Setelah modifikasi pada page C

5.6. Dasar Penggantian Halaman Pada pembahasan mengenai masalah page-fault, diasumsikan bahwa setiap halaman minimal mengalami satu kali page fault, yaitu pada saat diakses pertama kali. Akan tetapi, tidak semua

36

Dasar Penggantian Halaman

halaman tersebut akan digunakan oleh suatu proses. Jika terdapat sebuah proses yang memiliki sepuluh halaman, dan hanya menggunakan setengah di antaranya, yaitu lima halaman, maka demand paging menyimpan kelima proses yang tidak dibutuhkan tersebut agar tidak diakses oleh M/K. Dengan begitu, kita dapat meningkatkan degree of multiprogramming, yaitu dengan menjalankan proses dua kali lebih banyak. Jika kita memiliki empat puluh bingkai, kita dapat menjalankan delapan proses. Bandingkan dengan jika kesepuluh halaman tersebut dipanggil, maka hanya dapat dijalankan maksimum empat proses. Jika kita meningkatkan degree of multiprogramming, yaitu dengan menjalankan proses lebih banyak, maka dapat terjadi over-allocating memory. Misalnya kita menjalankan enam proses yang masingmasing memiliki sepuluh halaman dan seluruhnya dipanggil (di-load) ke memori, maka akan dibutuhkan 60 bingkai, padahal yang tersedia hanya empat puluh bingkai. Over-allocating memory juga dapat terjadi jika terdapat page fault, yaitu pada saat sistem operasi mendapatkan halaman yang dicari pada disk kemudian membawanya ke memori fisik tetapi tidak terdapat bingkai yang kosong pada memori fisik tersebut. Sistem operasi memiliki dua cara untuk menangani masalah ini. Yang pertama dengan men-terminasi proses yang sedang mengakses halaman tersebut. Akan tetapi, cara ini tidak dapat dilakukan karena demand paging merupakan usaha sistem operasi untuk meningkatkan utilisasi komputer dan throughput-nya. Cara yang kedua yaitu dengan penggantian halaman (page replacement). Sistem operasi dapat memindahkan suatu proses dari memori fisik, lalu menghapus semua bingkai yang semula digunakannya, dan mengurangi level of multiprogramming (dengan mengurangi jumlah proses yang berjalan). Prinsip kerja penggantian halaman adalah sebagai berikut. "Jika tidak ada bingkai yang kosong, maka dicari (dengan suatu algoritma ganti halaman) salah satu bingkai yang sedang tidak digunakan dan kemudian dikosongkar. Suatu bingkai dapat dikosongkan dengan memindahkan isinya ke dalam ruang pemindahan kemudian mengubah semua tabel halaman hingga mengindikasikan bahwa halaman yang dipindah tersebut sudah tidak berada di memori fisik. Lalu bingkai yang telah kosong tersebut dapat digunakan oleh halaman yang akan ditempatkan di memori fisik". Dengan memodifikasi urutan penanganan page fault, maka dapat dijabarkan urutan proses page replacement sebagai berikut. 1. Mencari lokasi dari halaman yang dicari di disk. 2. Mencari bingkai yang kosong di memori fisik: a. Jika ada bingkai yang kosong, maka gunakan bingkai tersebut. b. Jika tidak ada bingkai yang kosong, gunakan algoritma ganti halaman untuk memilih bingkai "korban" c. Pindahkan bingkai "korban" tersebut ke disk dan sesuaikan tabel halaman. 3. Masukkan halaman yang berasal dari disk tersebut ke dalam bingkai yang baru dikosongkan tersebut. Sesuaikan tabel halaman. 4. Lanjutkan proses yang telah diinterupsi. Dari penjelasan di atas, maka dapat disimpulkan bahwa jika tidak terdapat bingkai yang kosong maka terdapat dua transfer halaman (yang keluar dan masuk memori fisik). Hal ini tentu saja menambah waktu dalam penanganan page fault dan sceara otomatis menambah effective access time. Hal tersebut dapat diselesaikan dengan menggunakan bit modifikasi (modify bit/dirty bit ). Setiap halaman atau bingkai memiliki bit modifikasi yang sesuai pada perangkat keras. Bit modifikasi untuk sebuah halaman diatur oleh perangkat keras pada saat suatu byte atau word dituliskan ke halaman tersebut, yang menunjukan bahwa halaman tersebut telah dimodifikasi. Waktu suatu halaman dipilih untuk dipindahkan dari memori fisik ke disk, diperiksa terlebih dahulu bit modifikasinya di disk. Jika bit modifikasinya ada, maka halaman tersebut harus ditulis ke disk. Namun, apabila bit modifikasinya belum ada di disk, maka halaman tersebut belum dimodifikasi karena halaman tersebut masih berada di memori utama. Oleh karena itu, jika salinan dari halaman tersebut masih terdapat di disk (belum ditimpa oleh halaman lain) maka penulisan halaman dari memori utama ke disk tidak diperlukan. Hal ini juga berlaku pada halaman read-only, yaitu halaman yang tidak dapat dimodifikasi. Sehingga

37

Rangkuman

waktu yang diperlukan untuk penanganan page fault dapat berkurang dengan cukup signifikan karena berkurangnya waktu M/K dari dan ke disk.

Gambar 5.6. Page Replacement

5.7. Rangkuman Memori virtual adalah teknik yang memisahkan antara alamat memori logis dengan alamat memori fisik. Hal tersebut berguna agar pengguna (programmer) tidak perlu menentukan alamat fisik dari program yang dijalankan. Memori vitual memungkinkan beberapa proses berjalan dengan alamat memori fisik yang terbatas. Teknik permintaan halaman (demand paging) digunakan untuk mengimplementasikan konsep memori virtual. Jika halaman yang diminta tidak terdapat pada memori utama, maka akan terjadi page fault. Page fault ini dapat ditangani dengan beberapa tahapan. Dengan adanya page fault ini, maka kinerja demand paging dapat dihitung berdasarkan memory access time dan page fault time (waktu yang dibutuhkan dalam penanganan page fault). Kinerja demand paging ini biasa disebut dengan effective access time. Pada pembuatan suatu proses baru (proses anak), maka baik proses induk maupun proses anak dapat mengakses suatu halaman yang sama tanda perlu membuat salinannya terlebih dahulu, yaitu dengan teknik copy-on-write. Jika proses anak hendak memodifikasi halaman tersebut, maka baru akan dibuatkan salinan dari halaman tersebut untuk kemudian dimodifikasi oleh proses anak. Halaman yang disalin tersebut dinamakan halaman copy-on-write . Jika ada suatu halaman diminta/dibutuhkan oleh suatu proses dan ternyata halaman tersebut terdapat di disk, maka halaman tersebut akan dipindahkan ke memori utama. Namun, jika di memori utama tidak lagi terdapat bingkai yang kosong (free frame) untuk ditempati oleh halaman tersebut, maka akan terjadi penggantian halaman (page replacement) dengan memilih suatu bingkai pada memori dan menggantikan isinya dengan halaman tersebut. Pada pemilihan suatu bingkai ini, dibutuhkan suatu algoritma penggantian halaman.

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons.

38

Rangkuman

[Tanenbaum1997] Andrew S Tanenbaum dan Albert S Woodhull. 1997. Operating Systems Design and Implementation. Second Edition. Prentice-Hall. [WEBAmirSch2000] Yair Amir dan Theo Schlossnagle. 2000. Operating Systems 00.418: Memory Management http://www.cs.jhu.edu/ ~yairamir/ cs418/ os5/ . Diakses 29 Mei 2006. [WEBCACMF1961] John Fotheringham. “ Dynamic Storage Allocation in the Atlas Computer Including an Automatic Use of a Backing Store http://www.eecs.harvard.edu/ cs261/ papers/ frother61.pdf ”. Diakses 29 Juni 2006. Communications of the ACM . 4. 10. October 1961. [WEBFunkhouser2002] Thomas Funkhouser. 2002. Computer Science 217 Introduction to Programming Systems: Memory Paging http://www.cs.princeton.edu/ courses/ archive / spring02/ cs217/ lectures/ paging.pdf . Diakses 28 Juni 2006. [WEBGottlieb2000] Allan Gottlieb. 2000. Operating Systems: Page tables http://allan.ultra.nyu.edu/ ~gottlieb/ courses/ 1999-00-spring/ os/ lecture-11.html . Diakses 28 Juni 2006. [WEBHP1997] Hewlett-Packard Company. 1997. HP-UX Memory Management Overview of Demand Paging http://docs.hp.com/en/5965-4641/ch01s10.html . Diakses 29 Juni 2006. [WEBJupiter2004] Jupitermedia Corporation. 2004. Virtual Memory http://www.webopedia.com/ TERM/ v/ virtual_memory.html . Diakses 29 Juni 2006. [WEBOCWEmer2005] Joel Emer dan Massachusetts Institute of Technology. 2005. OCW Computer System Architecture Fall 2005 Virtual Memory Basics http://ocw.mit.edu/ NR/ rdonlyres/ Electrical Engineering -and -Computer -Science/ 6 -823Computer -System -ArchitectureSpring2002/ C63EC0D0 -0499 -474F -BCDA -A6868A6827C4/ 0/ lecture09.pdf . Diakses 29 Juni 2006. [WEBRegehr2002] John Regehr dan University of Utah. 2002. CS 5460 Operating Systems Demand Halamand Virtual Memory http://www.cs.utah.edu/ classes/ cs5460-regehr/ lecs/ demand_paging.pdf . Diakses 29 Juni 2006. [WEBSolomon2004] Marvin Solomon. 2004. CS 537 Introduction to Operating Systems: Lecture Notes Part 7 http://www.cs.wisc.edu/ ~solomon/ cs537/ paging.html . Diakses 28 Juni 2006. [WEBKUSJOKO2004] Kuspriyanto dan Putut Joko Wibowo. 2004. Desain Memori Virtual Pada Mikroarsitektur PowerPC, MIPS, Dan X86 http://www.geocities.com/transmisi_eeundip/kuspriyanto.pdf . Diakses 28 Maret 2007.

39

40

Bab 6. Algoritma Ganti Halaman 6.1. Pendahuluan Ganti halaman dilakukan apabila terjadi page fault. Page fault bukan suatu jenis error yang fatal, page fault terjadi apabila ada halaman yang ingin diakses tetapi halaman tersebut tidak terdapat di dalam memori utama. Page fault pasti terjadi minimal satu kali saat pertama kali halaman itu ingin diakses. Prinsip ganti halaman adalah sebagai berikut: a. Proses meminta halaman tertentu. b. Jika halaman berada di memori, tidak dilakukan ganti halaman. c. Jika halaman tidak berada di memori, maka: a. Jika ada frame kosong, maka halaman itu di-load ke dalam frame yang kosong tersebut. b. Jika tidak ada frame yang kosong, maka pilih halaman yang akan di-swap dengan menggunakan algoritma ganti halaman. d. Update tabel halaman dan table memori. e. Restart proses.

Gambar 6.1. Ilustrasi Swapping

Semakin banyak dilakukan swap, semakin sibuk pula CPU mengurus hal ini. Bila berkelanjutan, maka akan terjadi thrashing. Thrashing adalah keadaan di mana banyak terjadi page fault, sehingga mengakibatkan utilisasi CPU menurun drastis karena lebih sibuk mengurusi pergantian halaman daripada mengurusi proses. Untuk menghindari hal ini, diperlukan pemilihan algoritma ganti halaman yang baik. Kriteria algoritma yang baik adalah: • Menyebabkan page fault rate yang rendah. • Tidak menyebabkan thrashing . • Tidak terlalu sulit untuk diimplementasikan.

41

Reference String

Pada umumnya, semakin besar memori, semakin banyak pula jumlah frame-nya. Semakin banyak frame, semakin banyak pula jumlah halaman yang bisa masuk di memori, sehingga page fault rate menurun.

6.2. Reference String Reference string adalah string yang merepresentasikan halaman-halaman yang ingin digunakan/ di-load . Kegunaannya adalah untuk menyederhanakan alamat dan mempermudah melihat page fault rate yang terjadi serta mensimulasikan algoritma ganti halaman. Biasanya reference string berisi kumpulan alamat-alamat halaman yang dikelompokkan berdasarkan aturan reduksi reference string. Bila pereduksian alamat sebanyak 1000 bytes, maka alamat-alamat yang berurutan sebanyak 1000 bytes diwakili oleh satu buah reference string. Misalnya 0003, 0563, 0094 diwakili oleh reference string 0. Demikian juga 1745, 1003, 1999 diwakili oleh reference string 1 dan seterusnya. Contoh: Urutan alamat yang digunakan oleh sebuah proses adalah 0301, 0213, 0312, 0321, 0341, 0421, 0431, 0132, 0431, 0152. Maka, reference string-nya dengan reduksi 100 bytes adalah 3, 2, 3, 4, 1, 4, 1. Bagaimana cara men-generate sebuah reference string dari urutan alamat? Reference string dihasilkan dari bit tertentu dari sebuah alamat (biasanya bit kedua dari kiri, yang berarti direduksi 100 bytes), maka alamat 0431 menjadi 4, 0241 menjadi 2, dan 0252 menjadi 2. Apabila terdapat urutan alamat yang string acuannya sama berturut-turut, misalnya 0431 dan 0452, maka tetap ditulis sebagai 4, karena tidak me-load halaman yang baru.

6.3. Algoritma FIFO (First In First Out) Algoritma ini adalah algoritma yang paling sederhana. Prinsip dari algoritma ini adalah seperti prinsip antrian (antrian tak berprioritas), halaman yang masuk lebih dulu maka akan keluar lebih dulu juga. Algoritma ini menggunakan struktur data stack. Apabila tidak ada frame kosong saat terjadi page fault, maka korban yang dipilih adalah frame yang berada di stack paling bawah, yaitu halaman yang berada paling lama berada di memori.

42

Algoritma FIFO (First In First Out)

Gambar 6.2. Algoritma FIFO

Pada awalnya, algoritma ini dianggap cukup mengatasi masalah tentang pergantian halaman, sampai pada tahun 70-an, Belady menemukan keanehan pada algoritma ini yang dikenal kemudian dengan anomali Belady. Anomali Belady adalah keadaan di mana page fault rate meningkat seiring dengan pertambahan jumlah frame , seperti yang bisa dilihat pada contoh di bawah ini.

43

Algoritma Optimal

Gambar 6.3. Anomali Algoritma FIFO

Ketika jumlah frame ditambah dari 3 frame menjadi 4 frame, jumlah page fault yang terjadi malah bertambah (dari 14 page fault menjadi 15 page fault ). Hal ini biasanya terjadi pada kasus yang menginginkan halaman yang baru saja di-swap-out sebelumnya. Oleh karena itu, dicarilah algoritma lain yang mampu lebih baik dalam penanganan pergantian halaman seperti yang akan dibahas berikut ini.

6.4. Algoritma Optimal Algoritma ini adalah algoritma yang paling optimal sesuai namanya. Prinsip dari algoritma ini adalah mengganti halaman yang tidak akan terpakai lagi dalam waktu lama, sehingga efisiensi pergantian halaman meningkat (page fault yang terjadi berkurang) dan terbebas dari anomali Belady. Algoritma ini memiliki page fault rate paling rendah di antara semua algoritma di semua kasus. Akan tetapi, optimal belum berarti sempurna karena algoritma ini ternyata sangat sulit untuk diterapkan. Sistem tidak dapat mengetahui halaman-halaman mana saja yang akan digunakan berikutnya.

44

Algoritma LRU (Least Recently Used)

Gambar 6.4. Algoritma Optimal

6.5. Algoritma LRU (Least Recently Used) Dikarenakan algoritma optimal sangat sulit dalam pengimplementasiannya, maka dibuatlah algoritma lain yang performance-nya mendekati algoritma optimal dengan sedikit cost yang lebih besar. Algoritma ini mengganti halaman yang paling lama tidak dibutuhkan. Asumsinya, halaman yang sudah lama tidak digunakan sudah tidak dibutuhkan lagi dan kemungkinan besar, halaman yang baru di-load akan digunakan kembali. Sama seperti algoritma optimal, algoritma LRU tidak mengalami anomali Belady. Algoritma ini memakai linked list untuk mendata halaman mana yang paling lama tidak terpakai. Linked list inilah yang membuat cost membesar, karena harus meng-update linked list tiap saat ada halaman yang di akses. Halaman yang berada di linked list paling depan adalah halaman yang baru saja digunakan. Semakin lama tidak dipakai, halaman akan berada semakin belakang dan di posisi terakhir adalah halaman yang paling lama tidak digunakan dan siap untuk di-swap.

45

Implementasi LRU

Gambar 6.5. Algoritma LRU

6.6. Implementasi LRU Ada beberapa cara untuk mengimplementasikan algoritma LRU. Tetapi, yang cukup terkenal ada 2, yaitu counter dan stack. Contoh algoritma di atas menggunakan stack. Counter . Cara ini dilakukan dengan menggunakan counter atau logical clock. Setiap halaman memiliki nilai yang pada awalnya diinisialisasi dengan 0. Ketika mengakses ke suatu halaman baru, nilai pada clock di halaman tersebut akan bertambah 1. Semakin sering halaman itu diakses, semakin besar pula nilai counter-nya dan sebaliknya. Untuk melakukan hal itu dibutuhkan extra write ke memori. Selain berisi halaman-halaman yang sedang di-load, memori juga berisi tentang counter masing-masing halaman. Halaman yang diganti adalah halaman yang memiliki nilai clock terkecil, yaitu halaman yang paling jarang diakses. Kekurangan dari cara ini adalah memerlukan dukungan tambahan counter pada hardware. Stack. Cara 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

46

Algoritma Lainnya

akan diganti sehingga setiap kali halaman baru diakses tidak perlu mencari kembali halaman yang akan diganti. Dibandingkan pengimplementasian dengan counter, cost untuk mengimplementasikan algoritma LRU dengan menggunakan stack akan lebih mahal karena seluruh isi stack harus di-update setiap kali mengakses halaman, sedangkan dengan counter, yang dirubah hanya counter halaman yang sedang diakses, tidak perlu mengubah counter dari semua halaman yang ada.

Gambar 6.6. Algoritma LRU dengan Stack

6.7. Algoritma Lainnya Sebenarnya masih banyak algoritma ganti halaman yang lain selain 3 algoritma utama yang telah dibahas sebelumnya (utama bukan berarti paling sering dipakai). Berikut ini adalah 2 contoh algoritma lain yang juga cukup popular dan mudah diimplementasikan. Algoritma yang pertama adalah algoritma second chance. Algoritma second chance berdasarkan pada algoritma FIFO yang disempurnakan. Algoritma ini menggunakan tambahan berupa reference bit yang nilainya 0 atau 1. Jika dalam FIFO menggunakan stack , maka second chance menggunakan circular queue . Halaman yang baru di-load atau baru digunakan akan diberikan nilai 1 pada reference bit-nya. Halaman yang reference bit-nya bernilai 1 tidak akan langsung diganti walaupun dia berada di antrian paling bawah (berbeda dengan FIFO). Urutan langkah kerja algoritma second chance adalah sebagai berikut: • Apabila terjadi page fault dan tidak ada frame yang kosong, maka akan dilakukan razia (pencarian korban) halaman yang reference bit-nya bernilai 0 dimulai dari bawah antrian (seperti FIFO). • Setiap halaman yang tidak di- swap (karena reference bit-nya bernilai 1), setiap dilewati saat razia reference bit-nya akan diset menjadi 0. • Apabila ditemukan halaman yang reference bit-nya bernilai 0, maka halaman itu yang di-swap. • Apabila sampai di ujung antrian tidak ditemukan halaman yang reference bit-nya bernilai 0, maka razia dilakukan lagi dari awal. Pada gambar di bawah ini, akan diilustrasikan algoritma second chance dan algoritma FIFO sebagai pembanding.

47

Algoritma Lainnya

Gambar 6.7. Algoritma Second Chance

Gambar 6.8. Algoritma FIFO

Algoritma kedua adalah algoritma random. Algoritma random adalah algoritma yang cukup sederhana juga selain algoritma FIFO. Dalam algoritma ini, halaman yang dipilih menjadi korban dipilih secara acak. Meskipun terdengar asal, tetapi algoritma ini relatif low cost, karena tidak memerlukan stack, queue atau counter. Dibandingkan dengan FIFO, rata-rata kasus menunjukkan page fault rate algoritma random lebih rendah daripada algoritma FIFO. Sedangkan dibandingkan dengan LRU, algorima random ini lebih unggul dalam hal memory looping reference , karena algoritma random sama sekali tidak memerlukan looping.

Gambar 6.9. Algoritma Random

48

Rangkuman

6.8. Rangkuman Page fault terjadi apabila terdapat halaman yang ingin diakses tetapi halaman tersebut tidak terdapat di dalam memori utama. Jika terjadi page fault dan tidak ada frame yang kosong, maka dipilih frame tumbal yang akan di-swap. Pemilihan halaman dilakukan dengan algoritma ganti halaman. Algoritma dipilih yang paling rendah page fault rate-nya dan tidak sulit untuk diimplementasikan. Contoh algoritma ganti halaman: • Algoritma FIFO • Algoritma Optimal • Algoritma LRU • Algoritma Second Chance • Algoritma Random

Rujukan [Silberschatz2002] Abraham Silberschatz, Peter Galvin, dan Greg Gagne. 2002. Applied Operating Systems. Sixth Edition. John Wiley & Sons. [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [Tanenbaum1997] Andrew S Tanenbaum dan Albert S Woodhull. 1997. Operating Systems Design and Implementation. Second Edition. Prentice-Hall. [WEBAmirSch2000] YairTheo AmirSchlossnagle. 2000. Operating Systems 00.418: Memory Management – http://www.cs.jhu.edu/ ~yairamir/ cs418/ os5/ . Diakses 29 Mei 2006. [WEBEgui2006] Equi4 Software. 2006. Memory Mapped Files – http://www.equi4.com/mkmmf.html . Diakses 3 Juli 2006. [WEBFunkhouser2002] Thomas Funkhouser. 2002. Computer Science 217 Introduction to Programming Systems: Memory Paging – http://www.cs.princeton.edu/ courses/ archive / spring02/ cs217/ lectures/ paging.pdf . Diakses 28 Juni 2006. [WEBGottlieb2000] Allan Gottlieb. 2000. Operating Systems: Page tables – http://allan.ultra.nyu.edu/ ~gottlieb/ courses/ 1999-00-spring/ os/ lecture-11.html . Diakses 28 Juni 2006. [WEBSolomon2004] Marvin Solomon. 2004. CS 537 Introduction to Operating Systems: Lecture Notes Part 7 – http://www.cs.wisc.edu/ ~solomon/ cs537/ paging.html . Diakses 28 Juni 2006. [WEBWiki2006c] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. Memory Management Unit – en.wikipedia.org/ wiki/ Memory_management_unit . Diakses 30 Juni 2006.

http://

[WEBWiki2006d] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. Page Fault – http://en.wikipedia.org/ wiki/ Page_fault . Diakses 30 Juni 2006. [WEBWiki2006e] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. Copy on Write – http://en.wikipedia.org/ wiki/ Copy_on_Write . Diakses 03 Juli 2006. [WEBWiki2007] Wikipedia. 2007. Page Replacement Page_replacement_algorithm . Diakses 4 April 2007.

Algortihm

http://en.wikipedia.org/wiki/

49

50

Bab 7. Strategi Alokasi Bingkai 7.1. Pendahuluan Setiap proses perlu mendapat alokasi memori agar proses tersebut dapat dieksekusi dengan baik. Masalah selanjutnya adalah bagaimana caranya untuk mengalokasikan memori bagi setiap proses yang ada. Saat proses akan dieksekusi, terjadi page fault sehingga sistem akan menggantinya dengan halaman di memori. Untuk melakukan penggantian ini diperlukan bingkai yang terdapat di sistem. Proses dapat menggunakan setiap bingkai yang sedang bebas di sistem. Hal ini mengakibatkan perlu adanya pengaturan lebih lanjut agar tiap proses bisa mendapatkan bingkai yang cukup untuk melakukan penggantian ini.

7.2. Jumlah Bingkai Hal yang perlu diperhatikan dalam strategi alokasi bingkai adalah berapa jumlah bingkai yang harus dialokasikan pada proses tersebut. Jumlah bingkai yang dialokasikan tidak boleh melebihi jumlah bingkai yang tersedia. Hal lain yang perlu diperhatikan adalah jumlah bingkai minimum yang harus dialokasikan agar instruksi dapat dijalankan, karena jika terjadi kesalahan halaman sebelum eksekusi selesai, maka instruksi tersebut harus diulang. Sehingga jumlah bingkai yang cukup harus tersedia untuk menampung semua halaman yang dibutuhkan oleh sebuah instruksi.

7.3. Strategi Alokasi Bingkai Ada dua jenis algoritma yang biasa digunakan untuk pengalokasian bingkai, yaitu: 1. Algoritma Fixed Allocation . Algoritma fixed allocation dibedakan menjadi dua macam yaitu equal allocation dan proportional allocation. Pada algoritma equal allocation jumlah bingkai yang diberikan pada setiap proses jumlahnya sama (m/n bingkai, m = jumlah bingkai, n = jumlah proses), misalnya: ada 5 buah proses dan 100 bingkai tersisa, maka tiap proses akan mendapatkan 20 bingkai. Algoritma ini kurang baik digunakan jika proses-proses yang ada besarnya berbeda-beda (proses yang besar diberikan bingkai yang sama dengan proses yang kecil), misalnya: ada 2 buah proses sebesar 10 K dan 127 K, ada 64 bingkai bebas. Jika kita memberikan bingkai yang sama yaitu sebesar 32 untuk tiap proses maka misalnya saja proses satu ternyata hanya memerlukan 10 bingkai, dan alhasil 22 bingkai pada proses pertama akan terbuang percuma. Untuk mengatasi masalah tersebut algoritma proportional allocation-lah yang cocok digunakan, yaitu pengalokasian bingkai disesuaikan dengan besarnya suatu proses, contoh: Si = besarnya proses Pi S=

Si

m = jumlah total bingkai ai = alokasi bingkai untuk Pi ((Si/S ) x m) m = 64 S1 = 10 S2 = 127 a1 = (10/137) x 64 = 5 bingkai a2 = (127/137) x 64 = 59 bingkai

51

Alokasi Global dan Lokal

2. Algoritma Priority Allocation . Algoritma priority allocation merupakan algoritma pengalokasian dengan memberikan jumlah bingkai sesuai dengan prioritas proses tersebut. Pendekatannya mirip dengan proportional allocation, perbandingan frame-nya tidak tergantung ukuran relatif dari proses, melainkan lebih pada prioritas proses atau kombinasi ukuran dan prioritas. Jika suatu proses mengalami page fault maka proses tersebut akan menggantinya dengan salah satu frame yang dimiliki proses tersebut atau menggantinya dengan frame dari proses yang prioritasnya lebih rendah. Dengan kedua algoritma di atas, tetap saja alokasi untuk tiap proses bisa bervariasi berdasarkan derajat multiprogrammingnya. Jika multiprogrammingnya meningkat maka setiap proses akan kehilangan beberapa frame yang akan digunakan untuk menyediakan memori untuk proses lain. Sedangkan jika derajat multiprogramming-nya menurun, frame yang sudah dialokasikan bisa disebar ke proses-proses lainnya.

7.4. Alokasi Global dan Lokal Dalam pengalokasian bingkai, salah satu hal yang penting adalah penggantian halaman. Kita dapat mengklasifikasikan algoritma penggantian halaman ke dalam dua kategori: 1. Penggantian Global. Penggantian secara global memperbolehkan suatu proses mencari bingkai pengganti dari semua bingkai yang ada, meskipun bingkai tersebut sedang dialokasikan untuk proses lain. Hal ini memang efisien, tetapi ada kemungkinan proses lain tidak mendapatkan bingkai karena bingkainya terambil oleh proses lain. 2. Penggantian Lokal. Penggantian lokal hanya mengijinkan proses untuk mencari bingkai pengganti dari bingkai-bingkai yang memang dialokasikan untuk proses tersebut. Pada algoritma penggantian lokal, jumlah bingkai yang dialokasikan pada suatu proses tidak akan berubah. Sedangkan pada algoritma penggantian global jumlah bingkai pada proses tersebut mungkin akan bertambah dengan asumsi proses lain tidak mengambil bingkai proses ini sebagai pengganti dari bingkai proses tersebut. Masalah pada algoritma penggantian global adalah proses tidak dapat mengontrol page fault rate proses itu sendiri. Keunggulan algoritma ini adalah menghasilkan system throughput yang lebih bagus, oleh karena itu algoritma ini lebih sering dipakai.

7.5. Thrashing Pada saat suatu proses tidak memiliki cukup bingkai untuk mendukung halaman yang akan digunakan maka akan sering terjadi page fault sehingga harus dilakukan penggantian halaman. Thrashing adalah keadaan dimana proses sibuk untuk mengganti halaman yang dibutuhkan secara terus menerus, seperti ilustrasi di bawah ini.

52

Working Set Model

Gambar 7.1. Thrashing

Pada gambar terlihat CPU utilization meningkat seiring meningkatnya derajat multiprogramming, sampai pada suatu titik CPU utilization menurun drastis, di titik ini thrashing dapat dihentikan dengan menurunkan derajat multiprograming. Pada saat CPU utilization terlalu rendah, maka sistem operasi akan meningkatkan derajat multiprogramming dengan cara menghasilkan proses-proses baru, dalam keadaan ini algoritma penggantian global akan digunakan. Ketika proses membutuhkan bingkai yang lebih, maka akan terjadi page fault yang menyebabkan CPU utilization semakin menurun. Ketika sistem operasi mendeteksi hal ini, derajat multiprogramming makin ditingkatkan, yang menyebabkan CPU utilization kembali menurun drastis, hal ini yang menyebabkan thrashing. Untuk membatasi efek thrashing dapat menggunakan algoritma penggantian lokal. Dengan algoritma penggantian lokal, jika terjadi thrashing, proses tersebut dapat menggambil bingkai dari proses lain dan menyebabkan proses tersebut tidak mengalami thrashing. Salah satu cara untuk menghindari thrashing adalah dengan cara menyediakan jumlah bingkai yang pas sesuai dengan kebutuhan proses tersebut. Salah satu cara untuk mengetahui jumlah bingkai yang diperlukan pada suatu proses adalah dengan strategi working set.

7.6. Working Set Model Salah satu cara menghindari thrashing adalah dengan menyediakan sebanyak mungkin bingkai sesuai dengan kebutuhan proses. Untuk mengetahui berapa bingkai yang dibutuhkan adalah dengan strategi working set. Strategi ini dimulai dengan melihat berapa banyak bingkai yang digunakan oleh suatu proses. Working set model mengatakan bahwa sistem hanya akan berjalan secara efisien jika proses diberikan bingkai yang cukup, jika bingkai tidak cukup untuk menampung semua proses maka suatu proses akan ditunda, dan memberikan halamannya untuk proses yang lain. Working set model merupakan model lokalitas dari eksekusi proses. Model ini menggunakan parameter (delta) untuk definisi working set window. Kumpulan dari halaman dengan halaman yang dituju yang paling sering muncul disebut working set.

53

Page Fault

Gambar 7.2. Working Set Model

Pada contoh gambar, terlihat bahwa dengan = 10 memory references, maka working set pada t1 adalah {1,2,5,6,7} dan working set pada t2 adalah {3,4}. Keakuratan Working set tergantung pada pemilihan : 1. jika terlalu kecil tidak akan mewakilkan seluruh lokalitas. 2. jika 3. jika

terlalu besar menyebabkan overlap. tidak terbatas working set adalah kumpulan halaman sepanjang eksekusi program.

Jika total permintaan > total bingkai, maka akan terjadi thrashing. Jika ini terjadi maka proses yang sedang berjalan akan diblok.

7.7. Page Fault Untuk mencegah thrashing maka kita harus mengatur tingkat page fault yang terjadi. Jika page fault sering terjadi maka dibutuhkan bingkai yang lebih banyak, jika page fault jarang terjadi maka bingkai yang ada terlalu banyak, maka diperlukan batasan untuk menentukan batas atas dan batas bawah dari frekuensi page fault. Jika melewati batas atas maka proses mendapat alokasi bingkai baru, jika melewati batas bawah maka bingkai akan didealokasi dari proses.

54

Memory Mapped Files

Gambar 7.3. Page-Fault

Dalam working set strategi jika melewati batas atas maka harus ada proses yang ditunda dan bingkai yang bebas akan distribusikan untuk proses dengan frekuensi page fault yang tinggi.

7.8. Memory Mapped Files Mengakses file pada disk secara sequential menggunakan system call open(), read(), write(). Cara lain untuk mengakses file pada disk adalah dengan menggunakan memori virtual. Cara ini diberi nama memory mapping yang memperbolehkan sebagian memori virtual dihubungkan kepada file. Memory-mapped file dapat dilakukan dengan memetakan blok dari disk ke halaman di memori. Proses membaca dan menulis file dapat dilakukan dengan akses ke memori sehingga lebih mudah dibandingkan dengan menggunakan system call. Memodifikasi file yang dipetakan pada memori tidak harus langsung meng-update hasil modifikasi tersebut pada file di disk. Beberapa system meng-update file fisik jika sistem operasi menemukan halaman pada memori telah diubah. Hal ini dilakukan secara periodik oleh sistem operasi. Ketika file ditutup maka semua data pada memori ditulis ke disk dan dibuang dari memori virtual. Pada beberapa sistem operasi pemetaan memori menggunakan system call yang khusus sedangkan untuk menjalankan proses M/K file menggunakan standard system call. Akan tetapi, beberapa sistem operasi justru tidak membedakan apakah file yang akan dimodifikasi tersebut ditujukan untuk memorymapped atau tidak, contohnya adalah Solaris yang menganggap semua file yang akan dimodifikasi adalah file yang akan dipetakan ke memori. Banyak proses diperbolehkan untuk memetakan file yang akan dipergunakan secara bersama-sama. Data yang dimodifikasi oleh sebuah proses dapat terlhat oleh proses lain yang dipetakan ke bagian yang sama. Memori virtual memetakan setiap proses pada halaman yang sama di memori fisik yang mengandung salinan file di disk. System call memory-mapped juga mendukung copy-on-write. Proses untuk berbagi memory-mapped file tidak sama dengan proses berbagi memori di beberapa sistem operasi. Pada sistem UNIX dan Linux memory-mapped dilakukan oleh system call mmap(), sedangkan untuk berbagi memori digunakan system call shmget() dan shmat(). Pada Windows

55

Rangkuman

NT, 2000, dan XP berbagi memori dilakukan dengan memory-mapped file. Pada cara ini setiap proses dapat berbagi memori dengan proses yang memetakan file yang sama ke memori. Memory -mapped file berlaku sebagai bagian memori yang digunakan bersama-sama oleh beberapa proses. Berbagi memori menggunakan memory-mapped file pada Win32 API awalnya dengan memetakan file ke memori dan membuat view untuk file tersebut di setiap memori virtual milik proses. Proses lain dapat membuat view pada file tersebut. File yang dipetakan itu mewakili objek dari shared-memory yang memungkinkan proses untuk berkomunikasi. Pada hal yang berhubungan dengan M/K, register berperan dalam mengendalikan perintah dan data yang akan di transfer. Untuk kenyamanan yang lebih maka digunakan M/K memory-mapped. Pada cara ini alamat memori dipetakan pada device register. Modifikasi pada alamat memori menyebabkan data ditransfer dari/ke device register. Cara ini digunakan untuk alat dengan response time yang cepat. Cara ini juga digunakan untuk serial port dan pararel port yang menghubungkan modem dan printer. CPU mentransfer data melalui M/K port, ketika mengirim string panjang, CPU akan akan menulis data pada register dan mengeset bit yang menandakan bahwa data telah tersedia. Ketika data tersebut dibaca oleh alat misalkan modem maka bit akan di set kembali yang menandakan modem siap untuk data selanjutnya, lalu CPU mengirim data lagi. Jika CPU menggunakan polling untuk mengecek bit control, program ini disebut programmed I/O (PIO). Jika CPU tidak menggunakan polling tetapi menerima interupsi ketika alat telah siap menerima data maka transfer ini disebut interrupt driven.

7.9. Rangkuman Strategi untuk alokasi bingkai dapat dilakukan dengan cara equal allocation dan proportional allocation. Equal allocation dilakukan dengan membagi jumlah bingkai untuk setiap proses dengan jumlah yang sama. Proportional allocation membagi bingkai untuk setiap proses sesuai dengan besar ukuran proses. Priority allocation membagi jumlah bingkai sesuai prioritas masing-masing proses (alokasi besar untuk prioritas lebih tinggi). Penggantian halaman dapat dilakukan dengan dua cara yaitu penggantian global dan lokal. Pada penggantian global setiap proses dapat mengganti halaman dari bingkai-bingkai yang tersedia, sedangkan pada penggantian lokal proses mengganti halaman dengan bingkai yang sudah dialokasi sebelumnya. Thrashing adalah keadaan suatu proses sibuk melakukan swapping karena banyak terjadi page fault. Thrashing dapat menurunkan utilitas CPU karena setiap proses tidak dapat berjalan secara efisien. Thrashing dapat diatasi dengan menyediakan bingkai yang sesuai dengan proses. Ini dilakukan dengan strategi working set. Memory-mapped file memetakan blok di disk ke halaman di memori. Proses dapat melakukan akses terhadap file melalui memori tanpa menggunakan system call. Memory-mapped file juga dapat digunakan untuk berbagi memori antar proses.

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [WEBAmirSch2000] Yair Amir dan Theo Schlossnagle. 2000. Operating Systems 00.418: Memory Management http://www.cs.jhu.edu/ ~yairamir/ cs418/ os5/ . Diakses 29 Mei 2006. [WEBFunkhouser2002] Thomas Funkhouser. 2002. Computer Science 217 Introduction to Programming Systems: Memory Paging http://www.cs.princeton.edu/ courses/ archive / spring02/ cs217/ lectures/ paging.pdf . Diakses 28 Juni 2006. [WEBGottlieb2000] Allan Gottlieb. 2000. Operating Systems: Page tables http://allan.ultra.nyu.edu/ ~gottlieb/ courses/ 1999-00-spring/ os/ lecture-11.html . Diakses 28 Juni 2006.

56

Rangkuman

[WEBSolomon2004] Marvin Solomon. 2004. CS 537 Introduction to Operating Systems: Lecture Notes Part 7 http://www.cs.wisc.edu/ ~solomon/ cs537/ paging.html . Diakses 28 Juni 2006. [WEBWiki2006f] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. Page replacement algorithms en.wikipedia.org/ wiki/ Page_replacement_algorithms . Diakses 04 Juli 2006.

http://

[FlynnMcHoes2006] Ida M. Flynn dan Ann Mclver McHoes. 2006. Understanding Operating Systems. Fourth Edition. Thomson Course Technology.

57

58

Bab 8. Seputar Alokasi Bingkai 8.1. Pendahuluan Ketika sebuah proses yang berjalan dalam user-mode meminta tambahan memori, halaman akan dialokasikan dari daftar frame halaman bebas yang diatur dari kernel. Daftar tersebut diperoleh dengan menggunakan algoritma penggantian halaman yang telah dibahas pada bab-bab sebelumnya. Memori kernel sering dialokasikan dari sebuah daftar kumpulan memori bebas yang berbeda dari daftar yang digunakan untuk memenuhi permintaaan dalam user-mode proses. Terdapat dua alasan untuk hal ini: 1. Kernel meminta memori untuk struktur data dengan berbagai ukuran, ada beberapa yang lebih kecil dari ukuran halaman. Jadi, kernel harus bisa meminimalisasi memori yang terbuang karena terjadinya fragmentasi 2. Halaman-halaman yang dialokasikan untuk proses-proses saat user-mode tidak harus dalam halaman yang saling berdekatan. Bagaimanapun juga hardware devices tertentu berinteraksi langsung dengan memori fisik. Hal itu mengakibatkan adanya kebutuhan memori sisa dalam halaman-halaman yang saling berdekatan. Ada dua strategi untuk me- manage memori bebas yang diserahkan untuk proses-proses kernel, yaitu: sistem buddy dan alokasi slab.

Dua hal utama yang harus kita pertimbangkan dalam membuat sistem paging adalah dari sisi pemilihan algoritma penggantian halaman dan aturan pengalokasian memori. Namun, ternyata ada beberapa hal juga harus kita pertimbangkan dalam membuat sistem paging, seperti: prepaging, TLB reach, ukuran halaman (page size), struktur program , penguncian M/K dll.

8.2. Sistem Buddy Sistem buddy merupakan algoritma pengelolaan alokasi memori dimana pengalokasian memori untuk suatu proses dilakukan dengan memecah satu blok memori bebas menjadi dua bagian yang sama besar. Pemecahan dilakukan secara rekursif sehingga didapat blok yang besarnya sesuai kebutuhan.

59

Sistem Buddy

Gambar 8.1. Ilustrasi alokasi memori dengan sistem buddy

Gambar 8.2. Contoh skema alokasi memori dengan sistem buddy

Mekanisme alokasi memori dengan sistem Buddy (lihat gambar): 1. Pada awalnya terdapat satu blok memori bebas berukuran 1 MB 2. Proses A dengan ukuran 80 KB memasuki memori tersebut. 3. Karena tidak tersedia blok berukuran 80 KB, maka blok 1MB dipecah menjadi 2 blok 512 KB. Blok-blok pecahan ini disebut buddies. Blok pertama beralamat mulai dari 0 dan blok lainnya mulai alamat 512. Kemudian Blok 512 KB pertama dipecah lagi menjadi dua blok buddies 256 KB. Blok 256 KB pertama dipecah lagi menjadi dua blok buddies 128 KB. Jika blok 128 dipecah lagi menjadi 2 blok buddies 64 KB, maka blok tersebut tidak bisa memenuhi request proses tersebut

60

Alokasi Slab

4.

5.

6. 7.

8.

yang besarnya 80 KB. Oleh karena itu blok yang dialokasikan untuk proses 80 KB tersebut adalah blok pertama yang berukuran sebesar 128 KB. Proses B dengan ukuran 210 KB memasuki memori tersebut. Karena blok pertama sudah dialokasikan untuk proses A, maka dicarilah blok berikutnya yang masih dalam keadaan bebas. Namun karena blok selanjutnya hanya berukuran 128 KB, maka proses tersebut dialokasikan ke blok berikutnya yang berukuran 256 KB. Proses C dengan ukuran 55 KB memasuki memori tersebut. Sama seperti sebelumnya, karena blok pertama sudah dialokasikan, maka dicarilah blok berikutnya yang masih dalam keadaan bebas. Karena blok kedua belum dialokasikan dan masih berukuran 128 KB, maka blok tersebut dipecah lagi menjadi dua blok buddies berukuran 64 KB. Proses C dialokasikan pada blok 64 KB pertama. Kemudian, proses A dibebaskan. Proses D dengan ukuran sebesar 45 KB datang memasuki memori. Karena blok pertama sudah bebas, maka blok pertama dapat dialokasikan. Blok tersebut dipecah lagi menjadi dua blok buddies berukuran 64 KB. Proses D dengan ukuran 45 KB mendapat alokasi memori sebesar 64 KB. Proses C dibebaskan. Dengan sistem buddy, kernel akan melakukan penggabungan dari pasangan blok buddy yang bebas dengan ukuran k ke dalam blok tunggal dengan ukuran 2k. Maka ketika proses C dibebaskan, blok tersebut akan digabung dengan blok bebas di sebelahnya menjadi blok tunggal bebas sebesar 128 KB. Sama juga halnya ketika proses D dan B di-release.

Dilihat dari mekanisme pengelolaan alokasi memorinya sistem buddy mempunyai keunggulan dalam dealokasi memori. Dibandingkan dengan algoritma-algoritma yang mengurutkan blok berdasarkan ukuran, sistem buddy mempunyai keunggulan ketika misalnya ada blok berukuran 2^k dibebaskan, maka manajer memori hanya mencari blok 2^k untuk diperiksa apakah dapat dilakukan penggabungan. Pada algoritma lain yang memungkinkan blok-blok memori dipecah dalam sembarang ukuran, keseluruhan blok harus dicari. Tapi walaupun proses dealokasi mudah dilakukan. Sistem buddy mempunyai kelemahan, yaitu utilisasi memori sangat tidak efisien. Masalah ini muncul karena semua permintaan dibulatkan ke dalam 2^k terdekat yang dapat memuat. Misal jika ada proses berukuran 35 KB, pengalokasian dilakukan di 64 KB. Maka terdapat 29 KB yang disiakan. Ini disebut fragmentasi internal karena memori yang disiakan adalah internal terhadap segmen-segmen yang dialokasikan.

8.3. Alokasi Slab Alokasi slab bertujuan untuk mengalokasikan struktur data (object) kernel yang dibutuhkan di memori fisik untuk menjalankan proses tertentu. Alokasi slab menggunakan algoritma slab. Slab dibentuk dari halaman-halaman memori fisik yang berdekatan dan digunakan terutama untuk kegiatan pengalokasian memori fisik. Sebuah cache terdiri dari satu atau lebih slab dan diisi oleh beberapa object. Object itu sendiri merupakan bentuk instansiasi dari struktur data kernel yang direpresentasikan oleh cache yang bersangkutan.

61

Prepaging

Gambar 8.3. Hubungan antara caches, slab, dan kernel objects

Algoritmanya adalah sebagai berikut:

if (there is an object in the cache) take it (no construction required); else { allocate a new slab and assign it to a cache; construct the object;}

Jika object yang diperlukan sudah terdapat dalam caches, maka ambil saja object tersebut tanpa harus dibuat ulang. Namun jika object yang dibutuhkan belum ada, alokasikanlah sebuah slab baru, berikan ke dalam caches, lalu buatlah object tersebut. Keuntungan algoritma slab: • Tidak terdapatnya fragmentasi pada memori fisik. Dengan alokasi slab, tidak ada lagi masalah fragmentasi karena ketika kernel me-request memori untuk sebuah object, memori yang diberikan adalah tepat sebesar ukuran object tersebut. • Kebutuhan memori dapat terpenuhi dengan cepat. Proses pengalokasian dan pembebasan memori bisa memakan banyak waktu. Tapi dengan alokasi slab, ketika object pertama kali dibuat, object tersebut langsung dialokasikan ke dalam caches, lalu setelah object tersebut selesai digunakan, object tersebut diset statusnya menjadi free dan langsung dikembalikan ke dalam caches, sehingga ketika object tersebut dibutuhkan lagi, tidak perlu ada penginisialisasian ulang object. Hal ini membuat object tersedia setiap saat kernel membutuhkannya.

8.4. Prepaging Prepaging merupakan suatu cara untuk mengurangi page fault pada saat proses dimulai. Page fault terjadi ketika halaman yang dibutuhkan tidak berada dalam memori utama, oleh karena itu strateginya adalah dengan membawa seluruh halaman yang akan dibutuhkan pada satu waktu ke memori.

62

Ukuran Halaman

Prepaging tidak selalu berguna. Prepaging akan berguna bila biaya yang digunakan prepaging lebih sedikit dari biaya menangani kesalahan halaman yang terjadi, yaitu ketika seluruh halaman yang dibawa terpakai sebagian besar. Namun prepaging juga bisa merugikan, yaitu saat biaya prepaging lebih besar dari biaya menangani kesalahan halaman atau dengan kata lain dari keseluruhan halaman yang dibawa yang terpakai hanya sebagian kecil saja.

8.5. Ukuran Halaman Pada dasarnya tidak ada ukuran halaman yang paling baik, karena terdapat beberapa faktor yang mempengaruhinya. Salah satu faktornya adalah ukuran page table. Setiap proses yang aktif harus memiliki salinan dari page table-nya. Jadi, alangkah baiknya jika ukuran page table itu kecil. Untuk memperoleh ukuran page table yang kecil, jumlah halaman jangan terlalu banyak. Oleh karena, itu ukuran halaman sebaiknya diperbesar agar jumlah halaman tidak terlalu banyak. Misalnya 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. 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 M/K terdiri dari waktu pencarian, latency dan transfer. Waktu transfer sebanding dengan jumlah yang dipindahkan yaitu, ukuran halamannya. 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 M/K 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 M/K dibutuhkan ukuran halaman yang lebih besar. Pertimbangan lainnya adalah masalah lokalitas. Dengan ukuran halaman yang kecil, total M/K harus dikurangi, sehingga lokalitas akan lebih baik. Misalnya, jika ada proses berukuran 200 KB dimana hanya setengahnya saja yang dipakai (100 KB) dalam pengeksekusian. Jika kita mempunyai ukuran halaman yang besar, misalnya berukuran 200 KB, maka keseluruhan proses tersebut akan ditransfer dan dialokasikan, entah itu dibutuhkan atau tidak. Tapi dengan ukuran halaman yang kecil, misalnya 1 byte, maka kita hanya membawa 100 KB yang diperlukan saja. Tapi, untuk memperkecil terjadinya page fault sebaiknya ukuran halaman diperbesar. Sebagai contoh, jika ukuran halaman adalah 1 byte dan ada sebuah proses sebesar 200 KB, dimana hanya setengahnya yang menggunakan memori, akan menghasilkan 102.400 page fault . Sedangkan bila ukuran halaman sebesar 200 KB maka hanya akan terjadi 1 kali page fault . Jadi untuk mengurangi page fault , dibutuhkan ukuran halaman yang besar. Masih ada faktor lain yang harus dipertimbangkan (misalnya hubungan antara ukuran halaman dengan ukuran sektor pada peranti pemberian halaman). Sampai saat ini belum 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.

8.6. TLB Reach

63

Struktur Program

TLB reach atau jangkauan TLB adalah jumlah memori yang dapat diakses dari TLB (Translation Lookaside buffers). Jumlah tersebut merupakan perkalian dari jumlah masukan dengan ukuran halaman. Jangkauan memori = (jumlah masukan TLB) x (ukuran halaman) Jika jumlah masukan dari TLB dilipatgandakan, maka jangkauan TLB juga akan bertambah menjadi dua kali lipat. 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. Tetapi untuk beberapa aplikasi hal ini masih belum cukup untuk menyimpan working set. Cara lain untuk meningkatkan jangkauan TLB adalah dengan menambah ukuran halaman. Jika ukuran halaman dijadikan dua kali lipatnya, maka jangkauan TLB juga akan menjadi dua kali lipatnya. Namun hal ini akan meningkatkan fragmentasi untuk aplikasi-aplikasi yang tidak membutuhkan ukuran halaman sebesar itu. Sebagai alternatif, Sistem Operasi 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.

8.7. Struktur Program Ketika program berjalan, maka ia akan menjadi suatu proses yang pasti membutuhkan memori. Oleh karena itu, implementasi dari suatu program akan sangat berpengaruh pada bagaimana cara proses tersebut menggunakan memori. Selain itu, pemilihan struktur data dan struktur pemrograman secara cermat juga dapat meningkatkan locality sehingga dapat pula menurunkan tingkat kesalahan halaman dan jumlah halaman di working set. Contoh kasus:

int i,j; int[128][128] data; /*Assume that pages are 128 words in size*/ for(j=0; j< 128; j++) for(i = 0; i< 128; i++) /*Program to initialize to 0 data[i][j] = 0; each element of 128x128 array*/

64

Struktur Program

Gambar 8.4. Ilustrasi Program 1

int i,j; int[128][128] data; /*Assume that pages are 128 words in size*/ for(i=0; i< 128; i++) for(j = 0; j< 128;j++) /*Program to initialize to 0 data[i][j] = 0; each element of 128x128 array*/

Gambar 8.5. Ilustrasi Program 2

65

Penguncian M/K

Pada program diatas, penggantian halaman dilakukan tiap kali pengaksesan data. Oleh karena itu, jika sistem operasi mengalokasikan kurang dari 128 frames maka program diatas mempunyai potensi 128 x 128 = 16.384 page faults. Jika program di atas diubah menjadi Program 2, maka potensi terjadinya page fault bisa berkurang menjadi 128 page faults. Hal ini disebabkan pergantian halaman tidak dilakukan setiap kali pengaksesan data, tapi setelah selesai pengaksesan 128 data, barulah terjadi pergantian halaman.

8.8. Penguncian M/K Saat demand paging digunakan, kita terkadang harus mengizinkan beberapa halaman untuk dikunci di memori. Salah satu situasi muncul saat M/K dilakukan ke atau dari memori pengguna (virtual). M/K sering diimplementasikan oleh prosesor M/K 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.

Gambar 8.6. Why we need I/O Interlock

66

Windows XP

Gambar 8.7. Blok Struktur

Sebuah proses mengeluarkan permintaan M/K dan diletakkan di antrian untuk M/K 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. Kemudian, saat permintaan M/K bergerak maju menuju ujung dari antrian peranti, M/K terjadi ke alamat yang telah ditetapkan. Bagaimana pun, frame ini sekarang sedang digunakan untuk halaman berbeda milik proses lain. Harus diperhatikan agar urutan dari kejadiankejadian di atas tidak muncul. Ada dua solusi untuk masalah ini. Salah satunya adalah jangan pernah menjalankan M/K kepada memori pengguna. Sedangkan solusi lainnya adalah dengan mengizinkan halaman untuk dikunci dalam memori agar tidak terjadi page out akibat suatu proses mengalami page fault.

8.9. Windows XP Windows XP mengimplementasikan memori virtual dengan menggunakan permintaan halaman melalui clustering. Clustering menangani kesalahan halaman dengan menambahkan tidak hanya halaman yang terkena kesalahan, tetapi juga halaman-halaman yang berada disekitarnya ke dalam memori fisik. Saat proses pertama dibuat, diberikan working set minimum yaitu jumlah minimum halaman yang dijamin akan dimiliki oleh proses tersebut dalam memori. Jika memori yang tersedia mencukupix, proses dapat diberikan halaman sampai sebanyak working set maximum. Manager memori virtual akan menyimpan daftar dari bingkai 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 bingkai pengganti dengan aturan penggantian 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 nilai batas. Cara ini berguna untuk 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 set minimum. Jika

67

Rangkuman

memori bebas sudah tersedia, proses yang bekerja pada working set minimum akan mendapatkan halaman tambahan.

8.10. Rangkuman Proses kernel menyaratkan memori yang akan dialokasikan menggunakan halaman-halaman yang saling berdekatan. Sistem buddy mengalokasikan memori untuk proses kernel sebesar 2^k (2, 4, 8,16,...), yang mengakibatkan timbulnya fragmentasi. Alternatif lainnya adalah dengan alokasi slab yang mengalokasikan memori sebesar ukuran object yang dibutuhkan, sehingga tidak ada memori yang terbuang sia-sia karena tidak adanya fragmentasi. Mengenai sistem paging, ternyata ada beberapa hal lain yang harus kita pertimbangkan dalam pembuatan sistem paging selain mempertimbangkan algoritma penggantian halaman dan aturan pengalokasian memori. Hal lain yang harus kita pertimbangkan juga adalah dalam memutuskan ukuran halaman, penguncian M/K, prepaging, pembuatan proses, struktur program, dll.

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [Tanenbaum1997] Andrew S Tanenbaum dan Albert S Woodhull. 1997. Operating Systems Design and Implementation. Second Edition. Prentice-Hall. [WEBAmirSch2000] Yair Amir dan Theo Schlossnagle. 2000. Operating Systems 00.418: Memory Management – http://www.cs.jhu.edu/ ~yairamir/ cs418/ os5/ . Diakses 29 Mei 2006. [WEBFunkhouser2002] Thomas Funkhouser. 2002. Computer Science 217 Introduction to Programming Systems: Memory Paging – http://www.cs.princeton.edu/ courses/ archive / spring02/ cs217/ lectures/ paging.pdf . Diakses 28 Juni 2006. [WEBGottlieb2000] Allan Gottlieb. 2000. Operating Systems: Page tables – http://allan.ultra.nyu.edu/ ~gottlieb/ courses/ 1999-00-spring/ os/ lecture-11.html . Diakses 28 Juni 2006. [WEBSolomon2004] Marvin Solomon. 2004. CS 537 Introduction to Operating Systems: Lecture Notes Part 7 – http://www.cs.wisc.edu/ ~solomon/ cs537/ paging.html . Diakses 28 Juni 2006. [WEBPRI2003] Romadhony,Ade. Erik Evanny . 2003. Institut Teknologi Bandung– http://kur2003.if.itb.ac.id/ file/FMKL-K1-08.doc . Diakses 7 april 2007. [WEBTEK2005] Tei-Wei Kuo.. 2005. National Taiwan University,– http://csie.ntu.edu.tw/~ktw/uos/uos-ch9.pdf . Diakses 7 april 2007.

68

Bab 9. Memori Linux 9.1. Pendahuluan Alokasi memori pada Linux menggunakan dua buah alokasi yang utama, yaitu algoritma buddy dan slab. Untuk algoritma buddy, setiap routine pelaksanaan alokasi ini dipanggil, maka blok memori berikutnya akan diperiksa. Jika ditemukan dia dialokasikan, namun 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 dibawahnya. Sedangkan algoritma slab menggunakan slab yang dibentuk dari halaman-halaman memori fisik yang berdekatan dan digunakan terutama untuk kegiatan pengalokasian memori fisik. Linux juga menggunakan variasi dari algoritma clock. Thread dari kernel Linux akan dijalankan secara periodik. 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.

9.2. Memori Fisik Manajemen memori pada Linux mengandung dua komponen utama yang berkaitan dengan: 1. Pembebasan dan pengalokasian halaman/blok pada main memori. 2. Penanganan memori virtual. Berdasarkan arsitektur Intel x86, Linux memisahkan memori fisik ke dalam tiga zona berbeda, dimana tiap zona mengindentifikasikan blok (region) yang berbeda pada memori fisik. Ketiga zona tersebut adalah: 1. Zona DMA (Direct Memory Access). Tempat penanganan kegiatan yang berhubungan dengan transfer data antara CPU dengan M/K, dalam hal ini DMA akan menggantikan peran CPU sehingga CPU dapat mengerjakan instruksi lainnya. 2. Zona NORMAL. Tempat di memori fisik dimana penanganan permintaan-permintaan yang berhubungan dengan pemanggilan routine untuk alokasi halaman/blok dalam menjalankan proses. 3. Zona HIGHMEM. Tempat yang merujuk kepada memori fisik yang tidak dipetakan ke dalam ruang alamat kernel.

Tabel 9.1. Pembagian Zona Pada Arsitektur Intel x86 Zone

Physical Memory

ZONE_DMA

< 16 MB

ZONE_NORMAL

16 - 896 MB

ZONE_HIGHMEM

> 896 MB

Memori manager di Linux berusaha untuk mengefisienkan ruang alamat pada memori fisik, agar memungkinkan lebih banyak proses yang dapat bekerja di memori dibandingkan dengan yang sudah ditentukan oleh kernel. Oleh karena itu, digunakanlah dua macam teknik alokasi, yaitu alokasi halaman yang ditangani oleh page allocator dan alokasi slab yang ditangani oleh slab allocator.

Alokasi halaman menggunakan algoritma buddy yang bekerja sebagai berikut. Pada saat kegiatan alokasi data di memori, blok di memori yang disediakan oleh kernel kepada suatu proses akan dibagi menjadi dua blok yang berukuran sama besar. Kejadian ini akan terus berlanjut hingga didapat blok yang sesuai dengan ukuran data yang diperlukan oleh proses tersebut. Dalam hal ini page

69

Slab

allocator akan memanggil system call kmalloc() yang kemudian akan memerintahkan kernel untuk melakukan kegiatan pembagian blok tersebut.

Gambar 9.1. Contoh Alokasi Memori dengan Algoritma Buddy

Akan tetapi, algoritma buddy memiliki kelemahan , yaitu kurang efisien. Sebagai contoh, misalnya ada 1 MB memori. Jika ada permintaan 258 KB, maka yang akan digunakan sebesar 512 KB. Tentu hal ini kurang efisien karena yang dibutuhkan hanya 258 KB saja.

9.3. Slab Alokasi slab bertujuan untuk mengalokasikan struktur data (obyek) kernel yang dibutuhkan di memori fisik untuk menjalankan proses tertentu. Alokasi slab menggunakan algoritma slab. Slab dibentuk dari halaman-halaman memori fisik yang berdekatan serta digunakan terutama untuk kegiatan pengalokasian memori fisik. Sebuah cache pada disk terdiri dari satu atau lebih slab, dan diisi oleh beberapa obyek. Obyek merupakan bentuk instansiasi dari struktur data kernel yang direpresentasikan oleh cache yang bersangkutan. Ketika sebuah cache dibentuk, maka semua obyek di dalam cache tersebut berstatus free, dan ketika terjadi sebuah permintaan dari suatu proses, maka obyek-obyek yang dibutuhkan untuk memenuhi permintaan tersebut akan diset berstatus used. Kemudian obyek-obyek yang berstatus used tersebut yang telah dikelompokkan ke dalam slab-slab akan dipetakan dari cache ke dalam memori fisik. Sebuah slab dapat berstatus: 1. Full. Semua obyek di dalam slab tersebut adalah used. 2. Empty. Semua obyek di dalam slab tersebut adalah free. 3. Partial. Ada obyek yang used dan ada pula yang free. Keuntungan algoritma slab: 1. Tidak terdapatnya fragmentasi pada memori fisik, karena ukuran obyek-obyek tersebut telah ditetapkan sesuai dengan yang dibutuhkan proses dalam membantu melakukan kerjanya di memori fisik.

70

Memori Virtual

2. Permintaan oleh memori cepat terpenuhi dengan mendayagunakan kerja dari cache yang dibentuk pada disk.

Gambar 9.2. Contoh Alokasi Slab

9.4. Memori Virtual Manajemen memori melakukan tugas penting dan kompleks berkaitan dengan: 1. Memori utama sebagai sumber daya yang harus dialokasikan dan dipakai bersama diantara sejumlah proses yang aktif. Agar dapat memanfaatkan prosesor dan fasilitas M/K secara efisien, maka diinginkan memori yang dapat menampung sebanyak mungkin proses. 2. Upaya agar programmer atau proses tidak dibatasi kapasitas memori fisik di sistem komputer. Linux memanfaatkan memori virtual untuk mendukung kinerja sistem. Sebagai sistem operasi multiprogramming, memori virtual dapat meningkatkan efisiensi sistem. Sementara proses menunggu bagiannya di- swap in ke memori, menunggu selesainya operasi M/K dan proses di-block, jatah waktu prosesor dapat diberikan ke proses-proses lain. Sistem memori virtual Linux berperan dalam mengatur beberapa hal: 1. Mengatur ruang alamat supaya dapat dilihat oleh tiap proses. 2. Membentuk halaman-halaman yang dibutuhkan. 3. Mengatur lokasi halaman-halaman tersebut dari disk ke memori fisik atau sebaliknya, yang biasa disebut swapping.

Sistem memori virtual Linux juga mengatur dua view berkaitan dengan ruang alamat: 1. Logical View. Mendeskripsikan instruksi-instruksi yang diterima oleh sistem memori virtual mengenai susunan ruang alamat. 2. Physical View. Berupa entri-entri tabel halaman, dimana entri-entrinya akan menentukan apakah halaman itu berada di memori fisik yang sedang dipakai untuk proses atau masih berada di disk yang berarti belum dipakai.

71

Blok Memori Virtual

Blok Memori Virtual Berkaitan dengan blok memori virtual, maka memori virtual dalam Linux memiliki karakteristik: 1. Backing Store untuk blok. Backing store mendeskripsikan tempat asal halaman pada disk. Kebanyakan blok dalam memori virtual berasal dari suatu berkas pada disk atau kosong (nothing). Blok dengan backing store yang kosong biasa disebut "demand zero memory" yang merupakan tipe paling sederhana dari memori virtual. 2. Reaksi blok dalam melakukan write. Pemetaan dari suatu blok ke dalam ruang alamat proses dapat bersifat private atau shared. Jika ada proses yang akan menulis blok yang bersifat private, maka akan dilakukan mekanisme Copy-On-Write atau dengan menulis salinannya.

9.5. Umur Memori Virtual Kernel berperan penting dalam manajemen memori virtual, dimana kernel akan membentuk ruang alamat yang baru di memori virtual dalam dua kondisi: 1. Proses menjalankan suatu program dengan system call exec(). Ketika system call exec() dipanggil oleh proses untuk menjalankan suatu program, maka proses akan diberikan ruang alamat virtual yang masih kosong. Kemudian routine-routine akan bekerja me-load program dan mengisi ruang alamat ini. 2. Pembentukan proses baru dengan system call fork(). Intinya menyalin secara keseluruhan ruang alamat virtual dari proses yang ada. Langkah-langkahnya adalah sebagai berikut: a. kernel menyalin descriptor vm_area_struct dari proses induk, b. kernel membentuk tabel halaman untuk proses anak, c. kernel menyalin isi tabel halaman proses induk ke proses anak, d. setelah fork(), maka induk dan anak akan berbagi halaman fisik yang sama. Di samping itu, ada kasus khusus yang harus diperhatikan, yaitu ketika proses penyalinan dilakukan terhadap blok di memori virtual yang bersifat private, dimana blok tersebut dipakai lebih dari satu proses selain proses induk dan anak yang memang berbagi halaman yang sama dan ada proses yang hendak menulis blok tersebut. Jika ini terjadi maka akan dilakukan mekanisme Copy-On-Write, yang berarti mengubah dan memakai salinannya.

9.6. Swap Keterbatasan memori fisik mengharuskan Linux mengatur halaman-halaman mana saja yang harus diletakkan di dalam memori fisik atau swap-in dan juga halaman-halaman yang harus dikeluarkan dari memori fisik atau swap-out. Paging system dari memori virtual dapat dibagi menjadi dua: 1. The pageout-policy algorithm . Menentukan halaman-halaman mana saja yang di swap-out dari memori fisik. Pageout-policy algorithm menggunakan algoritma clock dalam menentukan halaman mana yang harus di swap-out. Dalam Linux, multipass clock digunakan, setiap satu kali pass dari clock, age dari suatu halaman akan disesuaikan. Makin sering suatu halaman di akses, makin tinggi age-nya, tapi age dari suatu halaman berkurang setiap satu kali pass. 2. The paging mechanism. Menentukan halaman-halaman mana saja yang harus dibawa kembali ke dalam memori. Halaman-halaman ini pernah berada dalam memori sebelumnya. Berikut adalah ilustrasi untuk algoritma clock. Di dalam memori virtual terdapat page 1, 2 dan 3 dengan pointer last-used di page 3. Flag use akan bernilai 1 jika page tersebut digunakan, sedangkan use akan bernilai 0 jika page tersebut dilewati pointer namun tidak digunakan. Ketika ada permintaan page 4, sedangkan tidak ada page 4 dalam memori virtual sehingga terjadi page fault, maka page 4 akan dimasukkan ke tempat yang masih kosong, pointer akan menunjuk ke page 4, dan use diubah menjadi 1. Saat datang permintaan page 3, pointer akan mencari page tersebut, sekaligus mengubah flag use menjadi 0 jika page tersebut hanya dilewati, tetapi tidak digunakan.

72

Swap

Ketika ada permintaan untuk page 9, maka terjadi page fault karena page 9 tidak ada dalam memori virtual. Kemudian pointer akan mencari page yang nilai use-nya = 0, yaitu page 2. Hal yang serupa terulang ketika ada permintaan untuk page 5. Sehingga page 4 di swapped-out, dan nilai use dari page 3 diubah menjadi 0.

Gambar 9.3. Algoritma Clock

73

Pemetaan Memori Program

9.7. Pemetaan Memori Program Pada Linux, binary loader tidak perlu me-load berkas biner ke memori fisik, melainkan dengan cara memetakan halaman dari binary file ke region dari memori virtual. Sehingga hanya ketika program mengakses halaman tertentu akan menyebabkan page fault yang mengakibatkan halaman yang dibutuhkan di-load ke memori fisik. Dalam pemetaan program ke memori juga terjadi proses load dan eksekusi. Eksekusi dari kernel Linux dilakukan oleh panggilan terhadap system call exec(). System call exec() memerintahkan kernel untuk menjalankan program baru di dalam proses yang sedang berlangsung atau current process, dengan cara meng- overwrite current execution dengan initial context dari program baru yang akan dijalankan. Untuk meng-overwrite dan mengeksekusi, akan dilakukan dua kegiatan, yakni: 1. Memeriksa apakah proses baru yang dipanggil memiliki izin untuk melakukan overwrite terhadap berkas yang sedang dieksekusi. 2. Kernel memanggil loader routine untuk memulai menjalankan program. Loader tidak perlu untuk me-load isi dari berkas program ke memori fisik, tetapi paling tidak mengatur pemetaan program ke memori virtual.

Gambar 9.4. Executable and Linking Format

Linux menggunakan tabel loader untuk loading program baru. Dengan menggunakan tabel tersebut, Linux memberikan kesempatan bagi setiap fungsi untuk me-load program ketika system call exec() dipanggil. Linux menggunakan tabel loader, karena format standar berkas binary Linux telah berubah

74

Link Statis dan Dinamis

antara kernel Linux 1.0 dan 1.2. Format Linux versi 1.0 menggunakan format a.out, sementara Linux baru (sejak 1.2) menggunakan format ELF. Format ELF memiliki fleksibilitas dan ekstensibilitas dibanding dengan a.out karena dapat menambahkan sections baru ke binary ELF, contohnya dengan menambahkan informasi debugging, tanpa menyebabkan loader routine menjadi bingung. Saat ini Linux mendukung pemakaian baik format binary ELF dan a.out pada single running system karena menggunakan registrasi dari multiple loader routine.

9.8. Link Statis dan Dinamis Ketika program di-load dan sudah mulai dieksekusi, semua berkas biner yang dibutuhkan telah di-load ke ruang alamat virtual. Meski pun demikian, sebagian besar program juga butuh menjalankan fungsi yang terdapat di sistem pustaka seperti algoritma sorting, fungsi-fungsi aritmatika, dan lain-lain. Untuk itulah fungsi pustaka perlu untuk di-load juga. Untuk mendapatkan fungsi-fungsi yang terdapat di sistem pustaka, ada dua cara, yaitu: 1. Link Statis. Aplikasi dikatakan dikompilasi statis apabila pustaka-pustaka yang dibutuhkan dikompilasi ke dalam binary apllication. Dengan demikian, aplikasi tidak lagi membutuhkan pustaka tambahan. Fungsi pustaka yang dibutuhkan diload langsung ke berkas biner yang dapat dijalankan (executable) program. Kerugian link statis adalah setiap program yang dibuat harus menggandakan fungsi-fungsi dari sistem pustaka, sehingga tidak efisien dalam penggunaan memori fisik dan pemakaian ruang disk. 2. Link Dinamis. Pada dasarnya link dinamis merupakan suatu metode penghubungan antara program dengan suatu sistem pustaka secara dinamis dengan cara menghubungkan routine-routine yang ada ke dalam sistem pustaka. Hal ini sangat berguna pada program yang membutuhkan suatu pustaka. Bayangkan saja jika di dalam suatu sistem operasi tidak mempunyai metode penghubungan seperti ini. Setiap sistem program harus mempunyai salinan dari pustakanya agar program tersebut dapat berjalan dengan baik. Hal ini tentu saja akan membuang disk space dan memori utama untuk hal yang kurang perlu.

9.9. Rangkuman Alokasi memori pada Linux menggunakan dua buah alokasi utama, yaitu algoritma buddy dan slab. Manajemen memori pada Linux mengandung dua komponen utama yang berkaitan dengan: 1. Pembebasan dan pengalokasian halaman/blok pada memori utama. 2. Penanganan memori virtual. Linux memisahkan memori fisik ke dalam tiga zona berbeda, dimana tiap zona mengindentifikasikan blok-blok yang berbeda pada memori fisik. Ketiga zona tersebut adalah: 1. Zona DMA 2. Zona NORMAL 3. Zona HIGHMEM Pada Linux, sebuah slab dapat berstatus: 1. Full 2. Empty 3. Partial Sistem memori virtual Linux berperan dalam mengatur beberapa hal: 1. Mengatur ruang alamat supaya dapat dilihat oleh tiap proses. 2. Membentuk halaman-halaman yang dibutuhkan. 3. Mengatur lokasi halaman-halaman tersebut dari disk ke memori fisik atau sebaliknya, yang biasa disebut swapping Sistem memori virtual Linux juga mengatur dua view berkaitan dengan ruang alamat: 1. Logical View 2. Physical View

75

Rangkuman

Eksekusi dari Kernel Linux dilakukan oleh panggilan terhadap system call exec(). System call exec() memerintahkan kernel untuk menjalankan program baru di dalam proses yang sedang berlangsung atau current process, dengan cara meng- overwrite current execution dengan initial context dari program baru yang akan dijalankan. Terdapat dua cara untuk mendapatkan fungsi-fungsi yang terdapat di sistem pustaka, yaitu: 1. Link Statis. Kerugian link statis adalah setiap program yang dibuat harus meng-copy fungsifungsi dari sistem pustaka, sehingga tidak efisien dalam penggunaan memori fisik dan pemakaian ruang disk. 2. Link Dinamis. Link dinamis menggunakan single loading, sehingga lebih efisien dalam penggunaan memori fisik dan pemakaian ruang disk.

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [Tanenbaum1997] Andrew S Tanenbaum dan Albert S Woodhull. 1997. Implementation . Second Edition. Prentice-Hall.

Operating Systems Design and

[WEBAmirSch2000] Yair Amir dan Theo Schlossnagle. 2000. Operating Systems 00.418: Memory Management – http://www.cs.jhu.edu/ ~yairamir/ cs418/ os5/ . Diakses 29 Mei 2006. [WEBFunkhouser2002] Thomas Funkhouser. 2002. Computer Science 217 Introduction to Programming Systems: Memory Paging – http://www.cs.princeton.edu/courses/archive/spring02 /cs217/lectures/ paging.pdf . Diakses 28 Juni 2006. [WEBGottlieb2000] Allan Gottlieb. 2000. Operating Systems: Page tables – http://allan.ultra.nyu.edu/ ~gottlieb/ courses/1999-00-spring/os lecture-11.html . Diakses 28 Juni 2006. [WEBSolomon2004] Marvin Solomon. 2004. CS 537 Introduction to Operating Systems: Lecture Notes Part 7 – http://www.cs.wisc.edu/ ~solomon/ cs537/ paging.html . Diakses 28 Juni 2006. [WEBWIKI2007] Wikipedia. 2007. Slab Allocator - Wikipedia, the free encyclopedia http://en.wikipedia.org/ wiki/slab_allocator . Diakses 11 April 2007. [WEBilmukomputer2007] M Zainal Arifin. 2007. Manajemen Proses dan Memori di Linux. http:// ilmukomputer.com/ 2006/08/28/ manajemen-proses-dan-memori-di-linux/ . Diakses 11 April 2007.

76

Bagian VI. Masukan/Keluaran Sistem Masukan/Keluaran (M/K) merupakan bagian penting yang menentukan kinerja sistem secara keseluruhan. Pada bagian ini akan diperkenalkan perangkat-perangkat M/K, konsep polling, interupsi, Direct Memory Access (DMA), subsistem kernel, aplikasi antarmuka, streams, penjadwalan, RAID, kinerja, M/K sistem Linux, serta sistem penyimpanan tersier.

Bab 10. Sistem M/K 10.1. Pendahuluan Pada dasarnya, tugas utama komputer adalah processing dan M/K. Bahkan, sebagian besar waktunya digunakan untuk mengolah M/K sedangkan processing hanya bersifat insidental. Jadi, pada konteks M/K, peranan sistem operasi adalah mengatur dan mengontrol perangkat M/K dan operasi M/K. Perangkat M/K sangat bervariasi. Oleh karena itu, bagaimana cara mengontrol perangkat-perangkat tersebut mendapat perhatian besar dalam organisasi komputer. Bayangkan, perangkat M/K yang sangat banyak jumlahnya dan setiap perangkat memiliki fungsi dan kecepatan sendiri-sendiri, tentunya memerlukan metode yang berbeda pula. Oleh karena itu, dikenal klasifikasi perangkat M/K menjadi perangkat blok dan perangkat karakter, walaupun ada perangkat yang tidak termasuk ke dalam satupun dari kedua golongan ini. Perangkat terhubung ke komputer melalui port, diatur oleh device controller dan berkomunikasi dengan prosesor dan perangkat lain melalui bus. Perangkat berkomunikasi dengan prosesor melalui dua pendekatan yaitu memory mapped dan instruksi M/K langsung. Bila prosesor ingin mengakses suatu perangkat, dia akan terus mengecek perangkat untuk mengetahui statusnya, apakah mengizinkan untuk diakses. Cara ini dilakukan berulang-ulang yang disebut dengan polling. Sedangkan bila perangkat ingin memberitahu prosesor ketika siap diakses, maka perangkat akan menggunakan interupsi. Kedua cara ini mempunyai kelebihan dan kelemahan masing-masing. Adanya Direct Memory Access (DMA) dapat mengurangi beban CPU karena terjadinya transfer data antara perangkat dan memori tanpa melalui CPU. Perbedaan detil untuk setiap alat akan dienkapsulasi pada modul kernel yang disebut device driver. Sedangkan untuk mengetahui waktu dan lama suatu proses digunakan clock dan timer.

10.2. Perangkat Keras M/K Kategori Perangkat M/K Pada saat sekarang ini, terdapat berbagai macam perangkat M/K seperti perangkat penyimpanan (disk, tape), perangkat transmisi (network card, modem), dan perangkat antar muka dengan pengguna (layar, keyboard, mouse). Secara umum, perangkat M/K dapat dibagi menjadi dua kategori yaitu: 1. Perangkat blok. Perangkat yang menyimpan informasi dalam blok-blok berukuran tertentu (umumnya 512 sampai 32.768 byte) dan setiap blok memiliki alamat masing-masing. Setiap blok pada perangkat ini bisa diakses dan ditulis secara independen. Contoh perangkat blok adalah disk. 2. Perangkat karakter. Perangkat yang mengirim dan menerima sebarisan karakter tanpa menghiraukan struktur blok. Contoh perangkat karakter adalah printer , network interface dan perangkat yang bukan disk. Namun, pembagian ini tidak sepenuhnya benar karena ada perangkat yang tidak memenuhi kedua kriteria tersebut yaitu clock. Clock merupakan perangkat yang tidak memiliki blok beralamat, tidak mengirim dan menerima barisan karakter melainkan hanya menginterupsi dalam jangka waktu tertentu.

Komponen M/K Unit M/K terdiri dari dua komponen yaitu:

79

Cara Perangkat Terhubung Ke Komputer 1. Komponen Mekanis. Komponen Mekanis adalah perangkat M/K itu sendiri seperti mouse, monitor, dll. 2. Komponen Elektronis. Komponen Elektronis disebut juga dengan controller perangkat. Perangkat tidak berhubungan langsung dengan prosesor, controller -lah yang berhubungan dengan prosesor.

Cara Perangkat Terhubung Ke Komputer Perangkat M/K berkomunikasi dengan sistem komputer melalui sinyal yang dikirimkan melalui kabel maupun udara (wireless). Perangkat M/K berhubungan dengan mesin melalui suatu titik yang bernama port. Port M/K terdiri dari 4 register, yaitu: 1. Data-in register . Register ini yang akan dibaca CPU untuk mendapatkan input. 2. Data-out register . CPU menulis bit disini sebagai output data. 3. Status. CPU akan membaca register ini untuk mengetahui status perangkat. Status perangkat bisa menandakan apakah tersedia input di data-in register, perangkat selesai melaksanakan tugasnya dengan baik atau terjadi error di perangkat. 4. Control. Register ini ditulis oleh CPU untuk memulai perintah atau untuk mengganti modus perangkat. Salah satu contoh penggantian modus perangkat adalah terdapat bit di register control di serial port yang berfungsi untuk memilih kecepatan transfer yang didukung oleh serial port tersebut. Bus adalah kumpulan kabel dan protokol yang menetapkan sekumpulan pesan yang bisa dikirim melalui kabel. Beberapa perangkat bisa terhubung ke bus yang sama. Bila perangkat A terhubung ke perangkat B, perangkat B terhubung ke perangkat C dan seterusnya sampai perangkat yang terakhir terhubung ke komputer, rangkaian perangkat ini disebut daisy chain. Daisy chain juga berfungsi sebagai bus.

Gambar 10.1. Struktur bus pada PC

PCI (Peripheral Component Interconnect) bus adalah bus berkecepatan tinggi yang menghubungkan subsistem memori-prosesor ke perangkat berkecepatan tinggi dan ke Expansion bus yang berhubungan dengan perangkat yang lebih lambat seperti keyboard, serial port dan paralell port. SCSI atau Small Computer System Interface (baca: skazi) adalah bus yang menghubungkan beberapa disk ke SCSI controller. Dengan SCSI, kita bisa mendapatkan hingga tujuh perangkat terhubung ke komputer tetapi ini akan memperlambat komputer pada saat start-up.

80

Komunikasi Perangkat Dengan Prosesor Kita semua tentu sudah mengenal perangkat penyimpanan seperti floopy drive, hard drive dan CDROM drive. Biasanya perangkat-perangkat ini terhubung ke komputer melalui IDE (Integrated Drive Electronics) . Antarmuka ini menyatukan controller ke drive, sehingga dengan instruksi yang lebih sederhana dan rute yang lebih dekat antara drive dan controller, membuatnya lebih cepat dan mudah untuk digunakan. Bus, port dan perangkat bisa dioperasikan oleh controller yang merupakan sekumpulan perangkat elektronik. Serial-port controller adalah salah satu controller perangkat yang sederhana karena hanya sebuah chip yang mengontrol sinyal dari kabel di port. Di sisi lain, juga ada controller perangkat yang kompleks yaitu SCSI controller yang sedemikian rumitnya sehingga harus diimplementasikan secara khusus sebagai papan sirkuit tersendiri di dalam komputer. Ini disebut dengan host adapter. SCSI controller berisi prosesor, microcode, dan beberapa memori sendiri.

Komunikasi Perangkat Dengan Prosesor Kita sudah membahas tentang perangkat dan bagaimana mereka tersambung ke komputer, sekarang fokus selanjutnya adalah bagaimana prosesor berkomunikasi dengan perangkat. Ada dua pendekatan: 1. Instruksi M/K langsung. Setiap perangkat diberi nomor port M/K sepanjang 8/16 bit yang unik. Pada transfer data antara register perangkat dan register CPU digunakan instruksi M/K khusus. Instruksi M/K ini berbeda dari sekedar instruksi memori biasa karena alamat port M/K tidak menggunakan lokasi yang sama dengan alamat memori. Oleh sebab itu, 2 instruksi berikut: –in R3, 0x200, 4,– dan –mov R3, 0x200--- memiliki dua arti yang berbeda. Instruksi pertama merupakan instruksi M/K khusus yang meminta CPU untuk membaca nilai dari register nomor 4 dari alat M/K pada nomor port 0x200 kemudian meletakkannya pada register nomor 3 di CPU. Instruksi kedua merupakan instruksi memori biasa yang hanya menyalin isi alamat memori 0x200 ke register tiga di CPU. 2. Memory mapped . Pendekatan ini menggunakan pemetaan alamat M/K ke memori. Register data dan buffer data dipetakan ke ruang alamat yang digunakan CPU. Keunggulan memory mapped adalah: 1. Prosesor akan memiliki jumlah instruksi yang lebih sedikit karena prosesor tidak perlu menyediakan instruksi M/K khusus. 2. Akses ke memori dilakukan dengan instruksi memori biasa, sehingga driver untuk peralatan dapat ditulis dalam bahasa C / C++ (untuk instruksi memori biasa) daripada bahasa assembly (untuk instruksi M/K khusus). 3. Sistem operasi dapat mengontrol akses ke perangkat M/K, yaitu dengan tidak meletakkan ruang alamat perangkat pada ruang alamat virtual proses. Namun, ada masalah yang cukup signifikan pada pendekatan memory mapped yaitu masalah caching. Pada caching, proses menyimpan isi dari lokasi memori yang baru direferensikan sehingga bila ada instruksi yang mereferensikan ke alamat yang sama tidak perlu mengambil ke memori lagi, dengan demikian caching dapat meningkatkan kinerja sistem. Terjadi masalah pada suatu sistem yang berulang-ulang membaca register status pada perangkat untuk melihat apakah perangkat tersebut siap diakses. Pembacaan yang pertama, isi dari register status akan disimpan di cache. Namun, perulangan selanjutnya akan mengambil nilai dari cache bukan pada register status pada peralatan. Akibatnya, tidak akan diketahui kapan perangkat siap digunakan karena nilai yang terus dibaca adalah nilai yang disimpan pertama kali di cache, bukan status ter-update dari perangkat itu sendiri. Untuk mengatasi masalah ini, proses caching tetap dilakukan kecuali untuk lokasi memori dimana register alat M/K dipetakan. Beberapa sistem menggunakan kedua teknik ini. Contohnya pada penggunaan graphics controller. Graphics controller mempunyai alamat port M/K (untuk pendekatan instruksi M/K langsung), namun dia juga mempunyai wilayah memory-mapped yang besar untuk menampung tampilan layar. Proses mengubah tampilan dengan menulisi wilayah memory-mapped ini dan controller akan menyesuaikan tampilan layar berdasarkan informasi dari memory mapped tersebut. Jauh lebih cepat menulis jutaan

81

Polling

Bytes ke memory grafik daripada memuat jutaan instruksi. Namun, kelemahannya, adalah saat pointer menunjuk ke wilayah memori yang salah dan menulisinya.

10.3. Polling Bila prosesor ingin mengakses perangkat, salah satu pendekatannya adalah dengan membiarkan prosesor melakukan semua pekerjaan. Prosesor berinteraksi dengan controller melalui protokol yang rumit tetapi dasar handshaking-nya cukup sederhana yaitu: 1. CPU terus menerus membaca bit status sampai bit tersebut menandakan perangkat siap menerima perintah CPU. 2. CPU mengaktifkan bit-write di register perintah sebagai awal pertanda CPU memberikan perintah dan menulis sebuah byte di data-out. 3. CPU mengaktifkan command-ready bit, artinya perintah tersedia untuk dijalankan controller. 4. Controller melihat command ready bit di-set sehingga bit kerja di-set. 5. Controller membaca register perintah dan melihat perintah write maka data-out dibaca dan menyuruh perangkat M/K melakukan apa yang diperintah CPU. 6. Controller menghapus command ready bit, bit error di status dan bit kerja. Langkah 1 disebut polling atau busy waiting. Prosesor terus-menerus membaca bit status, berharap suatu saat bit tersebut menandakan perangkat siap menerima perintahnya. Pada dasarnya polling dapat dikatakan efisien bila kinerja perangkat dan controller-nya cepat. Kelemahan dari cara ini adalah bila waktu tunggu lama, maka lebih baik prosesor mengerjakan tugas yang lain. Sedangkan untuk mengetahui apakah perangkatnya sudah siap menerima perintah lagi atau belum, digunakanlah interupsi.

10.4. Interupsi Interupsi terjadi bila suatu perangkat M/K ingin memberitahu prosesor bahwa ia siap menerima perintah, output sudah dihasilkan, atau terjadi error.

Penanganan Interupsi Ada beberapa tahapan dalam penanganan interupsi: 1. Controller mengirimkan sinyal interupsi melalui interrupt-request-line 2. Sinyal dideteksi oleh prosesor 3. Prosesor akan terlebih dahulu menyimpan informasi tentang keadaan state-nya (informasi tentang proses yang sedang dikerjakan) 4. Prosesor mengidentifikasi penyebab interupsi dan mengakses tabel vektor interupsi untuk menentukan interrupt handler 5. Transfer kontrol ke interrupt handler 6. Setelah interupsi berhasil diatasi, prosesor akan kembali ke keadaan seperti sebelum terjadinya interupsi dan melanjutkan pekerjaan yang tadi sempat tertunda.

82

Interrupt Request Line

Gambar 10.2. Siklus penanganan interupsi

Interrupt Request Line Pada kebanyakan CPU, ada dua interrupt request line. Pertama, interupsi nonmaskable, interupsi ini biasanya berasal dari perangkat keras dan harus segera dilaksanakan, seperti terjadinya error pada memori. Kedua, interupsi maskable, jenis interupsi ini bisa dilayani oleh prosesor atau bisa tidak dilayani. Kalaupun dilayani, harus dilihat keadaan prosesor saat itu. Ada kemungkinan prosesor langsung menangani bila saat itu, prosesor preemptive, bila nonpreemptive, maka harus menunggu proses yang sedang dikerjakan selesai.

Vektor Interupsi dan Vector Chaining Bila ada sebuah sinyal interupsi pada interrupt request line, bagaimana sebuah interrupt handler mengetahui sumber dari interupsi itu? Apakah harus menelusuri semua sumber interupsi satu-persatu? Tidak perlu, karena setiap interrupt handler mempunyai alamat memori masing-masing. Alamat ini adalah offset pada sebuah tabel yang disebut dengan vektor interupsi.

83

Prioritas Interupsi

Tabel 10.1. Tabel Vector-Even pada Intel Pentium Vector number

Description

0

Divide error

1

Debug Exception

2

Null Interrupt

3

Breakpoint

4

INTO-detected overflow

5

Bound range exception

6

Invalid opcode

7

Device not available

8

Double fault

9

Compressor segment overrun (reserved)

10

Invalid task state segment

11

Segment not present

12

Stack fault

13

General protection

14

Page fault

15

(Intel reserved, do not use)

16

Floating point error

17

Alignment check

18

Machine check

19-31

(Intel reserved, do not use)

32-255

Maskable interrupt

Sesuai dengan perkembangan zaman, komputer mempunyai lebih banyak perangkat (dan lebih banyak interrupt handlers) daripada elemen alamat di vektor. Hal ini bisa diatasi dengan teknik vector chaining. Setiap elemen di vektor interupsi menunjuk ke kepala dari sebuah daftar interrupt handlers, sehingga bila ada interupsi, handler yang terdapat pada daftar yang ditunjuk akan dipanggil satu persatu sampai didapatkan handler yang bisa menangani interupsi yang bersangkutan.

Prioritas Interupsi Mekanisme interupsi juga menerapkan sistem level prioritas interupsi. Sistem ini memungkinkan interupsi berprioritas tinggi menyela eksekusi interupsi berprioritas rendah. Sistem ini juga memungkinkan perangkat M/K yang membutuhkan pelayanan secepatnya didahulukan daripada perangkat lainnya yang prioritasnya lebih rendah. Pengaturan prioritas dan penanganan perangkat berdasarkan prioritasnya diatur oleh prosesor dan controller interupsi.

Penyebab Interupsi Mekanisme interupsi tidak hanya digunakan untuk menangani operasi yang berhubungan dengan perangkat M/K. Sistem operasi menggunakan mekanisme interupsi untuk beberapa hal, di antaranya: 1. Menangani exception Exception adalah suatu kondisi dimana terjadi sesuatu, atau dari sebuah operasi didapatkan hasil tertentu yang dianggap khusus sehingga harus mendapat perhatian lebih, contohnya, pembagian dengan nol, pengaksesan alamat memori yang restricted atau tidak valid, dll. 2. Mengatur virtual memory paging. 3. Menangani perangkat lunak interupsi.

84

DMA

4. Menangani alur kontrol kernel. Jika interupsi yang terjadi merupakan permintaan untuk transfer data yang besar, maka penggunaan interupsi menjadi tidak efisien, untuk mengatasinya digunakanlah DMA.

10.5. DMA Seperti yang telah dijelaskan sebelumnya bahwa mekanisme interupsi tidak efisien untuk melakukan transfer data yang besar. Transfer data dilakukan per word. Pada mekanisme interupsi, untuk tiap word data yang ditransfer, prosesor tidak akan menunggu data tersedia pada perangkat yang mengirim data maupun data selesai ditulis oleh perangkat yang menerima data. Dalam situasi tersebut prosesor akan mengganti proses yang sedang dieksekusinya (yang melakukan transfer data) dengan proses lain (context switch). Jika ukuran data yang ditransfer cukup besar, prosesor akan berulang kali melakukan context switch, padahal context switch akan menimbulkan overhead. Oleh karena itu kelemahan mekanisme interupsi untuk menangani transfer data yang besar disebabkan oleh context switch. Untuk menangani kelemahan tersebut, digunakan suatu unit kontrol khusus yang disediakan untuk mentrasfer data langsung antar perangkat eksternal dan memori utama tanpa intervensi terus menerus dari prosesor. Unit kontrol khusus tersebut adalah DMA. Sistem modern dapat mengurangi beban CPU untuk melakukan operasi M/K, yaitu dengan menggunakan pengendali DMA. Dengan demikian CPU dapat melakukan tugas lain sementara operasi M/K dilakukan. Setiap pengendali peralatan dapat saja memiliki perangkat keras DMA tersendiri. Alternatif lain adalah dengan memiliki sebuah pengendali DMA pada motherboard yang mengatur transfer ke berbagai peralatan. Untuk memulai transfer data secara DMA, driver peralatan akan menulis blok perintah DMA memori yang menunjuk sumber data, tujuan, dan jumlah byte yang akan ditransfer. CPU kemudian akan mengirimkan alamat blok perintah ini pada pengendali DMA. pengendali DMA akan memproses informasi ini untuk kemudian mengoperasikan bus memori. Transfer sebanyak 1 byte/word per satuan waktu oleh pengendali DMA disebut sebagai cycle stealing karena pengendali menggunakan bus cycle milik CPU. Dengan cycle stealing penggunaan bus oleh CPU akan tertunda beberapa waktu karena bus digunakan untuk proses DMA. Tiga langkah dalam transfer DMA: 1. prosesor menyiapkan DMA transfer dengan menyediakan 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) samapai seluruh blok sudah ditransfer. 3. Pengendali DMA menginterupsi prosesor, dimana selanjutnya akan ditentukan tindakan berikutnya.

85

Aplikasi Antarmuka M/K

Gambar 10.3. DMA

10.6. Aplikasi Antarmuka M/K Perbedaan dari alat-alat M/K dapat dipisahkan dengan mengelompokkan alat-alat yang serupa ke beberapa kelas generik. Untuk setiap kelas generik terdapat beberapa fungsi yang diberikan melalui antar muka standar yang diberikan. Perbedaan detil untuk setiap alat akan dienkapsulasi pada modul kernel yang disebut device driver. Driver ini dibuat oleh pembuat perangkat untuk memenuhi kebutuhan setiap peralatan dengan menggunakan salah satu antarmuka standar. Penggunaan layer untuk driver peralatan ini menyembunyikan perbedaan setiap pengendali peralatan dari subsistem M/ K pada kernel, sama seperti bagaimana system call M/K menyembunyikan perbedaan perangkat keras dari aplikasi melalui abstraksi yang berisi kelas-kelas peralatan generik. Peralatan dapat berupa: 1. Character stream . atau block Sebuah peralatan character stream (contoh: terminal) untuk mentransfer byte satu persatu sedangkan block device akan mentransfer sekumpulan byte sebagai unit contohnya adalah disk. 2. Sequensial atau random-access . Sebuah perangkat yang sekuensial memindahkan data yang sudah pasti seperti yang ditentukan oleh perangkat, contohnya modem, sedangkan pengguna akses random dapat meminta perangkat untuk mencari keseluruh lokasi penyimpanan data yang tersedia, contohnya CD-ROM. 3. Synchronous atau asyinchronous . Perangkat synchronous menampilkan data-data transfer dengan reaksi yang dapat diduga, contohnya tape, sedangkan perangkat asyinchronous menampilkan waktu reaksi yang tidak dapat diduga, contohnya keyboard. 4. Sharable atau dedicated . Perangkat yang dapat dibagi digunakan secara bersamaan oleh beberapa prosesor atau sharable, contohnya keyboard, sedangkan perangkat yang dedicated tidak dapat digunakan secara bersamaan oleh beberapa prosesor, contohnya tape. 5. Speed of operation . Rentangan kecepatan perangkat dari beberapa bytes per detik sampai beberapa gigabytes per detik. 6. Read-write,read only, write only.

86

Clock dan Timer

Beberapa perangkat memungkinkan baik input-output dua arah, contohnya CD-ROM, tapi beberapa lainnya hanya menunjang data satu arah saja, contohnya disk.

10.7. Clock dan Timer Adanya clock dan timer pada perangkat keras komputer, setidaknya memiliki tiga fungsi yang sering digunakan oleh sistem operasi yaitu: 1. Memberi informasi waktu saat ini. 2. Memberi informasi waktu lamanya sebuah proses. 3. Sebagai trigger untuk suatu operasi pada suatu waktu. Perangkat keras yang mengukur waktu dan melakukan operasi trigger dinamakan programmable interval timer. Perangkat keras ini dapat diatur untuk menunggu waktu tertentu dan kemudian melakukan interupsi. Contoh penerapan adalah pada scheduler dimana dia melakukan interupsi yang akan memberhentikan suatu proses pada akhir dari bagian waktunya.

10.8. Blocking/Nonblocking 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 pengeksekusian dilanjutkan. Banyak sistem operasi yang bersifat blocking karena lebih mudah dimengerti daripada nonblocking. Sedangkan nonblocking M/ K saat aplikasi tersebut meminta data dari M/K maka pada saat menunggu diterimanya data dari M/ K akan dikerjakan proses lain.

Gambar 10.4. metode blocking dan nonblocking

10.9. Rangkuman Port adalah titik koneksi antara perangkat M/K dengan komputer. Data mengalir keluar masuk peralatan melalui bus. Komputer berkomunikasi dengan peralatan melalui device controller. Dua

87

Rangkuman

pendekatan dasar komunikasi perangkat dengan komputer: instruksi M/K langsung dan memorymapped. Status suatu perangkat terlihat dari bit memory-mapped-nya, 1 berarti sibuk, 0 berarti siap. CPU akan memeriksa keadaan bit ini berulang kali untuk melihat apakah perangkat siap, hal ini dinamakan polling. Interupsi bisa terjadi karena input di perangkat telah siap, output komplit atau terjadi error. Sinyal Interupsi akan disampaikan melalui interrupt request line (IRQ) yang akan diterima CPU dan mengalihkannya ke interrupt handler. Dua jenis interupsi yaitu maskable (bisa ditunda/diabaikan) dan nonmaskable interrupt. Interrupt vector berisi alamat awal dari interrupt handler. DMA adalah suatu unit kontrol khusus yang disediakan untuk mentransfer data langsung antar perangkat eksternal dan memori utama, tanpa intervensi terus menerus dari prosesor. Perbedaan detil untuk setiap alat akan dienkapsulasi pada modul kernel yang disebut device driver. Driver ini dibuat oleh pembuat perangkat untuk memenuhi kebutuhan setiap peralatan dengan menggunakan salah satu antarmuka standar (aplikasi M/K). Adanya clock dan timer pada perangkat keras komputer, setidaknya memiliki tiga fungsi, yaitu: memberi informasi waktu saat ini, memberi informasi waktu lamanya sebuah proses, sebagai trigger untuk suatu operasi pada suatu waktu. Suatu aplikasi dapat menggunakan blocking dan nonblocking I/O.

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [Djoko2004] Djoko Hartomo. 2005. Sistem Operasi. First Edition. Graha Ilmu. [Riri2005] Riri Fitri Sari dan Yansen Darmaputra. 2005. Sistem Operasi Modern. First Edition. Andi Yogyakarta.

88

Bab 11. Subsistem M/K Kernel 11.1. Pendahuluan Kernel menyediakan banyak layanan yang berhubungan dengan M/K. Kinerja suatu sistem dilihat dari bagus atau tidaknya M/K, oleh karena itu sistem menjadwalkan permintaan dari beberapa aplikasi seefisien mungkin dengan metode penjadwalan M/K. Kita tahu bahwa setiap perangkat mempunyai sifat yang berbeda. Perbedaan ini membuat M/K menjadi tidak efisien. Oleh karena itu, sejumlah teknik dapat kita gunakan untuk mengatasi masalah tersebut antara lain cache, buffer, dan spooling. Permintaan ilegal dapat mempengaruhi kinerja sistem sehingga sistem melindungi M/K dari pengguna. Sistem juga mempunyai struktur data yang berisi status komponen M/K, dan cara sistem mengubah status permintaan M/K menjadi operasi perangkat keras. Banyak pilihan yang dapat kita gunakan untuk meningkatkan kinerja M/K di berbagai tingkatan.

11.2. Penjadwalan M/K Menjadwalkan sekumpulan permintaan M/K berarti menentukan urutan yang benar untuk mengeksekusi permintaan tersebut. Urutan aplikasi memanggil system call adalah pilihan yang paling baik. Beberapa kelebihan dari penjadwalan diantaranya: 1. Dapat meningkatkan kinerja sistem . 2. Dapat berbagi perangkat secara adil diantara banyak proses yang ingin mengakses perangkat tersebut. . 3. Dapat mengurangi waktu tunggu rata-rata (average waiting time) dalam menyelesaikan operasi M/K. . Berikut adalah contoh sederhana untuk menggambarkan penjadwalan tersebut. Jika sebuah lengan disk (disk arm) terletak di dekat permulaan disk dan ada 3 aplikasi yang memblokir panggilan yang mau membaca disk tersebut. Aplikasi pertama meminta sebuah blok di dekat bagian terakhir disk, aplikasi kedua meminta sebuah blok di dekat bagian permulaan disk, dan aplikasi ketiga meminta sebuah blok di tengah-tengah disk. Sistem operasi akan mengurangi jarak yang harus ditempuh untuk memenuhi ketiga permintaan tersebut dengan mengurutkan aplikasi yang lebih dulu dilayani oleh disk dengan urutan 2-3-1. Pengurutan urutan layanan inilah yang menjadi inti dari penjadwalan M/K. Pengembang sistem operasi menerapkan penjadwalan dengan cara mengatur antrian permintaan untuk masing-masing perangkat. Ketika sebuah aplikasi meminta sebuah blocking sistem M/K, permintaan tersebut diletakkan dalam daftar antrian untuk perangkat yang berkaitan dengan M/K dari aplikasi tersebut. Penjadwalan M/K mengurutkan urutan antrian untuk meningkatkan efisiensi sistem secara keseluruhan dan waktu tunggu rata-rata (average waiting time) dari sebuah aplikasi. Sistem operasi juga mencoba untuk menjadi adil sehingga tidak satupun aplikasi yang akan mendapatkan layanan yang lebih sedikit, atau sistem operasi memberikan prioritas layanan antara banyak permintaan aplikasi. Sebagai contoh, permintaan dari subsistem memori virtual akan mendapatkan prioritas yang lebih tinggi daripada permintaan aplikasi. Salah satu cara subsistem M/K meningkatkan efisiensi sebuah komputer adalah dengan menjadwalkan operasi M/K. Cara lain adalah menggunakan ruang penyimpanan pada memori utama atau pada disk melalui teknik yang disebut buffering , caching, dan spooling.

11.3. Cache, Buffer, Spool Cache Cache adalah sebuah daerah memori cepat yang berisi salinan data. Akses ke sebuah salinan yang dicache lebih efisien daripada akses ke data yang asli. Sebagai contoh, instruksi-instruksi yang baru saja

89

Buffer

menjalankan proses-proses yang disimpan dalam disk,proses tersebut dicache ke memori fisikal, dan disalin lagi ke cache primer dan sekunder dari CPU. Perbedaan sebuah buffer dan cache adalah sebuah buffer berisi salinan informasi data yang sudah ada, sedangkan sebuah cache berisi sebuah salinan data pada ruang penyimpanan yang dapat diakses dengan cepat informasi data ada di ruang lainnya. Caching dan buffering adalah dua fungsi yang berbeda, tetapi kadang-kadang sebuah daerah memori dapat menggunakan kedua fungsi tersebut. Sebagai contoh, untuk menghemat copy semantic dan untuk membuat penjadwalan M/K menjadi efisien, sistem operasi menggunakan memori utama untuk menyimpan data yang ada di dalam disk. Buffer-buffer ini juga digunakan sebagai sebuah cache untuk meningkatkan efisiensi M/K pada berkas yang digunakan secara bersama-sama oleh beberapa aplikasi, atau sedang ditulis atau dibaca berulang-ulang. Ketika kernel menerima permintaan sebuah berkas, pertama-tama kernel mengakses buffer cache untuk melihat apakah daerah berkas tersebut sudah tersedia dalam memori utama. Jika daerah itu ada, disk fisikal M/K dapat dihindari atau tidak dipakai. Penulisan disk juga diakumulasikan ke buffer cache dalam beberapa detik sehingga transfer data yang besar dikumpulkan untuk mengefisienkan penjadwalan penulisan. Strategi penundaan penulisan ini untuk meningkatkan efisiensi M/K akan dibahas pada bagian remote file access.

Buffer Buffer adalah sebuah daerah memori yang menyimpan data ketika data tersebut ditransfer antara dua perangkat atau antara sebuah perangkat dan sebuah aplikasi. Buffering digunakan karena tiga alasan, antara lain:

Gambar 11.1. Ukuran Transfer Data berbagai Perangkat

• Untuk mengatasi perbedaan kecepataan antara produsen dan konsumen dari sebuah aliran data . Sebagai contoh, sebuah berkas diterima melalui sebuah modem dan disimpan ke harddisk. Kita tahu bahwa modem itu ribuan kali lebih lambat daripada harddisk. Sehingga sebuah buffer dibuat pada memori utama untuk menampung jumlah byte yang diterima dari modem. Ketika semua data sudah sampai di buffer, buffer dapat ditulis ke disk dengan operasi tunggal. Karena penulisan ke

90

Spool

disk tidak terjadi seketika dan modem masih membutuhkan ruang untuk menyimpan data tambahan yang masuk maka digunakanlah dua buffer. Setelah modem mengisi buffer pertama, penulisan ke disk dilakukan. Modem kemudian mulai mengisi buffer kedua sementara buffer pertama ditulis ke disk. Pada saat modem sudah mengisi buffer kedua, penulisan disk dari buffer pertama seharusnya sudah selesai sehingga modem dapat menggunakan kembali buffer pertama ketika buffer kedua melakukan penulisan ke disk. Metode ini disebut double buffering. • Untuk menyesuaikan antara perangkat-perangkat yang mempunyai perbedaan ukuran transfer data . Perbedaan ukuran transfer data ini sangat umum terjadi pada jaringan komputer dimana buffer digunakan secara luas untuk fragmentasi dan pengaturan kembali pesan-pesan. Pada bagian pengiriman, pesan yang ukurannya besar akan dipecah-pecah menjadi paket-paket kecil (fragmentasi). Paket-paket ini dikirim melalui jaringan, di ruang penerimaan, paket-paket kecil tadi diletakkan dalam buffer untuk disatukan kembali. • Untuk mendukung copy semantic pada aplikasi M/K . Sebuah contoh akan menjelaskan arti dari copy semantic. Misalkan sebuah aplikasi mempunyai buffer data yang ingin dituliskan ke disk. Aplikasi tersebut akan memanggil system call write, lalu menyediakan sebuah pointer ke buffer dan sebuah bilangan bulat (integer) yang menspesifikasikan jumlah byte yang ditulis. Setelah system call tersebut selesai, apa yang terjadi jika aplikasi mengubah isi buffer? Dengan copy semantic, versi data yang ditulis ke disk sama dengan versi data pada saat aplikasi memanggil system call write , tidak tergantung dengan perubahan apapun yang ada pada buffer. Cara sederhana sistem operasi dapat menjamin copy semantic adalah untuk system call write dengan menyalin data aplikasi ke buffer kernel sebelum mengembalikan kontrol ke aplikasi. Penulisan ke disk dilakukan dari buffer kernel sehingga perubahan yang terjadi pada buffer aplikasi tidak mempunyai efek apapun. Menyalin data antara buffer kernel dan buffer aplikasi adalah hal yang umum dalam sistem operasi, kecuali overhead yang ada pada clean semantic. Efek yang sama dapat diperoleh dengan hasil yang lebih efisien dengan penggunaan yang cermat pada pemetaan memori virtual dan perlindungan halaman copy-on-write.

Spool Spool adalah sebuah buffer yang berisi keluaran untuk sebuah perangkat, seperti sebuah printer dimana aliran data tidak dapat mengalir bersamaan. Walaupun printer hanya dapat melayani satu pekerjaan pada satu waktu, beberapa aplikasi mungkin ingin mencetak keluaran masing-masing secara bersamaan tanpa harus tercampur. Sistem operasi menyelesaikan masalah ini dengan cara meng-intercept semua keluaran tersebut ke printer. Masing-masing keluaran aplikasi tadi di-spool ke disk berkas yang terpisah. Ketika sebuah aplikasi selesai mencetak keluarannya, sistem spooling akan melanjutkan ke antrian berikutnya. Pada beberapa sistem operasi, spooling ditangani oleh sebuah sistem proses daemon yaitu suatu sistem yang terus mengawasi apakah aliran data berjalan lancar. Pada sistem operasi lainnya, spooling ditangani oleh sebuah thread in- kernel. Pada kedua macam penanganan spooling tersebut, sistem operasi menyediakan kontrol antarmuka yang membolehkan user dan sistem administrator untuk membentuk antrian, untuk membuang job yang tidak diinginkan sebelum job tersebut dicetak, untuk menunda pencetakan ketika printer diperbaiki, dan sebagainya.

91

Proteksi M/K

Gambar 11.2. Spooling

Beberapa perangkat, seperti tape drives dan printer tidak dapat mengumpulkan permintaan M/K dari banyak aplikasi secara bersamaan. Cara lain adalah dengan menggunakan akses perangkat secara bersamaan dengan menyediakan fasilitas langsung dengan cara koordinasi. Beberapa sistem operasi (termasuk Virtual Machine System) menyediakan dukungan akses perangkat secara ekslusif dengan mengalokasikan sebuah proses ke perangkat yang menganggur atau idle dan membuang perangkat tersebut jika sudah tidak diperlukan lagi. Sistem operasi lainnya memaksakan sebuah batasan dari penanganan sebuah berkas yang dibuka ke perangkat tersebut. Kebanyakan sistem operasi menyediakan fungsi yang membuat proses-proses untuk menangani koordinat akses eksklusif diantara mereka sendiri. Sebagai contoh, Windows NT menyediakan system call untuk menunggu objek perangkat sampai statusnya tersedia. Dia juga mempunyai sebuah parameter untuk system call open yang mendeklarasikan tipe-tipe akses yang diperbolehkan untuk thread\ lainnya secara bersamaan. Pada sistem ini, penghindaran deadlock diserahkan kepada aplikasi.

11.4. Proteksi M/K Sebuah sistem operasi yang menggunakan protected memory dapat menjaga banyak kemungkinan error yang terjadi pada aplikasi maupun perangkat keras sehingga sebuah failure sistem yang sulit tidak biasanya terjadi pada kesalahan mekanik yang kecil. Perangkat dan transfer M/K dapat gagal dalam berbagai cara karena alasan transient seperti jaringan yang overloaded atau karena alasan permanen seperti pengontrol disk yang rusak. Sistem operasi biasanya dapat mengganti kerugian secara efektif untuk kegagalan transient. Sebagai contoh, sebuah kegagalan pembacaan disk berakibat pengulangan pembacaan disk itu lagi dan jaringan mengirimkan hasil yang salah dalam pengiriman ulang jika protokol diketahui. Jika sebuah kegagalan permanen terjadi pada sebuah komponen yang penting, sistem operasi tidak dapat memulihkan error yang terjadi. Ada aturan umum yang menyebutkan sebuah system call M/K akan mengembalikan 1 bit informasi tentang status pemanggilan yang akan menandakan apakah pemanggilan tersebut sukses atau gagal. Pada sistem operasi UNIX, variable integer tambahan bernama errno digunakan untuk mengembalikan sebuah kode kesalahan dalam rentang 1 dari 100 nilai yang menandakan jenis dari kesalahan tersebut, (sebagai contoh: argumen yang keluar dari rentang batas yang disediakan, bad pointer atau berkas yang tidak dapat dibuka).

92

Struktur Data

Sebaliknya, beberapa perangkat keras dapat menyediakan informasi yang lebih lengkap tentang kegagalan tersebut walaupun banyak sistem operasi tidak dibuat untuk menyampaikan informasi ini kepada aplikasi. Sebagai contoh: 1. kegagalan pada perangkat SCSI dilaporkan oleh protokol SCSI dalam bentuk sense key yang memberitahukan jenis kegagalan seperti error pada perangkat keras atau permintaan yang ilegal, 2. ada juga yang disebut additional sense-code yang menyatakan kategori dari kegagalan seperti parameter perintah yang tidak sesuai atau kesalahan self-test seperti pada booting, load program, dan bootstrapping. 3. sebuah additional sense-code qualifier yang memberikan informasi yang lebih detil seperti parameter perintah yang error atau subsistem perangkat keras yang gagal dalam self-test.

11.5. Struktur Data Kernel menyimpan informasi keadaan penggunaan komponen M/K, maka kernel melakukan hal tersebut pada bermacam-macam struktur data kernel seperti struktur table open-file . UNIX menyediakan akses sistem berkas untuk berbagai macam entitas seperti berkas pengguna, raw device, dan ruang alamat dari proses-proses.Walaupun masing-masing entitas ini mendukung operasi baca, tetapi semantik untuk masing-masing entiti berbeda. Sebagai contoh, untuk membaca berkas pengguna, kernel perlu memeriksa buffer cache sebelum memutuskan untuk melakukan M/K disk. Untuk membaca raw disk, kernel perlu meyakinkan bahwa ukuran permintaan adalah kelipatan dari ukuran disk dan masih terdapat dalam sektor berkas. Untuk memproses citra, cuma perlu menyalin data dari memori. UNIX menyembunyikan perbedaan-perbedaan dalam struktur yang seragam dengan menggunakan teknik berorientasi objek atau object-oriented. Open-file record pada gambar adalah sebuah tabel dispatch yang berisi pointer ke routine yang bersesuaian tergantung pada tipe berkas. Beberapa sistem operasi menggunakan metode object-oriented secara lebih ekstensif. Sebagai contoh, Windows NT menerapkan metode message-passing untuk M/K. Sebuah permintaan M/K diubah menjadi sebuah pesan yang dikirim melalui kernel kepada manajer M/K dan kemudian kepada device driver ,yang masing-masing mereka dapat mengubah isi pesan. Untuk keluaran pesan tersebut, digunakan buffer untuk menerima data. Pendekatan message-passing ini bisa menambah biaya, perbandingan dengan teknik yang menggunakan strukutur data yang dibagi-bagi menyederhanakan struktur dan perancangan sistem M/K serta menambah fleksibilitas.

93

Operasi Perangkat Keras

Gambar 11.3. Struktur Kernel M/K pada UNIX

Kesimpulannya, subsistem M/K mengkoordinir kumpulan layanan yang ekstensif yang tersedia untuk aplikasi dan bagian lainnya dari kernel. Subsistem M/K mengawasi: 1. Manajemen nama berkas dan perangkat 2. Kontrol akses untuk berkas dan perangkat 3. Operasi kontrol, contoh: modem yang tidak dapat dikenali 4. Alokasi ruang sistem berkas 5. Alokasi perangkat 6. Buffering, caching, dan spooling 7. Penjadwalan M/K 8. Pengawasan status perangkat, penanganan error dan pemulihan kegagalan 9. Konfigurasi dan inisialisasi device driver

11.6. Operasi Perangkat Keras Pada bagian sebelumnya, kita menjelaskan handshaking antara sebuah device driver dan sebuah device controller, tapi kita tidak menjelaskan bagaimana sistem operasi menghubungkan permintaan aplikasi ke dalam kumpulan kabel jaringan atau ke dalam sektor disk yang spesifik. Aplikasi menunjuk data dengan menunjuk sebuah nama berkas. Di dalam sebuah disk, hal ini adalah pekerjaan dari sistem berkas untuk memetakan dari nama berkas melalui direktori sistem berkas untuk memperoleh ruang pengalokasian berkas. Sebagai contoh, dalam MS-DOS, nama dipetakan ke sebuah nomor yang mengindikasikan sebuah entri dalam tabel akses berkas, dan entri tabel tersebut mengatakan blok disk dialokasikan ke berkas. Pada UNIX, nama dipetakan ke sebuah nomor cabang dan nomor cabang yang bersesuaian berisi informasi tempat pengalokasian. Sekarang kita lihat MS-DOS, sistem operasi yang relatif sederhana. 1. Bagian pertama dari sebuah berkas MS-DOS diikuti tanda titik dua, adalah sebuah string yang menandakan sebuah perangkat keras yang spesifik. Sebagai contoh, c:\ adalah bagian pertama dari setiap nama berkas pada hard disk utama.

94


2. Fakta bahwa c: mewakili hard disk utama yang dibangun ke dalam sistem operasi, c:\ dipetakan ke alamat spesifik melalui device table. 3. Karena pemisah tanda titik dua tadi, tempat nama perangkat dipisahkan dari ruang nama sistem berkas di dalam masing-masing perangkat. Pemisahan ini memudahkan sistem operasi untuk menghubungkan fungsi tambahan untuk masing-masing perangkat. Sebagai contoh, hal yang mudah untuk melakukan spooling pada banyak berkas yang akan dicetak ke printer. Jika ruang nama perangkat disertakan dalam ruang nama sistem berkas seperti pada UNIX, layanan nama sistem berkas yang normal disediakan secara otomatis. Jika sistem berkas menyediakan kepemilikan dan kontrol akses untuk semua nama berkas, maka perangkat mempunyai pemilik dan kontrol akses. Karena berkas disimpan dalam perangkat, sebuah antarmuka penguhubung menyediakan sistem M/K pada dua tingkatan. Nama dapat digunakan perangkat untuk mengakses dirinya sendiri atau untuk mengakses berkas yang disimpan pada perangkat tersebut. UNIX menghadirkan nama perangkat dalam ruang nama sistem berkas reguler. Tidak seperti sebuah nama berkas MS-DOS yang mempunyai tanda titik dua, alur nama pada UNIX tidak mempunyai pemisahan yang jelas dari bagian nama perangkat. Faktanya, tidak ada bagian dari nama alur adalah nama perangkat. 1. UNIX mempunyai sebuah mount table yang menghubungkan awalan dari nama alur dengan nama perangkat yang sesuai. 2. Untuk memecahkan masalah alur nama ini, UNIX mencari nama ini di dalam mount table untuk mencari awalan(prefix) yang paling cocok. entry dalam mount table yang bersesuaian adalah nama perangkat. 3. Nama perangkat ini juga mempunyai bentuk dari sebuah nama dari ruang nama sistem berkas. 4. Ketika UNIX mencari nama ini di dalam strukutur direktori sistem berkas, daripada mencari nomor cabang, UNIX mencari sebuah nomor perangkat major dan minor. 5. Nomor perangkat major menandakan sebuah device driver yang harus dipanggil untuk menangani M/K untuk perangkat ini. 6. Nomor perangkat minor dikirim ke device driver untuk diindekskan ke tabel perangkat. 7. Entri tabel perangkat yang bersesuaian memberikan alamat atau alamat pemetaan memori dari pengendali perangkat. Sistem operasi modern mendapatkan fleksibilitas yang sangat penting dari tahapan-tahapan mencari tabel dalam jalur antara permintaan dan pengendali perangkat fisikal. Mekanisme yang melewatkan permintaan antara aplikasi dan driver adalah hal yang umum. Oleh sebab itu, kita dapat menambahkan perangkat dan driver baru ke dalam komputer tanpa mengkompilasi ulang kernel. Faktanya, beberapa sistem operasi mempunyai kemampuan untuk menambahkan device driver yang diinginkan. Pada waktu boot, sistem pertama-tama memeriksa bus perangkat keras untuk menentukan perangkat apa yang tersedia dan kemudian sistem menambahkan atau load driver yang diperlukan secara langsung atau ketika ada permintaan M/K yang membutuhkannya. Berikut dideskripsikan sebuah stream yang unik dari sebuah permintaan blokir membaca.

95


Gambar 11.4. Lifecycle of I/O request

Penjelasan gambar di atas sebagai berikut: 1. Sebuah proses mengeluarkan sebuah blocking untuk system call baca untuk sebuah deskriptor berkas dari berkas itu yang sudah pernah dibuka sebelumnya. 2. Kode system call dalam kernel memeriksa kebenaran parameter. Pada masukan, jika data tersedia dalam buffer cache, data dikembalikan ke proses dan permintaan M/K selesai. 3. Jika data tadi tidak tersedia di buffer cache, M/K fisikal perlu dilakukan sehingga proses akan dikeluarkan dari antrian yang sedang berjalan dan ditempatkan pada antrian wait untuk perangkat tersebut, dan permintaan M/K pun dijadwalkan. Secepatnya, subsistem M/K mengirimkan permintaan ke device driver. Bergantung pada sistem operasi, permintaan dikirim melalui pemanggilan subroutine atau melalui pesan in-kernel. 4. Device driver mengalokasikan ruang kernel buffer untuk menerima data dan menjadwalkan M/ K. Secepatnya, driver mengirim perintah untuk pengendali perangkat dengan menulis ke dalam register yang mengontrol perangkat tersebut. 5. Pengendali perangkat mengoperasikan perangkat keras untuk melaksanakan transfer data 6. Driver dapat menerima status dan data atau dapat menyiapkan sebuah transfer DMA ke dalam memori kernel. Kita asumsikan bahwa transfer diatur oleh sebuah pengendali DMA yang akan menghasilkan interupsi ketika transfer data selesai. 7. Interrupt handler yang sesuai menerima interupsi melalui tabel vektor interupsi atau interruptvector table, menyimpan data yang diperlukan, memberi sinyal kepada device driver, kembali dari interupsi. 8. Device driver menerima sinyal, menentukan permintaan M/K yang mana yang telah selesai, menentukan status permintaan, dan memberi sinyal kepada subsistem M/K kernel yang permintaannya sudah selesai. 9. Kernel mentransfer data atau mengembalikan kode untuk ruang alamat dari proses yang diminta, dan memindahkan proses dari antrian wait ke antrian ready.

96

STREAMS

10.Memindahkan proses ke antrian ready tidak memblok proses tersebut. Ketika penjadwal atau scheduler menaruh proses ke CPU, proses itu akan melanjutkan eksekusi pada penyelesaian system call.

11.7. STREAMS Sistem V UNIX mempunyai mekanisme yang menarik yang disebut stream yang membuat aplikasi dapat memakai pipeline dari driver code secara dinamis. Sebuah stream adalah sebuah koneksi full duplex antara sebuah device driver dan proses di tingkat pengguna. Stream terdiri dari sebuah: 1. stream head yang terhubung dengan proses pengguna. 2. sebuah driver end yang mengendalikan perangkat. 3. banyak stream modules antara stream head dan driver end.

Gambar 11.5. STREAMS

Module dapat dimasukkan ke dalam sebuah arus atau stream untuk menambah fungsionalitas di sebuah model berlapis atau layer. Sebagai contoh, sebuah proses dapat membuka alat port serial melalui sebuah stream dan dapat memasukkan sebuah module untuk menangani modifikasi pada masukan. Streams dapat digunakan untuk komunikasi antara proses dan jaringan. Sebagai fakta, pada sistem V, mekanisme soket diterapkan oleh stream.

11.8. Kinerja M/K adalah faktor terpenting dalam kinerja sistem M/K. M/K menempatkan permintaan yang besar pada CPU untuk menjalankan kode device driver dan menjadwalkan proses dengan adil dan efisien ketika proses tersebut diblok atau tidak diblok. Hasil context switch menekan CPU dan cache perangkat kerasnya. M/K juga memberitahukan ketidakefisienan mekanisme penanganan interupsi dalam kernel, dan M/K mengisi bus memori ketika data disalin antara pengendali dan memori fisikal, dan lagi-lagi ketika data disalin antara buffer kernel dan ruang data aplikasi. Menyalin dengan semua perintahperintah ini adalah hal yang sangat diperhatikan dalam arsitektur komputer. Walaupun komputer modern dapat menangani ratusan interupsi tiap detik, penanganan interupsi adalah tugas yang mahal. setiap instruksi menyebabkan sistem melakukan perubahan status untuk

97

Kinerja

menjalankan interrupt handler dan kemudian untuk mengembalikan status seperti semula. M/K terprogram dapat lebih efisien daripada M/K yang dikendalikan oleh interupsi, jika jumlah cycle yang dihabiskan pada saat sibuk menunggu tidak berlebihan. M/K yang sudah selesai biasanya mengunblock sebuah proses membawanya menjadi sebuah context-switch sepenuhnya. Lalu lintas jaringan juga dapat menyebabkan tingkat context-switch yang tinggi. Sebagai contoh, login jarak jauh diantaranya: 1. Setiap karakter yang diketik pada mesin lokal harus dipindahkan ke mesin jarak jauh atau remote machine . Pada mesin lokal, karakter diketik; interupsi keyboard dihasilkan; dan karakter melewati interrupt handler ke device driver, menuju kernel, dan kemudian ke proses pengguna. 2. Proses pengguna mengeluarkan sebuah system call M/K jaringan untuk mengirimkan karakter menuju mesin jarak jauh. Karakter kemudian mengalir ke dalam kernel lokal melalui lapisan jaringan yang membangun sebuah paket jaringan dan menuju device driver jaringan. 3. Device driver jaringan mentransfer paket itu kepada pengendali jaringan yang mengirimkan karakter dan menghasilkan sebuah interupsi. Interupsi dilewatkan melalui kernel supaya system call M/K jaringan selesai. 4. Sekarang, perangkat keras jaringan sistem jarak jauh menerima paket dan sebuah interupsi dihasilkan. Karakter dibuka paketnya dari protokol jaringan dan diberikan kepada jaringan daemon yang sesuai. Jaringan daemon mengidentifikasi login jarak jauh mana yang terlibat dan mengirim paket kepada subdaemon yang sesuai untuk sesi tersebut. 5. Keseluruhan aliran pengiriman dan penerimaan pesan ini ada konsep context-switch dan stateswitch ada pada gambar Komunikasi antar komputer. Biasanya, penerima mengirimkan kembali karakter kembali ke pengirim; pendekatan ini menggandakan pekerjaan Pengembang Solaris menerapkan kembali telnet daemon menggunakan thread in-kernel untuk menghapus context switch yang terlibat dalam pemindahan karakter antara daemon dan kernel. Sun memperkirakan bahwa peningkatan ini meningkatkan jumlah maksimum login jaringan dari cuma beberapa ratus menjadi beberapa ribu pada server yang lebih besar. Sistem lain menggunakan front-end processor terpisah untuk terminal M/K untuk mengurangi beban interupsi pada CPU utama. Sebagai contoh, terminal concentrator dapat mengirim sinyal secara bersamaan dari ratusan terminal jarak jauh ke dalam satu port pada sebuah komputer yang besar. Sebuah channel M/K bersifat dedicated artinya CPU ang mempunyai tujuan khusus yang ditemukan pada bingkai utama dan sistem high-end lainnya. Pekerjaan dari sebuah channel adalah untuk mengambil pekerjaan M/K dari CPU utama. Prinsipnya adalah channel menjaga lalu lintas data lancar ketika CPU utama dapat bebas memproses data. Seperti device controller dan DMA controller yang ditemukan pada komputer berukuran kecil, sebuah channel dapat memproses program yang lebih umum dan canggih sehingga channel dapat digunakan untuk workload tertentu. Kita dapat menggunakan beberapa prinsip untuk meningkatkan efisiensi M/K: 1. mengurangi jumlah context-switch. 2. mengurangi jumlah waktu untuk data harus disalin ke dalam memori ketika dikirim antara perangkat dan aplikasi. 3. mengurangi frekuensi interupsi dengan menggunakan transfer besar-besaran, smart controller dan polling jika busy waiting dapat diminimalkan. 4. meningkatkan konkurensi dengan menggunakan DMA controller ang sudah diketahui atau channel untuk mengambil salinan data sederhana dari CPU. 5. memindahkan pemrosesan primitif ke perangkat keras supaya operasi pada device controller dapat berjalan bersamaan dengan CPU dan operasi bus. 6. seimbangkan antara CPU, subsistem memori, bus dan kinerja M/K karena sebuah overloaded pada salah satunya akan menyebabkan idle pada yang lain.

98

Kinerja

Gambar 11.6. Komunikasi antar komputer

Perangkat berbeda-beda dalam kompleksitas, sebagai contoh sebuah mouse yang sederhana. Pergerakan mouse dan button click diubah menjadi nilai numerik yang akan dikirim dari perangkat keras melalui mouse device driver lalu menuju aplikasi. Sebaliknya, fungsionalitas yang disediakan disk windows NT device driver sangatlah kompleks. Tidak hanya mengatur disk tunggal, tetapi juga menerapkan RAID array. Untuk melakukan hal tersebut, NT device driver mengubah permintaan baca dan tulis aplikasi menjadi sebuah kumpulan operasi disk M/K. Lebih dari itu, NT device driver juga menerapkan penanganan error yang canggih dan algoritma pemulihan data, dan mengambil banyak langkah untuk mengoptimalkan kinerja disk karena pentingnya kinerja penyimpanan sekunder untuk kinerja sistem secara keseluruhan. Gambar di bawah ini menjelaskan pergerakan fungsionalitas perangkat dalam meningkatkan kinerja M/K.

99

Rangkuman

Gambar 11.7. Peningkatan Fungsionalitas Perangkat

1. Mula-mula, kita terapkan eksperimen algoritma M/K pada tingkat aplikasi karena kode aplikasi bersifat fleksibel, dan bug pada aplikasi tidak menyebabkan system crash. Lebih jauh lagi, dengan mengembangkan kode pada tingkat aplikasi, kita menghindari kebutuhan untuk me-reboot atau me- reload device driver setelah setiap perubahan pada kode. Sebuah penerapan pada tingkatan aplikasi tidak dapat efisien. Bagaimana pun juga, karena biaya context-switch, dan karena aplikasi tidak dapat menerima kemudahan dari struktur data kernel internal dan fungsionalitas kernel seperti internal kernel messaging, threading, dan locking. 2. Ketika algoritma tingkat aplikasi sudah memperlihatkan kegunaannya, kita akan menerapkannya kembali pada kernel. Hal ini akan meningkatkan kinerja, tapi usaha pengembangan adalah hal yang lebih menantang karena sebuah sistem operasi kernel sangatlah besar dan sebuah sistem yang kompleks. Lebih dari itu, penerapan in-kernel harus di-debug secara hati-hati untuk menghindari data corruption dan system crashes. 3. Kinerja yang sangat tinggi mungkin bisa didapat dengan sebuah penerapan spesialisasi dalam perangkat keras, baik pada devicenya maupun pada controller. Ketidakuntungan penerapan perangkat keras ini meliputi kesukaran dan mahalnya pembuatan pengembangan lebih jauh atau untuk memperbaiki bug, waktu pengembangan yang bertambah, dan berkurangnya fleksibilitas. Sebagai contoh, sebuah pengendali RAID perangkat keras tidak menyediakan cara untuk kernel untuk mempengaruhi urutan atau lokasi dari pembacaan dan penulisan disk tunggal walaupun kernel mempunyai informasi khusus tentang workload yang akan memudahkan kernel untuk meningkatkan kinerja M/K.

11.9. Rangkuman Subsistem M/K kernel menyediakan banyak layanan antara lain penjadwalan M/K, buffering, caching, spooling, dan penanganan error. Layanan lainnya adalah pengartian nama untuk membuat koneksi antara perangkat keras dan nama berkas yang digunakan oleh aplikasi. Hal ini melibatkan beberapa tingkatan pemetaan yang mengartikan dari nama karakter string untuk device driver yang spesifik dan alamat perangkat, dan kemudian untuk alamat fisikal dari port M/K atau bus controller. Pemetaan ini terjadi pada ruang sistem berkas di UNIX atau dipisahkan pada ruang alamat perangkat seperti pada MS-DOS. System call M/K mahal pada masalah konsumsi CPU karena banyaknya layer pada aplikasi antara perangkat fisikal dan aplikasi. Layer-layer ini menyiratkan biaya context switching

100

Rangkuman

untuk melalui batas proteksi kernel dari sinyal dan penanganan interupsi untuk melayani perangkat M/K dan memasukkannya ke dalam CPU dan sistem memori untuk menyalin data antara buffer kernel dan ruang aplikasi.

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [Tanenbaum2001] Andrew S Tanenbaum. 2001. Modern Operating Systems. Second Edition. Prentice-Hall. [WEBWIKI2007] Wikipedia. 2007. Self-test http://en.wikipedia.org/wiki/Power-on_self_test . Diakses 29 Apr 2007.

101

102

Bab 12. M/K Linux 12.1. Pendahuluan – FIX ME –

12.2. Perangkat Blok – FIX ME – 21.8.1

12.3. Perangkat Karakter – FIX ME – 21.8.2

12.4. Perangkat Jaringan – FIX ME – Linux Kernel

12.5. Penjadwal Linux – FIX ME – Linux Kernel

12.6. Elevator Linus – FIX ME – Linux Kernel

12.7. Elevator Linus – FIX ME – Linux Kernel

12.8. Antrian M/K – FIX ME – Linux Kernel

12.9. Waktu Tengat M/K – FIX ME – Linux Kernel

12.10. Rangkuman – FIX ME –

103

Rangkuman

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [Stallings2001] William Stallings. 2001. Operating Systems: Internal and Design Principles. Fourth Edition. Edisi Keempat. Prentice-Hall International. New Jersey.

104

Bagian VII. Penyimpanan Masal Pada umumnya, penyimpanan sekunder berbentuk disk magnetik. Kecepatan pengaksesan memori sekunder ini jauh lebih lambat dibandingkan memori utama. Pada bagian ini akan diperkenalkan konsep-konsep yang berhubungan dengan memori sekunder seperti sistem berkas, atribut dan operasi sistem berkas, struktur direktori, atribut dan operasi struktur direktori, sistem berkas jaringan, sistem berkas virtual, sistem berkas GNU/Linux, keamanan sistem berkas, FHS (File Hierarchy System), serta alokas blok sistem berkas.

Bab 13. Sistem Berkas 13.1. Pendahuluan Semua aplikasi komputer membutuhkan penyimpanan dan pengambilan informasi. Ketika sebuah proses sedang berjalan, proses tersebut menyimpan sejumlah informasi yang dibatasi oleh ukuran alamat virtual. Untuk beberapa aplikasi, ukuran ini cukup, namun untuk yang lainnya terlalu kecil. Masalah berikutnya adalah apabila proses tersebut berhenti, maka informasinya akan hilang. Padahal ada beberapa informasi yang penting dan harus bertahan beberapa waktu, bahkan selamanya. Adapun masalah ketiga adalah terkadang sangat perlu lebih dari satu proses untuk mengakses satu informasi secara bersamaan. Untuk memecahkan masalah ini, informasi ini harus dapat berdiri sendiri tanpa bergantung pada sebuah proses. Pada akhirnya, kita memiliki masalah- masalah yang cukup signifikan dan penting untuk dicari solusinya yaitu : 1. Kita harus dapat menyimpan informasi dengan ukuran yang besar. 2. Informasi harus tetap ada, meskipun proses berhenti. 3. Informasi harus dapat diakses oleh lebih dari satu proses secara bersamaan. Solusi dari ketiga masalah diatas adalah dengan kehadiran berkas.

13.2. Konsep Berkas Berkas atau file adalah kumpulan dari informasi yang saling berhubungan yang disimpan di secondary storage. Berkas dapat dipandang sebagai bagian terkecil dari secondary storage, sehingga dapat dikatakan bahwa data tidak dapat disimpan di secondary storage kecuali jika data tadi ditulis dalam berkas. Setiap berkas mempunyai struktur tersendiri tergantung dari apa tipe berkas tersebut, diantaranya: • Text File . Barisan dari karakter-karakter yang berurutan yang disusun dalam baris-baris atau halaman-halaman • Source File . Sekumpulan barisan subrutin dan fungsi yang disusun atas deklarasi disusul dengan pernyataan atau statement yang dapat dijalankan. • Object File . Sebarisan byte yang diatur menjadi blok-blok yang dapat dimengerti oleh penghubung sistem (linker system). • Executable File . Sekumpulan bagian kode yang dapat dibawa ke memori untuk dijalankan oleh loader.

13.3. Atribut Berkas Setiap berkas diberi nama agar mempermudah kita untuk membedakannya. Nama berkas biasanya terdiri dari sederetan karakter. Dalam beberapa sistem, huruf besar dan huruf kecil dari nama berkas tersebut dianggap sama, sedangkan untuk sistem yang lain, hal itu dianggap berbeda. Setelah berkas diberi nama, nama dari berkas tersebut menjadi independen terhadap proses. Maksud dari independen disini adalah bahwa tindakan yang dilakukan user terhadap berkas, misalnya mengedit isinya, menyalin berkas tersebut ke disk, mengirimkannya lewat email dan tindakan-tindakan lainnya tidak akan mengubah nama dari berkas tersebut. Berkas mempunyai bermacam-macam atribut, yang dapat berbeda-beda antar satu sistem operasi dengan sistem operasi lainnya. Tapi umumnya, sebuah berkas memiliki atribut sebagai berikut: • Nama. Nama dari berkas yang dituliskan secara simbolik adalah satu-satunya informasi yang disimpan dalam bentuk yang dapat dibaca oleh kita. • Identifier . Tag unik yang biasanya berupa angka, yang mengidentifikasikan berkas dalam sistem berkas. Identifier ini tidak dapat dibaca oleh manusia.

107

Operasi Berkas

• Jenis. Informasi yang dibutuhkan sistem yang biasanya medukung bermacam-macam tipe berkas yang berbeda. • Lokasi. Informasi yang berisi pointer ke device dan lokasi dari berkas dalam device tersebut. • Ukuran. Ukuran dari berkas saat ini, dan mungkin ukuran maksimum berkas juga dimasukkan dalam atribut ini. • Waktu, tanggal dan identifikasi pengguna . Informasi yang disimpan untuk pembuatan, modifikasi terakhir dan kapan berkas terakhir digunakan. Data-data ini dapat berguna dalam proteksi, keamanan dan monitoring penggunaan berkas.

13.4. Operasi Berkas Fungsi dari berkas adalah sebagai penyimpanan data dan mengijinkan kita untuk membacanya lagi nantinya. Adapun operasi-operasi dasar yang dapat dilakukan berkas adalah sebagai berikut: • Membuat berkas (Create File). Terdapat dua hal yang harus kita lakukan untuk membuat suatu berkas. Pertama, kita harus menemukan tempat dalam sistem berkas untuk berkas yang akan kita buat tadi. Kedua, adalah membuat entry untuk berkas tersebut. Entry ini mencatat nama dari berkas dan lokasinya dalam sistem. • Menulis sebuah berkas (Write File). Untuk menulis berkas, kita membuat sebuah system call yang meyebutkan nama berkas dan informasi apa yang akan kita tulis dalam berkas tersebut. Setelah diberikan nama berkasnya, sistem akan mencari berkas yang akan kita tulis tadi dan meletakkan pointer di lokasi yang akan kita write berikutnya. Pointer write harus diupdate setiap kali write dilakukan. • Membaca sebuah berkas (Read File). Untuk membaca berkas, kita menggunakan sebuah system call yang menspesifikasikan nama file dan di blok mana di memori berkas harus diletakkan. Lalu direktori kembali dicari hingga ditemukan entry yang bersesuaian. Sistem harus menjaga agar pointer berada di posisi dimana read berikutnya akan dilakukan. Setelah pembacaan berkas selesai, maka pointer akan di-update. • Memposisikan sebuah berkas (Reposition). Direktori dicari untuk entry yang bersesuaian, lalu kemudian current file position dari berkas di set ke suatu nilai tertentu. Operasi berkas ini dikenal juga sebagai file seek. • Menghapus berkas (Delete). Untuk menghapus sebuah berkas, kita mencari direktori dari berkas yang ingin kita hapus tersebut, dan setelah ditemukan, semua tempat yang dipakai berkas tadi kita lepaskan sehingga dapat digunakan oleh berkas lainnya. Entry dari direktori itu kemudian dihapus. • Menghapus sebagian isi berkas (Truncate). User mungkin ingin menghapus isi dari sebuah berkas, tapi tetap ingin menjaga atribut-atributnya. Truncating file mengijinkan pendefinisian ulang panjang berkas menjadi nol tanpa mengubah atribut lainnya sehingga tempat yang digunakan oleh berkas dapat dilepaskan dan dipergunakan oleh berkas lain.

13.5. Membuka Berkas Setelah berkas dibuat, berkas tersebut dapat digunakan sebagai M/K. Pertama-tama, berkas tersebut harus dibuka. Perintah open() memberikan nama berkas kepada sistem, lalu sistem mencari direktori untuk nama yang diberikan tadi. Perintah open mengembalikan sebuah pointer ke entry yang bersesuaian. Pointer inilah yang kemudian akan digunakan untuk operasi-operasi pada berkas. Informasi-informasi yang berkaitan dengan membuka berkas adalah sebagai berikut: 1. File Pointer . Dalam sistem yang tidak memasukkan file offset sebagai bagian dari system call read dan write, sistem harus mengetahui lokasi terakhir dari read dan write sebagai current-fileposistion pointer. Pointer dari tiap proses pada file sifatnya unik.

108

Jenis Berkas

2. File Open Count . Ketika sebuah berkas ditutup, sistem operasi harus bisa menggunakan lagi tabel entry open-file agar entry dalam tabel tersebut tidak habis. Karena suatu berkas dapat dibuka oleh berbagai proses, sistem harus mengunggu hingga seluruh proses yang menggunakan berkas tersebut selesai untuk bisa menghapus entry di tabel open-file. 3. Disc Location of the File . Kebanyakan operasi yang kita lakukan akan mengubah data di dalam berkas. Oleh karena itu, informasi yang diperlukan untuk menentukan lokasi berkas di dalam disk disimpan di memori untuk mecegah pembacaan berulang dari disk untuk setiap operasi. 4. Access Right . Tiap proses membuka berkas dalam access mode . Informasi ini disimpan pada tabel per-process sehingga sistem operasi dapat mengijinkan atau menolak permintaan M/K.

13.6. Jenis Berkas Jenis berkas merupakan salah satu atribut berkas yang cukup penting. Saat kita mendesain sebuah sistem berkas, kita perlu mempertimbangkan bagaimana sistem operasi akan mengenali berkas-berkas dengan jenis yang berbeda. Apabila sistem operasi dapat mengenali, maka membuka berkas tersebut bukan suatu masalah. Seperti contohnya, apabila kita hendak mencari bentuk obyek biner sebuah program, yang tercetak biasanya tidak dapat dibaca, namun hal ini dapat dihindari apabila sistem operasi telah diberitahu akan adanya jenis berkas tersebut. Cara yang paling umum untuk mengimplementasikan jenis bekas tersebut adalah dengan memasukkan jenis berkas tersebut ke dalam nama berkas. Nama berkas dibagi menjadi dua bagian. Bagian pertama adalah nama dari jenis berkas tersebut, dan yang kedua, atau biasa disebut extension adalah jenis dari berkas tersebut. Kedua nama ini biasanya dipisahkan dengan tanda '.', contoh: "berkas.txt".

Tabel 13.1. Jenis-jenis berkas JENIS BERKAS

EXTENSION

FUNGSI

Executable

exe, com, bin, atau tidak ada

Siap menjalankan program bahasa mesin

Object

obj atau o

Dikompilasi, bahasa mesin, tidak terhubung (link)

Source code

c, cc, java, asm, pas

Kode-kode program dalam berbagai bahasa pemrograman

Batch

bat, sh

Memerintahkan ke command intepreter

Text

txt, doc

Data text, dokumen

Word processor

wp, tex, rtf, doc

Macam-macam format dari text processor

Library

lib, a, sol, dll

Libraries dan routine untuk programmer

Print/ view

jpg, pdf, ps

Berkas ASCII/binary dalam format untuk mencetak atau melihat

Archive

zip, tar

Berkas-berkas yang berhubungan dikelompokkan ke dalam satu berkas, dikompres, untuk pengarsipan

Multimedia

mpeg, mov, rm

Berkas binary yang berisi informasi audio atau A/V

109

Struktur Berkas

13.7. Struktur Berkas Berkas-berkas tertentu harus mempunyai struktur yang dimengerti oleh sistem operasi. Contohnya, sistem operasi mungkin mensyaratkan bahwa sebuah berkas executable harus mempunyai struktur yang spesifik sehingga dapat ditentukan dimana berkas tersebut dapat di-load dari memori dan dimana lokasi dari instruksi pertama. Berkas dapat distruktur 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 yang kedua adalah dengan record sequence. Dalam model ini semua berkas adalah sebuah urutan dari rekaman-rekaman yang telah ditentukan panjangnya, masing-masing dengan beberapa struktur internal. Artinya bahwa sebuah operasi read membalikkan sebuah rekaman dan operasi write menimpa atau menambahkan suatu rekaman. Cara 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 diterapkan dalam rekaman tersebut. Tree ini di-sort dalam field key dan mengizinkan pencarian yang cepat untuk sebuah key tertentu.

13.8. Metode Akses Berkas Berkas menyimpan informasi. Apabila sedang digunakan informasi ini harus diakses dan dibaca melalui memori komputer. Informasi dalam berkas dapat diakses dengan beberapa cara, yaitu: 1. Akses sekuensial. Akses ini merupakan yang paling sederhana dan paling umum digunakan. Informasi dalam berkas diproses secara berurutan. Sebagai contoh, editor dan kompilator biasanya mengakses berkas dengan cara ini. 2. Akses langsung (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.

13.9. Proteksi Berkas Saat sebuah informasi disimpan di komputer, kita menginginkan agar informasi tersebut aman dari kerusakan fisik (ketahanan) dan akses yang tidak semestinya (proteksi). Ketahanan biasanya disediakan dengan duplikasi dari berkas. Banyak komputer yang mempunyai program sistem yang secara otomatis menyalin berkas dari disk ke tape dalam interval tertentu (misalnya sekali dalam sehari, atau seminggu, atau sebulan) untuk menjaga copy -an berkas agar tidak rusak secara tidak disengaja. Sistem berkas dapat rusak karena masalah hardware (seperti error dalam membaca atau menulis), mati listrik, debu, suhu yang ekstrim, atau perusakan dengan sengaja. Bug dalam software sistem berkas juga dapat mengakibatkan isi dari dokumen hilang. 1. Tipe-tipe akses. Kebutuhan untuk mengamankan berkas berhubungan langsung dengan kemampuan untuk mengakses berkas. Kita bisa menyediakan proteksi secara menyeluruh dengan pelarangan akses. Kita juga dapat menyediakan akses bebas tanpa proteksi. Kedua pendekatan tersebut terlalu ekstrem untuk penggunaan umum, sehingga yang kita butuhkan adalah akses yang terkontrol. Mekanisme proteksi menyediakan akses yang terkontrol dengan membatasi tipe dari akses terhadap berkas yang dapat dibuat. Akses diizinkan atau tidak tergantung pada beberapa faktor, salah satunya adalah tipe dari akses yang diminta. Beberapa tipe operasi yang bisa dikontrol: • Read. membaca dari berkas.

110

Rangkuman

• • • •

Write. menulis atau menulis ulang berkas. Execute. me-load berkas ke memori dan mengeksekusinya.. Append. menulis informasi baru di akhir berkas. Delete. menghapus berkas dan mengosongkan spacenya untuk kemungkinan digunakan kembali. • List. mendaftar nama dan atribut berkas. 2. Kontrol akses. Pendekatan paling umum dalam masalah proteksi adalah untuk membuat akses tergantung pada identitas pengguna. Pengguna yang bervariasi mungkin membutuhkan tipe akses yang berbeda atas suatu berkas atau direktori. Skema yang paling umum untuk mengimplementasikannya adalah dengan mengasosiasikan setiap berkas dan direktori pada sebuah list kontrol akses, yang menspesifikasikan user name dan tipe akses yang diperbolehkan untuk setiap user. Saat seorang pengguna meminta untuk mengakses suatu berkas, sistem operasi akan mengecek daftar akses yang berhubungan dengan berkas tersebut. Apabila pengguna tersebut ada di dalam daftar, maka akses tersebut diizinkan. Jika tidak, terjadi pelanggaran proteksi, dan pengguna tidak akan diizinkan untuk mengakses berkas tersebut. Masalah utama dengan pendekatan ini adalah panjang dari daftar yang harus dibuat. Tapi dapat dipecahkan dengan cara menggunakan daftar dalam versi yang di- condense. Untuk itu, pengguna dapat diklasifikasikan ke dalam tiga kelas: • Owner. pengguna yang membuat berkas tersebut. • Group. sekelompok pengguna yang berbagi berkas dan memiliki akses yang sama. • Universe. semua pengguna yang lain. 3. Pendekatan lain. Pendekatan lain dalam masalah proteksi adalah dengan memberikan kata kunci untuk setiap berkas.

13.10. 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, yaitu: • Kebutuhan untuk menyimpan data dalam jumlah yang besar. • Kebutuhan agar data tidak mudah hilang (non-volatile) • Informasi harus tidak bergantung pada proses. Pada sistem berkas ini, diatur segala hal yang berkaitan dengan sebuah berkas mulai dari atribut, tipe, operasi, struktur, sampai metode akses berkas.

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Sixth Edition. John Wiley & Sons.

111

112

Bab 14. Struktur Direktori 14.1. Pendahuluan Direktori atau folder merupakan suatu entitas dalam sebuah sistem berkas yang mengandung berkas atau direktori lain. Pada hakikatnya, berkas atau direktori lain tersebut terdapat di dalam disk, sedangkan direktori hanya menyediakan link atau mengarahkan pada berkas yang ada. Direktori digunakan sebagai sarana untuk pengorganisasian berkas pada suatu sistem komputer. Dengan adanya direktori, setiap berkas dapat dikelompokkan. Sebuah direktori dapat berisi berkas maupun direktori lain, sehingga direktori dapat juga disebut sebagai berkas istimewa. Dalam pengorganisasian sebuah berkas, sistem operasi dapat memartisi disk menjadi beberapa direktori atau menjadikan dua disk menjadi sebuah direktori.

14.2. Atribut dan Struktur Direktori Atribut Direktori Atribut atau informasi dalam suatu direktori dapat berbeda-beda tergantung pada sistem operasi yang digunakan. Sebagai sebuah berkas, direktori bisa memiliki beberapa atribut, antara lain: a. Nama. Merupakan nama dari direktori itu sendiri. b. Alamat. Merupakan alamat dari direktori tersebut. c. Tanggal. Berisi keterangan mengenai tanggal pembuatan direktori tersebut. d. Ukuran. Merupakan besarnya ukuran suatu direktori, biasanya dalam satuan byte, kilobyte, megabyte, gigabyte. Batas maksimum dari suatu direktori bergantung pada sistem berkas yang digunakan. e. Proteksi. Berguna untuk perlindungan. Hal ini mencakup siapa saja yang berhak mengakses, penyembunyian file, read-only, dan lain-lain. Dalam Unix, proteksi berguna untuk mengubah atribut berkas dengan menggunakan perintah "chmod". Atribut-atribut pada direktori dirancang sewaktu pembuatan sistem operasi, sehingga atribut yang ada tergantung pada pembuat sistem operasi tersebut. Atribut-atribut di atas merupakan atribut yang umum dan sering digunakan.

Struktur Direktori Mempelajari struktur direktori, memberikan kita pemahaman bagaimana menyusun sebuah direktori dalam suatu sistem berkas. Ada beberapa tujuan yang ingin dicapai dalam menyusun sebuah direktori dalam suatu sistem. Namun, terdapat beberapa kendala, seperti, penamaan berkas, pengelompokan berkas dan berbagi berkas (file sharing). Ada tiga struktur direktori yang dikenal, antara lain: • Struktur Direktori Bertingkat, dimana direktori ini dibagi menjadi direktori satu tingkat (Single Level Directory) dan direktori dua tingkat (Two Level Directory). • Direktori berstruktur pohon (Tree-Structured Directory). • Direktori berstruktur graf, dimana direktori ini dibagi menjadi struktur graf asiklik (Acyclicstructured Directory) dan struktur graf sederhana (General-graph Directory). Bentuk-bentuk direktori tersebut mempunyai nilai historis tersendiri. Misalnya direktori bertingkat satu, di masa-masa awal perkembangan komputer terdahulu, kapasitas dari secondary storage

113

Operasi Direktori

masih terbatas. Besarnya hanya berkisar beberapa megabyte saja. Oleh karena itu, struktur direktori bertingkat satu sudah mencukupi untuk kebutuhan penggunaan komputer sehari-hari. Namun, seiring berkembangnya zaman direktori satu tingkat tersebut dirasakan kurang mencukupi dikarenakan berbagai keterbatasan yang dimilikinya. Setelah itu, muncul direktori dua tingkat dan seterusnya. Halhal itulah yang akan kita lihat dalam beberapa pembahasan selanjutnya mengenai struktur direktori.

14.3. Operasi Direktori Silberschatz, Galvin dan Gagne mengkategorikan operasi-operasi terhadap direktori sebagai berikut: a. Mencari berkas. Bila pengguna atau sebuah aplikasi ingin melakukan suatu operasi terhadap suatu berkas, tentu berkas tersebut harus dibuka terlebih dahulu. Untuk itu, sebuah direktori harus mencari entri yang bersesuaian dengan file tersebut dengan menelusuri struktur dari direktori yang bersangkutan. b. Membuat berkas. Saat sebuah berkas baru dibuat, maka sebuah entri akan ditambahkan ke direktori. c. Menghapus berkas. Ketika suatu berkas tidak dibutuhkan lagi, maka berkas tersebut bisa dihapus dari direktori. d. Menampilkan isi direktori. Menampilkan seluruh atau sebagian daftar berkas-berkas yang ada di direktori dan atribut dari berkas-berkas dalam direktori tersebut (misalnya, information access control, type dan usage information). e. Mengubah nama berkas. Nama suatu berkas merepresentasikan isi berkas terhadap pengguna. Oleh karena itu, nama berkas harus bisa diubah ketika isi dan kegunaannya sudah tidak sesuai lagi. Mengubah nama suatu berkas memungkinkan berpindahnya posisi berkas di dalam struktur direktori. f. Akses sistem berkas. Pengguna bisa mengakses setiap direktori dan setiap berkas yang berada dalam struktur direktori. g. Update direktori. Karena sebagian atribut dari berkas disimpan dalam direktori, maka perubahan yang terjadi terhadap suatu berkas akan berpengaruh terhadap atribut dari berkas yang bersangkutan di direktori tersebut.

14.4. Direktori Bertingkat Direktori Satu Tingkat (Single—Level Directory) Direktori satu tingkat merupakan suatu struktur direktori yang paling sederhana karena semua berkas yang ada disimpan dalam direktori yang sama. Direktori satu tingkat ini memiliki keterbatasan, yaitu bila berkas bertambah banyak atau bila sistem memiliki lebih dari satu pengguna. Jumlah berkas yang terlalu banyak dalam sebuah direktori dapat menyebabkan ketidaknyamanan. Hal ini mungkin saja terjadi karena pengguna hanya dapat menyimpan berbagai berkas (misal: games, video, email) dalam sebuah direktori saja.

114

Direktori Dua Tingkat (Two—Level Directory)

Gambar 14.1. Direktori Satu Tingkat

Direktori Dua Tingkat (Two—Level Directory) Pada direktori satu tingkat, sering terjadi kesulitan dalam menentukan nama file dari dua pengguna yang berbeda. Penyelesaian umumnya adalah dengan membuat direktori terpisah untuk tiap pengguna yang dikenal dengan User File Directory (UFD). Di struktur direktori dua tingkat, setiap pengguna mempunyai UFD masing-masing. Ketika pengguna melakukan login, maka Master File Directory (MFD) dipanggil. Indeks yang dimiliki oleh MFD didasarkan pada username atau account number, dan setiap entri menunjuk pada UFD pengguna tersebut. Sehingga, pengguna bisa mempunyai nama berkas yang sama dengan berkas lain.

Gambar 14.2. Direktori Dua Tingkat

14.5. Direktori Berstruktur Pohon

115

Direktori Berstruktur Pohon

Gambar 14.3. Tree-Structured Directories

Pada Tree-Structured Directories, setiap pengguna dapat membuat sub-direktori sendiri dan mengorganisasikan berkas-berkas yang dimiliki. Dalam penggunaan yang normal, setiap pengguna memiliki direktori saat ini (current directory). Current directory ini terdiri dari berkas-berkas yang baru-baru ini digunakan oleh pengguna. Nama lintasan (path name) bisa digolongkan menjadi dua jenis, yaitu: 1. Lintasan mutlak (absolute path). Merupakan lintasan yang dimulai dari root directory. 2. Lintasan relatif (relative path). Merupakan lintasan yang dimulai dari direktori saat ini (current directory).

Gambar 14.4. Path

116

Direktori Berstruktur Graf

Misalkan kita sedang berada pada direktori bahan, maka penulisan lintasan dari berkas slide: 1. Absolute path. Yaitu "/Kuliah/OS/bahan/slide". 2. relative path. Yaitu "../bahan/slide". Dengan sistem Tree-Structured Directories, para pengguna dapat mengakses dan menambahkan berkas pengguna lain kedalam direktori mereka. Sebagai contoh, pengguna B dapat mengakses berkasberkas pengguna A melalui spesifikasi nama lintasannya. Dengan alternatif lain, pengguna B dapat mengubah current directory-nya menjadi direktori yang dimiliki oleh pengguna A dan mengakses berkas-berkas tersebut melalui file names-nya. Sebuah lintasan ke sebuah berkas didalam TreeStructured Directories bisa lebih panjang daripada lintasan di direktori dua tingkat.

14.6. Direktori Berstruktur Graf Direktori dengan struktur pohon (Tree-Structured Directories) tidak memperbolehkan adanya pembagian berkas/direktori. Sedangkan Struktur Graf Asiklik (Acyclic-Structured Directory) memperbolehkan direktori untuk berbagi berkas atau subdirektori. Jika ada berkas yang ingin diakses oleh dua pengguna atau lebih, maka struktur ini menyediakan fasilitas sharing. Acyclic-structured Directory bisa mengatasi permasalahan pada direktori dengan struktur pohon (Tree-Structured Directories). Permasalahan yang timbul dalam penggunaan struktur graf asiklik adalah meyakinkan apakah tidak ada siklus. Bila kita mulai dengan struktur direktori dua tingkat dan memperbolehkan pengguna untuk membuat subdirektori, maka kita akan mendapatkan struktur direktori pohon. Mempertahankan sifat pohon bukan suatu hal yang sulit, tetapi bila kita menambahkan sambungan pada direktori dengan struktur pohon, maka sifat pohon akan hilang dan menghasilkan struktur graf sederhana (Generalgraph directory).

Gambar 14.5. Acyclic-Structured Directory

117

Mounting

Bila siklus diperbolehkan dalam direktori, tentunya kita tidak ingin mencari sebuah berkas dua kali. Algoritma yang tidak baik akan menghasilkan infinite loop dan tidak akan pernah berakhir. Oleh karena itu, diperlukan skema pengumpulan sampah (garbage-collection scheme). Skema ini berhubungan dengan pemeriksaan seluruh sistem berkas dengan menandai tiap berkas yang dapat diakses. Kemudian mengumpulkan apapun yang tidak ditandai pada tempat yang kosong. Hal ini tentunya dapat menghabiskan banyak waktu.

Gambar 14.6. General-graph Directory

Pada direktori dengan struktur pohon, setiap pengguna dapat membuat direktori sendiri sehingga dalam UFD akan terdapat direktori yang dibuat oleh pengguna dan di dalam direktori tersebut dapat dibuat direktori lain (sub-direktori), begitu seterusnya. Hal ini tentu akan memudahkan pengguna dalam pengelompokan dan pengorganisasian berkas. Masalah yang muncul adalah ketika pengguna ingin menggunakan suatu berkas secara bersama-sama. Hal ini timbul dikarenakan sistem tidak mengizinkan seorang pengguna mengakses direktori pengguna lain. Pada general-graph directory, sebuah direktori me-link pada direktori yang me-link nya. Dengan kata lain, jika direktori A berisi/ me-link direktori B maka ketika direktori B dibuka akan terdapat direktori A (ada siklus).

14.7. Mounting Mounting adalah proses mengaitkan 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 di-mount akan diberikan mount point atau sebuah direktori dalam pohon direktori sistem yang sedang anda akses. Mount point adalah direktori tempat dimana akan meletakkan sistem berkas tesebut. Kalau kita ingin me-mount sistem berkas berupa direktori, maka mount point-nya harus berupa direktori. Sebaliknya, jika yang hendak kita mount adalah file, maka mount point-nya juga harus berupa file.

118

Berbagi Berkas

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 atau menulis mount point yang baru. Seperti biasa, saat ingin mengubahubah 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-disc dan mem-backup berkas fstab tersebut sebelum membukanya di editor teks untuk diubah-ubah. Semua ruang kosong yang tersedia di disk diatur dalam sebuah pohon direktori tunggal. Dasar sistem ini adalah root directory 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-umount. Sistem berkas yang lain di-mount seperlunya, contohnya yang berisi hard drive berbeda dengan floppy disc atau CD-ROM. Sebenarnya setiap akan memproses suatu sistem berkas (read and write) kita harus me-mount sistem berkas itu terlebih dahulu. Sistem operasi menyediakan fasilitas mounting secara otomatis pada saat sistem operasi dijalankan. Pada beberapa sistem operasi, ada device-device tertentu yang harus di-mount terlebih dahulu secara manual untuk memproses sistem berkas didalamnya. Untuk me-mount suatu sistem berkas, sistem operasi memerlukan data tentang device yang membawakan sistem berkas tersebut dan mount point tempat sistem berkas itu hendak diletakkan.

Gambar 14.7. Existing File System

14.8. Berbagi Berkas Saat sebuah sistem memutuskan untuk menyediakan fasilitas berbagi berkas, maka tantangan yang muncul adalah memperluas file-sharing agar dapat diakses oleh berbagai sistem berkas. Hal lain yang

119

Multiple User

menjadi perhatian adalah konflik yang mungkin muncul akibat berbagi berkas, misalnya beberapa pengguna melakukan operasi penulisan terhadap suatu berkas secara bersama-sama.

Multiple User Ada tiga isu penting saat suatu sistem mengakomodasi banyak pengguna (multiple users), yaitu berbagi berkas, penamaan berkas, dan proteksi berkas. Dalam pengimplementasian berbagi berkas dan proteksi berkas di multiple user system, suatu sistem perlu untuk memberikan tambahan pada atribut dari suatu berkas atau direktori. Pendekatan yang umum dilakukan adalah dengan konsep owner dan group. Dalam bahasa Indonesia, kata owner berarti pemilik. Istilah pemilik dalam suatu sistem yang menerapkan berbagi berkas dapat diartikan sebagai seorang pengguna yang mempunyai hak penuh atas suatu berkas atau subdirektori. Owner tersebut dapat melakukan apa saja terhadap berkas miliknya, termasuk memberikan hak akses tertentu kepada pengguna lain terhadap berkas tersebut. Konsep dari owner ini diimplemetasikan oleh beberapa sistem dengan memanfaatkan daftar dari nama pemakai dan diasosiasikan dengan user identifiers atau user IDs. Tentu saja ID ini bersifat unik, tidak akan ada dua pengguna yang memiliki ID yang sama. Selanjutnya untuk setiap proses dan thread yang dijalankan oleh seorang pengguna, maka proses dan thread tersebut akan dikaitkan dengan user ID tadi. Sekumpulan pengguna dapat membentuk suatu group yang mempunyai group identifier dan akan dikaitkan dengan setiap proses dan thread yang dijalankan oleh group tersebut. Saat seorang pengguna melakukan operasi pada suatu berkas, maka user ID dari pengguna tersebut akan dicocokkan dengan atribut dari pemilik berkas tersebut. Proses tersebut dilakukan untuk mengetahui hak apa saja yang diberikan oleh pemilik berkas kepada pengguna lain. Hal itu juga berlaku pada group.

Remote File System Seiring berkembangnya jaringan dan teknologi berkas, mekanisme berbagi berkas juga mengalami perubahan. Awalnya, cara yang digunakan dalam file-sharing adalah dengan aplikasi seperti File Transfer Protocol (FTP). Selanjutnya, berkembang apa yang disebut dengan Distributed File Systems, disingkat DFS. Dengan DFS, sebuah remote-directories dapat diakses dari local-machine. Cara lainnya adalah melalui World Wide Web (www), merupakan pengembangan dari metode FTP. Mekanisme file-sharing memungkinkan seorang pengguna dapat mengakses sebuah sistem berkas yang ada di komputer lain yang terhubung ke jaringan atau biasa disebut remote machine. Ada dua kemungkinan saat seorang pengguna terhubung ke remote machine. Pertama, ia harus melakukan proses otentifikasi atau proses identifikasi bahwa ia telah terdaftar sebagai seorang pengguna yang mempunyai hak akses tertentu terhadap remote machine tersebut. Kedua, ia cukup dikenali sebagai anonymous pengguna yang bisa jadi mempunyai hak akses tidak seluas dibandingkan dengan pengguna yang telah terotentifikasi. Absolute path. Yaitu "/Kuliah/OS/bahan/slide". Client-Server Model. Remote File System mengijinkan suatu komputer untuk me-mounting beberapa sistem berkas dari satu atau lebih remote machine. Dalam kasus ini, komputer yang menyediakan berkas-berkas yang diakses oleh komputer-komputer lain disebut dengan server dan komputer yang mengakses berkas-berkas yang di-share disebut dengan client. Yang menjadi isu dalam model ini adalah masalah keamanan, pengaksesan suatu sistem oleh seseorang yang tidak mempunyai hak, atau disebut juga unauthorized user. Failure Modes. Suatu local system dapat mengalami failure atau crash yang menyebabkan sistem tersebut tidak dapat berfungsi sebagaimana mestinya karena berbagai hal. Teknologi Redundant Arrays of Inexpensive Disk (RAID) cukup membantu hal ini. Namun demikian, penjelasan lebih detil tentang RAID akan dibahas dalam topik-topik lainnya, terutama yang berkaitan dengan storage.

120

Rangkuman

Remote File System bukan tanpa gangguan. Kompleksitas dari sistem jaringan dan juga adanya interaksi antara remote machine memberi peluang lebih besar akan terjadinya kegagalan dalam sistem tersebut.

14.9. Rangkuman Direktori atau folder merupakan suatu entitas dalam sebuah sistem berkas yang mengandung berkas atau direktori lain. Mempelajari struktur direktori memberikan kita pemahaman bagaimana menyusun sebuah direktori dalam suatu sistem berkas. Ada tiga struktur direktori yang diketahui, yaitu direktori bertingkat, direktori berstruktur pohon dan direktori berstruktur graf. Mounting adalah proses mengaitkan sebuah sistem berkas yang baru ditemukan pada sebuah piranti ke struktur direktori utama yang sedang dipakai. Piranti-piranti yang akan di-mount dapat berbentuk CD-ROM, disket atau sebuah zip-drive. Tiap-tiap sistem berkas yang di-mount akan diberikan mount point atau sebuah direktori dalam pohon direktori sistem yang sedang diakses. Mount point adalah direktori tempat dimana akan meletakkan sistem berkas tersebut. Kalau kita ingin me-mount sistem berkas berupa direktori, maka mount point-nya harus berbentuk direktori. Sebaliknya, jika yang ingin di-mount adalah file, maka mount point-nya harus berbentuk file.

Rujukan [Silberschatz2002] Abraham Silberschatz, Peter Galvin, dan Greg Gagne. 2002. Applied Operating Systems. Sixth Edition. John Wiley & Sons. [Stallings2001] William Stallings. 2001. Operating Systems: Internal and Design Principles. Fourth Edition. Edisi Keempat. Prentice-Hall International. New Jersey. [Tanenbaum1997] Andrew S Tanenbaum dan Albert S Woodhull. 1997. Operating Systems Design and Implementation. Second Edition. Prentice-Hall. [WEBArpaciD2005] Andrea C Arpaci-Dusseau dan Remzi H Arpaci-Dusseau. 2005. CS 537: Introduction to Operating Systems – File System: User Perspective – http://www.cs.wisc.edu/ ~remzi/ Classes/ 537/ Fall2005/ Lectures/ lecture18.ppt . Diakses 8 Juli 2006. [WEBBabicLauria2005] G Babic dan Mario Lauria. 2005. CSE 660: Introduction to Operating Systems – Files and Directories – http://www.cse.ohio-state.edu/ ~lauria/ cse660/ Cse660.Files.04-08-2005.pdf . Diakses 8 Juli 2006. [WEBCarter2004] John Carter. 2004. CS 5460 Operating Systems – Lecture 19: File System Operations and Optimizations – http://www.cs.utah.edu/ classes/ cs5460/ lectures/ lecture19.pdf . Diakses 29 Mei 2006. [WEBChung2005] Jae Chung. 2005. CS4513 Distributed Computer Systems – File Systems – web.cs.wpi.edu/ ~goos/ Teach/ cs4513-d05/ slides/ fs1.ppt . Diakses 7 Juli 2006.

http://

[Nana Langstedt] Nana Langstedt. 2005. How to mount partitions and file-systems in Linux – www.tuxfiles.org/linuxhelp/mounting.html . Diakses 27 April 2007.

http://

[Mayang Sarup] Mayang Sarup. 2001. The Linux Filesystem explained – http://www.freeos.com/articles/3102/ . Diakses 27 April 2007.

121

122

Bab 15. FHS 15.1. Pendahuluan FHS (Filesystem Hierarchy Standard) adalah sebuah aturan standar penempatan lokasi berkas dan direktori yang ada pada sistem operasi. Dengan adanya standar ini maka pengguna dan perangkat lunak dapat mengetahui dimana letak suatu berkas atau direktori yang tersimpan di suatu komputer. Pada masa-masa awal pengembangan Linux, masing-masing distribusi Linux menggunakan skema buatan mereka sendiri untuk menentukan lokasi suatu berkas pada hirarki direktori. Sayangnya, hal ini menyebabkan banyak masalah. Struktur hirarki berkas dan direktori pada sistem operasi Linux menjadi tidak teratur. Tidak ada suatu acuan baku untuk semua distribusi Linux yang ada saat itu. Dilatarbelakangi oleh kekacauan ini, pada tahun 1993 dibuatlah sebuah berkas yang berisi tentang aturan standar penempatan lokasi hirarkis berkas dan direktori yang disebut FSSTND (Filesystem Standard). FSSTND telah membantu menstandarisasikan rancangan sistem berkas pada semua distribusi Linux. Seiring dengan berjalannya waktu, FSSTND ini semakin berkembang. Jika pada awalnya FSSTND hanya mengatur sistem berkas dari Linux. Pada tahapan selanjutnya FSSTND juga mulai mengatur semua sistem operasi berbasis UNIX. Sejalan dengan perluasan objek dari FSSTND ini maka namanya diganti menjadi FHS, yang merupakan kependekan dari Filesystem Hierarchy Standard. FHS berisi sekumpulan syarat dan petunjuk penempatan berkas dan direktori pada sistem operasi berbasis UNIX. Petunjuk ini dimaksudkan untuk mendukung interoperabilitas dari suatu aplikasi, perangkat administrasi sistem, perangkat pengembangan dan script sehingga didapatkan keseragaman pada semua sistem yang berbasis UNIX. FHS dibuat dengan cara: • Menentukan petunjuk-petunjuk dasar untuk setiap area pada sistem berkas • Menentukan berkas dan direktori minimum yang dibutuhkan • Menandai setiap pengecualian ( exception ) • Menandai setiap kasus spesifik yang pernah mengalami konflik Berkas FHS tersebut akan bermanfaat bagi penyedia perangkat lunak yang ingin membuat perangkat lunak untuk sistem operasi yang menggunakan FHS. Sehingga penyedia perangkat lunak tersebut dapat membuat perangkat lunak yang dapat dijalankan pada sistem operasi tersebut. Berkas FHS juga dapat dipakai oleh pembuat sistem operasi. Contoh paling umum dari sistem operasi yang menggunakan model FHS ini adalah Linux, walaupun ada beberapa hal spesifik yang hanya terdapat di Linux dan tidak ada pada FHS. Selain itu, berkas FHS juga bermanfaat bagi pengguna yang ingin lebih mengerti sistem berkas dari sistem operasi yang mereka gunakan.

15.2. Sistem Berkas FHS mengasumsikan bahwa sistem operasi yang menggunakan standarisasi FHS telah mengimplementasikan sistem berkas yang mendukung fitur-fitur keamanan dasar yang ada pada sebagian besar sistem berkas UNIX. Untuk melakukan pengelompokan atau kategorisasi terhadap suatu berkas, FHS menggunakan dua parameter independent yang membedakan berkas satu dengan berkas yang lain. Parameter tersebut adalah: • shareable - unshareable • statis - variabel. Berkas shareable adalah berkas-berkas yang dapat diletakkan pada satu host dan digunakan oleh yang host yang lain. Jadi, file tersebut bisa di-share antar host, bukan hanya terbatas antar pengguna.

123

Sistem Berkas ROOT

Contohnya adalah direktori "/usr". Host yang tidak memiliki direktori /usr bisa saja menggunakan direktori ini dengan cara me-mount direktori /usr yang dimiliki oleh suatu host. Bukan suatu hal yang mustahil jika dari sepuluh komputer yang terhubung, hanya satu komputer yang memiliki direktori "/ usr" karena direktori tersebut dapat diakses oleh semua komputer. Berkas unshareable adalah berkasberkas yang tidak dapat di- share. Berkas statik adalah berkas yang tidak dapat diubah tanpa intervensi administrator sistem. Contohnya adalah berkas binari (binary file), pustaka (libraries) dan berkas dokumentasi. Berkas variabel adalah berkas yang tidak statik, yaitu berkas yang dapat diubah oleh siapapun, baik administrator maupun pengguna. Berkas statik dan variabel sebaiknya diletakkan di direktori yang berbeda, karena berkas statik, tidak seperti berkas variabel, dapat ditaruh di media yang read-only dan tidak perlu di-backup secara terjadwal sebagaimana berkas variabel. Dengan demikian, tiap-tiap berkas dapat dikategorikan sesuai dengan karakteristiknya masing-masing.

15.3. Sistem Berkas ROOT Sistem berkas root berisi hal-hal vital bagi kelangsungan sistem. Tanpa sistem berkas root maka tak ada sistem yang bisa berjalan. Secara kuantitas, peranan dari sistem berkas root ini hanya sedikit dibandingkan dengan peranan dari sistem berkas yang lain. Oleh karena itu, sistem berkas root ini cenderung jarang dipakai dibandingkan dengan sistem berkas lainnya. Walaupun sedikit peranan yang dimiliki olehnya, namun sistem berkas root sangat penting bagi sistem. Isi dari sistem berkas root harus bisa memadai keperluan untuk melakukan proses boot, restore, repair dan recovery sistem. Untuk melakukan operasi boot pada sistem, perlu dilakukan hal-hal untuk melakukan proses mount pada sistem berkas lain. Hal ini meliputi konfigurasi data, informasi boot loader dan keperluankeperluan lain yang mengatur start-up data. Semua hal tersebut harus berada pada direktori root. Untuk melakukan recovery maupun repair dari sistem, maka hal-hal yang dibutuhkan untuk mendiagnosa dan memulihkan sistem yang rusak harus diletakkan dalam sistem berkas root. Kemudian, untuk me-restore suatu sistem maka hal-hal yang dibutuhkan untuk mem-backup sistem seperti floppy, tape, disk dll harus diletakkan di dalam direktori 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 seminimal mungkin. Lagipula, lokasi-lokasi lain dalam FHS menyediakan fleksibilitas yang lebih dari cukup untuk package aplikasi manapun.

Syarat Terdapat beberapa direktori yang menjadi syarat atau harus ada pada sistem berkas root. Setiap direktori akan dibahas dalam subbagian di bawah. /usr dan /var akan dibahas lebih mendetail karena direktori tersebut sangat kompleks. Berikut daftar subdirektori yang harus ada pada direktori root:

124

Pilihan spesifik

Tabel 15.1. Direktori atau link yang harus ada pada /root Direktori

Keterangan

bin

Perintah-perintah dasar pada sistem UNIX

boot

berkas statik dari boot loader

dev

berkas piranti

etc

sistem konfigurasi untuk host

lib

modul pustaka dan kernel esensial yang dishare

media

mount-point untuk removeable media

mnt

mount-point untuk melakukan operasi mount pada sistem berkas secara temporer

opt

paket tambahan dari suatu perangkat lunak

srv

data untuk layanan yang diberikan sistem

tmp

data sementara

usr

hirarki sekunder

var

data variabel

Pilihan spesifik Tabel 15.2. Direktori atau link yang harus diletakkan pada direktori /root, jika memang subsistemnya ter-install. Direktori

Keterangan

home

direktori home dari pengguna

lib

pustaka esensial alternatif

root

direktori home untuk pengguna root

/bin : perintah biner esensial bagi pengguna Direktori ini berisi perintah-perintah dasar esensial yang dapat dipakai baik oleh administrator sistem maupun oleh pengguna. Namun perintah-perintah biner ini hanya bisa dijalankan ketika tidak ada sistem berkas lain yang sedang di-mount. Direktori ini juga dapat berisi perintah yang digunakan secara tidak langsung oleh script. Pada direktori /bin tidak diperbolehkan adanya subdirektori. Berikut beberapa perintah umum pada UNIX yang disimpan dalam direktori /bin:

125

/boot : berkas statik untuk me- load proses boot

Tabel 15.3. Perintah-perintah dan atau link simbolik yang harus ada pada /bin Perintah

Keterangan

cat

perintah untuk menggabungkan berkas ke keluaran standar

chmod

perintah untuk mengubah mode akses dari suatu berkas

cp

perintah untuk menggandakan berkas atau direktori

date

perintah untuk menampilkan waktu dan tanggal pada sistem

echo

perintah untuk menampilkan satu baris teks

kill

perintah untuk mematikan sebuah proses

ls

perintah untuk menampilkan isi direktori

mkdir

perintah untuk membuat direktori

rm

perintah untuk menghapus berkas atau direktori

......

dan lain-lain

Selain perintah-perintah dasar tersebut, direktori /bin juga dapat berisi perintah-perintah opsional yang memang harus diletakkan pada direktori ini, jika memang subsistemnya ter-install. Beberapa contohnya adalah: • csh : shell khusus untuk bahasa pemrograman C • tar : perintah untuk melakukan pengarsipan / kompresi berkas • netstat : perintah untuk menampilkan statistik jaringan • ping : perintah untuk menguji ada tidaknya jaringan

/boot : berkas statik untuk me- load proses boot Direktori ini berisi segala sesuatu yang dibutuhkan untuk menjalankan boot. Salah satu contohnya adalah kernel sistem operasi yang nantinya akan di- load untuk mengaktifkan sistem. /boot menyimpan data yang digunakan sebelum kernel mulai menjalankan program pada mode pengguna. Hal ini dapat meliputi master boot sector dan map file sector.

/dev : Berkas piranti Direktori ini berisi berkas-berkas dari suatu piranti komputer. Jika berkas dari suatu piranti harus dibuat secara manual, maka direktori ini harus berisi perintah MAKEDEV. Perintah ini berfungsi membuat berkas piranti yang dibutuhkan. Direktori ini juga dapat berisi perintah MAKEDEV.local untuk membuat berkas piranti lokal.

/etc : Konfigurasi sistem yang spesifik untuk suatu host Direktori /etc mernyimpan berkas-berkas konfigurasi bagi satu host. Berkas konfigurasi adalah berkas lokal yang digunakan untuk mengatur operasi dari sebuah program pada suatu host. Berkas ini harus statik dan bukan merupakan instruksi biner yang bisa dieksekusi. Berikut adalah syarat-syarat subdirektori yang harus ada pada direktori /etc:

126

/home : Direktori home pengguna

Tabel 15.4. Direktori atau link simbolik yang harus ada pada pada /etc Direktori

Keterangan

opt

konfigurasi untuk direktori /opt. berisi berkas konfigurasi untuk paket tambahan dari suatu perangkat lunak

X11

konfigurasi untuk X Window System (opsional)

sgml

konfigurasi untuk sgml (opsional)

xml

konfigurasi untuk xml (opsional)

berikut adalah contoh beberapa berkas yang harus diletakkan pada /etc, jika memang subsistemnya ter-install. Perlu diketahui bahwa semua berkas yang disebutkan disini bersifat opsional : • hosts : informasi statis tentang nama host • issue : pesan sebelum login dan berkas identifikasi • networks : informasi statis tentang nama jaringan • passwd : berkas password • dan lain lain.

/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. Perlu diingatkan bahwa keberadaan subdirektori /home pada direktori /root bersifat opsional.

/lib : Pustaka dasar bersama dan modul kernel Direktori /lib meliputi pustaka bersama yang dibutuhkan untuk melakukan proses boot pada sistem tersebut dan menjalankan perintah dalam sistem berkas root, contohnya berkas biner di /bin dan /sbin.

/lib : Alternatif dari pustaka dasar bersama Pada sistem yang mendukung lebih dari satu format instruksi biner, mungkin terdapat satu atau lebih varian dari direktori /lib. Jika direktori ini terdapat lebih dari satu, maka persyaratan dari isi tiap direktori adalah sama dengan direktori /lib normalnya, kecuali jika memang /lib/xxx tidak dibutuhkan.

/media: Mount point untuk removeable media Direktori ini berisi subdirektori yang digunakan sebagai mount point untuk media-media removeable seperti floppy disk, CDROM, dll.

/mnt: Mount point temporer Direktori ini disediakan agar administrator sistem dapat melakukan operasi mount secara temporer pada suatu sistem berkas yang dibutuhkan. Isi dari direktori ini bersifat lokal sehingga tidak mempengaruhi sifat-sifat dari program yang sedang dijalankan.

/opt: Aplikasi tambahan (add-on) untuk paket perangkat lunak /opt disediakan untuk aplikasi tambahan paket perangkat lunak. Paket tambahan 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.

127

/root: Direktori home untuk root

/root: Direktori home untuk root Direktori home untuk pengguna root sebenarnya dapat ditentukan secara manual baik oleh pengembang maupun pengguna, namun direktori /root disini adalah lokasi default yang direkomendasikan.

/sbin: Sistem Biner Perintah-perintah yang digunakan untuk administrasi sistem disimpan di /sbin, /usr/sbin, dan /usr/ local/sbin. /sbin berisi perintah biner dasar untuk melakukan operasi boot pada sistem, mengembalikan sistem dan memperbaiki sistem sebagai tambahan untuk perintah-perintah biner di direktori /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 Direktori ini berisi data-data site-specific yang disediakan oleh sistem.

/tmp: Berkas-berkas temporer Direktori /tmp harus tersedia untuk program-program yang membutuhkan berkas temporer.

15.4. Sistem Berkas /usr/ Direktori /usr merupakan salah satu direktori terpenting pada suatu sistem berkas. Direktori ini bersifat shareable, itu berarti isi dari direktori /usr dapat digunakan oleh host lain yang menggunakan sistem operasi berbasis FHS. Isi dari direktori /usr tidak dapat ditulis (read-only). Paket perangkat lunak yang besar tidak boleh membuat subdirektori langsung pada hirarki /usr ini.

Tabel 15.5. Direktori atau link yang harus ada pada direktori /usr. Direktori

Keterangan

bin

sebagian besar perintah pengguna

include

berkas header yang di-include pada program C

lib

pustaka

local

hirarki lokal (kosong setelah instalasi utama)

sbin

sistem biner yang tidak vital

share

data yang architecture-independent

/usr/bin: Sebagian perintah pengguna Direktori ini adalah direktori primer untuk perintah-perintah executable dalam sistem UNIX. Beberapa contoh berkas yang harus diletakkan dalam direktori /usr/bin adalah perl, phyton, tclsh, wish dan expect

/usr/include: Direktori untuk include-files standar bahasa pemrograman C. Direktori ini berisi berkas include oleh sistem yang bersifat umum, yang digunakan untuk bahasa pemrograman C.

128

/usr/lib: Pustaka untuk pemrograman dan package

/usr/lib: Pustaka untuk pemrograman dan package /usr/lib meliputi berkas obyek, pustaka dan biner internal yang tidak dibuat untuk dieksekusi secara langsung oleh pengguna atau shell script. Aplikasi-aplikasi dapat menggunakan subdirektori tunggal di bawah /usr/lib. Jika aplikasi tersebut menggunakan subdirektori, semua data yang bergantung pada arsitektur mesin 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 kemanapun yang dituju oleh link simbolik/lib/X11.

/usr/lib: Format pustaka alternatif /usr/lib memiliki peranan yang sama seperti /usr/lib untuk format biner alternatif, namun tidak lagi membutuhkan link simbolik seperti /usr/lib/sendmail dan /usr/lib/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 synonimous(biasanya ini berarti salah satunya harus merupakan link simbolik).

/usr/sbin: Sistem biner standar yang non-vital Direktori ini berisi perintah-perintah biner non-vital mana pun 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. Contohnya sebuah site dengan platform i386, Alpha dan PPC dapat me-maintain sebuah direktori /usr/share yang di- mount secara sentral. Program atau paket mana pun 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.

15.5. Sistem Berkas /var/ Direktori /var merupakan direktori yang dikhususkan untuk berkas-berkas data variabel (berkas yang dapat diubah-ubah). Selain itu, direktori ini juga berisi berkas dan data variabel spool , data administrative dan logging , serta data tersier dan temporer. Hirarki ''/var'' dapat berisi berkas-berkas yang bisa di-share dan ada pula yang tidak dapat di-share. Contoh isi direktori ''/var'' yang dapat di-share adalah, ''/var/mail'', ''/var/cache/man'', ''/var/cache/fonts'' dan ''/var/spool/news''. Sedangkan isi direktori ''/var'' yang tidak dapat di-share yaitu, ''/var/log'', ''/var/lock'' dan ''/var/run''. Direktori ''/var'' dibuat untuk memungkinkan operasi mount pada direktori ''/usr'' secara read-only. Semua berkas yang ada di direktori ''/usr'', yang ditulis selama sistem berjalan, harus diletakkan pada direktori ''/var''. Jika direktori ''/var'' tidak dapat dibuat pada partisi yang terpisah, biasanya hirarki

129

Pilihan Spesifik

''/var'' dipindahkan ke luar dari partisi root dan dimasukkan ke dalam partisi ''/usr''. (Hal ini kadang dilakukan untuk mengurangi ukuran partisi root atau saat kapasitas dipartisi root mulai berkurang). Walaupun demikian, hirarki ''/var'' tidak boleh di-link ke ''/usr'', karena akan membuat pemisahan antara ''/usr'' dan hirarki ''/var'' semakin sulit dan bisa menciptakan konflik dalam penamaan dan begitu sebaliknya. Berikut ini adalah direktori / link yang dibutuhkan dalam hirarki ''/var''

Tabel 15.6. Contoh Direktori

Keterangan

cache

Data cache aplikasi

lib

Informasi status variabel

local

Data variabel untuk''/usr/local''

lock

Lock berkas

log

Berkas dan direktori log

opt

Data variabel untuk ''/opt''

run

Relevansi data untuk menjalankan proses

spool

Aplikasi data spool

tmp

Berkas temporer lintas reboot

Pilihan Spesifik Direktori atau symbolic link yang ada di bawah ini, harus diletakkan dalam Hirarki ''/var'', jika subsistem yang berhubungan dengan direktori tersebut memang di- install:

Tabel 15.7. Direktori yg harus diletakkan di /var Direktori

Keterangan

account

Log accounting proses

crash

System crash dumps

games

Data variabel game

mail

Berkas mailbox pengguna

yp

Network Information Service (NIS) berkas database

Berikut ini penjelasan masing-masing dari direktori diatas

/var/account: Log accounting proses 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 untuk mengurangi time-consuming M/K yang besar. 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.

130

/var/crash: System crash dumps

Beberapa contoh dari sistem Ubuntu yaitu, "/var/cache/apt", "/var/cache/cups", "/var/cache/debconf'", dll.

/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 games Data variabel mana pun 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 direktori lain, seperti''/usr/share/games''.

/var/lib: Informasi status variabel Direktori ini berisi informasi status suatu aplikasi dari sistem. 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 subdirektori ''/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. Beberapa contoh dari sistem Ubuntu ialah: ``/var/lib/acpi-support'', ``/var/lib/alsa'', ``/var/lib/apt'', dll.

/var/lock: Lock berkas Berkas lock harus disimpan dalam struktur direktori /var/lock. Berkas lock untuk piranti 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 didalam''/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. Beberapa contoh dari sistem ubuntu, ``/var/log/aptitude'', ``/var/log/ auth.log'', ``/var/log/cups'', dll.

/var/mail: Berkas mailbox pengguna Mail spool harus dapat diakses melalui ''/var/mail'' dan berkas mail spool harus menggunakan format . Sedangkan 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.

131

/var/run: Data variabel run-time

/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 harus dapat mengabaikan ekstra spasi, baris-baris tambahan, angka nol.

/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 berikutnya (oleh program, pengguna atau administrator), biasanya data dihapus sesudah selesai diproses.

/var/tmp: Berkas temporer lintas reboot 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, tetapi direkomendasikan bahwa penghapusan dilakukan tidak sesering penghapusan di ''/tmp''.

/var/yp: Berkas database NIS Adapun yang terdapat dalam direktori ini yaitu data variabel dalam Network Information Service (NIS) atau biasa dikenal dengan Sun YellowPages(YP).

15.6. Spesifik GNU/Linux Sistem berkas yang ada pada Linux berbeda dengan sistem berkas pada sistem operasi lainnya. Pada Linux, sistem berkas harus mengikuti syarat-syarat dan anjuran tertentu. Walaupun demikian, syarat dan anjuran tersebut tidak bertentangan dengan standard yang telah dijelaskan sebelumnya. Adapun syarat yang harus dipenuhi tersebut adalah sebagai berikut: • "/": Direktori Root. Pada sistem Linux, jika kernel terletak di "/", direkomendasikan untuk menggunakan nama vmlinux atau vmlinuz, yang telah digunakan di paket kernel source Linux saat ini. • "/bin". Pada"/bin", Sistem Linux membutuhkan berkas tambahan set serial • "/dev: berkas piranti". berkas-berkas yang harus terdapat di direktori ini antara lain: "/dev/null", "/ dev/zero", "/dev/tty". • "/etc": Sistem Konfigurasi host-specific. Pada "/etc", sistem Linux membutuhkan berkas tambahan, yaitu lilo.cnof • "/proc". Proc filesystem adalah method standard de-facto Linux untuk mengendalikan proses dan sistem informasi, dibandingkan dengan "/dev/kmem" dan method lain yang mirip. Sangat dianjurkan untuk menggunakan direktori ini untuk penerimaan dan storage informasi proses, serta informasi tentang kernel dan informasi memori.

15.7. Rangkuman FHS (Filesystem Hierarchy Standard) adalah sebuah aturan standar penempatan lokasi file dan direktori yang ada pada sistem operasi. Sistem berkas diklasifikasikan berdasarkan dua parameter: shareable - unshareable dan static - variable. FHS terdiri dari tiga bagian besar: • sistem berkas /root • sistem berkas /usr

132

Rangkuman

• sistem berkas /var. Tujuannya adalah untuk memudahkan pengguna dan perangkat lunak dalam mengetahui letak suatu berkas atau direktori yang tersimpan pada suatu komputer.

Rujukan [WEBRusQuYo2004] Rusty Russell, Daniel Quinlan, dan Christopher Yeoh. 2004. Filesystem Hierarchy Standard http://www.pathname.com/fhs/ . Diakses 27 Juli 2006. [FHS]

Wikipedia. 1995. FileSystem Hierarchy Standard Filesystem_Hierarchy_Standard . Diakses 23 April 2007.

http://en.wikipedia.org/

wiki/

133

134

Bab 16. Implementasi Sistem Berkas 16.1. Pendahuluan Salah satu bagian yang sangat tampak pada sebuah sistem operasi adalah sistem berkas. Banyak program yang membaca atau menulis setidaknya pada sebuah berkas. Bagi kebanyakan pengguna, performance dari sebuah sistem operasi sangat ditentukan oleh interface, structure, dan reliability dari sistem berkasnya. Hal ini disebabkan oleh kemampuan yang dimiliki sistem berkas dalam menyediakan mekanisme penyimpanan secara online dan pengaksesan isi berkas, yaitu data atau program. Sistem berkas terdapat pada secondary storage yang dirancang agar mampu menampung data dalam jumlah yang besar secara permanen. Setiap berkas yang telah kita simpan, dalam implementasinya membutuhkan sebuah struktur direktori untuk mengaksesnya kembali. Sistem operasi harus mampu mengimplementasikan sistem berkas dengan berbagai tipe yang berbeda. Pada bab ini akan dibahas bagaimana penanganan yang dilakukan oleh sistem operasi. Bab ini juga membahas mengenai implementasi sistem berkas, implementasi direktori, serta beberapa lapisan yang ada di file system dan virtual file system.

16.2. Struktur Sistem Berkas Disk merupakan tempat penyimpanan sekunder dimana sistem berkas disimpan. Ada dua karakteristik dalam penyimpanan banyak berkas, yaitu: 1. Sebuah disk dapat ditulis kembali, memungkinkan untuk membaca, memodifikasi, dan menulis blok kembali pada tempat yang sama. 2. Sebuah blok yang menyimpan informasi yang kita cari, dapat diakses secara langsung. Dalam aplikasinya, kita dapat mengakses berkas secara random maupun sequential. Sistem operasi menyediakan satu atau lebih sistem berkas untuk menyimpan dan mengambil data dengan mudah. Struktur berkas itu sendiri terdiri dari beberapa layer. Strukturnya dapat dilihat pada Gambar 16.1, “Layered File System”.

135

Struktur Sistem Berkas

Gambar 16.1. Layered File System

Setiap level menggunakan feature-feature dari lapisan di bawahnya untuk digunakan sebagai feature baru bagi lapisan di atasnya. Level terbawah adalah I/O control yang terdiri dari beberapa device driver dan penanganan interupsi untuk memindahkan informasi antara memori utama dan disk system. Device driver dapat dianggap sebagai penerjemah. Inputnya terdiri dari perintah-perintah high level, misalkan "ambil blok 123". Outputnya berupa instruksi-instruksi hardware yang lebih spesifik. Instruksi ini digunakan oleh pengendali hardware yang menghubungkan I/O device dengan sistem lainnya. Basic file system bertugas dalam hal menyampaikan perintah-perintah generic ke device driver yang dituju untuk membaca dan menulis blok-blok fisik pada disk. Masing-masing blok fisik diidentifikasi dengan alamat disknya. File organization modul adalah lapisan dalam sistem berkas yang mengetahui tentang berkas, blokblok logis, dan blok-blok fisik. Dengan mengetahui tipe dan lokasi dari berkas yang digunakan, file organization modul dapat menerjemahkan alamat blok logis ke alamat blok fisik untuk selanjutnya diteruskan ke lapisan basic file system. File organization modul juga mengandung free space manager yang mencatat jejak blok-blok yang tidak dialokasikan dan menyediakannya ke file organization modul ketika dibutuhkan. Lapisan yang terhubung dengan program aplikasi yaitu logical file system yang bertugas dalam mengatur informasi metadata. Metadata meliputi semua struktur dari sistem berkas, kecuali data sebenarnya (isi dari berkas). Lapisan ini juga mengatur struktur direktori untuk menyediakan informasi yang dibutuhkan file organization modul. Struktur dari sebuah berkas ditentukan oleh lapisan ini dengan adanya file control block.

136

File Control Block

16.3. File Control Block Pada disk, sistem berkas bisa mengandung informasi mengenai bagaimana cara mem-boot sistem operasi, jumlah total blok, jumlah dan lokasi dari free blocks, struktur direktori dan berkas individu. Berikut ini penjelasan dari struktur-struktur tersebut. • Sebuah boot control block (per volume) Mengandung informasi yang dibutuhkan oleh sistem untuk mem-boot sistem operasi dari volume yang dimilikinya. Jika disk tidak mempunyai sistem operasi, blok disknya bisa saja kosong. Pada UFS, ini disebut boot block, sedangkan pada NTFS, ini disebut partition boot sector. • Volume control block (per volume) Mengandung informasi khusus mengenai partisi, misalnya jumlah blok yang dipartisi, ukuran blok, free block count dan free block pointer, free FCB count, dan FCB pointer. Pada UFS, disebut superblock, dan pada NTFS, disimpan di tabel master file. • Directory structure per file system Digunakan untuk mengorganisasi berkas. Pada UFS, struktur direktori ini meliputi nama berkas serta jumlah inode yang terkait dan disimpan dalam tabel master file. • Per-file FCB Mengandung semua informasi tentang berkas yaitu meliputi file permission, kepemilikan, ukuran, dan lokasi dari blok data. Informasi yang ada di dalam memori digunakan untuk pengaturan sistem berkas dan peningkatan performance dengan caching. Berikut ini adalah penjelasan mengenai strukturnya : • In-memory mount table mengandung informasi setiap volume yang di-mount. • In-memory directory structure cache menyimpan informasi direktori yang baru diakses. • System-wide open file table menyimpan hasil copy FCB. Untuk membuat berkas baru, program aplikasi memanggil logical file system karena logical file system mengetahui format dari struktur direktori. Kemudian, FCB yang baru dialokasikan dan sistem membaca direktori yang dituju ke memori, mengubahnya dengan nama berkas, dan FCB yang baru menulisnya ke dalam disk. Contoh struktur FCB, bisa dilihat pada Gambar 16.2, “File Control Block”

137

File Control Block

Gambar 16.2. File Control Block

Beberapa sistem operasi termasuk UNIX, memperlakukan berkas sama seperti direktori. Sistem operasi yang lain, seperti Windows NT, mengimplementasikan system call yang terpisah untuk berkas dan direktori, direktori diperlakukan sebagai objek yang berbeda dari berkas. Pada tahap selanjutnya, logical file system memanggil file organization module untuk memetakan direktori M/K ke disk-block number yang dikirimkan ke sistem berkas dasar dan sistem kendali M/K. Setelah berkas berhasil dibuat, berkas tersebut dapat digunakan untuk operasi M/K. Pertama, tentu saja berkas tersebut harus dibuka terlebih dahulu. Perintah open() mengirim nama berkas ke sistem berkas. System call open() mencari system-wide open-file table untuk melihat apakah berkas yang ingin dibuka sedang digunakan oleh proses lain. Jika benar, maka entry dari per-process open-file table menunjuk system-wide open-file table yang sedang eksis. Ketika berkas sedang dibuka, nama berkas tersebut dicari dalam struktur direktori. Setelah nama berkas ditemukan, FCB dari berkas tersebut disalin ke dalam system-wide open-file table di memori. Pada tahapan selanjutnya, sebuah entry dibuat dalam per-process open-file table di mana entry tersebut menunjuk ke system-wide open-file table. Semua bentuk operasi yang melibatkan berkas dilakukan oleh pointer dari entry ini. Selama berkas tersebut belum ditutup, semua operasi dari berkas dilakukan pada open-file table. Ketika sebuah berkas ditutup, entry dari per-process table dihapus, dan jumlah entry dari systemwide open-file table dikurangi. Ketika semua pengguna yang menggunakan berkas menutup berkas tersebut, semua metadata yang telah diubah disalin kembali ke disk berdasarkan struktur direktori, dan yang terakhir, entry dari system-wide open-file dihilangkan atau dihapus. Gambar 16.3, “Fungsi open Sebuah Berkas ” mengilustrasikan pembukaan sebuah berkas.

Gambar 16.3. Fungsi open Sebuah Berkas

138

Partisi Sistem ROOT

Sedangkan pada Gambar 16.4, “Reading a File” mengilustrasikan pembacaan sebuah berkas.

Gambar 16.4. Reading a File

16.4. Partisi Sistem ROOT Partisi adalah pembagian secara logis, namun secara fisik tidak terbagi. Dengan partisi hard disk, kita bisa menginstal lebih dari dua sistem operasi dalam sebuah komputer. Partisi dilakukan untuk dapat memudahkan saat melakukan perbaikan. Misalkan ada salah satu partisi yang rusak, maka kita hanya perlu memperbaiki partisi tersebut, karena partisi yang lain tidak terpengaruhi. Partisi juga dapat mempercepat akses ke hard disk. Partisi merupakan hal yang esensial dalam Linux. Minimal, Linux hanya memerlukan dua partisi yaitu /swap untuk menyimpan memori virtual dan /root. Namun, ada yang menambahkan satu partisi lagi yang dianggap esensial juga yaitu /home untuk menyimpan semua berkas yang kita buat. Berdasarkan ada atau tidak adanya sistem berkas yang terlibat dalam partisi, partisi ada dua macam, yaitu raw partition di mana partisi ini tidak memiliki sistem berkas di dalamnya, dan cooked partition yang memiliki sifat sebaliknya. Root merupakan puncak dari sebuah hirarki direktori, biasanya dinotasikan dengan tanda slash . Di dalam root, misalnya di Linux, terdapat kernel Linux dan apapun yang kita install dengan Linux. Root tersebut ekuivalen dengan drive C:\ di Windows. Root partition di-mount saat boot . Sedangkan partisi yang lain bisa di-mount baik pada saat boot maupun di luar waktu boot, tergantung pada sistem operasinya. Untuk menandakan bahwa operasi mount telah berhasil, sistem operasi akan memverifikasi bahwa device telah memiliki sistem berkas yang valid. Cara yang dilakukan adalah sistem operasi akan meminta device driver untuk memeriksa apakah sistem berkas yang ada di dalamnya sesuai dengan format yang diinginkan atau tidak, kemudian device driver akan memverifikasi kembali pada sistem operasi. Jika tidak valid, maka perlu dilakukan perbaikan partisi. Sistem operasi menyimpan sistem berkas mana saja yang sudah di-mount dalam in-memory mount table structure.

16.5. Virtual File System Sistem operasi modern harus mampu mengimplementasikan berbagai sistem berkas dengan tipe yang berbeda dalam waktu yang bersamaan. Salah satu teknik yang digunakan sebagai solusinya adalah dengan menggunakan virtual file system (VFS). VFS saat ini banyak digunakan oleh berbagai sistem operasi. Ide dari VFS adalah meletakkan informasi di kernel untuk merepresentasikan keseluruhan tipe sistem berkas, dan juga terdapat sebuah fungsi untuk setiap operasi yang dimiliki sistem berkas. Sehingga, untuk setiap system call seperti fungsi read(), write(), open(), dan lainnya, kernel akan mensubstitusikannya menjadi actual function yang dimiliki oleh setiap sitem berkas dengan berbagai tipe. VFS menggunakan konsep object oriented dalam mengimplementasikan sistem berkas. Di dalam VFS terdapat sebuah berkas yang merepresentasikan seluruh tipe sistem berkas yang ada, berkas ini dinamakan common file model. Berkas inilah yang menggunakan konsep object oriented, yang di dalamnya terdapat struktur data dan method yang diimplementasikan.

139

Virtual File System

Terdapat empat objek di dalam common file model, diantaranya : 1. Superblock object. Objek ini menyimpan informasi tentang mounted file system atau sistem berkas secara keseluruhan. 2. Inode object. Objek ini menyimpan informasi umum tentang file tertentu (individual file). 3. File object. Objek ini menyimpan informasi tentang file yang sedang dibuka. 4. Dentry object. Objek ini menyimpan informasi tentang link-link dari sebuah entry directory file. Struktur data dan method yang diimplementasikan, digunakan untuk menyembunyikan implementasi detail dari actual function pada sistem berkas dengan system call yang mengaksesnya. Oleh karena itu, dalam mengimplementasikan sistem berkas, terdapat tiga layer utama, seperti pada Gambar 16.5, “Virtual File System Layer”.

Gambar 16.5. Virtual File System Layer

Lapisan yang pertama adalah file system interface. Contohnya adalah beberapa system call seperti read(), write(), open() dan lainnya. System call ini tidak berhubungan langsung dengan sistem, namun terhubung melalui sebuah lapisan abstrak yaitu virtual file system. Lapisan yang Kedua adalah VFS Interface. Virtual file system memiliki dua fungsi penting, yaitu: 1. Memisahkan operasi-operasi file system generic dari implementasi detailnya, dengan cara mendefinisikan virtual file system interface. 2. Virtual file system interface didasarkan pada struktur representasi berkas yang disebut vnode, yang memiliki numerical designator yang unik untuk setiap network file. Lapisan yang ketiga adalah sistem berkas dengan berbagai tipe. Secara umum, terdapat tiga macam tipe sistem berkas, yaitu: 1. Disk-based file system. Sistem berkas ini mengatur ruang memori yang tersedia di dalam partisi disk lokal. Misalnya, Ext2 (Second Extended file system), Ext3 (Third Extended file system), dan Reiser file system yang tedapat di Linux. 2. Network file system. Sistem berkas ini terdapat di network, misalnya NFS. 3. Special file system. Sistem berkas ini tidak terdapat di disk space, baik lokal maupun network, misalnya /proc file system.

140

Implementasi Direktori Linier

16.6. Implementasi Direktori Linier Pemilihan algoritma untuk pencarian sebuah direktori merupakan salah satu penentu tingkat efisiensi dan performance suatu sistem berkas. Salah satu algoritma itu adalah implementasi direktori linier. Algoritma ini merupakan algoritma yang paling sederhana dalam pembuatan program yang mengimplementasikan linier list dari nama-nama berkas yang memiliki pointer ke blok-blok data. Namun, algoritma ini tidak efisien apabila digunakan pada suatu direktori yang memiliki jumlah berkas yang sangat banyak karena proses eksekusi berkas membutuhkan waktu yang lama. Misalnya, untuk membuat berkas, kita harus memastikan bahwa dalam direktori tidak ada berkas yang mempunyai nama yang sama. Kemudian, berkas yang baru tersebut ditambahkan pada akhir direktori tersebut. Untuk menghapus sebuah berkas, kita mencari terlebih dahulu nama berkas yang hendak dihapus dalam direktori, kemudian membebaskan space yang dialokasikan pada berkas tersebut. Apabila kita menginginkan untuk menggunakan kembali entry berkas tersebut, ada beberapa alternatif yang bisa kita gunakan, yaitu: 1. kita bisa menandai berkas tersebut misalnya melalui pemberian nama berkas yang khusus pada berkas tersebut. 2. Kedua, kita bisa menempatkan berkas tersebut pada sebuah list of free directory entries. 3. alternatif yang ketiga adalah dengan menyalin entry terakhir dalam direktori ke suatu freed location. Salah satu kerugian yang ditimbulkan dalam penggunaan algoritma ini adalah pencarian berkas dilakukan secara linier search. Oleh karena itu, banyak sistem operasi yang mengimplementasikan sebuah software cache yang menyimpan informasi tentang direktori yang paling sering digunakan, sehingga pengaksesan ke disk bisa dikurangi. Berkas-berkas yang terurut dapat mengurangi rata-rata waktu pencarian karena dilakukan secara binary search. Namun, untuk menjaga agar berkas-berkas selalu dalam keadaan terurut, pembuatan maupun penghapusan berkas akan lebih rumit. Struktur data tree seperti B-tree bisa digunakan untuk mengatasi masalah ini.

16.7. Implementasi Direktori Hash Pada implementasi ini, linier list tetap digunakan untuk menyimpan direktori, hanya saja ada tambahan berupa struktur data hash. Prosesnya yaitu hash table mengambil nilai yang dihitung dari nama berkas dan mengembalikan sebuah pointer ke nama berkas yang ada di linier list. Oleh karena itu, waktu pencarian berkas bisa dikurangi. Akan tetapi, ada suatu keadaan yang menyebabkan terjadinya peristiwa collisions, yaitu suatu kondisi di mana terdapat dua berkas yang memiliki nilai hash yang sama, sehingga menempati lokasi yang sama. Solusi yang dipakai untuk mengatasi hal tersebut yaitu dengan menggunakan 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. Efek samping dari penambahan chained-overflow tersebut adalah dapat memperlambat pencarian. Ada beberapa kelemahan dari implementasi direktori hash, yaitu ukurannya yang tetap dan adanya ketergantungan fungsi hash dengan ukuran hash table. Sebagai contoh, misalnya kita membuat sebuah linear-probing hash table yang memiliki 32 entry. Sebuah fungsi hash dibutuhkan untuk mengubah nama berkas menjadi bilangan bulat dari 0 s.d. 31, misalnya dengan menggunakan fungsi modulo 32. Jika kita ingin untuk menambahkan sebuah berkas yang harus diletakkan pada lokasi yang ke-33, kita harus memperbesar ukuran dari hash table tersebut, sehingga diperlukan sebuah fungsi hash baru untuk disesuaikan dengan ukuran hash table tersebut. Oleh karena itu, berkas-berkas yang sebelumnya sudah ditempatkan di suatu lokasi pada hash table yang lama harus dicari tempat yang bersesuaian dengan menggunakan fungsi hash yang baru.

16.8. Rangkuman Untuk memberikan akses yang efisien ke disk, sistem operasi mengizinkan satu atau lebih sistem berkas yang digunakan untuk menyimpan, meletakkan, dan mengambil data dengan mudah. Sistem berkas tersebut terdiri dari beberapa lapisan yang mana setiap lapisan akan menyediakan fitur-fitur

141

Rangkuman

untuk dipergunakan pada lapisan di atasnya. Lapisan tersebut (dari tingkat yang terbawah) antara lain device driver, I/O control, basic file system, file-organization module, logical file system, dan application program. Berbagai operasi yang dilakukan pada sistem berkas, seperti membuka maupun membaca berkas, sangat membutuhkan informasi tentang berkas yang hendak digunakan. Semua informasi tentang berkas tersebut didapatkan pada file control block. Dalam pengimplementasiannya, sistem operasi harus mampu mendukung berbagai jenis sistem berkas. Teknik yang digunakan oleh sistem operasi untuk mendukung kemampuan ini disebut Virtual File System (VFS). Konsep dalam mengimplementasikan VFS ini adalah konsep object oriented yaitu menggunakan sebuah berkas yang dapat merepresentasikan seluruh tipe berkas. Berkas ini disebut common file model. Oleh karena itu, digunakanlah tiga lapisan utama dalam mengimplementasikan sistem berkas, diantaranya file system interface, VFS interface, dan file system types. Algoritma untuk mencari berkas dalam sebuah direktori juga digunakan sebagai parameter performance dari sebuah sistem operasi. Ada dua algoritma yang sering digunakan dalam pengimplementasian direktori, yaitu implementasi direktori linier dan hash. Masing-masing bentuk implementasi ini memiliki kelebihan dan kekurangan tersendiri. Untuk implementasi linier, kelebihannya adalah sederhana dalam pembuatan programnya dan kekurangannya adalah lamanya mengakses berkas apabila terdapat banyak sekali berkas dalam sebuah direktori. Sedangkan pada implementasi direktori hash, kecepatan pencarian berkas lebih cepat dibandingkan dengan pencarian dalam direktori linier dan kekurangannya adalah ukuran tabel yang statis, sehingga perlu dilakukan pengubahan fungsi hash apabila ingin mengubah ukuran tabel hash.

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [Tanenbaum1997] Andrew S Tanenbaum dan Albert S Woodhull. 1997. Operating Systems Design and Implementation. Second Edition. Prentice-Hall. [Bovet2002] Daniel P. Bovet dan Marco Cesati. 2002. Understanding the Linux Kernel. Second Edition. O'Reilly. [WEBITC2006] Infoteknologi.com. 2006. 2007.

142

http://infoteknologi.com/info/index.php?option . Diakses 30 Mei

Bab 17. Metode Alokasi Blok 17.1. Pendahuluan Ruang untuk menyimpan berkas pada tempat penyimpanan utama, dalam hal ini memori, tidak cukup besar untuk menampung berkas dalam jumlah besar karena ukurannya yang terbatas dan harganya yang mahal, memory hanya dapat menyimpan berkas saat komputer dalam keadaan terhubung dengan arus listrik.Karena hal-hal tersebut di atas, maka diperlukan tempat penyimpanan sekunder (disk) yang dapat mempertahankan berkas walaupun tidak ada arus listrik yang mengalir ke komputer. Dalam bab ini, akan dijelaskan bagaimana caranya mengalokasikan blok untuk sebuah berkas agar disk dapat digunakan secara optimal dan agar berkas dapat diakses secara cepat. Ada beberapa mekanisme dalam mengalokasikan blok untuk menyimpan berkas ke dalam disk yang akan dibahas, diantaranya: 1. Alokasi Berkesinambungan . 2. Alokasi Link . 3. Alokasi Berindeks. beserta cara mengatur ruang kosong pada disk dan cara mempertahankan kekonsistenan berkas serta mencegah kehilangan data.

17.2. Alokasi Berkesinambungan Jenis alokasi ini menempatkan berkas-berkas pada blok secara berkesinambungan atau berurutan dalam disk. Alokasi berkesinambungan dari suatu berkas diketahui melalui alamat dan panjang disk dalam unit blok dari blok pertama. Sebagai contoh, jika ada berkas dengan panjang n blok dan mulai dari lokasi b maka berkas tersebut menempati blok b, b+1, b+2, #, b+n-1. Direktori untuk setiap berkas mengindikasikan alamat blok awal dan panjang area yang dialokasikan untuk berkas tersebut. Terdapat dua macam cara untuk mengakses berkas yang dialokasi dengan metode ini, yaitu: • Akses secara berurutan. Sistem berkas mengetahui alamat blok terakhir dari disk dan membaca blok berikutnya jika diperlukan. • Akses secara langsung. Untuk akses langsung ke blok i dari suatu berkas yang dimulai pada blok b, dapat langsung mengakses blok b+i.

143

Alokasi Link

Gambar 17.1. Gambar Alokasi Berkesinambungan

Kelebihan dari metode ini adalah: 1. Penerapannya mudah karena perpindahan head membutuhkan waktu yang sedikit untuk menyimpan suatu berkas karena letaknya berdekatan.Perpindahan head menjadi masalah hanya bila sektor terakhir dari suatu track a dan sektor awal track a+1. 2. Waktu pengaksesan suatu berkas lebih cepat karena head tidak berpindah terlalu jauh dalam pembacaan berkas. Kekurangan metode ini adalah: 1. Pencarian blok kosong untuk menyimpan sebuah berkas baru, ukuran berkas harus diketahui terlebih dahulu untuk dapat meletakkan berkas pada blok dengan ukuran yang tepat. Dan jika peletakkan berkas pada blok menggunakan sebagian kecil blok tersebut, maka tidak ada berkas lain yang dapat menggunakan ruang kosong itu. Inilah yang disebut dengan fragmentasi internal. 2. Bila ada berkas yang dihapus, maka ruang disk yang dibebaskan kemungkinan tidak akan cukup untuk berkas baru. Inilah yang dinamakan fragmentasi eksternal. 3. Perlu blok khusus untuk menyimpan direktori yang berisi nama berkas, alamat awal sebuah berkas, dan panjang berkas. Penempatan suatu berkas baru pada disk, maka harus mencari ruang-ruang kosong yang ada pada disk. Pencarian ini dapat menggunakan metode first fit dan best fit. First fit adalah ruang kosong pertama yang ditemukan oleh head dalam pencariannya yang ukurannya mencukupi berkas tersebut. Best fit adalah memakai ruang kosong yang memiliki besar yang paling sesuai dengan ukuran berkas yang akan disimpan. Terdapat cara pencegahan fragmentasi eksternal pada alokasi blok berkesinambungan ini, dengan cara, menyalin seluruh berkas yang ada pada disk ke suatu floppy disk atau tape magnetik yang kemudian akan disalin kembali ke disk secara berkesinambungan. Dengan demikian, ruang kosong terpisah dari ruang yang berisi berkas, sehingga ukuran ruang kosong yang lebih besar dan ruang kosong tersebut dapat dimanfaatkan oleh berkas lain. Untuk mengatasi kelemahan-kelemahan dari alokasi blok berkesinambungan, ada suatu modifikasi alokasi berkesinambungan, yaitu extent-file system.

17.3. Alokasi Link Alokasi link dapat memecahkan semua masalah yang terdapat pada alokasi berkesinambungan. Dengan alokasi link , setiap berkas dipandang sebagai sebuah linked-list pada blok disk. Alokasi link

144

Alokasi Link

juga memiliki direktori yang berisi nama berkas, alamat awal sebuah berkas, dan alamat akhir sebuah berkas. Direktori tersebut memiliki pointer ke alamat awal dari sebuah berkas. Untuk berkas yang kosong, pointer-nya diinisialisasi dengan nilai NULL (akhir dari nilai pointer).

Gambar 17.2. Gambar Alokasi Link

Pada alokasi link, sebuah berkas disimpan menyebar ke seluruh disk yang dihubungkan dengan pointer. Pointer pertama menunjuk ke berkas data kedua, pointer dari berkas kedua menunjuk ke berkas data ketiga, dst. Proses membaca berkas dapat dilakukan dengan mengikuti pointer dari blok ke blok. Di sini tidak terjadi fragmentasi eksternal dan blok yang kosong dapat digunakan oleh berkas lain. Ukuran dari berkas tidak perlu didefinisikan pada saat berkas dibuat. Masalah yang terdapat pada alokasi link adalah ketika mencari sebuah blok berkas kita harus mencarinya dari awal dan mengikuti pointer sampai menemukan blok berkas yang dicari. Hal lain yang jadi masalah adalah pointer memerlukan ruang tersendiri. Untuk mengatasi masalah ini maka menggunakan cluster yaitu menggabungkan berkas-berkas yang berdekatan menjadi satu, sehingga gabungan dari berkas- berkas itu hanya menggunakan satu pointer .Hal ini bisa menyebabkan fragmentasi internal karena banyak ruang yang tidak terpakai ketika suatu cluster hanya sebagian menggunakan blok.

Gambar 17.3. Gambar Cluster

145

Alokasi Berindeks

Masalah lainnya adalah kebenaran dari suatu berkas. Jika suatu berkas yang dihubungkan oleh pointer dan tersebar di seluruh disk mengalami kerusakan sehingga pointer -nya tidak menunjuk ke berkas yang tepat. Suatu variasi penting dari alokasi link adalah dengan menggunakan File Allocation Table (FAT) yang direktorinya hanya berisi nama berkas dan alamat pertama suatu berkas. Dan penanda dari akhir sebuah berkas terdapat pada blok yang ditunjuk oleh pointer terakhir.

Gambar 17.4. Gambar FAT

Keunggulan dari sistem FAT adalah pengaksesan acak yang lebih mudah. Hal ini karena meski harus menelusuri rantai berkait untuk menemukan lokasi blok berkas, rantai blok seluruhnya di memori sehingga dapat dilakukan secara cepat tanpa membuat pengaksesan disk. Selain itu, direktori yang dimiliki sistem FAT juga cukup menyimpan bilangan bulat nomor blok awal saja. Blok awal ini digunakan untuk menemukan seluruh blok, tak peduli jumlah blok berkas itu. Direktori menunjuk blok pertama berkas dan FAT menunjukkan blok-blok berkas berikutnya. Disamping kelebihan, sistem FAT juga memiliki kekurangan yaitu jika penyimpanan berukuran besar mengakibatkan tabel berukuran besar dan harus ditaruh di memori utama meskipun hanya satu berkas yang dibuka

17.4. Alokasi Berindeks Alokasi link memecahkan masalah fragmentasi eksternal dan masalah deklarasi ukuran berkas pada alokasi berkesinambungan tetapi pada FAT alokasi link tidak mendukung akses langsung dari pointer ke blok yang letaknya tersebar pada disk dan harus diurutkan. Alokasi berindeks memecahkan masalah ini dengan menyimpan semua pointer pada suatu lokasi khusus. Lokasi ini disebut blok indeks. Setiap berkas memiliki satu blok indeks. Alokasi berindeks memiliki direktori yang berisi nama bekas dan blok indeks. Ketika sebuah berkas dibuat semua pointer pada blok indeks diset NULL. Ketika suatu blok baru pertama kali ditulis blok itu diatur oleh manajemen ruang kosong dan alamatnya dimasukkan ke blok indeks.

146

Alokasi Berindeks

Gambar 17.5. Gambar Alokasi Berindeks

Alokasi berindeks menggunakan akses langsung tanpa mengalami fragmentasi eksternal karena blok kosong pada disk dapat digunakan untuk berkas lain. Alokasi berindeks memerlukakan suatu blok khusus yang berisi blok indeks. Hal ini sangat merugikan jika blok indeks lebih banyak daripada pointer. Dengan alokasi link kita kehilangan banyak ruang untuk satu pointer per blok. Dengan alokasi berindeks semua blok indeks harus dialokasikan, walaupun hanya satu atau dua pointer yang tidak NULL. Hal diatas menimbulkan pertanyaan seberapa besar seharusnya blok indeks yang tepat. Setiap berkas harus ada dalam blok indeks, maka harus menyediakan blok indeks seminimal mungkin. Jika blok indeks terlalu kecil, maka tidak bisa memenuhi kebutuhan berkas yang ukurannya besar. Ada tiga mekanisme yang bisa mengatasi masalah ini, yaitu sebagai berikut: 1. Linked Scheme . Untuk suatu berkas, blok indeks normalnya adalah satu blok. Untuk berkas yang besar, dapat menggabungkan beberapa blok indeks. 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.

147

Kombinasi Alokasi

Gambar 17.6. Gambar Linked Scheme

2. 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 ke tingkat ketiga dan keempat tergantung dengan ukuran berkas tersebut. Untuk blok indeks dua tingkat dengan ukuran blok 4.096 byte dan petunjuk yang berukuran 4 byte dapat mengalokasikan berkas hingga 4 GB, yaitu 1.048.576 blok berkas.

Gambar 17.7. Gambar Indeks Bertingkat

3. Skema Kombinasi. Alternatif lain adalah seperti yang dipakai oleh UNIX File System adalah kombinasi dari direct blocks dan indirect blocks. Indirect blocks terdiri dari single, double, dan triple .

17.5. Kombinasi Alokasi Seperti yang telah di jelaskan sebelumnya, kombinasi alokasi menggunakan mekanisme menggabungkan direct block dan indirect block. Direct block akan langsung menunjukkan alamat dari blok berkas, dan pada indirect block , penunjuk (pointer ) akan menunjukkan blok indeks seperti dalam mekanisme indeks bertingkat. Penunjuk pada sebuah single indirect block akan menunjuk ke blok indeks yang berisi alamat dari blok berkas, penunjuk double indirect block akan menunjuk suatu

148

Manajemen Ruang Bebas

blok yang bersifat sama dengan blok indeks 2 tingkat, dan triple indirect block akan menunjukkan blok indeks tiga tingkat.

Gambar 17.8. Gambar INode pada UNIX File System

17.6. Manajemen Ruang Bebas Penyimpanan yang tidak berkesinambungan dan adanya penghapusan data menyebabkan adanya ruang-ruang bebas di disk. oleh karena itu diperlukan manajemen ruang bebas. Caranya, dengan membuat daftar ruang-ruang kosong. Apabila ada berkas baru yang ingin disimpan, maka ruang bebas dicari pada daftar ini. Ada empat jenis daftar ruang bebas:

Vektor Bit Blok yang kosong ditandai dengan angka 1 dan blok yang ada isinya ditandai dengan angka 0. Contoh: 0100100, ini berarti blok yang kosong adalah blok ke 1 dan 4.

Gambar 17.9. Gambar Vektor Bit

149

Linked-List

Perhitungan nomor blok kosong pada vektor bit ini adalah: (jumlah bit per word)*(jumlah nilai-0 word)+offset dari bit pertama. Kelemahan dari cara ini adalah pemetaan bit-nya membutuhkan ruang tambahan (blok tersendiri). Contoh: ukuran blok = 2^12 byte, ukuran disk = 2^30 byte (1 gigabyte), ruang untuk vektor bit=2^30/2^12 bit (atau 32Kbyte). Dengan menggunakan vektor bit bisa terjadi kesalahan dimana bit[i]=1 pada memory dan bit[i]=0 pada disk. Untuk mencegah terjadinya perbedaan ini, maka pada saat pengalokasian suatu ruang kosong untuk suatu berkas dilakukan cara berikut: • set bit[i]=0 pada disk • alokasikan blok[i] • set bit[i]=0 pada memory

Linked-List Blok kosong pertama pointer ke blok kosong kedua, dan blok kosong kedua pointer ke blok ketiga yang kosong.

Gambar 17.10. Gambar Linked-List

Keunggulan linked-list adalah linked- list tidak membutuhkan terlalu banyak ruang khusus untuk pointer seperti pada vektor bit yang membutuhkan banyak ruang kosong untuk menyimpan bit-bit yang menyatakan status dari setiap blok. Kelemahannya adalah sulit untuk mendapatkan ruang kosong berurutan dengan mudah.

Pengelompokan Menggunakan satu blok untuk menyimpan alamat blok-blok kosong di dekatnya. Jika blok telah terisi, maka akan terhapus dari blok alamat kosong.

150

Penghitungan

Gambar 17.11. Gambar Pengelompokan

Penghitungan Ruang kosong list berupa urutan blok-blok kosong, maka dilakukan pendaftaran rangkaian blok kosong dengan memasukkan alamat blok kosong pertama dari rangkaian tersebut, lalu disertakan jumlah blok kosong yang bersebelahan dengannya.

Gambar 17.12. Gambar Penghitungan

17.7. Backup Kita tidak pernah tau apa yang akan terjadi dengan komputer (dalam hal ini disk) kita esok hari. Bisa saja, tiba- tiba terjadi failure yang membuat data yang ada dalam disk berubah, bahkan terhapus. Untuk mengantisipasi ketidakonsistenan data dan terhapusya data dari disk, maka kita perlu melakukan backupdata. Backup adalah menyalin isi disk kedalam media lain seperti: floppy disc, magnetic tape, optical disk, external hardisk, dll. Setelah menyalin disk ke media sementara, maka perlu mengembalikan data tersebut ke dalam disk. Hal inilah yang dinamakan restore

151

BackupPenuh (Full Backup)

Sebelum melakukan backup data, kita perlu mengecek kekosistenan data, yaitu dengan membandingkan data pada struktur direktori dengan data pada blok, lalu apabila ditemukan kesalahan, maka program tersebut akan mencoba memperbaikinya. Pengecekan kekonsistenan data inilah yang disebut recovery Ada 4 jenis backup data, yaitu:

BackupPenuh (Full Backup) Full backup adalah menyalin semua data termasuk folder ke media lain. Oleh karena itu, hasil full backup lebih cepat dan mudah saat operasi restore. Namun pada saat pembuatannya membutuhkan waktu dan ruang yang sangat besar.

BackupPeningkatan (Incremental Backup) Incremental backup adalah menyalin semua data yang berubah sejak terakhir kali melakukan full backup atau differential backup. Incremental backup disebut juga differential backup Kelebihan: • Membutuhkan waktu yang lebih singkat. • Jika banyak melakukan incremental backup, maka data yang di backup semakin kecil ukurannya. • Backup lebih cepat daripada full backup dan membutuhkan tempat sementara yang lebih kecil daripada yang dibutuhkan oleh full backup. Kekurangan: Waktu untuk restore sangat lama.

Backup Cermin (Mirror Backup) Mirror backup sama dengan full backup, tetapi data tidak di padatkan atau dimampatkan (dengan format .tar, .zip, atau yang lain) dan tidak bisa di lindungi dengan password. Dapat juga diakses dengan menggunakan tools seperti Windows Explorer. Mirror backup adalah metode backup yang paling cepat bila dibandingkan dengan metode yang lain karena menyalin data dan folder ke media tujuan tanpa melakukan pemadatan. Tapi hal itu menyebabkan media penyimpanannya harus cukup besar.

17.8. Rangkuman Metode pengalokasian blok adalah hal yang penting dalam mengatur penyimpanan berkas pada tempat penyimpanan sekunder (disk). Terdapat 3 macam metode pengalokasian blok, yaitu: alokasi berkesinambungan, alokasi link , alokasi berindeks. Adapula variasi dari alokasi berkesinambungan, yaitu extent-based system serta variasi alokasi link, yaitu dengan penggunaan cluster dan FAT. Alokasi berindeks memiliki tiga konsep penting, yaitu: skema terhubung, pengindeksan bertingkat, dan skema gabungan. Skema gabungan atau kombinasi alokasi yang lebih dikenal dengan nama inode pada UNIX File System adalah metode pengalokasian yang mengkombinasikan pengindeksan menggunakan direct blocks dan indirect blocks. Manajemen ruang kosong adalah cara mengatur ruangan pada disk yang belum terpakai atau ruang yang kosong akibat penghapusan data. Manajemen ruang kosong dilakukan dengan 4 metode, yaitu vektor bit, linked-list , pengelompokan, penghitungan. Untuk menjaga kekonsistenan dan keamanan data yang disimpan pada disk pada saat terjadi failure pada komputer, maka dibutuhkan backup data. Yaitu menyimpannya ke alat penyimpanan lain, seperti floppy disc, tape magnetik, disk optis, dll.

152

Rangkuman

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [Tanenbaum1997] Andrew Tanenbaum, Albert Woodhull, dan Grag Gagne. 1997. rOperating Systems Design and Implementation. . Second Edition. Prentice-Hall.. [WEBBackup] Top Ten Reviews. 2007. Top Ten Reviews – http://data-backup-softwarereview.toptenreviews.com/data-backup-definitions.html . Diakses 26 April 2007. [WEBBackup4all] Softland. 2007. backup4all – http://www.backup4all.com/backup-types.php . Diakses 26 April 2007.

153

154

Bab 18. Aneka Aspek Sistem Berkas 18.1. Pendahuluan Penyimpanan sekunder atau biasa dikenal dengan nama hard disk saat ini telah menjadi kebutuhan pokok di kalangan pengguna komputer. Media penyimpanan sekunder ini terus berkembang menjadi media penyimpan yang lebih baik untuk memenuhi kebutuhan manusia akan media penyimpanan. Ada beberapa aspek atau isu yang biasanya berkembang seiring perkembangan hard disk . Aspekaspek tersebut diantaranya berkaitan dengan kinerja dan efisiensi sebuah hard disk serta faktor-faktor yang mempengaruhinya. Dalam bab ini, hal-hal tersebut akan dibahas secara lebih mendetail lagi. Selain itu, dalam bab ini kita juga akan membahas mengenai sistem berkas jaringan atau Network File System yang biasa disingkat NFS. Secara umum NFS memungkinkan terjadinya pertukaran sistem berkas antara beberapa host atau mesin melalui jaringan. Hal-hal yang berkaitan dengan NFS adalah mount NFS dan protokol NFS yang juga akan dibahas dalam bab ini.

18.2. Kinerja Dalam bahasan kali ini, yang menjadi pokok permasalahan adalah bagaimana cara agar hard disk bekerja lebih baik dan lebih cepat dalam pengaksesan seperti pembacaan, penulisan atau operasioperasi lain pada hard disk oleh pengguna. Di bab ini dapat kita lihat bagaimana allocation method mempengaruhi kinerja hard disk. Pemilihan allocation method yang tepat akan dapat meningkatkan efisiensi dan waktu akses blok data pada hard disk. Oleh karena itu, sangat penting bagi kita untuk memilih allocation method yang tepat. Pada topik yang telah lalu, kita mengetahui ada tiga allocation method yaitu: a. Contiguous Allocation. ketika mengakses data, metode ini hanya memerlukan satu kali akses untuk mendapatkan blok disk dan mengetahui alamatnya. Selanjutnya dapat mengetahui alamat dari blok selanjutnya atau blok ke-i secara langsung dan dengan cepat. Kekurangannya ialah terjadinya fragmentation serta sulit untuk mengatasi apabila ada file yang membesar. Alokasi ini cocok untuk sistem yang mendukung berkas dengan akses langsung. b. Linked Allocation. Hampir sama seperti contiguous allocation , metode ini dapat langsung mengetahui alamat dari blok selanjutnya, tetapi memerlukan pembacaan disk sebanyak i untuk mendapatkan blok ke-i. Alokasi ini dapat dengan mudah mengatasi file yang membesar. Alokasi ini cocok untuk sistem yang mendukung berkas dengan pengaksesan secara berurutan. c. Indexed Allocation. : Metode ini menyimpan index blok di memori. Jika index blok yang dicari ada di memori, maka dapat diakses secara langsung. Alokasi ini sangat bergantung pada struktur indeks, ukuran file, dan posisi blok.

18.3. Efisiensi Dalam bagian ini akan dibahas mengenai efisiensi pemanfaatan disk. Tujuannya tentu saja agar disk dapat dimanfaatkan secara maksimal, baik dalam hal pemanfaatan kapasitas maupun kecepatan akses data pada hard disk. Efisiensi hard disk sangat bergantung pada metode alokasi disk dan algoritma direktori yang digunakan. Contohnya, UNIX mengembangkan kinerjanya dengan mencoba untuk menyimpan sebuah blok data berkas dekat dengan blok i-node berkas untuk mengurangi waktu perncarian. Efisiensi juga bergantung pada tipe data yang disimpan pada masukan direktori (atau i-node). Pada umumnya, sistem menyimpan informasi mengenai tanggal terakhir kali file diakses dan tanggal penulisan terakhir untuk menentukan apakah file perlu di back up. Akibat dari penyimpanan informasi

155

Efisiensi

ini, setiap kali berkas dibaca diperlukan penulisan pada struktur direktori. Penulisan ini memerlukan blok untuk dibaca oleh memori, perubahan bagian, dan blok yang akan ditulis kembali ke disk. Hal ini tidak efisien untuk tipe berkas yang sering diakses atau untuk berkas yang diakses secara berkala. Kinerja yang dibahas pada bagian ini merupakan kelanjutan kinerja pada poin sebelumnya. Apabila algoritma yang tepat telah dipilih, kinerja masih bisa ditingkatkan lagi dengan memanfaatkan cache. Beberapa sistem membuat bagian yang terpisah dari memori utama untuk digunakan sebagai disk cache, dimana blok-blok disimpan dengan asumsi mereka akan digunakan lagi secepatnya. Sistem lainnya menyimpan data berkas menggunakan sebuah page cache . Page cache tersebut menggunakan teknik memori virtual dan menyimpan data berkas sebagai halaman-halaman, tidak sebagai blok-blok file-system-oriented. Hal ini dikarenakan menyimpan data berkas menggunakan alamat virtual jauh lebih efisien daripada menyimpannya melalui blok disk fisik. Ada dua buah teknik penggunaan cache yang biasanya dipakai. Pertama yaitu teknik menggunakan unified buffer cache. Kedua yaitu dengan teknik tanpa menggunakan unified buffer cache. Berikut adalah ilustrasi gambar dari kedua teknik tersebut.

Gambar 18.1. Menggunakan Unified buffer cache

Gambar 18.2. Tanpa Unified buffer cache

Gambar 18.1 adalah ilustrasi teknik dengan menggunakan unified buffer cache dan gambar 18.2 adalah ilustrasi teknik tanpa menggunakan unified buffer cache. Pada gambar 18.2, jika terjadi panggilan mapping memori, dibutuhkan dua buah cache, yaitu buffer cache dan page cache . Hal ini dikarenakan

156

Struktur Log Sistem Berkas

pada teknik ini, mapping memori tidak bisa langsung berinteraksi dengan buffer cache, sehingga dibutuhkan page cache.Teknik ini sangat tidak efisien karena terjadi dua kali penyalinan berkas yang sama. Pertama pada buffer cachedan kedua page cache. Dua kali penyalinan ini biasa disebut double caching. Double caching ini tidak hanya boros memori, tetapi juga memboroskan kinerja CPU dan perputaran M/K dikarenakan perubahan data ekstra antara memori sistem. Selain itu, double caching juga dapat menyebabkan korupsi berkas. Solusi untuk masalah ini adalah menggunakan unified buffer cache seperti pada gambar 18.1. Buffer cache pada teknik ini dapat berinteraksi dengan mapping memori sehingga dapat menghindari terjadinya double caching.

18.4. Struktur Log Sistem Berkas Pemanggilan kembali struktur data sistem berkas pada disk seperti struktur-struktur direktori, penunjuk blok kosong, dan penunjuk FCB kosong, dapat menjadi tidak konsisten dikarenakan adanya sistem crash . Sebelum penggunaan dari teknik log-based di sistem operasi, perubahan biasanya digunakan pada struktur ini. Perubahan-perubahan tersebut dapat diinterupsi oleh crash, dengan hasil strukturnya tidak konsisten. Ada beberapa masalah yang terjadi akibat adanya pendekatan dari menunjuk struktur untuk memecahkan dan memperbaikinya pada recovery. Salah satunya adalah ketidakkonsistenan yang tidak dapat diperbaiki. Pemeriksaan rutin mungkin tidak dapat dipakai untuk me recover struktur tersebut, sehingga terjadi kehilangan berkas dan mungkin seluruh direktori. Solusinya adalah memakai teknik log-based-recovery seperti pada sistem berkas metadata yang terbaru. Pada dasarnya, semua perubahan metadata ditulis secara berurutan di sebuah log. Masingmasing set dari operasi-operasi yang menampilkan tugas yang spesifik adalah sebuah transaction . Jika sistemnya mengalami crash , tidak akan ada kelebihan transactions di berkas log. Transactions tersebut tidak akan pernah ditulis secara lengkap ke sistem berkas walaupun dimasukkan oleh sistem operasi sehingga harus dilengkapi. Keuntungan yang lain adalah proses-proses pembaharuan akan berlangsung lebih cepat daripada saat dipakai langsung ke struktur data pada disk.

18.5. NFS Network File System atau sistem berkas jaringan adalah sekumpulan protokol yang digunakan untuk mengakses beberapa sistem berkas melalui jaringan. Bisa dikatakan juga bahwa NFS merupakan sebuah implementasi dan spesifikasi dari sebuah perangkat lunak untuk mengakses remote file melalui jaringan LAN atau WAN. NFS yang dikembangkan oleh Sun Micro Systems Inc. ini menggambarkan himpunan unit-unit komputer yang saling berhubungan sebagai sebuah mesin bebas yang memiliki sistem berkas bebas. Tujuan dari NFS adalah untuk memungkinkan terjadinya pertukaran sistem berkas secara transparan antara mesin-mesin bebas tersebut. Hubungan yang terjadi di sini didasarkan pada hubungan client-server yang menggunakan perangkat lunak NFS server dan NFS client yang berjalan diatas workstation. Gambar 18.3 berikut ini menggambarkan tiga buah mesin bebas yang memiliki sistem berkas lokal masing-masing yang bebas juga.

157

Mount NFS

Gambar 18.3. Three Independent File System

NFS didesain agar dapat beroperasi di lingkungan ataupun jaringan yang heterogen yang meliputi mesin, platform, sistem operasi, dan arsitektur jaringan. Ketidaktergantungan ini didapat dari penggunaan RPC primitif yang dibangun diatas protokol External Data Representation (XDR). Jika misalnya terjadi sebuah pertukaran sistem berkas antara server dan client , maka pertukaran sistem berkas yang terjadi disini harus dipastikan hanya berpengaruh pada tingkat client dan tidak mempengaruhi sisi server , karena server dan client adalah mesin yang berbeda dan sama-sama bebas. Untuk itu, mesin client harus melakukan operasi mount terlebih dahulu agar remote directory dapat diakses secara transparan.

18.6. Mount NFS Protokol mount membangun hubungan yang logis antara client dan server. Informasi penting yang didapat saat operasi mount dilakukan adalah nama dari direktori dan nama dari server yang menyimpan direktori tersebut. Hal ini menyebabkan client harus melakukan operasi mount pada server dan direktori yang tepat. Ketika client melakukan operasi mount ke sebuah server, maka server akan mengirimkan sebuah file handle kepada client. File handle ini berfungsi sebagai kunci bagi client untuk melakukan pengaksesan lebih lanjut terhadap direktori yang telah dimount tadi. Sebagai contoh, kita akan melakukan operasi mount seperti pada gambar 18.3 (Three Independent File System ) antara sistem berkas B/usr/shared terhadap A/usr/local (direktori shared pada mesin B dimount ke di direktori local pada mesin A). Kedua sistem berkas tersebut bersifat bebas dan lokal. Seperti yang telah kita pelajari pada bahasan sebelumnya (Bab 16), mounting adalah memasukkan sistem berkas ke struktur direktori utama, baik ke dalam direktori kosong maupun ke dalam direktori yang sudah berisi. Isi dari direktori itu tidak bisa diakses hanya kalau dimasukkan ke direktori yang berisi. Selama sistem berkas masih dimount, isi yang akan terlihat saat membuka direktori itu adalah isi dari sistem berkas. Ketika sistem berkas telah diunmount , barulah isi sesungguhnya dari direktori itu dapat terlihat. Hasil operasi mount B/usr/shared terhadap A/usr/local pada Gambar 18.3 dapat kita lihat pada Gambar 18.4 (a). Contoh mount yang baru saja kita lakukan tadi adalah contoh operasi mount antara dua sistem berkas lokal yang bebas. Sedangkan kondisi ketika kita ingin melakukan operasi mount terhadap suatu sistem berkas pada suatu sistem berkas lain yang secara remote telah dimount oleh sistem berkas lain disebut dengan istilah cascading mount. Sebagai contoh, kita akan melakukan operasi mount antara sistem berkas C/usr/dir2 pada gambar 18.3 terhadap sistem berkas yang sebelumnya telah dimount , yaitu sistem berkas pada Gambar 18.4 (a)

158

Protokol NFS

di direktori dir1. Maka hasilnya akan sama seperti proses mount sebelumnya. Hasil operasinya dapat kita lihat pada gambar 18.4 (b).

Gambar 18.4. Mounting in NFS

18.7. Protokol NFS NFS umumnya menggunakan protokol Remote Procedure Call (RPC) yang berjalan di atas UDP dan membuka port UDP dengan port number 2049 untuk komunikasi antara client dan server di dalam jaringan. Client NFS selanjutnya akan mengimpor sistem berkas remote dari server NFS, sementara server NFS mengekspor sistem berkas lokal kepada client. Mesin-mesin yang menjalankan perangkat lunak NFS client dapat saling berhubungan dengan perangkat lunak NFS server untuk melakukan perintah operasi tertentu dengan menggunakan request RPC. Adapun operasi-operasi yang didukung oleh NFS adalah sebagai berikut: a. Mencari berkas di dalam direktori. b. Membaca kumpulan direktori. c. Memanipulasi link dan direktori. d. Mengakses atribut berkas. e. Membaca dan menulis berkas. Perlu diketahui bahwa server NFS bersifat stateless , yang artinya setiap request harus mengandung argumen yang penuh dan jelas sebab server NFS tidak menyimpan sejarah informasi request . Data yang dimodifikasi harus di commit ke server sebelum hasilnya di kembalikan ke client . NFS protokol tidak menyediakan mekanisme concurrency-control.

18.8. Rangkuman Sistem berkas tersimpan secara permanen di secondary storage yang didesain untuk menyimpan data yang besar secara permanen. Secondary srorage yang cukup kita kenal adalah disk. Perlu diingat bahwa metode alokasi ruang kosong dan algoritma direktori yang digunakan akan mempengaruhi efisiensi dari penggunaan ruang disk serta kinerja sistem berkas.

159

Rangkuman

Network file system atau sistem berkas jaringan menggunakan metodologi client-server untuk memungkinkan user mengakses sistem berkas dan direktori pada mesin remote. Perintah-perintah dari client diterjemahkan ke dalam protokol jaringan, dan diterjemahkan kembali ke dalam operasioperasi sistem berkas pada server. Jaringan dan banyaknya user yang mengakses suatu sistem berkas memungkinkan terjadinya inkonsistensi data dan kinerja. Sebelum client dapat mengakses sistem berkas pada server, terlebih dahulu perlu dibuat sebuah koneksi logis antara client dan server yang disebut dengan mount NFS. Ketika client telah melakukan operasi mount pada suatu server , maka server akan mengirimkan sebuah file handle kepada client. NFS menggunakan RPC yang berjalan di atas UDP. RPC ini memungkinkan client untuk melakukan operasi-operasi tertentu. Adapun operasi-operasi yang didukung adalah: a. Mencari berkas di dalam direktori. b. Membaca kumpulan direktori. c. Memanipulasi link dan direktori. d. Mengakses atribut berkas. e. Membaca dan menulis berkas.

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [WEB2007] 2007. Wikipedia Indonesia http://id.wikipedia.org/wiki/NFS . Diakses 5 Mei 2007.

160

Bab 19. Media Disk 19.1. Pendahuluan Struktur disk merupakan suatu hal yang penting bagi penyimpanan informasi. Sistem komputer modern menggunakan disk sebagai media penyimpanan sekunder. Dulu pita magnetik, yang memiliki waktu akses lebih lambat dari pada disk,digunakan sebagai media penyimpanan sekunder. Sejak digunakannya disk, tape digunakan untuk back-up, 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 satu dimensi yang besar dari blok logika. Blok logika merupakan satuan unit terkecil dari transfer. Ukuran blok logika umumnya sebesar 512 bytes walaupun disk dapat diformat ke level rendah (low level formatted) sehingga ukuran blok logika dapat ditentukan, misalnya 1024 bytes. Array satu dimensi dari blok logika tersebut dipetakan ke sektor dalam disk secara sekuensial. Sektor 0 adalah sektor pertama dari track pertama dari 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 yang terluar.

19.2. Struktur Disk Seperti yang telah dikatakan sebelumnya, penulisan disk drive modern adalah dengan menggunakan array satu dimensi blok logika yang besar. Dengan menggunakan sistem pemetaan ini, Secara tiori setidaknya kita dapat mengkonversikan sebuah logical block number ke penulisan disk gaya lama yang berisi nomor silinder, nomor track di silinder, dan nomor sektor di dalam track. Dalam praktiknya, sangatlah sulit untuk melakukan hal ini. Ada dua alasan, yang pertama adalah kebanyakan disk memiliki beberapa sektor yang tidak sempurna, tapi pemetaan menutupi dengan cara menggantikannya dengan sektor tambahan dari tempat lain di disk. Alasan kedua adalah jumlah sektor tiap track berbeda pada beberapa disk.

Gambar 19.1. Struktur Disk array

Mari kita lihat lebih dekat pada alasan kedua. Dalam media yang menggunakan Constant Linear Velocity (CLV), jumlah bit tiap track adalah sama. Semakin jauh posisi track dari pusat disk, jaraknya

161

Struktur Disk

semakin besar, sehingga semakin banyak sektor yang ada. Saat kita bergerak dari zona yang lebih luar ke zona yang lebih dalam, jumlah sektor tiap track menurun. Track di zona yang lebih luar biasanya memiliki sektor lebih banyak 40% dari track di zona yang lebih dalam. Drive meningkatkan kecepatan rotasinya saat head bergerak dari track terluar sampai track yang lebih dalam untuk mempertahankan kecepatan perpindahan data dibawah head. Metode ini digunakan pada drive CD-ROM dan DVDROM.

Gambar 19.2. CLV

Alternatif dari metode ini, kecepatan rotasi disk bisa tetap, dan jumlah (kepadatan) bit menurun dari track yang lebih dalam ke track yang lebih luar untuk mempertahankan kecepatan data tetap konstan. Metode ini digunakan dalam hard disk dan dikenal sebagai Constant Angular Velocity (CAV). Keuntungan menggunakan metode CAV adalah sebuah data bisa langsung dipetakan sesuai pada track dan nomor silinder yang diminta. Tetapi metode ini juga memiliki kelemahan, yaitu jumlah data yang bisa di simpan pada track terluar dan terdalam sama, padahal kita tahu bahwa panjang track bagian luar lebih panjang daripada track bagian dalam.

162

HAS

Gambar 19.3. CAV array

Jumlah sektor per track telah semakin berkembang sesuai dengan perkembangan teknologi disk, dan bagian terluar dari sebuah disk biasanya memiliki beberapa ratus sektor per track. Begitu pula jumlah silinder per disk semakin bertambah. Sebuah disk ukuran besar bisa memiliki puluhan ribu silinder.

19.3. HAS Host-Attached Storage (HAS) adalah pengaksesan storage melalui port M/K lokal. Port-port ini menggunakan beberapa teknologi. PC biasanya menggunakan sebuah arsitektur bus M/K yang bernama IDE atau ATA. Arsitektur ini mendukung maksimal 2 drive per M/K bus. Arsitektur yang lebih baru yang menggunakan simplified cabling adalah SATA. High-end workstation dan server biasanya menggunakan arsitektur M/K yang lebih rumit, seperti SCSI atau fiber channel (FC). SCSI adalah sebuah arsitektur bus. Medium fisiknya biasanya adalah kabel ribbon yang memiliki jumlah konduktor yang banyak (biasanya 50 atau 68). Protokol SCSI mendukung maksimal 16 device dalam bus. Biasanya, device tersebut termasuk sebuah controller card dalam host (SCSI initiator, yang meminta operasi) dan sampai 15 storage device (SCSI target, yang menjalankan perintah). Sebuah SCSI disk adalah sebuah SCSI target yang biasa, tapi protokolnya menyediakan kemampuan untuk menuliskan sampai 8 logical unit pada setiap SCSI target. Penggunaan logical unit addressing biasanya adalah perintah langsung pada komponen dari array RAID atau komponen dari removable media library . FC adalah sebuah arsitektur seri berkecepatan tinggi yang dapat beroperasi pada serat optik atau pada kabel copper 4-konduktor. FC mempunyai dua varian. Pertama adalah sebuah switched fabric besar yang mempunyai 24-bit space alamat. Varian ini diharapkan dapat mendominasi di masa depan dan merupakan dasar dari storage-area network (SAN). Karena besarnya space alamat dan sifat switched dari komunikasi, banyak host dan device penyimpanan dapat di-attach pada fabric, memungkinkan fleksibilitas yang tinggi dalam komunikasi M/K. Varian FC lain adalah abritrated loop (FC-AL) yang bisa menuliskan 126 device (drive dan controller). Banyak variasi dari device penyimpanan yang cocok untuk digunakan sebagai HAS. Beberapa diantaranya adalah hard disk, RAID array, serta drive CD, DVD dan tape. Perintah M/K yang

163

NAS dan SAN

menginisiasikan transfer data ke HAS device adalah membaca dan menulis logical data block yang diarahkan ke unit penyimpanan teridentifikasi yang spesifik (seperti bus ID, SCSI ID, dan target logical unit).

19.4. NAS dan SAN Network-Attached Storage (NAS) device adalah sebuah sistem penyimpanan yang mempunyai tujuan khusus yaitu untuk diakses dari jauh melalui data network. Klien mengakses NAS melalui RPC ( remote-procedure-call) seperti NFS untuk UNIX atau CIFS untuk Windows. RPC dibawa melalui TCP atau UDP (User Datagram Protocol) dari IP network biasanya dalam local-area network (LAN) yang sama dengan yang membawa semua lalu lintas data ke klien. Unit NAS biasanya diimplementasikan sebagai sebuah RAID array dengan software yang mengimplementasikan interface RPC. NAS menyediakan jalan yang cocok untuk setiap komputer dalam sebuah LAN untuk saling berbagi pool penyimpanan dengan kemudahan yang sama seperti menamai dan menikmati akses seperti HAS lokal. Umumnya cenderung untuk lebih tidak efisien dan memiliki peforma yang lebih buruk dari penyimpanan direct-attached. ISCSI adalah protokol NAS terbaru. Protokol ini menggunakan protokol IP network untuk membawa protokol SCSI. Host dapat memperlakukan penyimpanannya seperti direct-attached, tapi storage-nya sendiri dapat berada jauh dari host.

Gambar 19.4. Network-Attached Storage

Storage-area Network (SAN) adalah network private (menggunakan protokol storage daripada protokol network) yang menghubungkan server dan unit penyimpanan. Keunggulan SAN terletak pada fleksibilitasnya. Sejumlah host dan storage array dapat di attach ke SAN yang sama, dan storage dapat dialokasikan secara dinamis pada host. Sebuah SAN switch mengizinkan atau melarang akses antara host dan storage. Sebagai contoh, apabila host kehabisan disk space, maka SAN dapat mengalokasikan storage lebih banyak pada host tersebut. SAN memungkinkan cluster server untuk berbagi storage yang sama dan memungkinkan storage array untuk memasukkan beberapa koneksi host langsung. SAN biasanya memiliki jumlah port yang lebih banyak, dan port yang lebih murah, dibandingkan storage array . FC adalah interkoneksi SAN yang paling umum.

164

Penjadwalan FCFS

Gambar 19.5. Storage Area Network

19.5. Penjadwalan FCFS Bentuk algoritma penjadwalan disk yang paling sederhana adalah First Come First Served (FCFS). Sistem kerja dari algoritma ini melayani permintaan yang lebih dulu datang di queue. Algoritma ini pada hakekatnya adil bagi permintaan M/K yang mengantri di queue karena penjadwalan ini melayani permintaan sesuai waktu tunggunya di queue. Tetapi yang menjadi kelemahan algoritma ini adalah bukan merupakan algoritma dengan layanan yang tercepat. Sebagai contoh, misalnya di queue disk terdapat antrian permintaan blok M/K di silinder

Gambar 19.6. FCFS

85, 35, 10, 90, 45, 80, 20, 50, 65

165

Penjadwalan SSTF

secara berurutan. Jika posisi head awal berada pada silinder 25, maka pertama kali head akan bergerak dari silinder 25 ke 85, lalu secara berurutan bergerak melayani permintaan di silinder 35, 10, 90, 45, 80, 20, 50, dan akhirnya ke silinder 65. sehingga total pergerakan head-nya adalah 400 silinder. Untuk lebih jelasnya perhatikan contoh berikut.

Tabel 19.1. Contoh FCFS Next cylinder accessed

Number of cylinder traversed

85

60

35

45

10

25

90

80

45

45

80

35

20

60

50

30

65

15

Total pergerakan head

400 silinder

Pergerakan head yang bolak balik dari 25 ke 85 kemudian ke 35 melukiskan masalah dari algoritma penjadwalan ini. Jika permintaan di silinder 20 dan 35 dilayani setelah atau sebelum permintaan di silinder 85 dan 90, total pergerakan head akan berkurang jumlahnya sehingga dapat meningkatkan performa.

19.6. Penjadwalan SSTF Shortest-Seek-Time-First (SSTF) merupakan algoritma yang melayani permintaan berdasarkan waktu pencarian yang paling kecil dari posisi head terakhir. Sangat beralasan untuk melayani semua permintaan yang berada dekat dengan posisi head yang sebelumnya, sebelum menggerakan head lebih jauh untuk melayani permintaan yang lain.

Gambar 19.7. SSTF

166

Penjadwalan SCAN dan C-SCAN

Untuk contoh permintaan di queue kita, permintaan yang terdekat dari head awal (25) adalah permintaan silinder 20. maka silinder itu akan dilayani terlebih dahulu. Setelah head berada di silinder 20, maka permintaan yang terdekat adalah silinder 10. Secara berurutan permintaan silinder berikutnya yang dilayani adalah silinder 35, lalu 45, 50, 65, 80, 85, dan akhirnya silinder 90. dengan menggunakan algoritma ini, maka total pergerakan head-nya menjadi 95 silinder. Hasil yang didapat ternyata kurang dari seperempat jarak yang dihasilkan oleh penjadwalan FCFS. Untuk lebih jelasnya perhatikan contoh berikut:

Tabel 19.2. Contoh SSTF Next cylinder accessed


20

5

10

10

35

25

45

10

50

5

65

15

80

15

85

5

90

5


95 silinder

Sistem kerja SSTF yang sama dengan penjadwalan shortest-job-first(SJF) mengakibatkan kelemahan yang sama dengan kelemahan yang ada di SJF. Yaitu untuk kondisi tertentu dapat mengakibatkan terjadinya starvation. Hal tersebut bisa digambarkan apabila di queue berdatangan permintaanpermintaan baru yang letaknya lebih dekat dengan permintaan terakhir yang dilayani, maka permintaan lama yang letaknya jauh dari permintaan yang dilayani harus menunggu lama sampai permintaan yang lebih dekat itu dilayani semuanya. Walaupun SSTF memberikan waktu pelayanan yang lebih cepat namun apabila dilihat dari sudut pandang keadilan bagi permintaan yang menungu di queue, jelas algoritma ini lebih buruk dibandingkan FCFS scheduling.

19.7. Penjadwalan SCAN dan C-SCAN Pada algoritma SCAN, head bergerak ke silinder paling ujung dari disk. Setelah sampai disana maka head akan berbalik arah menuju silinder di ujung yang lainnya. Head akan melayani permintaan yang dilaluinya selama pergerakannya ini. Algoritma ini disebut juga sebagai Elevator Algorithm karena sistem kerjanya yang sama seperti yang digunakan elevator di sebuah gedung tinggi dalam melayani penggunanya. Elevator akan melayani pengguna yang akan menuju ke atas dahulu sampai lantai tertinggi, baru setelah itu dia berbalik arah menuju lantai terbawah sambil melayani penggunanya yang akan turun atau sebaliknya. Jika melihat analogi yang seperti itu maka dapat dikatakan head hanya melayani permintaan yang berada di depan arah pergerakannya. Jika ada permintaan yang berada di belakang arah geraknya, maka permintaan tersebut harus menunggu sampai head menuju silinder di salah satu disk, lalu berbalik arah untuk melayani permintaan tersebut. Jika head sedang melayani permintaan silinder 25, dan arah pergerakan disk arm-nya sedang menuju ke silinder yang terkecil, maka permintaan berikutnya yang akan dilayani secara berurutan adalah 20 dan 10 lalu menuju ke silinder 0. Setelah sampai disini head akan berbalik arah menuju silinder yang terbesar yaitu silinder 99. Dalam pergerakannya itu secara berurutan head akan melayani permintaan 35, 45, 50, 65, 80, 85, dan 90. Sehingga total pergerakan head-nya adalah 115 silinder. Salah satu behavior yang dimiliki oleh algoritma ini adalah, memiliki batas atas untuk total pergerakan head-nya, yaitu 2 kali jumlah silinder yang dimiliki oleh disk. Jika dilihat dari cara kerjanya

167


yang selalu menuju ke silinder terujung, maka dapat dilihat kelemahan dari algoritma ini yaitu ketidakefisienannya. Mengapa head harus bergerak ke silinder 0, padahal sudah tidak ada lagi permintaan yang lebih kecil dari silinder 10?. Bukankah akan lebih efisien jika head langsung berbalik arah setelah melayani permintaan silinder 10 (mengurangi total pergerakan head )? Kelemahan inilah yang akan dijawab algoritma LOOK yang akan dibahas di sub-bab berikutnya.

Gambar 19.8. SCAN

Untuk lebih jelasnya perhatikan contoh berikut:

Tabel 19.3. Contoh SCAN Next cylinder accessed


20

5

10

10

0

10

35

35

45

10

50

5

65

15

80

15

85

5

90

5


115 silinder

Kelemahan lain dari algoritma SCAN adalah dapat menyebabkan permintaan lama menunggu pada kondisi-kondisi tertentu. Misalkan penyebaran banyaknya permintaan yang ada di queue tidak sama. Permintaan yang berada di depan arah pergerakan head sedikit sedangkan yang berada di ujung satunya lebih banyak. Maka head akan melayani permintaan yang lebih sedikit (sesuai arah pergerakannya) dan berbalik arah jika sudah sampai di ujung disk. Jika kemudian muncul permintaan baru di dekat head yang terakhir, maka permintaan tersebut akan segera dilayani, sehingga permintaan yang lebih banyak yang berada di ujung silinder yang satunya akan semakin kelaparan. Jadi, mengapa head tidak melayani permintaan-permintaan yang lebih banyak itu terlebih dahulu? Karena adanya

168


kelemahan inilah maka tercipta satu modifikasi dari algoritma SCAN, yaitu C-SCAN yang akan dibahas berikutnya. Algoritma C-SCAN atau Circular SCAN merupakan hasil modifikasi dari SCAN untuk mengurangi kemungkinan banyak permintaan yang menunggu untuk dilayani. Perbedaan yang paling mendasar dari kedua algoritma ini adalah pada behavior saat pergerakan head yang berbalik arah setelah sampai di ujung disk. Pada C-SCAN, saat head sudah berada di silinder terujung disk, head akan berbalik arah dan bergerak secepatnya menuju silinder di ujung disk yang satu lagi, tanpa melayani permintaan yang dilalui dalam pergerakannya. Sedangkan pada SCAN akan tetap melayani permintaan saat bergerak berbalik arah menuju ujung yang lain. Untuk contoh permintaan seperti SCAN, setelah head sampai di silinder 99 (permintaan silinder 35, 45, 50, 65, 80, 85 dan 90 telah dilayani secara berurutan), maka head akan secepatnya menuju silinder 0 tanpa melayani silinder 20 dan 10. Permintaan tersebut baru dilayani ketika head sudah berbalik arah lagi setelah mencapai silinder 0.

Gambar 19.9. C-SCAN

Untuk lebih jelasnya perhatikan contoh berikut:

169

Penjadwalan LOOK dan C-LOOK

Tabel 19.4. Contoh C-SCAN Next cylinder accessed


35

10

45

10

50

5

65

15

80

15

85

5

90

5

99

9

0

99

10

10

20

10


193 silinder

Dengan sistem kerja yang seperti itu, terlihat bahwa head melayani permintaan hanya dalam satu arah pergerakan saja, yaitu saat head bergerak ke silinder terbesar atau saat bergerak ke silinder terkecil. sifatnya yang harus sampai ke silinder terujung terlebih dahulu sebelum bergerak berbalik arah, CSCAN seperti halnya SCAN mempunyai ketidakefisienan untuk total pergerakan head. Untuk itulah dibuat algoritma LOOK yang akan dibahas berikut ini.

19.8. Penjadwalan LOOK dan C-LOOK Algoritma LOOK adalah algoritma penjadwalan disk yang secara konsep hampir sama dengan algoritma SCAN. 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. Bedanya pada algoritma LOOK, disk arm tidak berjalan sampai ujung disk, tetapi hanya berjalan sampai pada permintaan yang paling dekat dengan ujung disk. Setelah melayani permintaan tersebut, disk arm akan berbalik arah dari arah pergerakannya yang pertama dan berjalan sambil melayani permintaan-permintaan yang ada di depannya sesuai dengan arah pergerakannya.

170


Gambar 19.10. LOOK

Untuk lebih jelasnya perhatikan contoh berikut: LOOK (head awal di silinder 25) Pergerakan disk arm menuju ke silinder dengan nomor yang lebih kecil (yaitu ke sebelah kiri)

Tabel 19.5. Contoh LOOK Next cylinder accessed


20

5

10

10

35

25

45

10

50

5

65

15

80

15

85

5

90

5


95 silinder

Algoritma C-LOOK berhasil memperbaiki kelemahan-kelemahan algoritma SCAN, C-SCAN, dan LOOK. Algoritma C-LOOK memperbaiki kelemahan LOOK sama seperti algoritma C-SCAN memperbaiki kelemahan SCAN. Algoritma C-LOOK adalah algoritma penjadwalan disk yang secara konsep hampir sama dengan algoritma C-SCAN. Bedanya pada algoritma C-LOOK, disk arm tidak berjalan sampai ujung disk, tetapi hanya sampai pada permintaan yang paling dekat dengan ujung disk. Setelah melayani permintaan tersebut, disk arm akan berbalik arah dari arah pergerakannya yang pertama dan langsung berjalan ke permintaan yang paling dekat dengan ujung disk yang lain kemudian melayani permintaan tersebut. Setelah selesai melayani permintaan tersebut, disk arm akan berbalik arah kembali dan melayani permintaan-permintaan lain yang ada di depannya sesuai dengan arah pergerakannya.

171


Gambar 19.11. C-LOOK

Untuk lebih jelasnya perhatikan contoh berikut: C-LOOK (head awal di silinder 25)

Tabel 19.6. Contoh C-LOOK Next cylinder accessed


35

10

45

10

50

5

65

15

80

15

85

5

90

5

10

80

20

10


155 silinder

Dari tabel tersebut, bisa dilihat bahwa disk arm bergerak dari permintaan 25 ke kanan sambil melayani pemintaan-permintaan yang ada di depannya yang sesuai dengan arah pergerakannya, yaitu permintaan 35, 45, 50, 65, 80, 85, sampai pada permintaan 90. Setelah melayani permintaan 90, disk arm berbalik arah dan langsung menuju ke permintaan 10 (karena permintaan 10 adalah permintaan yang letaknya paling dekat dengan ujung disk 0). Setelah melayani permintaan 10, disk arm berbalik arah kembali dan melayani permintaan-permintaan yang berada di depannya sesuai dengan arah pergerakannya yaitu ke permintaan 20. Catatan:

172

Pemilihan Algoritma Penjadwalan

Arah pergerakan disk arm yang bisa menuju 2 arah pada algoritma SCAN, C-SCAN, LOOK, dan C-LOOK, menuju silinder terbesar dan terkecil, diatur oleh hardware controller, hal ini membuat pengguna tidak bisa menentukan kemana disk arm bergerak.

19.9. Pemilihan Algoritma Penjadwalan Performa dari suatu sistem biasanya tidak terlalu bergantung pada algoritma penjadwalan yang kita pakai, karena yang paling mempengaruhi kinerja dari suatu sistem adalah jumlah dan tipe dari pemintaan. Tipe permintaan juga sangat dipengaruhi oleh metoda pengalokasian file, lokasi direktori dan indeks blok. Karena kompleksitas ini, sebaiknya algoritma penjadwalan disk diimplementasikan sebagai modul yang terpisah dari sistem operasi, sehingga algoritma tersebut bisa diganti dengan algoritma lain sesuai dengan jumlah dan tipe permintaan yang ada. Sistem Operasi memiliki algoritma default yang sering dipakai, yaitu SSTF dan LOOK. Penerapan algoritma penjadwalan di atas berdasarkan hanya pada jarak pencarian saja. Tapi untuk disk modern, selain jarak pencarian, rotation latency (waktu tunggu untuk sektor yang diinginkan untuk berrotasi di bawah disk head) juga sangat berpengaruh. Tetapi algoritma untuk mengurangi rotation latency tidak dapat diterapkan oleh sistem operasi, karena pada disk modern tidak dapat diketahui lokasi fisik dari blok-blok logikanya. Tapi masalah rotation latency ini dapat ditangani dengan mengimplementasikan algoritma penjadwalan disk pada hardware controller yang terdapat dalam disk drive, sehingga kalau hanya kinerja M/K yang diperhatikan, maka sistem operasi dapat menyerahkan algoritma penjadwalan disk pada perangkat keras itu sendiri. Dari seluruh algoritma yang sudah kita bahas di atas, tidak ada algoritma yang tebaik untuk semua keadaan yang terjadi. SSTF lebih umum dan memiliki perilaku yang lazim kita temui. SCAN dan CSCAN memperlihatkan kemampuan yang lebih baik bagi sistem yang menempatkan beban pekerjaan yang berat pada disk, karena algoritma tersebut memiliki msalah starvation yang paling sedikit. SSTF dan LOOK sering dipakai sebagai algoritma dasar dalam sistem operasi.

19.10. Rangkuman Bentuk penulisan disk drive modern adalah array blok logika satu dimensi yang besar. Ukuran blok logika dapat bermacam-macam. Array blok logika satu dimensi tersebut dipetakan dari disk ke sektor secara bertahap dan terurut. Ada dua macam aturan pemetaan, yaitu: • CLV: kepadatan bit tiap track sama, semakin jauh sebuah track dari tengah disk, maka semakin besar jaraknya, dan juga semakin banyak sektor yang dimilikinya. Digunakan pada CD-ROM dan DVD-ROM. • CAV: kepadatan bit dari zona terdalam ke zona terluar semakin berkurang, kecepatan rotasi konstan, sehingga aliran data pun konstan. Host-Attached Storage (HAS) adalah pengaksesan storage melalui port M/K lokal. Network-Attaced Storage (NAS) device adalah sebuah sistem penyimpanan yang mempunyai tujuan khusus untuk diakses dari jauh melalui data network . Storage-area Network (SAN) adalah network private(menggunakan protokol storage daripada protokol network) yang menghubungkan server dan unit penyimpanan. Penjadwalan disk sangat penting dalam meningkatkan efisiensi penggunaan perangkat keras. Efisiensi penggunaan disk terkait dengan kecepatan waktu akses dan besarnya bandwith disk. Untuk meningkatkan efisiensi tersebut dibutuhkan algoritma penjadwalan yang tepat dalam penjadwalan disk. Algoritma penjadwalan disk ada beberapa macam, yaitu: 1. FCFS (First Come First Served) 2. Shortest-Seek-Time-First (SSTF)

173

Rangkuman

3. SCAN 4. C-SCAN (Circular SCAN) 5. LOOK 6. C-LOOK (Circular LOOK) Untuk algoritma SCAN, C-SCAN, LOOK dan C-LOOK, yang mengatur arah pergerakan disk arm adalah hardware controller. Hal ini membuat pengguna tidak terlibat di dalamnya.


174

Bab 20. Sistem Penyimpanan Masal 20.1. Pendahuluan Pada umumnya, penyimpanan sekunder berbentuk magnetic, kecepatan pengaksesan memori ini jauh lebih lambat dibandingkan memori utama. Pada bagian ini akan diperkenalkan konsep-konsep yang berhubungan dengan memori sekunder seperti system berkas, atribut dan operasi system berkas, struktur direktori, atribut dan operasi struktur direktori, system berkas jaringan, system berkas virtual, system berkas GNU/linux, keamanan system berkas, FHS (File Hierarchy Systems), serta alokasi blok system berkas. Karakteristik dari perangkat penyimpanan tersier pada dasarnya adalah menggunakan removable media yang tentu saja berdampak pada biaya produksi yang lebih murah. Sebagai contoh: sebuah VCR dengan banyak kaset akan lebih murah daripada sebuah VCR yang hanya dapat memaminkan satu kaset saja. Struktur disk merupakan suatu hal yang penting bagi penyimpanan informasi. Sistem komputer modern menggunakan disk sebagai media penyimpanan sekunder, dulu pita makgnetik digunakan sebelum penggunaan disk sebagai media penyimpanan, sekunder yang memiliki waktu akses yang lebih lambat dari disk. Sejak digunakan disk, tape digunakan untuk beckup, 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.

20.2. Format 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 penegendali pembentukan sektor-sektor ini disebut low level formatting atau physical formatting. low level formatting juga akan mengisi disk dengan 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 medeteksi 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 tesimpan 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 diperlukan secara independen. logical formatting akan membentuk sistem berkas yang disertai pemetaan disk. terkadang sistem berkas ini dirasakan menggangu proses alokasi suatu data, sehingga diadakan sistem partisi yang tidak mengikutkan pembentukan sistem berkas, sistem raw disk

175

Boot

Gambar 20.1. Format sektor

Walaupun ukuran sektor dapat diatur pada proses formatting, namun kebanyakan disk memiliki sektor dengan ukuran 512 byte dengan alas an bahwa beberapa OS dapat menangani ukuran sektor 512. namun kemungkinan juga untuk memformat sektor dengan ukuran misalnya 256 bytes atau 1024 bytes. Jika ukuran sektor semakin besar, itu artinya semakin sedikit jumlah sektor yang dapat dibuat, begitupun sebaliknya. Bagian preamble mengandung bi-bit yang berisi informasi yang akan dikenali oleh hardware misalnya tentang informasi nomor silinder atau sektor. Proses formatting sendiri sebenarnya terdiri dari dua proses utama, yaitu partisi dan logical formatting. Proses partisi akan membagi disk menjadi beberapa silinder sehingga silinder-silinder tersebut akan diperlakukan secara independen seolah-olah mereka adalah disk yang saling berbeda. Sedangkan proses logical formatting akan membentuk sebuah berkas system beserta pemetaan disk . Perlu diingat bahwa beberapa OS memberlakukan berkas system khusus yang berbeda satu sama yang lain. Sehingga mungkin saja dirasakan mengganggu proses alokasi data. Hal ini dapat disiasati dengan system partisi lain yang tidak mengikutkan pembentukan file system, yang disebut raw disk (raw partition). Sebagai contoh, pada Windows XP ketika kita membuat sebuah patisi tanpa menyertakan suatu berkas system ke dalamnya maka partisi tersebut dapat disebut sebagai raw partition.

20.3. Boot Booting adalah istilah teknologi informasi dalam bahasa ingris yang mengacu kepada proses awal menyalakan komputer dimana semua register prosesor disetting kosong, dan status mikroprosesor/ prosesor disetting reset. Kemudian address 0xFFFF diload di segment code (code segment) dan instruksi yang terdapat pada alamat address 0xFFFF tersebut dieksekusi. Secara umum program BIOS (Basic Input Output System), yaitu sebuah software dasar, terpanggil. Sebab memang biasanya BIOS berada pada alamat tersebut. Kemudian BIOS akan melakukan cek terhadap semua error dalam memory, device-device yang terpasang/tersambung kepada komputer -- seperti port-port serial dan lain-lain. Inilah yang disebut dengan POST(Power-On Self Test). Setelah cek terhadap sistem tersebut selesai, maka BIOS akan mencari [Sistem Operasi], memuatnya di memori dan mengeksekusinya. Dengan melakukan perubahan dalam setup BIOS (kita dapat melakukannya dengan menekan tombol tertentu saat proses booting mulai berjalan), kita dapat menentukan agar BIOS mencari Sistem operasi ke dalam floppy disk, hard disk, CD-ROM, USB dan lain-lain, dengan urutan yang kita inginkan. BIOS sebenarnya tidak memuat Sistem Operasi secara lengkap. Ia hanya memuat satu bagian dari code yang ada di sektor pertama (first sector, disebut juga boot sector) pada media disk yang kita tentukan tadi. Bagian/fragmen dari code Sistem Operasi tersebut sebesar 512 byte, dan 2 byte terakhir dari fragmen code tersebut haruslah 0xAA55 (disebut juga sebagai boot signature). Jika boot signature tersebut tidak ada, maka media disk dikatakan tidak bootable, dan BIOS akan mencari Sistem Operasi pada media disk berikutnya. Fragmen code yang harus berada pada boot sector tadi disebut sebagai boot-strap loader. BIOS akan memuat boot-strap loader tersebut ke dalam memory diawali pada alamat 0x7C00, kemudian menjalankan boot-strap loader tadi. Akhirnya sekarang kekuasaan berpindah kepada boot-

176

Bad Block

strap loader untuk memuat Sistem Operasi dan melakukan setting yang diperlukan agar Sistem Operasi dapat berjalan. Rangkaian proses inilah yang dinamakan dengan booting. Saat sebuah computer dijalankan, system akan mencari sebuah initial program yang akan memulai segala sesuatunya. Initial programnya (initial bootstrap) bersifat sederhana dan akan menginisialisasi seluruh aspek yang dibutuhkan computer untuk beroperasi dengan baik seperti CPU Register, controller, dan terakir adalah Sistem Operasinya. Pada kebanyakan computer, bootstrap disimpan di ROM (read only memory) kanrena letaknya yang tetap dan dapat dieksekusi waktu pertama kali listrik dijalankan. Letak bootstrap di ROM juga menguntungkan karena sifatnya yang read only memungkinkan dia untuk tidak terinveksi virus. Untuk alasan praktis, bootstrap sering dibuat berbentuk kecil (tiny loader) dan diletakan di ROM yang kemungkinan akan me-load full bootstrap dari disk bagian disk yang disebut boot block. Perubahan berbentuk simple ini bertujuan jika ada perubahan yang diadakan perubahan pada bootstrap, maka stuktur ROM tidak perlu dirubah semuanya. Konsep boot block sangan erat kaitannya dengan proses booting pada sebuah computer. Ketika computer dinyalakan, sistem akan mencari sebuah initial program yang akan memulai segalah sesuatu yang berhubungan dengan proses booting. Program ini dikenal sebagai initial bootstrap dan akan menginisialisasi seluruh aspek yang dibutuhkan computer untuk beroperasi dengan baik seperti CPU Register, controller, dan terakir adalah Sistem Operasinya. Pada Pentium dan kebanyakan computer , MBR terletak pada sector 0 dan mengandung beberapa boot code dan beserta table partisi. Table partisi ini mengandung berbagai informasi misalnya letak sector pertama pada setiap partisi dan ukuran partisi. Agar isa melakukan boot dari hard disk, salah satu partisi yang terdapat pada table partisi, harus ditangdai sebagai active partition. Boot block tidak selalu mengandung kernel. Bisa saja ia derupa sebuah boot loader, misalnya LILO (Linux Loader) atau GRUB (GRand Unified Bootloader). Contoh komfigurasi sebuah inisialisasi boot loader misalnya dapat ditemukan pada Linux Ubuntu 5.04 yang berada pada file "/boot/grub/menu.lst". sedangkan pada sistem windows XP, konfigurasinya dapat ditemukan pada berkas "C:\boot.ini" degan catatan bahwa "C:\" adalah volume atau partisi yang diset sebagai active partition.

20.4. Bad Block Bad block adalah satu atau lebih sektor yang cacat atau rusak. kerusakan ini akan diakibatkan karena kerentanan disk jika sering dipindah-pindah atau kemasukan benda asing. akibatnya, data didalam bed block menjadi tidak terbaca. Pada disk sederhana seperti IDE controller, bad block akan ditangani secara manual seperti dengan perintaj format MS-DOS yang akan mencari bad block dan menulis nilai spesial ke FAT entry agar tidak mengalokasikan slidebaru. branch rountine ke block tersebut. SCSI mengatasi bad block dengan cara yang lebih baik. daftar bad block-nya di pertahankan oleh controller saat low-level formaating dan terus diperbaharui selama disk itu digunakan. low-leveel formating, akan memindahkan bad sector itu ke tempat lain yang kosong dengan algoritma sector sparing(sector forwarding). sector sparing dijalankan dengan cara ECC mendeteksi bad sector dan melaporkannya ke OS, sehingga saat sistem dijalankan sekali lagi, controller akan menggantikan bad sector tersebut dengan sektor kosong. lain halnya dengan algoritma sector slipping. ketika sebuah bad sector terdeteksi, sistem akan mengcopy semua isi sektor ke sektor selanjutnya secara bertahap secara satu per satu sampai ditemukan sektor kosong. misal bad sector ditemukan di sektor 7 dan sektor-sektor selanjutnya hanyalah sektor 30 dan seterusnya. Maka isi sektor 30 akan akan di-copy keruang kosong sementara itu sektor 29 ke sektor 30, 28 ke 29, 27 ke 28 dan seterusnya hingga sektor 8 ke sektor 9. dengan demikian, sektor 8 menjadi kosong sehingga sektor 7(bad sector)dapat di-map ke sector 8. perlu diingat bahwa kedua algoritma diatas juga tidak selalu berhasil karena data yang telah tersimpan didalam bad block biasanya sudah tidak bisa terbaca

20.5. Swap Swap space adalah istilah lain untuk backing store. Swap space dapat diletakan pada file sistem dalam bentuk swap file atau dalm partisi disk yang terpisah. dengan megunakan file sistem akan

177

Swap

terjadi overhead yang cukup segnifikan. overhead dapat dikurangi dengan mengunakan aplikasi yang megalokasikan swap file dalam block disk yang berdekatan. lebih umum lagi, partisi yang terpisah digunakan ketika tidak ada file sisitem.solaris linux mengijinkan pertukaran antara raw partition dan file system. Managemen Ruang Swap adalah salah satu low level task dari OS. Memori virtual mengunakan ruang disk sebagai perluasan dari memori utama. Tujuan utamanya adalah untuk menghasilkan output yang baik. Namun dilain pihak, pengguanaan disk akan memperlambat akses karena akses dari memori jauh lebih cepat. Penggunaan Ruang Swap. Ruang Swap digunakan dalam beberapa cara tergantung penerapan algoritma. Sebagai contoh, sistem yang menggunakan swapping dapat menggunakan ruang swap untuk menggunakan seluruh proses trmasuk data yang segmen. Jumlah dari ruang swap yang dibutuhkan dari jumlah memori fisik, jumlah dari memeori virtual yang dijalankan, cara penggunaan memori virtual tersebut. beberapa sistem operasi seperti UNIX menggunakan banyak ruang swap, yang biasa diletakan pada disk terpisah. Ketika kita menentukan besarnya ruang swap, sebaiknya kita tidak terlalu banyak atau terlalu sedikit. Namun perlu diketahui bahwa akan lebih aman jika mengalokasikan lebih ruang swap. Jika sistem dijalankan dan ruang swap terlalu sedikit, maka proses akan dihentikan dan mungkin akan merusak sistem. sebaliknya jika terlalu banyak juga akan mengakibatkan lamanya akses dan pemborosan ruang disk, tetapi hal itu tidak menimbulkan resiko terhantinya proses. Sebagai contoh, Linux memperbolehkan penggunaan banyak ruang swap yang tersebar pada disk yang terpisah Lokasi Ruang Swap. Ruang swap dapat diletakan didalam sistem berkas normal atau dapat juga berada di partisi yang terpisah. Beberapa OS (Linux misalnya) dapat memiliki dua ruang swap sekaligus, yakni pada berkas biasa dan partisi terpisah. Jika ruang swap berukuran besar dan diletakan di sistem berkas normal, routine-nya dapat menciptakan, menamainya dan menentukan besar ruang. Walaupun lebih mudah dijalankan. cara ini cenderung tidak efisien. Pengaksesanya akan sangat memakan waktu dan akan meningkatkan fragmentasi karena pencarian data yang berulang terus selama proses baca atau tulis.

Gambar 20.2. Managemen Ruang Swap: Pemetaan Swap Segmen Teks 4.3 BSD

Ruang swap yang diletakan di partisi disk terpisah (raw partition), menggunakan manager ruang swap terpisah untuk melakukan pengalokasian ruang. manager ruang swap tersebut algoritma yang mengutamakan peningkatan kecepatan daripada 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.

178

RAID

Gambar 20.3. Managemen Ruang Swap: Pemetaan Swap Segmen Data 4.3 BSD

20.6. RAID Disk memiliki resiko untuk mengalami kerusakan. kerusakan ini dapat berakibat turunnya kinerja ataupun hilangnya data. meskipun terdapat beckup, tetap saja ada kemungkinan data yang hilang karena adanya perubahan yang terjadi setelah terakhir kali datadi beckup dan belum sempat di backup kembali. karenanya reliabilitas dari suatu disk harus dapat terus ditingkatkan selain itu perkembangan kecepatan CPU yang begitu pesat mendorong perlunya peningkatan kecepatan kinerja disk karena jika tidak kecepatan CPU yang besar itu akan menjadi sia-sia. Berbagai macam cara dilakukan untuk meningkatkan kinerja dan juga reliabilitas dari disk. bisanya untuk meningkatkan kinerja, dilibatka banyak disk sebagai satu unit penyimpanan. tiap-tiap blok data dipecah kedalam bebarapa sublok, dan dibagi-bagi kedalam disk-disk tersebut (striping). ketika mengirim data disk-disk tersebut bekerja secara paralel, sehingga dapat meningkatkan kecepatan transfer dalam membaca atau menulis data. ditambah dengan sinkronisasi pada rotasi masingmasing disk, maka kinerja dari disk dapat ditingkatkan. cara ini dikenal sebagai RAID--Redudant Array Independent (atau inexpensive) Disk. selain masalah kinerja RAID juga dapat meningkatkan reliabilitas dari disk dengan jalan mengunakan disk tambahan(redudant) untuk menyimpan paritas bit/ blok ataupun sebagi mirror dari disk-disk data yang ada. Tiga karekteristik umum dari RAID ini, yaitu: 1. RAID adalah sebuah set dari beberapa physical drive yang dipandang oleh sistem operasi sebagai sebuah logical drive. 2. Data didistribusikan kedalam array dari beberapa physical drive 3. Kapasitas disk yang belebih digunakan untuk menyimpan informasi paritas, yang menjamin data dapat diperbaiki jika terjadi kegagalan pada salah satu disk.

20.7. Pemilihan Tingkatan RAID Raid terdiri dapat dibagi menjadi enam level yang berbeda: 1. Raid level 0. Menggunakan kumpulan disk dengan striping pada level blok, tanpa redundansi. jadi hanya melakukan striping blok data kedalam beberapadisk. kelebihan level ini antara lain akses beberapa blok bisa dilakukan secara paralel sehingga bis lebih cepat. kekurangan antara lain akses perblok sama saja seperti tidak ada peningkatan, kehandalan kurang karena tidak adanya pembekcupan data dengan redundancy. Berdasarkan definisi RAID sebagai redudancy array maka level ini

179

Pemilihan Tingkatan RAID

2.

3.

4.

5.

6.

7.

180

sebenarnya tidak termasuk kedalam kelompok RAID karena tidak menggunakan redundansy untuk peningkatan kinerjanya. RAID level 1. Merupakan disk mirroring, menduplikat data tanpa striping. Cara ini dapat meningkatkan kinerja disk, tapi jumlah disk yang dibutuhkan menjadi dua kali lipat kelebihannya antara lain memiliki kehandalan (reliabilitas) yang baik karena memiliki back up untuk tiap disk dan perbaikan disk yang rusak dapat dengan cepat dilakukan karena ada mirrornya. Kekurangannya antara lain biaya yang menjadi sangat mahal karena membutuhkan disk 2 kali lipat dari yang biasanya. RAID level 2. Merupakan pengorganisasian dengan error correction code (ECC). Seperti pada memory dimana pendeteksian mengalami error mengunakan paritas bit. Sebagai contoh, misalnya misalnya setiap byte data, memiliki paritas bit yang bersesuaian yang mempresentasikan jumlah bit "1" didalm byte data tersebut dimana paritas bit = 0 jika bit genap atau paritas bit = 1 jika bit ganjil. Jadi, jika salah satu bit pada salah satu data 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. Kelebihannya antara lain kehandalan yang bagus karena dapat membentuk kembali data yang rusak dengan ECC tadi, dan jumlah bit redundancy yang diperlukan lebih sedikit jika dibandingkan dengan level 1 (mirroring). Kelemahannya antara lain prlu adanya perhitungan paritas bit, sehingga menulis atau perubahan data memerlukan waktu yang lebih lama dibandingkan dengan yang tanpa menggunakan paritas bit, level ini memerlukan disk khusus untuk penerapannya yang harganya cukup mahal. RAID level 3. Merupakan pengorganisasian dengan paritas bit yang interleaved. Pengorganisasian ini hamper sama dengan RAID level 2, perbedaanya adalah pada level 3 ini hanya memerlukan sebuah disk redudan, berapapun kumpulan disknya, hal ini dapt dilakukan karena disk controller dapat memeriksa apakah sebuah sector itu dibaca dengan benar atau tidak (mengalami kerusakan atau tidak). Jadi tidak menggunakan ECC, melainkan hanya membutuhakan sebuah bit paritas untuk sekumpulan bit yang mempuntai sekumpulan bit yang mempunyai posisi yang sama pada setiap dis yang berisi data. Selain itu juga menggunakan data striping dan mengakses disk-disk secara parallel. Kelebihannya antara lain kehandalan (rehabilitas) bagus, akses data lebih cepat karena pembacaan tiap bit dilakukan pada beberapa disk (parlel), hanya butuh 1 disk redudan yang tentunya lebih menguntungkan dengan level 1 dan 2. kelemahannya antara lain perlu adanya perhitungan dan penulisan parity bit akibatnya performannya lebih rendah dibandingkan yang menggunakan paritas. RAID level 4. Merupakan pengorganisasian dengan paritas blok interleaved, yaitu mengunakan striping data pada level blok, menyimpan sebuah parits blok pada sebuah disk yang terpisah untuk setiap blok data pada disk-disk lain yang bersesuaian. Jka sebuah disk gagal. Blok paritas tersebut dapat digunakan untuk membentuk kembali blok-blok data pada disk yang bisa lebih cepat karena bisa parlel dan kehandalannya juga bagus karena adanya paritas blok. Kelemahannya antara lain akses perblok seperti biasa penggunaan 1 disk., bahkan untuk penulisan ke 1 blok memerlukan 4 pengaksesan untuk membaca ke disk data yag bersangkutan dan paritas disk, dan 2 lagi untuk penulisan ke 2 disk itu pula (read-modify-read) RAID level 5. Merupakan pengorganisasian dengan paritas blok interleaved terbesar. Data dan paritas disebr 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 terdapt kumpulan dari 5 disk, paritas paritas blok ke n akan disimpan pada disk (n mod 5) +1, blok ke n dari 4 disk yang lain menyimpan data yang sebenarnya dari blok tersebut. Sebuah paritas blok tidak disimpan pada disk yang sama dengan lok-blok data yang bersangkutan, karena kegagalan disk tersebut akan menyebabkan data hilang bersama dengan paritasnya dan data tersebut tidak dapat diperbaiki. Kelebihannya antara lain seperti pada level 4 ditambah lagi dengan pentebaran paritas seoerti ini dapat menghindari penggunaan berlebihan dari sebuah paritas bit seperti pada RAID level 4. kelemahannya antara lain perlunya mekanisme tambahan untuk penghitungan lokasi dari paritas sehingga akan mempengaruhi kecepatan dalam pembacaan blok maupun penulisannya. RAID level 6. Disebut juga redudansi P+Q, seperti RAID level 5, tetapi menyimpan informasi redudan 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 pada 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 data mean time to repair

Pemilihan Tingkatan RAID

(MTTR). Kerugiannya yaitu penalty waktu pada saat penulisan data, karena setiap penulisan yang dilakukan akan mempengaruhi dua buah paritas blok. 8. Raid level 0+1 dan 1+0. Ini merupakan kombinasi dari RAID level 0 dan RAID level 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 adalah RAID 1+0, dimana disk-disk mirror secara berpasangan, dan kemudian hasil pasangan mirror-nya di-stri. RAID 1+0 ini mempunyai keuntungan lebih dibandingkan dengan RAID 0+1. sebagai contoh, jika sebuah disk gagal pada RAID 0+1, seluruh disknya tidak dapat di akses, sedangkan pada RAID 1+0, disk yang gagal tersebut tidak dapat diakses tetapi pasangan stripnya yang lain masih bisa, dan pasangan mirror-nya masih dapat diakses untuk menggantikannya sehingga disk-disk lain selain yang rusak masih bisa digunakan.

Gambar 20.4. (a) RAID 0: non-redundant striping

Gambar 20.5. (b) RAID 1: mirrored disk

Gambar 20.6. (c) RAID 2: memory-style error-correcting codes

Gambar 20.7. (d) RAID 3: bit-interleavedparity

181

Penyimpanan Tersier

Gambar 20.8. (e) RAID 4: block-interleaved parity

Gambar 20.9. (f) RAID 5: block-interleaved distributed parity

Gambar 20.10. (g) RAID 6: P+Q redundancy

20.8. Penyimpanan Tersier Penyimpanan tersier pada dasarnya adalah menggunakan removable media yang tentu saja berdampak pada biaya produksi yang lebih murah. Sebagai contoh: sebuah VCR dengan banyak kaset akan lebih murah daripada sebuah VCR yang hanya dapat memaminkan satu kaset saja. Jenis Stuktur Penyimpanan Tersier

Floppy disk Floppy disk(disket) terbuat dari cakram tipis, fleksibel yang dilapisi bahan yang bersifat magnetik dan terbungkus atau dilindungi oleh plastik.kebanyakan floppy disk hanya mampu menampung data sekitar 1-2Mb saja, tetapi sekarang floppy disk dapat menyimpan data hingga 1 Gb. meskipun kecepatan akses datanya lebih lambat dari pada harddisk dan lebih rentan terhadap kerusakan permukaan disknya, floppy disk dulu sangat disukai karena harganya yang lebih murah dari pada removable disk lainnya dan dapat ditulis berkali-kali .

182

Magneto-optic disk

Gambar 20.11. Komponen internal dasar floopy disk 3.5 inch

1.Write-protec tab; 2. Hub; 3. Shutter; 4. Plastic housting; 5. Paper ring; 6. Magnetic disk; 7. Disk sector;

Magneto-optic disk Magneto-optic disk adalah salah satu contoh dari removable disk. Teknologi penyimpanan data pada magneto-disk adalah dengan cara menyinari permukaan disk dengan sinar laser yang ditembakkan dari disk head. tempat yang terkena sinar laser ini kemudian digunakan untuk menyimpan bit data. untuk mengakses data yang telah disimpan, head mengakses data tersebut dengan bantuaan kerr effect. cara kerja kerr effect adalah ketika suatu sinar laser dipantulkan dari sebuah titik magnetik. palarisasinya akan diputar secara atau berlawanan dengan arah jarum jam, tergantung dari orientasi medan magnetiknya. rotasi inilah yang dibaca oleh head disk sebagai sebuah bit data .

183

Optical disk

Gambar 20.12. Magneto-Otical Disk

Optical disk Optical disk tidak menggunakan bahan yang bersifat magneti sama sekali. Optical disk menggunakan bahan spesial yang dapat diubah oleh sinar laser menjadi memiliki spot-spot yang relatif gelap atau terang. contohnya dar optical disk ini adalah CD-RW dan DVD-RW. teknologi optical disk ini dibagi menjadi dua yaitu: 1. Phase-change disk. disk ini dilapisi oleh bahan yang dapat mengkristal(beku) menjadi crystalline(serpihan-serpihan kristal) atau menjadi amorphous state(bagian yang tak berbentuk). Bagian crytalline ini lebih transparan, karenanya tembakan laser yang mengenainya akan lebih terang melintasi bahan dan memantul dari lapisan pemantul. Drive Phase-change disk ini menggunakan sinar laser dengan kekuatan yang berbeda. sinar laser dengan kekuatan tinggi digunakan melelehkan disknya kedalam amorphous state, sehingga dapat digunakan untuk menulis data lagi. sinar laser dengan kekuatan sedang dipakai untuk menghapus data denga cara melelehkan permukaan disknya dan membekukannya kembali ke dalam keadaan crytalline, sedangakan sinar laser dengan kekuatan lemah digunakan untuk membaca data yang telah disimpan. 2. Dye-Polimer disk. Dye-polimer merekam data dengan membuat bump(gelombang) disk dilapisi dengan bahan yang dapat enyerap sinar laser. sinar laser ini membakar spot hingga spot ini memuai dan membentuk bump(gelombang). bump ini dapat dihilangakan atau didatarkan kembali dengan cara dipanasi lagi dengan sinar laser.

184

Write Once Read Many-Times(WORM)

Gambar 20.13. DVD-RW disk pada sebuah gelondong

Write Once Read Many-Times(WORM) Sifat dari WORM ini adalah hanya dapat ditulis sekali dan data yang telah ditulis bisa tahan lama. WORM ini terbuat dari sebuat aluminium film yang dilapisi plastik dibagian bawah maupun dibagian atasnya.cara penyimapanan data pada WORM ini adalah dengan cara memanfaatkan sinar laser untuk mebuat lubang pada bagian aluminiumnya. data yang telah disimpan tidak rusak atau tahan terhadap pengaruh medan magnet. contoh dari WORM ini adalah CD-R dan DVD-R.

185

Read only disk

Gambar 20.14. CD-R

Read only disk Read only disk menggunakan teknologi yang mirip dengan optical disk dan WORM, tetapi penyimpanan bit-bit dilakukan demhan cara burned seperti proses penyimpanan pada optical disk maupun WORM. datanya sudah direkam dari pabrik yang membuatnya dan datanya tahan lama. contoh dari read only disk adalah CD-ROM dan DVD-ROM.

186

Tapes

Gambar 20.15. CDROM Drive

Tapes Harga tapes drive memang lebih mahal dari pada magnetis disk drive, tetapi harga catridge sebuah tape lebih murah dari pada equivalent penyimpanan data pada magnetic disk. sebuah tapes dapat menyimpan data lebih banyak dari pada optical disk maupun magnetik disk. tape drive dan disk drive hampir sama dalam kecepatan transfer data, tetapi dalam akses data secara random, tape jauh lebih lamabat, karena mambutuhkan operasi fast-forward atau rewind. jadi tape kurang efektif dalam pengaksesan data secara random. tapes banyak digunakan di supercomputer center dimana data yang ditampung sangat banyak dan besar dan tidak membutuhkan operasi random akses yang cepat. untuk mengganti tape dalam library dalam skala besar secara otomatis, biasanya digunakan robotic tape changers.

187

Flash memory

Gambar 20.16. DDS Tape Drives

Flash memory Flash memori adalah sejenis EEPROM (Electrically-Erasable Programmable Read-Only Memori) yang mengizinkan akses pada lokasi memori untik dihapus atau ditulis dalam satu operasi pemograman. istilah awamnya memori adalah suatu bentuk dari chip memori yang dapat ditulis, tidak seperti chip random accsess memori, dan dapt menyimpan datanya meskipun tanpa daya listrik (nonvolatile). memori ini biasanya digunakan dalam kartu memori, USB flash drive(flash disk), pemutar MP3, kamera digital, telepon genggam.

188

Dukungan Sistem Operasi

Gambar 20.17. USB Drive

20.9. Dukungan Sistem Operasi Suatu Operating System bertugas untuk mengatur physical devices serta menampilkan suatu abstraksi dari virtual machine ke suatu aplikasi. OS menyediakan dua abstraksi untuk hard disk, yaitu: 1. Raw device= array dari beberapa blok. 2. File System = sistem operasi menyusun dan menjadwalkan permintaan interleaved dari beberapa aplikasi. Operasi file pada umumnya didukung oleh sistem operasi: • Create, yaitu menciptakan entri direktori dan mengatur sebagian atribut file, tetapi tidak menyediakan ruang untuk isi file.

189

Kinerja

• Delate, yaitu menghapus isi direktori untuk membebaskan ruang yang ditempati oleh file. • Open, yaitu mengambil atribut file dan daftar alamat yang akan digunakan uantuk diletakan pada memori sehingga kegiatan baca/tulis data berlangsung lebih cepat. • Close, yaitu membersihkan data pada buffer dan membebaskan memori yang digunakan untuk menyimpan atribut file dan alamat disk. • Read, yaitu membaca sejumlah byte dari posisi tertentu pada file (yang ditentukan oleh pengguna) dan diletakan pada buffer. • Write, yaitu menulis sejumlah byte dari buffer ke posisi tertentu pada file yang ditentukan oleh pengguna.. • Append, yaitu menambahkan data pada akhir file. • Rename, yaitu menganti nama file.

20.10. Kinerja Masalah kinerja sebagai salah satu komponen dari sistem operasi, penyimpanan tersier mempuyai tga aspek uatama dalam kinerja, yaitu: kecepatan, kehandalan, dan biaya. 1. Kecepatan . Kecepatan dari penyimpanan tersier memiliki dua aspek: benwidth dan latency, menurut silberschatsz et.at. [silberschatz2002], sustained bandwidth adalah rata-rata tingakat data pada proses transefer, 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.Kecepatan penyimpanan tersier memiliki dua aspek yaitu bandwidth dan latency. Bandwidth diukur dalam byte per detik. sustained bandwidth adalah rata-rata laju pada proses transfer (jumlah byte dibagi dengan lamanya proses tansfer). perhitungan rata-rata pada seluruh waktu input atau output, termasuk waktu untuk pencarian disebut dengan effective bandwidth. untuk bandwidth suatu drive, umunya yang dimaksud adalah sustained banwidth. untuk removable disk, bandwidth berkisar dri beberapa megabyte per detik untuk yang paling lambat sampai melebihi 40 MB per detik untuk yang paling cepat. tape memilki kisaran bandwidth yang serupa, dari beberapa megabyte per detik sampai melebihi 30 MB per detik.Aspek kedua kecepatan adalah access latency (waktu akses). dengan ukuran kinerja, ini disk lebih cepat dari pada tape. penyimpana disk secara esensisl berdimensi dua-semua bit berada diluar dibukaan. akses disk hanya memindahkan arm ke silinder yang dipilih dan menunggu retational latency, yang bisa memakan waktu kuarang dari pada 5 milidetik. sebaliknya, penyimpanan tape berdimensi tiga. pada sembarang waktu, hanya bagian kecil tape yang terakses ke haed, sementara sebagian besar bit terkubur di bawah ratusan atau ribuan lapisan tape (pita) yang menyelubungi reel (alat penggulung). Random access pada tape memerlukan pemutaran tape reel sampai blok yang dipilih mencapai tape head, yang bisa mamakan waktu puluhan atau ratusan detik. jadi, kita bisa secara umum mengatakan bahwa random access dalam sebuah tape cartridge lebih dari seribu kali lebih lambat dari pada random access pada disk. 2. Kehandalan. Removable magnetic disk tidak begitu dapat diandalkan dibandingkan dengan fixied hard-disk karena cartridge lebih rentan terhadap lingkungan yang berbahaya seprti debu, perubahan besar pada temperatur dan kelembaban, dan gangguan mekanis seprti tekukan. Optical disk dianggap sangat dapat diandalkan karena lapisan yang menyimpan bit dilindungi oleh plastik trnsparan atau lapisan kaca. Removable magnetic sedikit kurang andal daripada fixied hard disk karena cardridge-nya lebih berkemungkinan terpapar kondisi lingkungan yang merusak, seperti debu, perubahan besar dalam suhu dan kelembaban, dan tenaga mekanis seperti kejutan(shock) dan tekukan(bending). Optical disk diangap sangat andal, karena lapisan yang meyimpan bit dilindungi oleh plastik trnsparan atau lapisan kaca. kehandalan magnetic tape sangat bervariasi, tergantung pada jenis drive-nya. beberapa drive yang tidak mahal membuat tape tidak bisa dipakai lagi setelah digunakan beberapa lusin kali; jenis lainya cukup lembut sehingga memungkinkan penggunaan ulang jutaan kali. dibandingakan dengan magnetic-disk head, head dalam magnetic-tape drive merupakan titik lemah. disk head melayang diatas media, tetapi head kontak langsug dengan tape-nya. aksi penyapuan (scrubbing) dari tape bisa membuat head tidak bisa dipakai lagi setelah beberapa ribu atau puluhan ribu jam. ringkasnya, kita katakan bahwa fixed disk drive cenderung lebih andal dari pada removable disk drive atau tape drive, dan optical disk cenderung lebih andal daripada magnetic disk atau tape. namun, fixed magnetic disk memiliki satu kelemahan. head

190

Rangkuman

crash (hantaman head) pada hard disk umumnya menghancurkan data, sedangakan, kalau terjadi kegagalan (failure) tape drive atau optical disk drive, seringkali data cardridge-nya tidak apa-apa. 3. Harga. Terjadi kecenderungan biaya per megabyte untuk memory DRAM, magnetic hard disk, dan tape drive. Harga dalam grafik adalah harga terendah yang ditamukan dalam iklan diberbagai majalah komputer dan di World Wide Web pada akhir tiap tahun. harga-harga ini mencerminkan ruang pasar komputer kecil pembaca majalah-majalah ini, yang harganya rendah jika dibandingakan dengan pasar mainbingkai atau mini komputer. dalam hal tape, harganya adalah untuk drive dengan satu tape. biaya keseluruhan tape storage menjadi lebih rendah kalau lebih banyak tape yang dibeli untuk digunakan dengan drive itu, karena harga sebuah tape sangat rendah dibandingkan dengan harga drive. Namun, dalam sebuah tape library raksasa yang membuat ribuan cardridge, storage cost didominasi oleh biaya tape cardridge. Pada tahun 2004, biaya per GB tape cardridge dapat didekati sekitar kurang dari $2.Sejak tahun 1997, harga per gigabyte tape drive yang tidak mahal telah berhenti turun secara dramatis, walaupun harga teknologi tape kisaran menengah (seperti DAT/DDS) terus turun dan sekarang mendekati harga drive yang tidak mahal. harga tape drive tidak ditunjukan sebelum tahun 1984, karena, seperti telah disebutkan, majalah yang digunakan dalam menelusuri harga ditrgetkan untuk ruang pasar komputer komputer kecil, dan tape drive tidak secara luas digunakan bersama komputer kecil sebelum tahun 1984. Harga per megabyte juga telah turun jauh lebih cepat untuk disk drive daripada untuk tape drive. pada kenyataanya, harga per megabyte magnetic disk drive mendekati sebuah tape cardridge tanpa tape drive, akibatnya, tape library yang berukuran kecil dan sedang memiliki storage cost lebih tinggi dari pada sistem disk dengan kapasitas setara.

20.11. Rangkuman Penyimpana tersier dibangun dengan removable media. Penyimpanan tersier biasanya diimplementasikan sebagai jukebox dari tape atau removable disk. Kebanyakan system operasi menagani removable disk seperti fixed disk. Sementara itu, tape biasanya sitampilkan sebagai media penyimpana mentah (raw stroge medium),system berkas tidak disediakan Tiga aspek kinerja yang utama adalah kecepatan, kehandalan, dan biaya. Random access pada tape jauh lebih lama daripada disk. Kehandalan removable magnetic disk masih kurang karena masih rentan terhadap . Aspek penting mengenai manajemen ruang swap, yaitu 1. pengunaan ruang swap. Penguanan ruang swap tergantung pada penerapan algoritma. 2. Lokasi ruang swap. Ruang swap dapat ditentukan di: • sistem berkas normal • partisi yang terpisah

Rujukan [WEBWIKI2007] Wikipedia. 2007. Serializability – http://en.wikipedia.org/wiki/Floopy_disk, Magneto_optical drive, DVD_Rw, CD_ROM, Tape_drive. . Diakses 2 Mei 2007. [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [Tanenbaum1997] Andrew S. Tanenbaum. 2001. Modern Operating Systems, design and implementation.. Second Edition. Prentice-Hall. [Tanenbaum1992] Andrew S. Tanenbaum. 2001. Modern Operating Systems. Second Edition. Prentice-Hall.

191

192

Bab 21. Sistem Berkas Linux 21.1. Pendahuluan Secara umum, sistem berkas adalah suatu sistem yang bertanggung jawab dalam penyimpanan, penempatan, pengaturan, dan pencarian suatu berkas atau data lain dalam suatu tempat atau media tertentu. Sebagian besar sistem operasi yang ada saat ini memiliki dan mengimplementasikan sistem berkasnya sendiri, salah satunya Linux, yang mengimplementasikan sistem berkas yang digunakan oleh Unix. Segala sesuatu dalam sistem berkas Linux dapat dipandang sebagai berkas; partisi adalah berkas, directory adalah berkas, dan berkas tentu juga berkas. Pada sistem mirip Unix contohnya Linux, beberapa sistem berkas yang terpisah tidak diakses melalui device identifiers seperti device number atau drive name, tetapi melalui mount point, yaitu path dimana sistem berkas itu di- mount oleh sistem. Pada Linux hanya terdapat sebuah struktur tree tunggal yang dimulai dari root directory (direpresentasikan dengan '/') kemudian meluas menjadi beberapa subdirectory. Linux menempatkan semua partisi di bawah root directory dengan me- mounting-nya atau mengaitkannya ke suatu directory tertentu. Salah satu keistimewaan dari Linux adalah dukungannya terhadap beberapa sistem berkas yang berbeda. Hal ini membuat Linux sangat flexible dan dapat berdampingan dengan sistem operasi lain dalam satu komputer. Kernel Linux mengatasi perbedaan berbagai jenis sistem berkas tersebut dengan menyembunyikan detil implementasi dari masing-masing sistem berkas di bawah suatu lapisan abstraksi yang dikenal dengan Virtual File System (VFS). Beberapa sistem berkas yang didukung oleh Linux antara lain ext, ext2, ext3, ReiserFS, xia, minix, vfat, proc, smb, ncp, iso9660, sysv, hpfs, nfs, affs, dan ufs. Salah satu sistem berkas yang sangat populer di sistem Linux adalah Extended File System (EXTFS), yang telah mendukung salah satu fitur penting dalam suatu sistem berkas, yaitu jurnal.

193

VFS

Gambar 21.1. Diagram VFS

21.2. VFS Virtual File System atau Virtual File System Switch adalah suatu lapisan abstrak di atas sistem berkas yang sesungguhnya, yang menangani semua system call yang berhubungan dengan suatu sistem berkas di bawahnya. Tujuan dari VFS yaitu agar berbagai sistem berkas yang berbeda dapat di akses oleh aplikasi komputer dengan cara yang seragam. Gambar 21.1 menunjukkan hubungan antara Linux VFS dengan sistem berkas yang sesungguhnya. Virtual File System menyediakan antarmuka antara system call dengan sistem berkas yang sesungguhnya. Keberadaan VFS tentu dapat mengatasi perbedaan berbagai sistem berkas yang digunakan oleh berbagai sistem operasi saat ini seperti Windows, Mac OS, Linux, dan sebagainya, sehingga suatu aplikasi dapat mengakses berkas dari sistem berkas yang berbeda tanpa perlu mengetahui jenis sistem berkas yang digunakan dan detil implementasi dari masing-masing sistem berkas tersebut. Sistem Berkas yang didukung oleh Linux VFS dapat dibagi menjadi tiga kategori:

194

VFS Superblock

1. Disk-based Filesystem . Contohnya EXTFS, iso9660, FAT, dan sebagainya. 2. Network-based Filesystem . Contohnya NFS, Coda, AFS, CIFS, dan sebagainya. 3. Sistem berkas khusus. Contohnya /proc, RAMFS, dan DEVFS Sistem berkas biasanya diimplementasikan secara object-oriented. Jadi, sistem berkas dapat dipandang sebagai sekumpulan objek yang terbentuk dari suatu struktur data dengan beberapa method/function yang berkaitan. Ide dibalik implementasi VFS yaitu suatu konsep yang disebut common file model. Singkatnya, setiap sistem berkas yang didukung oleh Linux harus dapat menerjemahkan physical organization yang diimplementasikannya ke dalam VFS common file model. Linux VFS common file model terdiri dari beberapa objek, yaitu superblock, inode, file, dan dentry.

Gambar 21.2. Interaksi antara proses dengan objek VFS

VFS Superblock Setiap sistem berkas yang di-mount akan direpresentasikan oleh sebuah VFS Superblock. Superblock digunakan untuk menyimpan informasi mengenai partisi tersebut. Pada dasarnya superblock merupakan suatu struktur data yang menyimpan beberapa informasi sebagai berikut: • Device. Merupakan suatu device identifier, contohnya /dev/hda1 adalah harddisk pertama yang terdapat pada sistem memiliki device identifier 0x300. • Inode Pointer. Merupakan suatu pointer yang menunjuk ke inode pertama pada sistem berkas. • Blocksize. Menunjukkan ukuran suatu block dari sistem berkas, contohnya 1024 bytes. • Superblock operation. Merupakan suatu pointer ke sekumpulan superblock routine (fungsi) dari sistem berkas, contohnya read, write, dan sebagainya. • File System type. Menunjukkan tipe dari sistem berkas, contohnya EXT2, FAT, NTFS. • File System specific . Merupakan suatu pointer ke informasi yang dibutuhkan oleh sistem berkas.

Gambar 21.3. Ilustrasi VFS Superblock

Beberapa operasi yang terdapat dalam VFS Superblock adalah alloc_inode, read_inode, write_inode, put_inode, delete_inode, dan sebagainya.

195

VFS Inode

VFS Inode VFS inode adalah abstraksi VFS untuk berkas. Setiap berkas, directory, dan data lainnya pada VFS direpresentasikan oleh satu dan hanya satu VFS inode. VFS inode hanya terdapat di memori kernel dan disimpan di inode chace selama masih dibutuhkan oleh sistem. Beberapa informasi yang disimpan oleh VFS inode yaitu: • Device. Menunjukan device identifier dari suatu device yang menyimpan berkas, ataupun directory. • Inode Number. Merupakan nomor inode yang unik dalam sistem berkas. • Mode. Menggambarkan apa yang direpresentasikan oleh VFS inode. • User ID. Merupakan identifier bagi pemilik berkas. • Time. Menunjukkan kapan pembuatan, modifikasi, dan penulisan suatu berkas. • Blocksize. Menunjukkan ukuran dari block yang digunakan oleh berkas. • Inode operations. Merupakan pointer ke suatu routine yang melakukan berbagai operasi pada inode. • Count. Menunjukkan berapa kali suatu sistem telah menggunakan suatu inode. • Lock. Digunakan untuk mengunci VFS inode. • Dirty. Mengindikasikan bahwa telah terjadi penulisan pada VFS inode, sehingga perubahan yang terjadi juga harus dituliskan ke sistem berkas yang sesungguhnya. • File system specific information . Menunjukkan informasi khusus yang dibutuhkan oleh suatu inode.

Gambar 21.4. Ilustrasi VFS Inode

Beberapa contoh operasi yang terdapat dalam VFS Inode yaitu create, lookup, mkdir, dan rmdir.

VFS File VFS File (berkas VFS) menyimpan informasi yang berkaitan dengan suatu open file dan proses. Objek ini hanya akan ada dalam VFS jika suatu proses berinteraksi dengan suatu berkas dalam disk. Beberapa data yang disimpan dalam VFS berkas adalah mode, file_operation (method), file_version, file_owner, dan file_userid. Beberapa operasi dalam VFS Berkas antara lain Read, Write, Open, dan Check_media_change.

Gambar 21.5. Ilustrasi VFS File

VFS Dentry

196

Mounting Sistem Berkas

Dentry atau Directory Entry merupakan suatu struktur data yang bertugas sebagai penerjemah dari suatu nama berkas ke inode-nya. Dentry disimpan dalam chace di VFS (dchace). Beberapa informasi yang disimpan dalam dentry adalah name, pointer to inode, pointer to parent dentry, list head of children, chains for lots of lists, dan use count. Beberapa operasi dalam VFS dentry antara lain D_compare, D_delete, dan D_release.

Gambar 21.6. Ilustrasi VFS Dentry

Mounting Sistem Berkas Ketika seorang pengguna Linux me- mounting suatu sistem berkas pada suatu direktori, maka hal pertama yang akan dilakukan oleh VFS adalah mencari tahu apakah kernel mendukung sistem berkas tersebut. Setelah mengetahui bahwa kernel mendukung sistem berkas tersebut, maka VFS akan mencari keberadaan superblock dari sistem berkas tersebut agar dapat mengakses semua berkas dan direktori yang terdapat di dalamnya, tetapi jika ternyata kernel tidak mendukung sistem berkas tersebut, maka VFS akan meminta untuk memasukkan modul yang berkaitan dengan sistem berkas tersebut agar sistem berkas tersebut dapat ditangani oleh VFS. Pada kasus yang lain, jika ternyata sistem berkas tersebut telah di- mount pada suatu direktori tertentu dan mount point-nya ingin dipindahkan ke direktori lain, maka VFS akan mencari VFS inode dari direktori baru yang akan dijadikan tempat mount point. Kemudian VFS akan memeriksa apakah pada direktori tersebut tidak ditemukan sistem berkas lain yang sedang di- mount disana, karena sistem berkas yang berbeda tidak dapat di-mount pada satu direktori yang sama.

Single Virtual File System Pada Linux, virtual file system diimplementasikan dengan cara membuat satu sistem berkas abstrak, dan untuk mengakses sistem berkas yang sesungguhnya hanya melalui satu berkas (root). Single virtual file system hanya mencakup semua fitur dasar dari tiap sistem berkas yang terdapat pada sistem, sehingga akses ke struktur internal dari tiap sistem berkas tersebut mungkin akan terbatas, terutama pada program-program yang dirancang hanya untuk memanfaatkan Single VFS dibandingkan dengan implementasi melalui device driver yang mengizinkan akses secara universal. Kekurangan lainnya adalah performa yang relatif lebih rendah dibandingkan dengan implementasi VFS lain. Performa yang rendah ini muncul karena ketika penulisan ataupun penghapusan virtual file yang terdapat dalam virtual file sistem, harus dilakukan proses reshuffle.

21.3. EXTFS Sebelum EXTFS diperkenalkan, Linux menggunakan sistem berkas Minix, dengan beberapa keterbatasan dan performa yang kurang baik. Pada sistem berkas Minix panjang maksimal nama suatu berkas adalah 14 karakter dan ukuran berkas maksimal hanyalah 64 MBytes. Mungkin di masa itu ketika ukuran berkas masih tidak terlalu besar, 64 MBytes sudah lebih dari cukup, tetapi untuk aplikasi-aplikasi saat ini ataupun data lain yang ukurannya bisa ratusan MBytes hal ini tentu akan jadi masalah. Untuk mengatasi permasalahan tersebut maka pada bulan April tahun 1992, diperkenalkan sistem berkas pertama yang dirancang secara khusus untuk Linux, yaitu Extended File System (EXTFS), dengan ukuran berkas maksimal 2 GBytes dan panjang nama suatu berkas 255 karakter. EXTFS

197

Struktur Fisik EXT2FS

menggunakan struktur data linked list untuk menandai setiap ruang yang kosong di disk, semakin banyak data yang disimpan dalam disk tersebut, list menjadi tidak terurut (letak ruang yang kosong menjadi tidak berurutan), sehingga data-data menjadi terfragmentasi. Sebagai pengganti EXTFS, pada bulan Januari tahun 1993 diperkenalkanlah Second Extended File System (EXT2FS).

Struktur Fisik EXT2FS Gambar 21.7. Struktur Sistem Berkas EXT2FS

Sesuai dengan gambar struktur sistem berkas EXT2, terlihat bahwa struktur fisik EXT2FS disusun berdasarkan block group. Setiap block group berisi salinan informasi yang sangat penting mengenai sistem berkas (Superblock dan Group descriptor) dan juga berisi bagian dari sistem berkas (block bitmap, inode bitmap, inode table, dan data block). Karena informasi penting disimpan dalam masingmasing block group, maka jika ada superblock yang corrupt, berkas-berkas yang terdapat dalam disk tersebut dapat dengan mudah diselamatkan.

Gambar 21.8. Struktur Inode EXT2FS

198

Optimasi dan Performa EXT2FS

Pada EXT2FS setiap berkas, direktori, dan berbagai data lainnya direpresentasikan dalam inode seperti pada gambar mengenai struktur inode EXT2FS.

Gambar 21.9. Struktur Directory Sistem Berkas EXT2FS

Directory dalam EXT2FS diimplementasikan sebagai suatu berkas yang berisi beberapa entry, setiap entry berisi inode number yang menunjuk ke tabel inode, record length, name length, file type, dan entry name. Tipe berkas (file type) menyatakan jenis berkas tersebut, yaitu:

Tabel 21.1. Tipe Berkas

Keterangan

0

unknown

1

regular file

2

directory

3

character device

4

block device

5

named pipe

6

socket

7

symbolic link

Optimasi dan Performa EXT2FS Pada EXT2FS beberapa optimasi dilakukan untuk mempercepat penulisan dan pembacaan data atau berkas. Pada operasi pembacaan, EXT2FS memanfaatkan suatu buffer. Ketika suatu block akan dibaca oleh sistem, sistem akan meminta beberapa block pada sektor selanjutnya untuk dibaca juga dan dimasukkan ke dalam suatu buffer, sehingga jika selanjutnya sistem ingin membaca data pada sektor selanjutnya dari block tersebut, data yang diinginkan telah ada di- buffer. Tentu ini akan menghemat waktu dalam transfer data, karena data pada buffer akan lebih cepat diakses dibandingkan dengan data yang ada di disk, yang mungkin akan membutuhkan waktu tambahan untuk mencari sektor yang tepat. Untuk pengalokasian data atau berkas juga dilakukan optimasi seperti penggunaan block group untuk mengelompokkan inode dan berkas yang berkaitan. Hal ini akan mengurangi waktu pencarian disk head ketika sistem menginginkan pembacaan suatu inode beserta data yang bersesuaian dengan inode tersebut.

199

Interaksi EXTFS dengan VFS

Optimasi lain yang dilakukan yaitu untuk penulisan berkas, ketika sistem ingin menulis data maka EXT2FS mengalokasikan 8 block berurutan. Pengalokasian ini dapat meningkatkan performa dalam penulisan suatu berkas ketika berkas yang ditulis berukuran berkas. Selain itu, cara tersebut juga memungkinkan penulisan berkas dalam block yang terurut, sehingga meningkatkan kecepatan pembacaan karena pembacaan dilakukan secara sekuensial.

Interaksi EXTFS dengan VFS Gambar 21.10. Ilustrasi interaksi EXTFS dengan VFS

Kernel Linux berinteraksi dengan objek-objek yang terdapat di EXTFS melalui VFS. Setiap objek VFS terhubung dengan sistem berkas yang sesungguhnya, dalam hal ini EXTFS. Dalam pengaksesan data yang terdapat dalam sistem berkas, kernel akan memanfaatkan keberadaan objek di VFS yang terdapat di memori utama. Jika objek belum ditemukan, maka VFS akan melihatnya ke sistem berkas (EXTFS), lalu disalin ke memori. Biasanya objek disimpan dalam chace yang diimplementasikan oleh VFS, seperti dchace untuk menyimpan dentry, sehingga proses pencarian dapat dilakukan dengan lebih cepat. Lalu objek akan dihapus dari memori pada saat tertentu.

21.4. Jurnal Gambar 21.11. Struktur Logical Jurnal

200

Journaling Block Device

Transaksi adalah sekumpulan operasi yang melakukan tugas tertentu. Salah satu sifat dari transaksi adalah atomik, yang menyatakan bahwa suatu transaksi harus selesai dengan sempurna atau tidak sama sekali. Pada saat tertentu, bisa saja ketika suatu transaksi sedang melakukan perubahan data yang terdapat dalam disk, tiba-tiba terjadi sistem crash. Hal ini tentu akan menyebabkan data yang terdapat dalam disk menjadi tidak konsisten. Berikut akan ditunjukkan bagaimana data dalam suatu sistem berkas menjadi tidak konsisten.

Contoh 21.1. Pembuatan Berkas Baru Suatu transaksi yang membuat sebuah berkas, dan melalui langkah-langkah berikut: 1. Mengurangi jumlah inode yang dapat digunakan (free inode), 2. Menginisialisasi inode pada disk, 3. Menambah entri pada parent direktori dimana berkas baru tersebut dibuat. Jika pada langkah pertama sistem crash, maka sistem berkas menjadi tidak konsisten, karena jumlah inode yang dapat digunakan (free inode) telah berkurang, tetapi data yang sebenarnya belum ditulis ke disk. Salah satu cara untuk mendeteksi masalah ini adalah dengan mengecek seluruh isi dari sistem berkas dengan menggunakan perintah fsck (file system consistency check). Proses pengecekan tersebut tentu akan memakan waktu yang sangat lama, jika data yang terdapat pada sistem berkas tersebut sangat banyak. Kemudian, muncul suatu ide untuk menggunakan jurnal sebagai media pencatat semua perubahan yang terjadi di dalam disk. Dengan menggunakan jurnal, konsistensi data tetap terjaga, tanpa perlu pengecekan pada keseluruhan data yang terdapat dalam suatu sistem berkas, sehingga sistem dapat dipulihkan dalam waktu yang lebih cepat. Sistem berkas berjurnal atau journaling filesystem menggunakan jurnal hanya sebagai tempat untuk mencatat semua informasi mengenai transaksi yang dilakukan, sedangkan disk digunakan untuk menyimpan data yang sebenarnya. Jurnal dapat saja berada pada disk yang sama dengan disk yang digunakan untuk penyimpanan data, ataupun berada pada disk yang berbeda. Beberapa sistem berkas dapat memiliki jurnalnya sendiri, tetapi dimungkinkan juga penggunaan satu jurnal bersama (sharing journal) untuk beberapa sistem berkas.

Journaling Block Device Linux Journaling Block Device (JBD) menggunakan suatu catatan (log) untuk mencatat semua operasi yang mengubah konsistensi data (seperti update, write, dan sebagainya) dalam disk. Implementasi struktur data dari jurnal berbentuk seperti circular linked list, jadi jurnal dapat menggunakan ruang tersebut berulang-ulang jika jurnal telah penuh. Penulisan tiap atomic update ke jurnal akan menyebabkan ketidakefisienan. Untuk menghasilkan performa yang lebih baik, JBD menyatukan sekumpulan atomic update tersebut ke dalam satu transaksi dan menulisnya ke dalam jurnal. JBD memastikan setiap transaksi adalah transaksi yang atomik. Ketika suatu transaksi diproses oleh sistem, transaksi tersebut akan melalui lima state.

201

Journaling Block Device

Gambar 21.12. Transaction State

Keterangan: 1. Running. Transaksi sedang berjalan di sistem dan dapat menerima operasi atomic update lain. Hanya ada satu transaksi yang dapat berstatus running dalam sistem. 2. Locked. Transaksi tidak lagi menerima operasi atomic update, dan belum semua atomic update selesai dilakukan. 3. Flush. Semua atomic update yang terdapat dalam suatu transaksi telah selesai, sehingga transaksi dapat ditulis ke jurnal. 4. Commit. Sistem akan menulis commit record yang menandakan penulisan ke jurnal telah selesai. 5. Finished. Transaksi dan commit record telah selesai ditulis ke jurnal.

Contoh 21.2. Transaction state Jika ada suatu transaksi seperti tabel berikut ini:

Tabel 21.2. No.

Atomic Update

1

Write (A = 2)

2

Write (A = 3)

3

Write (A = 4)

4

Write (A = 5)

Maka transaksi tersebut akan melalui tahapan sebagai berikut: 1. Transaksi masuk running state. Transaksi menerima atomic update nomor 1, 2, 3, dan 4.

202

Commit dan Checkpoint

2. Transaksi berpindah ke locked state. Pada state ini transaksi tidak akan menerima atomic update yang baru. 3. Transaksi berpindah ke flush state. Semua informasi akan ditulis ke jurnal. 4. Pada tahap selanjutnya data yang terdapat di buffer akan ditulis ke disk. Data ditulis ke disk terlebih dahulu karena data tidak disimpan dalam jurnal. Setelah itu metadata dan juga journal descriptor yang menyimpan pemetaan metadata yang disimpan di jurnal ke lokasi sebenarnya di dalam disk akan ditulis ke jurnal. Jika terjadi crash pada tahap ini, maka sistem telah dapat dipulihkan. 5. Setelah penulisan ke jurnal selesai, maka transaksi akan berpindah ke commit state, dan menulis commit record. 6. Setelah selesai transaksi akan memasuki finished state. Dan dalam jangka waktu tertentu akan dilakukan checkpoint.

Commit dan Checkpoint Suatu transaksi yang berjalan akan dituliskan ke disk dalam jangka waktu tertentu karena perubahan sebelumnya dilakukan hanya di buffer/chace yang terdapat di memori utama. Suatu proses yang menulis perubahan data ke disk sekaligus memberi tanda bahwa seluruh atau sebagian transaksi tersebut telah selesai disebut transaction commit. Suatu jurnal hanya memiliki ruang yang terbatas untuk mencatat semua transaksi yang terjadi dalam sistem. Oleh karena itu, perlu adanya suatu mekanisme penggunaan kembali ruang tersebut ketika jurnal telah penuh. Untuk transaksi-transaksi yang telah menuliskan semua bloknya ke dalam disk, tidak perlu lagi ditulis ke jurnal. Suatu proses yang menulis transaksi yang telah selesai ke disk dan menandakan kembali tempat yang sesuai sebagai ruang kosong di jurnal disebut transaction checkpoint.

Proses Recovery Pada saat sistem crash, sistem akan mengecek dalam jurnal dari saat terakhir checkpoint hingga ditemukan commit record. Jika tidak ditemukan commit record pada suatu transaksi, sistem akan mengabaikan transaksi tersebut karena data yang sebenarnya belum ditulis ke disk, namun jika sistem menemukan commit record pada transaksi tersebut, sistem akan melakukan proses redo.

Gambar 21.13. Proses Recovery

Berdasarkan gambar 21.13, dapat dilihat bahwa T1 belum mencapai commit point ketika sistem crash, tetapi pada T1 tidak akan dilakukan proses undo karena proses penulisan data masih belum dilakukan pada data yang sebenarnya. Sedangkan T2 yang telah mencapai commit point akan mengalamai proses redo, untuk memastikan data telah sempurna ditulis ke disk. Keberadaan jurnal menjamin konsistensi data yang terdapat dalam sistem berkas. Waktu yang diperlukan untuk melihat jurnal dan melakukan proses redo tentu lebih cepat dibandingkan jika kita harus memeriksa keseluruhan data yang terdapat di disk dengan perintah fsck.

203

Journaling File System

Journaling File System Salah satu sistem berkas Linux yang mendukung journaling adalah Third Extended File System (EXT3FS). EXT3FS sebenarnya adalah EXT2FS yang dilengkapi dengan fitur jurnal dan beberapa fitur lain. Salah satu keuntungan menggunakan sistem berkas ini adalah kemudahaannya dalam mengubah EXT2FS menjadi EXT3FS tanpa perlu mem- back up data dan me- restore data. Jurnal pada EXT3FS disimpan pada salah satu inode khusus dan dimungkinkan juga penggunaan satu jurnal untuk lebih dari satu sistem berkas (sharing journal).

21.5. Sistem Berkas /proc/ Linux Process File System atau Sistem berkas /proc adalah suatu sistem berkas semu yang digunakan untuk mengakses informasi mengenai proses dari kernel. Sistem berkas ini biasanya dimount di bawah root dengan alamat /proc. Sistem berkas /proc tidak berisi berkas sebenarnya, tetapi berisi informasi tentang sistem, seperti sistem memori, konfigurasi perangkat keras, dan sebagainya. Untuk alasan inilah sistem berkas /proc dapat dianggap sebagai suatu kontrol dan pusat informasi untuk kernel. Pada kenyataannya, banyak perintah dalam sistem Linux yang mengambil informasi yang terdapat pada berkas dalam /proc, contohnya perintah lsmod (list modules) sama dengan perintah cat /proc/modules dan lspci (list PCI bus) sama dengan perintah cat / proc/pci. Karena sistem berkas /proc adalah VFS dan tidak berada dalam disk, tetapi dalam memori, maka setiap kali komputer dinyalakan sistem berkas /proc yang baru akan dibuat. Jika diambil sebagian list directory dari root, maka akan muncul tampilan sebagai berikut. drwxr-xr-x 14 root root 291 Oct 25 18:47 opt dr-xr-xr-x 86 root root 0 May 09 2007 proc drwx--x--x 16 root root 841 Nov 20 00:10 root drwxr-xr-x 5 root root 4627 Oct 15 11:42 sbin Dapat dilihat bahwa ukuran dari directory /proc adalah nol dan tanggal terakhir modifikasinya adalah tanggal kapan komputer dinyalakan. Hal ini menunjukkan bahwa sistem berkas /proc tidak berada pada disk tetapi terdapat pada memori utama komputer. Selain itu waktu modifikasi yang selalu berubah menunjukkan bahwa isi /proc selalu diperbarui oleh sistem.

Isi dari directory /proc Jika diambil sebagian daftar berkas dan subdirectory yang terdapat dalam /proc, maka dapat dikelompokan menjadi dua bagian, yaitu: 1. Directory yang namanya adalah bilangan . Setiap directory yang namanya adalah bilangan, sebenarnya adalah proses yang sedang berjalan di sistem, angka tersebut menunjukkan proses ID (PID). Jika dicocokan dengan tabel proses maka akan ditemukan PID yang sesuai dengan semua nomor yang terdapat pada nama directory tersebut. 2. Berkas yang namanya adalah string . Beberapa contoh directory yang namanya adalah bilangan/nomor : 1, 2, 3, 100, 109, 200, 462, 480, 495, 560, 570, 670, 687, 698, 777, 1002, 1200, 1302, 1666, 2000, 3005, 3444, 3455, 3566, 3766, 3877, dan sebagainya. Isi dari tiap direktori tersebut di ataranya ditunjukkan pada tabel berikut.

204

Isi dari directory /proc

Tabel 21.3. Nama Berkas yang terdapat dalam /proc/PID Keterangan cmdline

Command line arguments

cwd

Link to the current working directory

environ

Nilai dari environment variables sistem

exe

Link to the executable of this process

fd

Berisi semua file descriptors

maps

Memory maps to executables and library files

mem

Memori yang dipakai oleh proses ini

root

Pointer ke direktori root

stat

Status dari proses ini

statm

Process memory status information

status

Process status in human readable

Isi dari tiap direktori di atas tidak lain adalah Linux Process Control Block yang direalisasikan ke dalam bentuk struktur direktori. Penjelasan mengenai beberapa berkas yang namanya berupa string ditunjukkan pada tabel berikut.

205

Rangkuman

Tabel 21.4. Nama Directory

Keterangan

/proc/apm

Informasi mengenai Advanced Power Management.

/proc/bus

Directory yang berisi informasi bus secara khusus.

/proc/cmdline

Kernel command line.

/proc/cpuinfo

Informasi mengenai prosesor (tipe, model, performa).

/proc/devices

Daftar dari device driver yang dipakai oleh kernel.

/proc/dma

Menunjukkan jalur DMA yang sedang digunakan pada masa tertentu.

/proc/driver

Informasi mengenai berbagai driver berada di sini.

/proc/fb

Frame buffer devices.

/proc/filesystems

Daftar sistem berkas yang didukung oleh kernel.

/proc/fs

File System parameter.

/proc/ide

Berisi informasi mengenai semua IDE device.

/proc/interrupt

Menunjukkan interrupt yang sedang dijalankan.

/proc/ioport

Menunjukkan port I/O yang sendang digunakan.

/proc/kmsg

Pesan ynag dikeluarkan oleh kernel.

/proc/ksyms

Kernel simbol tabel.

/proc/loadavg

Tiga indikator kerja yang telah dilakukan oleh sistem selama 1, 5, dan 15 menit.

/proc/lock

Kernel lock.

/proc/modules

Menunjukkan modul-modul yang dimasukkan ke dalam kernel.

/proc/mounts

Sistem berkas yang telah di- mount.

/proc/partitions

Daftar partisi yang dikenali pada suatu sistem.

/proc/pci

Informasi mengenai PCI bus.

/proc/rtc

Real time clock.

/proc/scsi

Infomasi mengenai semua SCSI device (jika ada).

/proc/swaps

Penggunaan ruang swap.

/proc/sys

Sumber informasi yang juga dapat mengubah parameter di dalam kernel tanpa me- restart ulang sistem.

/proc/version

Versi kernel Linux yang ada.

21.6. Rangkuman Linux adalah sistem yang mendukung banyak sistem berkas. Untuk mengatasi penggunaan banyak sistem berkas dalam satu sistem, dibuatlah satu lapisan abstrak di atas beberapa sistem berkas yang berbeda tersebut yang dikenal dengan Virtual File System (VFS), yang menyembunyikan detil implementasi dari suatu sistem berkas, sehingga setiap aplikasi dapat melakukan operasi pada berbagai sistem berkas tersebut dengan cara yang sama atau seragam.

206

Rangkuman

Penggunaan awalnya Linux menggunakan sistem berkas Minix, kemudian digantikan oleh sistem berkas yang diciptakan khusus untuk Linux, yaitu EXTFS (Extended File System). Karena beberapa performa EXTFS yang masih kurang memuaskan, kemudian muncul penyempurnaan EXTFS yang dikenal dengan EXT2FS (Second Extended File System). Sebagai sistem berkas standard yang digunakan hampir di semua distribusi Linux, EXT2FS melakukan beberapa optimasi dibandingkan penduhulunya dan memiliki performa yang cukup baik dibanding sistem berkas yang ada pada saat itu. Metode untuk menjaga konsistensi data ketika sistem crash ternyata masih belum didukung oleh EXT2FS. Oleh karena itu munculah Journaling File System. Pada sistem berkas yang memanfaatkan jurnal, semua data yang dituliskan ke disk, harus terlebih dahulu ditulis ke dalam jurnal, sehingga ketika sistem crash, informasi yang tersisa pada jurnal dapat membantu memulihkan dan menjaga konsistensi data yang terdapat dalam disk. Salah satu sistem berkas yang mendukung penggunaan jurnal adalah Third Extended File System (EXT3FS). Sistem berkas /proc adalah sistem berkas istimewa yang menjadi bagian dari VFS Linux. Isi dari sistem berkas ini selalu diperbaharui setiap saat ketika komputer dalam keadaan menyala dan diinisialisasi ketika boot. Berbagai perintah Linux juga memanfaatkan sistem berkas /proc untuk mendapatkan informasi dari kernel. Contohnya adalah perintah top yang membaca isi dari berkas dan directory yang terdapat dalam /proc untuk menampilkan proses yang terdapat di sistem.

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [WEBDavid1999] David A. Rusling. 1999. 2007.

http://www.tldp.org/LDP/tlk/fs/filesystem.html . Diakses 03 Mei

[WEBWiki2007a] Wikipedia. 2007. http://en.wikipedia.org/wiki/Ext2fs . Diakses 03 Mei 2007. [WEBWiki2007b] Wikipedia. 2007. http://en.wikipedia.org/wiki/Procfs . Diakses 03 Mei 2007. [WEBWiki2007c] Wikipedia. 2007. http://en.wikipedia.org/wiki/Journaling_file_system . Diakses 03 Mei 2007. [WEBUbuntu2007a] Ubuntu. 2007. http://www.ubuntu-id.org/doc/edgy/xubuntu/ desktopguide/id/linuxbasics.html . Diakses 03 Mei 2007. [WEBUbuntu2007b] Ubuntu. 2007. http://www.ubuntu-id.org/doc/edgy/ubuntu/ desktopguide/id/directoriesfile-systems.html . Diakses 03 Mei 2007. [WEBLinuxSecurity2007c] LinuxSecurity. 2007. http://www.linux-security.cn/ebooks/ ulk3-html/0596005652/ understandlk-CHP-12.html . Diakses 17 Mei 2007. [WEBLinuxSecurity2007] LinuxSecurity. 2007. http://www.linux-security.cn/ebooks/ ulk3-html/0596005652/ understandlk-CHP-18.html . Diakses 17 Mei 2007.

207

208

Bagian VIII. Topik Lanjutan Sebagai penutup, akan dibahas empat topik lanjutan, yaitu: Sistem Waktu Nyata dan Multimedia, Sistem Terdistribusi, Keamanan Sistem, serta Perancangan dan Pemeliharaan.

Bab 22. Keamanan Sistem 22.1. Pendahuluan Pada dasarnya seorang pengguna komputer sangat membutuhkan rasa kenyamanan ketika sedang mengoperasikannya. Kenyamanan tersebut dapat diperoleh salah satunya dari keamanan sistem yang dipakai. Berbicara mengenai keamanan sistem, ada dua hal yang sering diperdebatkan yaitu mengenai istilah keamanan dan proteksi. Pertama-tama kita harus bisa membedakan antara keamanan dengan proteksi. Proteksi biasanya menyangkut faktor -faktor internal sistem yang ada di dalam komputer. Sebenarnya tujuan dari proteksi adalah untuk mencegah penggunaan akses-akses yang tidak seharusnya (accidental access). Akan tetapi keamanan mempertimbangkan faktor-faktor eksternal (lingkungan) di luar sistem dan faktor proteksi terhadap sumber daya sistem. Melihat perbedaan ini, terlihat jelas bahwa keamanan mencakup hal yang lebih luas dibandingkan dengan proteksi. Dengan mempertimbangkan aspek-aspek di atas maka dibutuhkanlah suatu keamanan sistem untuk menanggulangi kemungkinan akses data penting (rahasia) dari orang-orang yang bukan seharusnya mengakses. Namun, dalam kenyataannya tidak ada suatu sistem komputer yang memiliki sistem keamanan sempurna. Akan tetapi, setidaknya kita mempunyai suatu mekanisme tersendiri untuk mencegah ataupun mengurangi kemungkinan-kemungkinan gangguan terhadap keamanan sistem. Di dalam bab ini kita akan membahas hal-hal yang menyangkut keamanan sistem komputer. Dengan mempelajari bab ini diharapkan nantinya kita menjadi tahu tentang keamanan sistem komputer dan penangananya ketika terjadi suatu gangguan terhadap keamanan suatu sistem komputer.

22.2. Masyarakat dan Etika Berbicara mengenai manusia dan etika, kita mengetahui bahwa di lingkungan kita terdapat bermacammacam karakter orang yang berbeda-beda. Sebagian besar orang memiliki hati yang baik dan selalu mencoba untuk menaati peraturan. Akan tetapi, ada beberapa orang jahat yang ingin menyebabkan kekacauan. Dalam konteks keamanan, orang-orang yang membuat kekacauan di tempat yang tidak berhubungan dengan mereka disebut intruder. Ada dua macam intruder, yaitu: 1. Passive intruder, intruder yang hanya ingin membaca berkas yang tidak boleh mereka baca. 2. Active intruder, Lebih berbahaya dari passive intruder. Mereka ingin membuat perubahan yang tidak diizinkan (unauthorized) pada data. Ketika merancang sebuah sistem yang aman terhadap intruder, penting untuk mengetahui sistem tersebut akan dilindungi dari intruder macam apa. Empat contoh kategori: 1. Keingintahuan seseorang tentang hal-hal pribadi orang lain. Banyak orang mempunyai PC yang terhubung ke suatu jaringan dan beberapa orang dalam jaringan tersebut akan dapat membaca e-mail dan file-file orang lain jika tidak ada 'penghalang' yang ditempatkan. Sebagai contoh, sebagian besar sistem UNIX mempunyai default bahwa semua file yang baru diciptakan dapat dibaca oleh orang lain. 2. Penyusupan oleh orang-orang dalam. Pelajar, programmer sistem, operator, dan teknisi menganggap bahwa mematahkan sistem keamanan komputer lokal adalah suatu tantangan. Mereka biasanya sangat ahli dan bersedia mengorbankan banyak waktu untuk usaha tersebut. 3. Keinginan untuk mendapatkan uang. Beberapa programmer bank mencoba mencuri uang dari bank tempat mereka bekerja dengan cara-cara seperti mengubah software untuk memotong bunga daripada membulatkannya, menyimpan uang kecil untuk mereka sendiri, menarik uang dari account yang sudah tidak digunakan selama bertahun-tahun, untuk memeras ("Bayar saya, atau saya akan menghancurkan semua record bank anda"). 4. Espionase komersial atau militer. Espionase adalah usaha serius yang diberi dana besar oleh saingan atau negara lain untuk mencuri program, rahasia dagang, ide-ide paten, teknologi, rencana

211

Kebijaksanaan Keamanan

bisnis, dan sebagainya. Seringkali usaha ini melibatkan wiretaping atau antena yang diarahkan pada suatu komputer untuk menangkap radiasi elektromagnetisnya. Perlindungan terhadap rahasia militer negara dari pencurian oleh negara lain sangat berbeda dengan perlindungan terhadap pelajar yang mencoba memasukkan message-of-the-day pada suatu sistem. Terlihat jelas bahwa jumlah usaha yang berhubungan dengan keamanan dan proteksi tergantung pada siapa "musuh"-nya.

22.3. Kebijaksanaan Keamanan Kebijaksanaan pengamanan yang biasa digunakan yaitu yang bersifat sederhana dan umum. Dalam hal ini berarti tiap pengguna dalam sistem dapat mengerti dan mengikuti kebijaksanaan yang telah ditetapkan. Isi dari kebijaksanaan itu sendiri berupa tingkatan keamanan yang dapat melindungi datadata penting yang tersimpan dalam sistem. Data-data tersebut harus dilindungi dari tiap pengguna yang menggunakan sistem tersebut.

Ada tiga aspek dalam mekanisme pengamanan (proteksi): • Identifikasi user (Autentikasi), bertujuan untuk mengetahui siapa yang sedang melakukan sesuatu di dalam sistem. Sebagai contoh, kita bisa mengetahui bahwa user A sedang membuka aplikasi web browser dan mengakses situs detik.com. • Penentuan autorisasi, sistem harus dapat mengetahui siapa user yang sedang aktif dan apa saja yang boleh ia lakukan. • Pemakaian akses, harus dipastikan bahwa tidak terjadi penerobosan akses di dalam sistem. Beberapa hal yang perlu dipertimbangkan dalam menentukan kebijaksanaan pengamanan adalah: siapa sajakah yang memiliki akses ke sistem, siapa sajakah yang diizinkan untuk menginstall program ke dalam sistem, siapa sajakah memiliki data-data tertentu, perbaikan terhadap kerusakan yang mungkin terjadi, dan penggunaan yang wajar dari sistem.

22.4. Keamanan Fisik Lapisan keamanan pertama yang harus diperhitungkan adalah keamanan secara fisik dalam sistem komputer. Keamanan fisik menyangkut tindakan mengamankan lokasi adanya sistem komputer terhadap intruder yang bersenjata atau yang mencoba menyusup ke dalam sistem komputer. Pertanyaan yang harus dijawab dalam menjamin keamanan fisik antara lain: 1. Siapa saja yang memiliki akses langsung ke dalam sistem? Maksudnya adalah akses-akses yang penting seperti menginstall software hanya dimiliki oleh admin saja. User biasa tidak boleh memiliki akes ini. 2. Apakah mereka memang berhak? Hal ini juga penting untuk menjamin keamanan sistem dari orangorang yang bermaksud tidak baik. Pembagian hak akses disesuaikan dengan kebutuhan pengguna. 3. Dapatkah sistem terlindung dari maksud dan tujuan mereka? Sebagai contoh adalah perlindungan terhadap pengaksesan data (baik untuk membaca ataupun menulis) yang ada di sistem, hanya orangorang tertentu saja yang memilikinya. 4. Apakah hal tersebut perlu dilakukan? Banyak keamanan fisik yang berada dalam sistem memiliki ketergantungan terhadap anggaran dan situasi yang dihadapi. Apabila pengguna adalah pengguna rumahan, maka kemungkinan keamanan fisik tidak banyak dibutuhkan. Akan tetapi, jika pengguna bekerja di laboratorium atau jaringan komputer, banyak yang harus dipikirkan. Saat ini, banyak komputer pribadi memiliki kemampuan mengunci. Biasanya kunci ini berupa socket pada bagian depan casing yang bisa dimasukkan kunci untuk mengunci ataupun membukanya. Kunci casing dapat mencegah seseorang untuk mencuri dari komputer, membukanya secara langsung untuk memanipulasi ataupun mencuri perangkat keras yang ada.

212

Keamaanan Perangkat Lunak

22.5. Keamaanan Perangkat Lunak Contoh dari keamanan perangkat lunak yaitu BIOS. BIOS merupakan perangkat lunak tingkat rendah yang mengkonfigurasi atau memanipulasi perangkat keras tertentu. BIOS dapat digunakan untuk mencegah penyerang mereboot ulang mesin dan memanipulasi sistem LINUX. Contoh dari keamanan BIOS dapat dilihat pada LINUX, dimana banyak PC BIOS mengizinkan untuk mengeset password boot. Namun, hal ini tidak banyak memberikan keamanan karena BIOS dapat direset, atau dihapus jika seseorang dapat masuk ke case. Namun, mungkin BIOS dapat sedikit berguna. Karena jika ada yang ingin menyerang sistem, untuk dapat masuk ke case dan mereset ataupun menghapus BIOS akan memerlukan waktu yang cukup lama dan akan meninggalkan bekas. Hal ini akan memperlambat tindakan seseorang yang mencoba menyerang sistem.

22.6. Keamaanan Jaringan Pada dasarnya, jaringan komputer adalah sumber daya (resources) yang dibagi dan dapat digunakan oleh banyak aplikasi dengan tujuan berbeda. Kadang-kadang, data yang ditransmisikan antara aplikasiaplikasi merupakan rahasia, dan aplikasi tersebut tentu tidak mau sembarang orang membaca data tersebut. Sebagai contoh, ketika membeli suatu produk melalui internet, pengguna (user) memasukkan nomor kartu kredit ke dalam jaringan. Hal ini berbahaya karena orang lain dapat dengan mudah menyadap dan membaca data tersebut pada jaringan. Oleh karena itu, user biasanya ingin mengenkripsi (encrypt) pesan yang mereka kirim, dengan tujuan mencegah orang-orang yang tidak diizinkan membaca pesan tersebut.

22.7. Kriptografi Dasar enkripsi cukup sederhana. Pengirim menjalankan fungsi enkripsi pada pesan plaintext, ciphertext yang dihasilkan kemudian dikirimkan lewat jaringan, dan penerima menjalankan fungsi dekripsi (decryption) untuk mendapatkan plaintext semula. Proses enkripsi/dekripsi tergantung pada kunci (key) rahasia yang hanya diketahui oleh pengirim dan penerima. Ketika kunci dan enkripsi ini digunakan, sulit bagi penyadap untuk mematahkan ciphertext, sehingga komunikasi data antara pengirim dan penerima aman. Kriptografi macam ini dirancang untuk menjamin privasi: mencegah informasi menyebar luas tanpa izin. Akan tetapi, privaci bukan satu-satunya layanan yang disediakan kriptografi. Kriptografi dapat juga digunakan untuk mendukung authentication (memverifikasi identitas pengguna) dan integritas (memastikan bahwa pesan belum diubah). Kriptografi digunakan untuk mencegah orang yang tidak berhak untuk memasuki komunikasi, sehingga kerahasiaan data dapat dilindungi. Secara garis besar, kriptografi digunakan untuk mengirim dan menerima pesan. Kriptografi pada dasarnya berpatokan pada kunci yang secara selektif telah disebar pada komputer-komputer yang berada dalam satu jaringan dan digunakan untuk memroses suatu pesan.

22.8. Operasional Keamanan operasional (operations security) adalah tindakan apa pun yang menjadikan sistem beroperasi secara aman, terkendali, dan terlindung. Yang dimaksud dengan sistem adalah jaringan, komputer, lingkungan. Suatu sistem dinyatakan operasional apabila sistem telah dinyatakan berfungsi

213

BCP/DRP

dan dapat dijalankan dengan durasi yang berkesinambungan, yaitu dari hari ke hari, 24 jam sehari, 7 hari seminggu. Manajemen Administratif (Administrative Management) adalah penugasan individu untuk mengelola fungsi-fungsi keamanan sistem. Beberapa hal yang terkait: 1. Pemisahan Tugas (Separation of Duties). Menugaskan hal-hal yang menyangkut keamanan kepada beberapa orang saja. Misalnya, yang berhak menginstall program ke dalam system komputer hanya admin, user tidak diberi hak tersebut. 2. Hak Akses Minimum (Least Privilege). Setiap orang hanya diberikan hak akses minimum yang dibutuhkan dalam pelaksanaan tugas mereka 3. Keingin-tahuan (Need to Know). Yang dimaksud dengan need to know adalah pengetahuan akan informasi yang dibutuhkan dalam melakukan suatu pekerjaan. Kategori utama dari kontrol keamanan operasional antara lain: 1. Kendali Pencegahan (Preventative Control). Untuk mencegah error dan intruder temasuki sistem. Misal, kontrol pencegahan untuk mencegah virus memasuki sistem adalah dengan menginstall antivirus. 2. Kontrol Pendeteksian (Detective Control). Untuk mendeteksi error yang memasuki sistem. Misal, mencari virus yang berhasil memasuki sistem. 3. Kontrol Perbaikan (Corrective/Recovery Control). Membantu mengembalikan data yang hilang melalui prosedur recovery data. Misal, memperbaiki data yang terkena virus. Kategori lainnya mencakup: 1. Kendali Pencegahan (Deterrent Control). . Untuk menganjurkan pemenuhan (compliance) dengan kontrol eksternal. 2. Kendali Aplikasi (Application Control) . Untuk memperkecil dan mendeteksi operasi-operasi perangkat lunak yang tidak biasa. 3. Kendali Transaksi (Transaction Control) . Untuk menyediakan kendali di berbagai tahap transaksi (dari inisiasi sampai keluaran, melalui kontrol testing dan kontrol perubahan).

22.9. BCP/DRP Berdasarkan pengertian, BCP atau Business Continuity Plan adalah rencana bisnis yang berkesinambungan, sedangkan DRP atau Disaster Recovery Plan adalah rencana pemulihan dari kemungkinan kerusakan-kerusakan yang terjadi. Aspek yang terkandung di dalam suatu rencana bisnis yang berkesinambungan yaitu rencana pemulihan dari kemungkinan kerusakan-kerusakan yang terjadi. Dengan kata lain, DRP terkandung di dalam BCP. Rencana untuk pemulihan dari kerusakan, baik yang disebabkan oleh alam maupun manusia, tidak hanya berdampak pada kemampuan proses komputer suatu perusahaan, tetapi juga akan berdampak pada operasi bisnis perusahaan tersebut. Kerusakan-kerusakan tersebut dapat mematikan seluruh sistem operasi. Semakin lama operasi sebuah perusahaan mati, maka akan semakin sulit untuk membangun kembali bisnis dari perusahaan tersebut. Konsep dasar pemulihan dari kemungkinan kerusakan-kerusakan yang terjadi yaitu harus dapat diterapkan pada semua perusahaan, baik perusahaan kecil maupun perusahaan besar. Hal ini tergantung dari ukuran atau jenis prosesnya, baik yang menggunakan proses manual, proses dengan menggunakan komputer, atau kombinasi dari keduanya. Pada perusahaan kecil, biasanya proses perencanaannya kurang formal dan kurang lengkap. Sedangkan pada perusahaan besar, proses perencanaannya formal dan lengkap. Apabila rencana tersebut diikuti maka akan memberikan petunjuk yang dapat mengurangi kerusakan yang sedang atau yang akan terjadi.

22.10. Proses Audit

214

Rangkuman

Audit dalam konteks teknologi informasi adalah memeriksa apakah sistem komputer berjalan semestinya. Tujuh langkah proses audit: 1. Implementasikan sebuah strategi audit berbasis manajemen risiko serta control practice yang dapat disepakati semua pihak. 2. Tetapkan langkah-langkah audit yang rinci. 3. Gunakan fakta/bahan bukti yang cukup, handal, relevan, serta bermanfaat. 4. Buatlah laporan beserta kesimpulannya berdasarkan fakta yang dikumpulkan. 5. Telaah apakah tujuan audit tercapai. 6. Sampaikan laporan kepada pihak yang berkepentingan. 7. Pastikan bahwa organisasi mengimplementasikan managemen risiko serta control practice. Sebelum menjalankan proses audit, tentu saja proses audit harus direncanakan terlebih dahulu. Audit planning (perencanaan audit) harus secara jelas menerangkan tujuan audit, kewenangan auditor, adanya persetujuan managemen tinggi, dan metode audit. Metodologi audit: 1. Audit subject. Menentukan apa yang akan diaudit. 2. Audit objective. Menentukan tujuan dari audit. 3. Audit Scope. Menentukan sistem, fungsi, dan bagian dari organisasi yang secara spesifik/khusus akan diaudit. 4. Preaudit Planning. Mengidentifikasi sumber daya dan SDM yang dibutuhkan, menentukan dokumen-dokumen apa yang diperlukan untuk menunjang audit, menentukan lokasi audit. 5. Audit procedures and steps for data gathering. Menentukan cara melakukan audit untuk memeriksa dan menguji kendali, menentukan siapa yang akan diwawancara. 6. Evaluasi hasil pengujian dan pemeriksaan. Spesifik pada tiap organisasi. 7. Prosedur komunikasi dengan pihak manajemen. Spesifik pada tiap organisasi. 8. Audit Report Preparation. Menentukan bagaimana cara memeriksa hasil audit, yaitu evaluasi kesahihan dari dokumen-dokumen, prosedur, dan kebijakan dari organisasi yang diaudit. Struktur dan isi laporan audit tidak baku, tapi umumnya terdiri atas: • Pendahuluan. Tujuan, ruang lingkup, lamanya audit, prosedur audit. • Kesimpulan umum dari auditor. • Hasil audit. Apa yang ditemukan dalam audit, apakah prosedur dan kontrol layak atau tidak • Rekomendasi. Tanggapan dari manajemen (bila perlu). • Exit interview. Interview terakhir antara auditor dengan pihak manajemen untuk membicarakan temuan-temuan dan rekomendasi tindak lanjut. Sekaligus meyakinkan tim manajemen bahwa hasil audit sahih

22.11. Rangkuman Data atau informasi penting yang seharusnya tidak dapat diakses oleh orang lain mungkin dapat diakses, baik dibaca ataupun diubah oleh orang lain. Kita harus mempunyai suatu mekanisme yang membuat pelanggaran jarang terjadi. Ketika merancang sebuah sistem yang aman terhadap intruder, penting untuk mengetahui sistem tersebut akan dilindungi dari intruder macam apa. Untuk menjaga sistem keamanan sebuah komputer dapat dicapai dengan berbagai cara, antara lain: • Keamanan Fisik. Hal ini tergantung oleh anggaran dan situasi yang dihadapi. • Keamanan Perangkat Lunak. Contoh dari keamanan perangkat lunak yaitu BIOS. • Keamanan Jaringan. Yaitu dengan cara kriptografi. DRP (Disaster Recovery Plan) terkandung di dalam BCP (Business Continuity Plan). Konsep dasar DRP harus dapat diterapkan pada semua perusahaan. Proses audit bertujuan untuk memeriksa apakah sistem komputer berjalan dengan semestinya.


215

Rangkuman

[WEBWiki2007] Wikipedia. 2007. Network Security – http://en.wikipedia.org/wiki/Network_security . Diakses 9 Mei 2007. [WEBWiki2007] Wikipedia. 2007. Bussiness Continuity Business_continuity_planning . Diakses 9 Mei 2007.

Plan

–


[WEBUniversityOfWisconsin2007] Barton P. Miller . 2007. Protection and Security – http://www.cs.wisc.edu/ ~bart/537/lecturenotes/s29.html . Diakses 9 Mei 2007.

216

Bab 23. Sistem Terdistribusi 23.1. Pendahuluan Sistem terdistribusi adalah sekumpulan prosesor yang tidak saling berbagi memori atau clock dan terhubung melalui jaringan komunikasi yang bervariasi, yaitu melalui Local Area Network ataupun melalui Wide Area Network. Prosesor dalam sistem terdistribusi bervariasi, dapat berupa small microprocessor, workstation, minicomputer, dan lain sebagainya. Berikut adalah ilustrasi struktur sistem terdistribusi:

Gambar 23.1. Struktur Sistem Terdistribusi

Karakteristik sistem terdistribusi adalah sebagai berikut: 1. Concurrency of components. Pengaksesan suatu komponen/sumber daya (segala hal yang dapat digunakan bersama dalam jaringan komputer, meliputi H/W dan S/W) secara bersamaan. Contoh: Beberapa pemakai browser mengakses halaman web secara bersamaan 2. No global clock. Hal ini menyebabkan kesulitan dalam mensinkronkan waktu seluruh komputer/ perangkat yang terlibat. Dapat berpengaruh pada pengiriman pesan/data, seperti saat beberapa proses berebut ingin masuk ke critical session. 3. Independent failures of components. Setiap komponen/perangkat dapat mengalami kegagalan namun komponen/perangkat lain tetap berjalan dengan baik. Ada empat alasan utama untuk membangun sistem terdistribusi, yaitu: 1. Resource Sharing. Dalam sistem terdistribusi, situs-situs yang berbeda saling terhubung satu sama lain melalui jaringan sehingga situs yang satu dapat mengakses dan menggunakan sumber daya yang terdapat dalam situs lain. Misalnya, user di situs A dapat menggunakan laser printer yang dimiliki situs B dan sebaliknya user di situs B dapat mengakses file yang terdapat di situs A. 2. Computation Speedup. Apabila sebuah komputasi dapat dipartisi menjadi beberapa subkomputasi yang berjalan bersamaan, maka sistem terdistribusi akan mendistribusikan subkomputasi tersebut ke situs-situs dalam sistem. Dengan demikian, hal ini meningkatkan kecepatan komputasi (computation speedup).

217

Pendahuluan

3. Reliability. Dalam sistem terdistribusi, apabila sebuah situs mengalami kegagalan, maka situs yang tersisa dapat melanjutkan operasi yang sedang berjalan. Hal ini menyebabkan reliabilitas sistem menjadi lebih baik. 4. Communication. Ketika banyak situs saling terhubung melalui jaringan komunikasi, user dari situs-situs yang berbeda mempunyai kesempatan untuk dapat bertukar informasi. Tantangan-tantangan yang harus dipenuhi oleh sebuah sistem terdistribusi: 1. Keheterogenan perangkat/multiplisitas perangkat. Suatu sistem terdistribusi dapat dibangun dari berbagai macam perangkat yang berbeda, baik sistem operasi, H/W maupun S/W. 2. Keterbukaan. Setiap perangkat memiliki antarmuka (interface) yang di-publish ke komponen lain. Perlu integrasi berbagai komponen yang dibuat oleh programmer atau vendor yang berbeda 3. Keamanan. Shared resources dan transmisi informasi/data perlu dilengkapi dengan enkripsi. 4. Penangan kegagalan. Setiap perangkat dapat mengalami kegagalan secara independen. Namun, perangkat lain harus tetap berjalan dengan baik. 5. Concurrency of components. Pengaksesan suatu komponen/sumber daya secara bersamaan oleh banyak pengguna. 6. Transparansi. Bagi pemakai, keberadaan berbagai perangkat (multiplisitas perangkat) dalam sistem terdistribusi tampak sebagai satu sistem saja.

218

Pendahuluan

Gambar 23.2. Local Area Network

Dalam sistem operasi terdistribusi, user mengakses sumber daya jarak jauh (remote resources) sama halnya dengan mengakses sumber daya lokal (local resources). Migrasi data dan proses dari satu situs ke situs yang lain dikontrol oleh sistem operasi terdistribusi. Berikut ini adalah fitur-fitur yang didukung oleh sistem operasi terdistribusi: 1. Data Migration. Misalnya, userdi situs A ingin mengakses data di situs B. Maka, transfer data dapat dilakukan melalui dua cara, yaitu dengan mentransfer keseluruhan data atau mentransfer sebagian data yang dibutuhkan untuk immediate task. 2. Computation Migration. Terkadang, kita ingin mentransfer komputasi, bukan data. Pendekatan ini yang disebut dengan computation migration 3. Process Migration. Ketika sebuah proses dieksekusi, proses tersebut tidak selalu dieksekusi di situs di mana ia pertama kali diinisiasi. Keseluruhan proses, atau sebagian daripadanya, dapat saja dieksekusi pada situs yang berbeda. Hal ini dilakukan karena beberapa alasan: Load balancing. Proses atau subproses-subproses didistribusikan ke jaringan untuk memeratakan beban

219

Topologi Jaringan

kerja. Computation speedup. Apabila sebuah proses dapat dibagi menjadi beberapa subproses yang berjalan bersamaan di situs yang berbeda-beda, maka total dari process turnaround time dapat dikurangi. Hardware preference. Proses mungkin mempunyai karakteristik tertentu yang menyebabkan proses tersebut lebih cocok dieksekusi di prosesor lain.Misalnya, proses inversi matriks, lebih cocok dilakukan di array processor daripada di microprocessor Software preference. Proses membutuhkan software yang tersedia di situs lain, di mana software tersebut tidak dapat dipindahkan atau lebih murah untuk melakukan migrasi proses daripada software Data access. Sistem operasi terdistribusi (distributed operating system) menyediakan semua fitur di atas dengan kemudahan penggunaan dan akses dibandingkan dengan sistem operasi jaringan (network operating system). Berikut adalah dua tipe jaringan yang dipakai dalam sistem terdistribusi: • Local Area Network (LAN). LAN muncul pada awal tahun 1970-an sebagai pengganti dari sistem komputer mainframe. LAN, didesain untuk area geografis yang kecil. Misalnya, LAN digunakan untuk jaringan dalam sebuah bangunan atau beberapa bangunan yang berdekatan. Umumnya, jarak antara situs satu dengan situs yang lain dalam LAN berdekatan. Oleh karena itu, kecepatan komunikasinya lebih tinggi dan peluang terjadi kesalahan (error rate) lebih rendah. Dalam LAN, dibutuhkan high quality cable supaya kecepatan yang lebih tinggi dan reliabilitas tercapai. Jenis kabel yang biasanya dipakai adalah twisted-pair dan fiber-optic. Berikut adalah ilustrasi dari Local Area Network: • Wide Area Network. WAN muncul pada akhir tahun 1960-an, digunakan sebagai proyek riset akademis agar tersedia layanan komunikasi yang efektif antara situs, memperbolehkan berbagi hardware dan software secara ekonomis antar pengguna. WAN yang pertama kali didesain dan dikembangkan adalah Arpanet yang pada akhirnya menjadi cikal bakal dari Internet. Situs-situs dalam WAN tersebar pada area geografis yang luas. Oleh karena itu, komunikasi berjalan relatif lambat dan reliabilitas tidak terjamin. Hubungan antara link yang satu dengan yang lain dalam jaringan diatur oleh communication processor. Berikut adalah ilustrasi dari Wide Area Network

23.2. Topologi Jaringan Situs-situs dalam sistem terdistribusi dapat terhubung melalui berbagai macam cara yang ditentukan berdasarkan kriteria-kriteria sebagai berikut: • Biaya instalasi. Biaya menghubungkan situs-situs dalam sistem. • Biaya komunikasi. Besar waktu dan uang untuk mengirimkan pesan dari satu situs ke situs lainnya. • Ketersediaan/availabilitas. Sampai sejauh mana data dapat diakses walaupun terdapat kegagalan pada beberapa link atau situs. Macam-macam topologi jaringan antara lain:

Fully Connected Network Tiap situs dalam Fully Connected Network terkoneksi secara langsung dengan situs lainnya. Link yang ada menjadi banyak dan menyebabkan biaya instalasi besar. Topologi jenis ini tidak praktis untuk diterapkan dalam sistem yang besar.

Partially Connected Network Link yang ada hanya antara beberapa situs sehingga biaya instalasi menjadi lebih rendah. Namun, biaya komunikasi bisa menjadi lebih mahal. Misalkan, situs A ingin mengakses data di situs E, maka jalan yang ditempuh menuju situs E harus melalui situs B terlebih dahulu karena tidak ada link langsung dari situs A ke situs E. Semakin jauh jalan yang ditempuh, biaya komunikasi semakin mahal. Selain itu, availibilitas atau ketersediaan data kurang baik dibandingkan dengan Fully Connected Network. Misalkan, jika terjadi failure site atau kegagalan situs di C maka akses ke situs F menjadi tidak ada.

220

Sistem Berkas Terdistribusi

Gambar 23.3. Model Network

Partially Connected Network terdiri dari: • Tree-structured network. Biaya instalasi dan komunikasi pada topologi jenis ini biasanya rendah. Namun, jika terjadi failure link atau failure site maka pengaksesan data menjadi terhambat dan mengakibatkan availibilitas/ketersediaan menjadi rendah. • Star network. Biaya komunikasi rendah karena setiap situs paling banyak mengakses dua link ke situs lain. Namun, bila terjadi failure site di situs pusat maka setiap situs tidak akan dapat mengakses situs lainnya sehingga availibilitas/ketersediaan pada topologi jenis star network rendah. • Ring network. Biaya komunikasi tinggi karena jika ingin mengakses sebuah situs bisa jadi harus menempuh banyak link. Misalnya, dari situs A menuju situs D, link yang dilewati sebanyak tiga buah. Availibilitas/ketersediaan pada topologi ring network lebih terjamin dibandingkan pada star network maupun pada tree-structured network. Selain topologi jaringan, ada beberapa hal lain yang harus dipertimbangkan dalam mendesain jaringan: 1. Naming and name resolution. Bagaimana dua buah proses menempatkan/memposisikan satu sama lain dalam jaringan komunikasi. 2. Routing strategies. Bagaimana pesan dikirimkan melalui jaringan. 3. Packet strategies. Apakah paket dikirimkan secara individual atau sekuensial. 4. Connection strategies. Bagaimana dua proses mengirimkan pesan secara sekuensial. 5. Contention. Bagaimana memecahkan masalah permintaan yang mengalami konflik. Perlu diketahui, bahwa dalam sistem terdistribusi terdapat berbagai macam kegagalan perangkat keras (hardware failure) seperti kegagalan link atau failure link, kegagalan situs atau failure site, dan kehilangan pesan atau loss of message.Oleh karena itu, untuk menjamin kekuatan sistem atau disebut juga robustness maka sistem terdistribusi harus mampu melakukan pendeteksian kegagalan, mereparasi sistem, dan mengkonfigurasinya kembali.

23.3. Sistem Berkas Terdistribusi Sistem berkas terdistribusi adalah sebuah sistem di mana banyak pengguna dapat berbagi berkas dan sumber daya penyimpanan. Client, server, dan media penyimpanan dalam sistem terdistribusi

221

Rangkuman

tersebar pada perangkat-perangkat yang terdapat dalam sistem terdistribusi. Service dijalankan melalui jaringan. Konfigurasi dan implementasi dari sistem berkas terdistribusi bervariasi dari sistem yang satu ke sistem yang lain. Idealnya, sistem berkas terdistribusi tampil di depan pengguna atau client sebagai sistem berkas yang konvensional dan terpusat. Di mana keberagaman atau multiplisitas perangkat dibuat tidak tampak sehingga client interface dalam sistem berkas terdistribusi tidak dibedakan antara local file dan remote file. Sistem berkas terdistribusi yang transparan juga akan memfasilitasi mobilitas pengguna dengan membawa lingkungan pengguna, yang dimaksudkan adalah home directory, ke mana saja pengguna itu login. Dalam sistem berkas konvensional dan terpusat, waktu yang diperlukan untuk memenuhi permintaan adalah waktu akses disk dan sedikit waktu untuk CPU processing. Sedangkan dalam sistem berkas terdistribusi, waktu yang diperlukan untuk memenuhi permintaan meningkat akibat remote access yang menambah waktu pengiriman permintaan ke server dan waktu penerimaan respon oleh client. Selain itu, dalam transfer informasi, ada tambahan waktu untuk menjalankan software untuk protokol komunikasi. Dalam pengaksesan remote file atau remote file access (RFA) di dalam sistem berkas terdistribusi terdapat dua metode: 1. Dengan remote service. Permintaan akses data dikirimkan ke server. Server melakukan akses ke data dan hasilnya di-forward kembali ke client. 2. Dengan caching. Bila data yang dibutuhkan belum disimpan di cache maka salinan data akan dibawakan dari server ke client. Idenya adalah untuk menahan data yang baru saja diakses di cache sehingga akses yang berulang ke informasi yang sama dapat ditangani secara lokal. Dengan demikian, dapat mengurangi network traffic. Namun, masalah yang timbul adalah mengenai konsistensi cache, di mana seharusnya salinan cache tetap konsisten dengan file-master-nya. Dalam sistem berkas terdistribusi, replikasi berkas pada perangkat yang berbeda adalah redundansi yang berguna untuk meningkatkan availibilitas atau ketersediaan. Syarat mendasar untuk replikasi berkas adalah replika dari berkas yang sama terletak pada perangkat yang failure-independent sehingga ketersediaan satu replika tidak dipengaruhi oleh ketersediaan replika yang lain. Masalah utama dalam replikasi adalah updating. Proses update pada satu replika harus dilakukan juga pada replika yang lain.

23.4. Rangkuman Sistem terdistribusi adalah sekumpulan prosesor yang tidak saling berbagi memori atau clock. Setiap prosesornya memiliki memori lokal tersendiri dan berkomunikasi satu sama lain melalui jaringan komunikasi, seperti LAN atau WAN. Secara umum, topologi jaringan ada dua macam, yaitu fully connected network dan partially connected network yang terbagi lagi menjadi tiga jenis, yaitu treestructured network, star network, dan ring network. Dalam menentukan topologi jaringan, beberapa hal berikut patut dipertimbangkan, yaitu biaya instalasi, biaya komunikasi, dan ketersediaan atau availibilitas. Sistem berkas terdistribusi adalah sebuah sistem file-service di mana pengguna, server, dan media penyimpanan tersebar di berbagai situs dalam sistem terdistribusi. Keuntungan dari sistem terdistribusi adalah memberikan akses bagi pengguna untuk dapat mengembangkan sumber daya sistem, peningkatan kecepatan komputasi, dan meningkatkan availibilitas atau ketersediaan dan reliabilitas data. Sebuah sistem terdistribusi harus menyediakan mekanisme sinkronisasi proses dan komunikasi, agar terhindar dari deadlock serta dapat mengatasi failure yang tidak muncul dalam sistem terpusat.

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [WEBFSF1991b] Fakultas Ilmu Komputer Universitas Indonesia. 2003. Telaga – http://telaga.cs.ui.ac.id/ WebKuliah/ sisdis2003/ 2003-2- CharacterizationOfDistributedSystems.ppt . Diakses 8 Mei 2007.

222

Rangkuman

223

224

Bab 24. Waktu Nyata dan Multimedia 24.1. Pendahuluan Trend saat ini di bidang teknologi adalah penggabungan data multimedia ke dalam sistem komputer. Bagaimanapun juga, sebuah sistem operasi seharusnya dapat menangani jenis data multimedia ini dengan baik. Multimedia merupakan salah satu aplikasi waktu nyata. Sistem waktu nyata yang digunakan pada aplikasi multimedia memiliki persyaratan yang berbeda dengan persyaratan yang harus dipenuhi pada sistem yang dipelajari pada bab-bab sebelumnya. Persyaratan yang harus dipenuhi pada sistem waktu nyata adalah hasil komputasi yang dihasilkan benar dan selesai pada batas waktu yang telah ditentukan. Oleh karena itu, algoritma penjadwalan yang tradisional haruslah dimodifikasi sehingga dapat memenuhi persyaratan batas waktu yang diminta.

24.2. Kernel Waktu Nyata Sistem waktu nyata adalah sebuah sistem komputer yang tidak hanya membutuhkan hasil komputasi yang benar tetapi juga harus sesuai dengan batas waktu yang dikehendaki. Hasil dari komputasi yang dilakukan (jika benar) mungkin tidak dalam nilai real. Sistem waktu nyata banyak digunakan dalam bermacam-macam aplikasi. Sistem waktu nyata tersebut ditanam di dalam alat khusus, seperti di kamera, mp3 players, serta di pesawat dan mobil. Beberapa sistem waktu nyata diidentifikasi sebagai sistem safety-critical, dalam skenario ini sistem waktu nyata harus merespon kejadian dalam batas waktu yang telah ditentukan, jika tidak dapat memenuhi batas waktu yang ditentukan maka akan terjadi bencana. Sistem manajemen penerbangan merupakan sebuah contoh sebuah sistem waktu nyata sebagai sistem safety-critical. Sistem waktu nyata dibagi menjadi dua tipe yaitu keras dan lembut. Sistem waktu nyata keras menjamin bahwa proses waktu nyata dapat diselesaikan dalam batas waktu yang telah ditentukan. Contoh: sistem safety-critical. Sistem waktu nyata lembut menyediakan prioritas untuk mendahulukan proses yang menggunakan waktu nyata dari pada proses yang tidak menggunakan waktu nyata. Contoh: Linux. Karakteristik dari sistem waktu nyata: • Single purpose. Tidak seperti PC, yang memiliki banyak kegunaan, sebuah sistem waktu nyata biasanya hanya memiliki satu tujuan, seperti mentransfer sebuah lagu dari komputer ke mp3 player. • Small size. Kebanyakan sistem waktu nyata yang ada memiliki physical space yang terbatas. • Inexpensively mass-produced. Sistem waktu nyata banyak ditemukan dalam peralatan rumah tangga dan peralatan lainnya. Misalnya pada kamera digital, microprocessors, microwave ovens. • Specific timing requirements. Sistem operasi waktu nyata memenuhi persyaratan waktu yang ditentukan dengan menggunakan algoritma penjadwalan yang memberikan prioritas kepada proses waktu nyata yang memiliki penjadwalan prioritas tertinggi. Selanjutnya, penjadwals harus menjamin bahwa prioritas dari proses waktu nyata tidak lebih dari batas waktu yang ditentukan. Kedua, teknik untuk persyaratan waktu pengalamatan adalah dengan meminimalkan response time dari sebuah events seperti interupsi. Sistem operasi waktu nyata tidak membutuhkan fitur penting (misalnya standar desktop dan sistem server pada desktop PC) karena: • Kebanyakan sistem waktu nyata hanya melayani satu tujuan saja, sehingga tidak membutuhkan banyak fitur seperti pada desktop PC. Lagi pula, sistem waktu nyata tertentu juga tidak memasukkan notion pada pengguna karena sistem hanya mendukung sejumlah kecil proses saja, yang sering menunggu masukan dari peralatan perangkat keras. • Keterbatasan space, menyebabkan sistem waktu nyata tidak dapat mendukung fitur standar desktop dan sistem server yang membutuhkan memori yang lebih banyak dan prosesor yang cepat. • Jika sistem waktu nyata mendukung fitur yang biasa terdapat pada standar desktop dan sistem server, maka akan sangat meningkatkan biaya dari sistem waktu nyata.

225

Penjadwalan Berdasarkan Prioritas

Sebuah sistem operasi yang mendukung sistem waktu nyata harus menyediakan salah satu atau gabungan dari tiga fitur yang ada, fitur-fitur tersebut antara lain: • Penjadwalan berdasarkan prioritas • Kernel preemptif • Pengurangan latensi Ketiga fitur tersebut akan dijelaskan secara rinci di subbab selanjutnya.

24.3. Penjadwalan Berdasarkan Prioritas Fitur yang paling penting dari sebuah sistem operasi yang mendukung sistem waktu nyata adalah merespon dengan segera sebuah proses waktu nyata secepat proses yang membutuhkan CPU. Penjadwalan untuk sistem operasi waktu nyata harus mendukung penjadwalan berdasarkan prioritas dengan preemption. Algoritma penjadwalan berdasarkan prioritas memberikan prioritas kepada masing-masing proses berdasarkan tingkat kepentingannya; proses yang lebih penting di berikan prioritas lebih tinggi daripada proses lain yang dianggap kurang penting. Apabila penjadwalan yang digunakan juga mendukung preemption dan tersedia sebuah proses berprioritas tinggi, maka sebuah proses yang berjalan sekarang ini di CPU akan didahulukan. Penjadwalan ini hanya mendukung sistem waktu nyata lembut. Contoh sistem yang mengunakan penjadwalan ini adalah Solaris, Windows XP dan Linux.

24.4. Kernel Preemptif Kernel preemptif mengizinkan preemption pada sebuah proses yang berjalan di mode kernel. Implementasi dari kernel preemptif sangatlah sulit dan banyak aplikasi (spreadsheets, word processors, dan web browsers) tidak memerlukan response time yang cepat. Akan tetapi, untuk memenuhi persyaratan waktu pada sistem waktu nyata (terutama pada sistem waktu nyata keras) kernel preemptif menjadi sangat penting. Karena kalau tidak proses yang terdapat pada sistem waktu nyata mungkin akan menunggu dalam periode waktu yang sangat lama sampai ada proses lain yang aktif di kernel. Ada beberapa cara untuk membuat kernel yang dapat preemptif. Salah satu pendekatannya adalah dengan menyisipkan preemption point pada system call yang berdurasi lama. Preemption point mengecek untuk melihat apakah proses dengan prioritas tinggi perlu untuk dijalankan atau tidak. Jika iya, context switch mengambil alih. Maka, ketika proses dengan prioritas tinggi terminate, proses yang diinterupsi akan melanjutkan system call. Preemption point akan ditempatkan hanya pada lokasi aman pada kernel, yaitu pada tempat dimana struktur data kernel belum dimodifikasi. Strategi kedua adalah dengan membuat sebuah kernel yang dapat preemptif melalui penggunaan mekanisme sinkronisasi. Dengan metode ini, kernel dapat selalu didahulukan karena beberapa data kernel yang di-update adalah data kernel yang di lindungi dari perubahan yang disebabkan oleh proses yang memiliki prioritas tinggi.

24.5. Pengurangan Latensi Event latensi merupakan sejumlah waktu dari sebuah event mulai terjadi sampai event tersebut dilayani. Biasanya event yang berbeda memiliki persyaratan latensi yang berbeda. Dua tipe latensi yang mempengaruhi performance dari sebuah sistem waktu nyata yaitu:

Interrupt Latency Interrupt latency berhubungan tentang periode waktu dari kedatangan sebuah interupsi pada CPU mulai pada routine yang melayani interupsi. Ketika interupsi terjadi, sistem operasi pertama kali harus melengkapi instruksi yang dieksekusinya dan menentukan tipe dari interupsi yang terjadi. Instruksi

226

Dispatch Latency

tersebut harus menyimpan state dari proses sekarang sebelum melayani interupsi menggunakan Interrupt Service Routine (ISR) tertentu. Waktu total yang dibutuhkan untuk melakukan task ini adalah interrupt latency.

Dispatch Latency Sejumlah waktu yang dibutuhkan untuk menghentikan sebuah proses dan melanjutkan proses yang lain disebut dispatch latency. Tahap konflik pada dispatch latency memiliki dua komponen yaitu: preemption pada beberapa proses yang berjalan di kernel dan pelepasan resources oleh proses prioritas rendah yang dibutuhkan oleh proses prioritas tinggi.

24.6. Penjadwalan Proses Ulasan kita mengenai penjadwalan sejauh ini difokuskan pada sistem waktu nyata lembut. Pada sistem waktu nyata lembut, penjadwalan untuk sistem tidak memberi jaminan kapan proses critical akan di jadwalkan, akan tetapi memberi jaminan bahwa proses tersebut akan didahulukan daripada proses yang tidak critical. Sebaliknya, pada sistem waktu nyata keras, persyaratan penjadwalan menjadi lebih ketat. Sebuah proses harus dilayani berdasarkan deadline-nya; sehingga jika sebuah proses dilayani setelah deadline berakhir, maka proses tidak akan mendapat pelayanan sama sekali. Karakteristik dari proses yang ada pada sistem waktu nyata adalah proses tersebut dianggap periodik, karena membutuhkan CPU pada interval yang konstan (periode). Setiap proses berperiode memiliki waktu pemrosesan yang fix yaitu t, setiap kali mendapatkan CPU, sebuah deadline d ketika proses tersebut harus dilayani oleh CPU, dan sebuah periode p. Hubungan antara waktu pemrosesan, deadline, dan periode dapat dinyatakan sebagai 0 < t < d < p. Rate dari sebuah proses berperiodik adalah 1/p.

Gambar 24.1. Proses Berkala

227

Rate Monotonic

Hal yang tidak biasa dari bentuk penjadwalan ini adalah proses akan mengumumkan deadline-nya pada penjadwal. Kemudian dengan algoritma admission-control, penjadwal akan menyatakan bahwa proses akan diselesaikan tepat waktu atau ditolak permohonannya karena tidak dapat menjamin bahwa proses akan dapat dilayani sesuai deadline. Beberapa algoritma penjadwalan untuk sistem waktu nyata keras:

Rate Monotonic Algoritma ini menjadwalkan proses berperiodik berdasarkan ketentuan prioritas statik dengan preemption. Jika proses berprioritas rendah sedang berjalan dan proses berprioritas tinggi siap untuk dijalankan, maka yang akan didahulukan adalah proses berprioritas rendah. Untuk memasuki sistem, setiap proses berperiodik mendapatkan prioritas dengan inversi berdasarkan periodenya: periode lebih pendek, prioritas tinggi, periode lebih panjang, prioritas rendah. Semakin rendah periodenya maka akan semakin tinggi prioritasnya, dan demikian pula sebaliknya. Contoh penjadwalan menggunakan rate monotonic : diketahui 2 buah proses P1 dan P2, dimana periode P1 adalah 50 dan periode P2 adalah 100. Sedangkan waktu pemrosesan untuk P1 adalah t1=20 dan untuk P2 adalah t2=35. Deadline dari proses mempersyaratkan untuk menyelesaikan CPU burstnya pada awal dari periode berikutnya. Utilisasi CPU dari proses P1 yang merupakan rasio t1/p1, adalah 20/50=0,40 dan utilisasi CPU dari proses P2 adalah 35/100=0,35 sehingga total utilisasi CPUnya adalah75%. Oleh karena itu, tampaknya kita bisa menjadwal proses ini dalam sebuah cara yang dapat memenuhi deadline dan menyisakan cycle untuk CPU. Dengan menggunakan penjadwalan rate monotonic, P1 akan mendapat prioritas lebih tinggi dari P2, karena periode P1 lebih pendek daripada P2. P1 mulai terlebih dahulu dan menyelesaikan CPU burst pada waktu 20 (memenuhi deadline pertama). Kemudian dilanjutkan dengan P2 sampai dengan waktu 50. pada waktu ini, P2 di preempted oleh P1, walaupun P2 masih memiliki sisa 5 miliseconds di CPU burst-nya. P1 menyelesaikan CPU burst-nya di waktu 70, di waktu ini penjadwal melanjutkan P2. P2 menyelesaikan CPU burst-nya di waktu 75, memenuhi deadline pertamanya. Sistem idle sampai waktu 100, kemudian P1 dijadwalkan kembali.

Earliest-Deadline-First Penjadwalan dilakukan berdasarkan deadline, yaitu semakin dekat deadline-nya maka semakin tinggi prioritasnya, dan demikian pula sebaliknya. Ketentuan yang berlaku, ketika proses akan mulai jalan, maka proses akan mengumumkan syarat deadline-nya pada sistem. Prioritas harus ditentukan untuk menggambarkan deadline dari proses yang baru dapat berjalan. Contoh penjadwalan mengunakan Earliest Deadline First: P1 memiliki p1=50 dan t1=25 dan P2 memiliki p2=80 dan t2=35. P1 akan mendapat prioritas awal lebih tinggi karena P1 lebih mendekati deadline daripada P2. Kemudian dilanjutkan oleh P2 di akhir burst time dari P1. apabila pada penjadwalan rate monotonic membiarkan P1 untuk melanjutkan kembali, maka pada EDF, P2 (deadline pada 80) yang melanjutkan karena lebih dekat deadline daripada P1 (deadline pada 100). Jadi, P1 dan P2 telah menemui deadline pertama-nya. Proses P1 mulai jalan lagi di waktu 60 dan menyelesaikan CPU burst time keduanya di waktu 85, juga menemui deadline keduanya di waktu 100. P2 mulai jalan di titik ini, hanya dapat di preempted oleh P1 diawal periode selanjutnya di waktu 100. P2 di preempted karena P1 memiliki deadline lebih awal (waktu 150) dari pada P2 (pada waktu 160). Di waktu 125, P1 menyelesaikan CPU burst-nya dan P2 melanjutkan eksekusinya, selesai di waktu 145 dan menemui deadline-nya. Sistem idle sampai waktu 150, kemudian P1 dijadwalkan untuk dijalankan lagi. Berbeda dengan algoritma rate-monotonic, penjadwalan EDF tidak membutuhkan proses periodik, dan tidak juga membutuhkan jumlah waktu CPU per-burst yang konstan. Syarat satu-satunya dari penjadwalan EDF adalah proses mengumumkan deadlinenya pada penjadwal ketika dapat jalan. Secara teoritis, algoritma ini optimal, yaitu dapat memenuhi semua deadline dari proses dan juga dapat menjadikan utilisasi CPU menjadi 100%. Namun dalam kenyataannya hal tersebut sulit terjadi karena biaya dari context switching antara proses dan interrupt handler.

228

Proportional Share

Proportional Share Penjadwalan ini akan mengalokasikan T bagian diantara semua aplikasi. Sebuah aplikasi dapat menerima N bagian waktu, yang menjamin bahwa aplikasi akan memiliki N/T dari total waktu prosesor. Sebagai contoh, diasumsikan ada total dari T=100 bagian untuk dibagi diantara tiga proses yaitu, A, B, dan C. A mendapatkan 50 bagian, B mendapat 15 bagian, dan C mendapat 20 bagian. Hal ini menjamin bahwa A akan mendapat 50% dari total proses, B mendapat 15% dari total proses, dan C mendapat 20% dari total proses. Penjadwalan proportional share harus bekerja dengan memasukkan ketentuan admission control untuk menjamin bahwa aplikasi mendapatkan alokasi pembagian waktunya. Ketentuan admission control hanya akan menerima permintaan klien terhadap sejumlah bagian apabila bagian yang diinginkan tersedia. Dicontoh kita sebelumnya, kita telah mengalokasikan 50+15+20=75 bagian dari total 100 bagian. Jika sebuah proses baru D meminta 30 bagian, admission controller seharusnya meniadakan entryD ke dalam sistem.

24.7. Penjadwalan Disk Penjadwalan disk yang telah kita pelajari pada bab sebelumnya memfokuskan untuk menangani data yang konvensional, yang memiliki sasaran yaitu fairness dan throughput. Sedangkan pada bab ini data yang kita pelajari adalah data yang continuous. Data continuous memiliki dua constraint yang tidak dimiliki oleh data konvensional yaitu: timing deadline dan rate requirements. Kedua constraint tersebut harus dipenuhi untuk mempertahankan jaminan QOS (Quality Of Service), dan algoritma penjadwalan disk harus dioptimalkan untuk constraint. Sayangnya, kedua constraint tersebut sering terjadi konflik. Data continuous biasanya membutuhkan kecepatan bandwidth disk yang sangat besar untuk memenuhi rate-requirements data. Karena disk memiliki transfer rate yang relatif rendah dan latency rate yang relatif tinggi maka penjadwal disk harus mengurangi waktu latensi untuk menjamin bandwidth yang tinggi. Bagaimanapun, mengurangi waktu latensi mungkin berakibat dalam sebuah penjadwalan policy yang tidak memberikan prioritas pada deadline.

Earliest-Deadline-First Penjadwalan EDF yang digunakan pada penjadwalan proses pada sistem waktu nyata dapat digunakan juga untuk melakukan penjadwalan disk pada data yang continuous. EDF mirip dengan shortest-seektime-first (SSTF), kecuali dalam melayani permintaan terdekat dengan silinder saat itu karena EDF melayani permintaan yang terdekat dengan deadline. Masalah yang dihadapi dari pendekatan ini adalah pelayanan permintaan yang kaku berdasarkan deadline akan memiliki seek time yang tinggi, karena head dari disk harus secara random mencari posisi yang tepat tanpa memperhatikan posisinya saat ini. Sebagai contoh, disk head pada silinder 75 dan antrian dari silinder (diurutkan berdasarkan deadline) adalah 98, 183, 105. Dengan EDF, maka head akan bergerak dari 75, ke 98, ke 183 dan balik lagi ke 105 (head melewati silinder 105 ketika berjalan dari 98 ke 183). Hal ini memungkinkan penjadwal disk telah dapat melayani permintaan silinder 105 selama perjalanan ke silinder 183 dan masih dapat menjaga persyaratan deadline dari silinder 183.

Scan EDF Masalah dasar dari penjadwalan EDF yang kaku adalah mengabaikan posisi dari read-write head dari disk, ini memungkinkan pergerakan head melayang secara liar ke dan dari disk, yang akan berdampak pada seek time yang tidak dapat diterima, sehingga berdampak negatif pada throughput dari disk. Hal ini pula yang dialami oleh penjadwalan FCFS dimana akhirnya dimunculkan penjadwalan SCAN, yang menjadi solusi.

229

Manajemen Berkas

Scan EDF merupakan algoritma hibrida dari kombinasi penjadwalan EDF dengan penjadwalan SCAN. SCAN-EDF dimulai dengan EDF ordering tetapi permintaan pelayanan dengan deadline yang sama menggunakan SCAN order. Apa yang terjadi apabila beberapa permintaan memiliki deadline yang berbeda yang relatif saling tertutup? Pada kasus ini, SCAN-EDF akan menumpuk permintaan, menggunakan SCAN ordering untuk melayani permintaan pelayanan yang ada dalam satu tumpukan. Ada banyak cara menumpuk permintaan dengan deadline yang mirip; satu-satunya syarat adalah reorder permintaan pada sebuah tumpukan tidak boleh menghalangi sebuah permintaan untuk dilayani berdasarkan deadline-nya. Apabila deadline tersebar merata, tumpukan dapat diatur pada grup pada ukuran tertentu. Pendekatan yang lain adalah dengan menumpuk permintaan yang deadlinenya jatuh pada treshold waktu yang diberikan, misalnya 10 permintaan pertumpukan.

24.8. Manajemen Berkas Berkas adalah kumpulan informasi yang berhubungan sesuai dengan tujuan pembuat berkas tersebut. Berkas dapat mempunyai struktur yang bersifat hierarkis (direktori, volume, dll). Sistem operasi memberikan tanggapan atas manajemen berkas untuk aktivitas-aktivitas berikut: • Pembuatan dan penghapusan berkas • Pembuatan dan penghapusan direktori • Primitif-primitif yang mendukung untuk memanipulasi berkas dan direktori • Pemetaan berkas ke secondary storage • Melakukan back-up berkas ke media penyimpanan yang stabil (Non-volatile) Karakteristik sistem multimedia: • Berkas multimedia biasanya memiliki ukuran yang besar. Contoh, sebuah berkas MPEG-1 video yang berdurasi 100 menit membutuhkan kira-kira 1.125 GB ruang penyimpanan. • Data continouos memerlukan rate yang sangat tinggi. Misalnya dalam sebuah video digital, dimana frame dari video yang ingin ditampilkan beresolusi 800 x 600. apabila kita menggunakan 24 bits untuk merepresentasikan warna pada setiap pixel, tiap frame berarti membutuhkan 800 x 600 x 24 = 11.520.000 bits data. Jika frame-frame tersebut ditampilkan pada kecepatan 30 frame/detik, maka bandwidth yang diperlukan adalah lebih dari 345 Mbps. • Aplikasi multimedia sensitif terhadap timing delay selama pemutaran ulang. Setiap kali berkas continouos media dikirim kepada klien, pengiriman harus kontinu pada kecepatan tertentu selama pemutaran media tersebut. Hal ini dilakukan agar pada saat user menonton atau mendengar berkasberkas multimedia tidak terputus-putus.

24.9. Manajemen Jaringan Di subbab sebelumnya telah dijelaskan mengenai algoritma penjadwalan CPU dan disk yang difokuskan mengenai tekhnik yang digunakan agar memenuhi persyaratan kualitas service dari sebuah aplikasi multimedia yang lebih baik. Jika berkas multimedia dikirimkan melalui sebuah jaringan (internet), pokok persoalan yang berhubungan adalah bagaimana jaringan tersebut dapat mengirimkan data multimedia secara signifikan dan permintaan QOS juga terpenuhi. Ketika suatu data dikirim melalui jaringan, proses transmisi yang berlangsung pasti mengalami hambatan atau keterlambatan yang disebabkan oleh lalu lintas jaringan yang begitu padat. Dalam kaitannya dengan multimedia, pengiriman data dalam sebuah jaringan harus memperhatikan masalah waktu. Yakni penyampaian data kepada klien harus tepat waktu atau paling tidak dalam batas waktu yang masih bisa ditoleransi. Di subbab berikutnya, akan membahas 2 pendekatan lain untuk mengatasi persyaratan media continuous yang unik.

24.10. Uni/Multicasting

230

Streaming Protocol

Secara umum, ada 3 metode untuk melakukan pengiriman suatu data dari server ke klien melalui sebuah jaringan: • Unicasting. Server mengirim data ke klien tunggal. Apabila data yang ingin dikirim ke lebih dari satu klien, maka server harus membangun sebuah unicast (pengiriman paket informasi ke satu tujuan) yang terpisah untuk masing-masing klien. • Broadcasting. Server mengirim data ke semua klien yang ada meskipun tidak semua klien meminta/membutuhkan data yang dkirim oleh server. • Multicasting. Server mengirim data ke suatu grup penerima data (klien) yang menginginkan data tersebut. Metode ini merupakan metode yang berada dipertengahan metode unicasting dan broadcasting.

24.11. Streaming Protocol Bagaimana cara sebuah media streaming dapat dikirimkan ke klien? Salah satu pendekatan adalah dengan mengalirkan media dari sebuah web server standar yang menggunakan hypertext transport protocol (HTTP). Protokol tersebut digunakan untuk mengirim dokumen dari sebuah web server. Biasanya, klien menggunakan sebuah media player, seperti QuickTime, RealPlayer, atau Windows Media Player, untuk memutar kembali media yang dialirkan oleh web server standar. Biasanya, pertama-tama klien meminta sebuah metafile, yang berisi lokasi sebuah berkas streaming media. Metafile tersebut dikirimkan ke web browser klien, dan browser akan membuka berkas yang dimaksud dengan memilah media player yang sesuai dengan jenis media yang dispesifikasikan di metafile. Masalah yang muncul jika pengiriman streaming media dari sebuah web server standar adalah web server tidak dapat memelihara status koneksi dengan klien. Hal ini dapat terjadi karena HTTP merupakan protokol yang stateless. Akibatnya, klien akan mengalami kesulitan pada saat ia melakukan pause selama pengiriman streaming media masih berlangsung. Pelaksanaan pause akan menyebabkan web server harus mengetahui status mana yang akan dimulai kembali ketika klien memutar ulang. Strategi alternatif yang dapat dilakukan untuk menanggulangi hal diatas adalah dengan menggunakan server streaming khusus yang didesain untuk men-streaming media, yaitu real time streaming protocol (RTSP). RTSP didesain untuk melakukan komunikasi antara server yang melakukan streaming dengan media player. Keuntungan RTSP adalah bahwa protokol ini menyediakan koneksi yang memiliki status antara server dan klien, yang dapat mempermudah klien ketika ingin melakukan pause atau mencari posisi random dalam stream ketika memutar kembali data. RTSP memiliki empat buah perintah. Perintah ini dikirim dari klien ke sebuah server streaming RTSP. Keempat perintah tersebut adalah: • Setup. Server mengalokasikan sumber daya kepada sesi klien. • Play. Server mengirim sebuah stream ke sesi klien yang telah dibangun dari perintah setup sebelumnya. • Pause. Server menunda pengiriman stream namun tetap menjaga sumber daya yang telah dialokasikan. • Teardown. Server memutuskan koneksi dan membebas tugaskan sumber daya yang sebelumnya telah digunakan.

Gambar 24.2. Finite-State Machine yang merepresentasikan RTSP

24.12. Kompresi

231

Rangkuman

Karena ukuran dan persyaratan rate pada sistem multimedia, berkas multimedia sering dikompresi dari ukuran aslinya ke ukuran yang lebih kecil. Sebuah berkas yang sudah dikompres, akan mengurangi space untuk penyimpanan dan dapat dikirim ke klien lebih cepat. Kompresi sangat berguna pada saat mengirimkan sebuah isi berkas melalui koneksi jaringan. Dalam diskusi mengenai kompresi berkas, kita sering merujuk ke ratio kompresi, yang mana ratio dari ukuran berkas asli banding ukuran berkas yang dikompres. Sekali sebuah file telah dikompres, file tersebut harus didekompresikan sebelum dapat diakses. Fitur yang terdapat pada algoritma kompresi berkas mempengaruhi pada saat dekompresinya. Algoritma kompresi diklasifikasikan menjadi dua jenis, yaitu: • Algoritma kompresi Lossy. Kompresi menggunakan lossy, beberapa bagian data asli hilang ketika berkas di decoded. Keuntungan dari algortima ini adalah bahwa rasio kompresi cukup tinggi. Hal ini dikarenakan cara algoritma lossy yang mengeliminasikan beberapa data dari suatu berkas. Namun data yang dieliminasikan biasanya adalah data yang kurang diperhatikan atau diluar jangkauan manusia, sehingga pengeliminasian data tersebut kemungkinan besar tidak akan mempengaruhi manusia yang berinteraksi dengan berkas tersebut. Beberapa algoritma lossy digunakan di operasi video dengan hanya menyimpan perbedaan diantara frame berturut-turut. Contoh format gambar yang menggunakan algoritma lossy adalah JPEG. • Algoritma kompresi Lossless. Kompresi menggunakan lossless menjamin bahwa berkas yang dikompresi dapat selalu dikembalikan ke bentuk aslinya. Algoritma lossless digunakan untuk kompresi berkas text, seperti program komputer (berkas zip, rar, dll), karena kita ingin mengembalikan berkas yang telah dikompres ke status aslinya. Contoh format gambar yang menggunakan algoritma lossless adalah GIF and PNG

24.13. Rangkuman Sistem waktu nyata adalah sebuah sistem komputer yang mengutamakan pencapaian hasil dalam sebuah periode deadline; hasil yang tiba setelah periode deadline berlalu adalah tak berguna. Ada dua tipe dari sistem waktu nyata yaitu: sistem waktu nyata keras dan sistem waktu nyata lembut. Sistem waktu nyata keras menjamin pekerjaan yang kritis akan diselesaikan dengan tepat waktu. Sedangkan, sistem waktu nyata lembut adalah sistem yang kurang membatasi, dimana pekerjaan yang kritis mendapat prioritas setelah pekerjaan lain. Sebuah sistem operasi yang mendukung sistem waktu nyata harus menyediakan salah satu atau gabungan dari tiga fitur yang ada, fitur-fitur tersebut antara lain: • Penjadwalan berdasarkan prioritas • Kernel preemptif • Pengurangan latensi Algoritma yang digunakan untuk penjadwalan sistem waktu nyata keras ada 3 yaitu: penjadwalan Rate-monotonic, earliest deadline first dan proportional share. Penjadwalan rate monotonic menentukan bahwa proses yang lebih sering membutuhkan CPU memiliki prioritas lebih tinggi daripada proses yang kurang sering membutuhkan CPU. Penjadwalan Earliest-first deadline memberi prioritas berdasarkan deadline yang akan datang (deadline lebih awal, prioritas lebih tinggi). Penjadwalan proportional share menggunakan teknik membagi waktu prosessor menjadi bagian dan memberi masing-masing jumlah bagian proses, kemudian menjamin waktu CPU masing-masing proses. Aplikasi multimedia banyak digunakan di sistem komputer modern saat ini. Berkas multimedia terdiri dari berkas audio dan video, yang dapat dikirim ke sistem seperti komputer desktop, handphone, PDA. Perbedaan utama antara data multimedia dan data konvensional adalah data multimedia memiliki persyaratan rate tertentu dan persyaratan deadline. Penjadwalan disk biasanya menggunakan persyaratan deadline pada sebuah berkas multimedia sebagai sebuah kriteria penjadwalan. Kedua persyaratan tersebut harus dipenuhi untuk mempertahankan jaminan QOS (Quality Of Service), dan algoritma penjadwalan disk harus dioptimalkan untuk memenuhi persyaratan tersebut. Algoritma yang digunakan untuk melakukan penjadwalan disk ada dua yaitu: penjadwalan Earliest-Deadline-First (EDF) dan SCAN-EDF.

232

Rangkuman

Manajemen berkas merupakan salah satu komponen dari sebuah sistem operasi. Sistem operasi memberikan tanggapan atas manajemen file untuk aktivitas-aktivitas berikut: pembuatan dan penghapusan berkas, pembuatan dan penghapusan direktori, pemanipulasian terhadap sebuah berkas atau direktori, memetakan berkas ke secondary storage, serta melakukan back-up sebuah berkas ke media penyimpanan yang bersifat permanen (non-volatile). Berkas multimedia memiliki 3 karakteristik yaitu: memiliki ukuran berkas yang besar, memiliki rate yang tinggi, dan sensitif terhadap timing delay. Manajemen jaringan membutuhkan protokol untuk menangani delay dan jitter yang disebabkan oleh jaringan. Ada dua cara untuk mengatasi delay dan jitter selama pengiriman berkas multimedia melalui jaringan yaitu: uni/multicasting dan Real Time Streaming Protocol (RTSP). Kompresi merupakan pengukuran suatu berkas menjadi ukuran yang lebih kecil dari berkas aslinya. Kompresi sangat berguna pada saat mengirimkan sebuah isi berkas melalui koneksi jaringan. Hal ini menyebabkan pengiriman berkas yang telah dikompresi lebih cepat jika dibandingkan dengan berkas yang belum dikompresi. Algoritma yang digunakan untuk mengkompresi sebuah berkas multimedia adalah algoritma lossy dan lossless.

Rujukan [DONNY2005] Abas Ali Pangera dan Donny Ariyus. 2005. Sistem operasi. First Edition. Penerbit Andi. [Silberschatz2005] Abraham Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons.

233

234

Bab 25. Perancangan dan Pemeliharaan 25.1. Pendahuluan Merancang sebuah sistem operasi merupakan hal yang sulit. Merancang sebuah sistem sangat berbeda dengan merancang sebuah algoritma. Hal tersebut disebabkan karena keperluan yang dibutuhkan oleh sebuah sistem sulit untuk didefinisikan secara tepat, lebih kompleks dan sebuah sistem memiliki struktur internal dan antarmuka internal yang lebih banyak serta ukuran dari kesuksesan dari sebuah sistem sangat abstrak. Sekumpulan kebutuhan dapat juga didefinisikan oleh orang-orang yang harus mendesain, membuat, memelihara dan mengoperasikan sistem operasi seperti: sistem operasi harus mudah didesain, diimplementasikan dan dipelihara, sistem harus fleksibel, dapat diandalkan, bebas eror dan efisien. Pemeliharaan sistem operasi penting untuk dilakukan. Hal tersebut merupakan salah satu cara untuk menjaga agar sistem operasi dapat bekerja dengan baik. Pemeliharaan sistem operasi menyangkut bagaimana nantinya sistem operasi dapat bekerja untuk memenuhi tiga kebutuhan, yaitu: fungsionalitas: apakah sistem tersebut dapat bekerja dengan baik; kecepatan: apakah sistem tersebut dapat memproses dengan cepat?; dan fault-tolerant: apakah sistem dapat terus bekerja apabila terjadi kesalahan pada hardware. Sebelum kita berbicara tentang bagaimana merancang sebuah sistem operasi, akan sangat baik apabila kita tahu apa yang harus dilakukan oleh sebuah sistem operasi. Hal tersebut dapat dijabarkan menjadi tiga, yaitu: abstraksi hardware, manajemen sumber daya dan user interface.

Abstraksi Hardware Abstraksi Hardware adalah proses penyederhanaan dan penyembunyian informasi. Inti dari abstraksi hardware adalah mendapatkan hardware-hardware yang kompleks dan membuatnya sesuai untuk interface yang simple dan terdefinisi dengan baik. Abstraksi diperlukan karena meliputi bagaimana cara untuk berhadapan dengan failure apabila device harus fault tolerant. Ada dua alasan mengapa abstraksi hardware penting: simplicity dan compatibility. • Simplicity adalah mengenali proses-proses kompleks sehingga tidak terjadi duplikasi. Proses-proses kompleks tersebut harus dilakukan satu kali, tetapi dalam sistem dimana banyak aplikasi yang melakukan proses tersebut, akan menjadi desain yang buruk apabila setiap developer aplikasi mengimplementasikan ulang proses tersebut. Dan sistem operasi mengatasi hal ini dengan baik. Sistem operasi menyediakan media antarmuka yang lebih sederhana untuk aplikasi. • Compatibility, hampir semua tujuan umum sistem operasi adalah dapat mengoperasikan semua hardware. Akan sangat baik apabila setiap bagian kecil dari hardware yang melakukan hal yang sama berkomunikasi menurut standar interface, tetapi itu tidak benar. Beberapa bagian kecil dari sistem perlu untuk tahu apa tipe dan bagaimana cara berkomunikasi dengan suatu hardware. Sistem operasi melakukan hal tersebut, dan kemudian menampilkan aplikasi dengan interface yang sama, tidak bergantung dengan tipe hardware. Dengan begitu, aplikasi dapat bekerja dengan tipe hardware apa saja.

Manajemen Sumber Daya Sebagai tambahan terhadap abstraksi hardware, umumnya sistem operasi mengatur sumber daya dari sistem dengan baik. Sumber daya adalah istilah umum yang dapat merujuk pada setiap komponen dari sistem yang sanggup melakukan perkerjaan. contohnya, processor adalah sumber daya, begitu juga RAM dan disk. Sound card dan network card juga sumber daya walaupun tidak semua hardware adalah sumber daya. Untuk pengaturan sumber daya yang lebih baik, sistem operasi dapat membagi sumber daya menjadi sub-sumber daya yang sejenis. Misalnya, disk adalah sumber daya, tetapi melalui file system, sistem operasi dapat membagi disk menjadi file, yang mana juga sumber daya. Manajemen

235

User Interface

sumber daya adalah proses pemberian sumber daya kepada aplikasi untuk digunakan. Hal tersebut dilakukan dengan cara yang berbeda-beda untuk sumber daya yang berbeda, dengan perbedaan utama terletak pada multiplexing, locking dan access control. • Multiplexing adalah berbagi sebuah sumber daya antara akses-akses yang berlangsung bersamaan. ini adalah perhatian utama untuk multitasking sistem operasi. Banyak sumber daya dapat di share untuk menyediakan akses bagi aplikasi-aplikasi yang berbeda. • Locking beberapa device mungkin tidak dapat di multiplexed. Contohnya, backup device tidak dapat segera di multiplex apabila dua aplikasi mau melakukan backup dalam waktu yang bersamaan. Ini adalah error. Tetapi sistem operasi tidak seharusnya membiarkan error ini terjadi dan berpengaruh besar pada sistem. Untuk memastikan hal ini, sistem operasi menyediakan beberapa jenis locking ketika device tidak dapat di multiplex. Locking menjamin bahwa hanya satu aplikasi saja yang mempunyai akses ke sebuah device dalam waktu yang ditentukan. • Access Control kadang manajemen sumber daya tidak melibatkan pemecahan masalah dari beberapa proses pengaksesan hardware. Malahan, manajemen sumber daya melibatkan perlindungan proses dari proses lainnya. Security secara khas terimplementasikan di beberapa bentuk sebagai bagian dari manajemen sumber daya. Access control adalah kontrol sumber daya yang disediakan oleh sistem operasi untuk menguatkan batasan-batasan security. Contohnya, sebuah sistem operasi mungkin akan memperbolehkan sebuah aplikasi untuk membuat file yang secara spesifik hanya pengguna tertentu saja yang diperbolehkan untuk menggunakannya.

User Interface Tujuan ketiga dari sistem operasi adalah untuk menyediakan beberapa jenis media tatap muka bagi pengguna untuk mempermudah mengontrol sistem dan menjalankan aplikasi-aplikasi. Tujuan ini membawa perancangan sistem operasi jauh dari pertanyaan-pertanyaan teknis yang umumnya ada di diskusi sistem operasi dan lebih ke arah pertanyaan psikologis mengenai cara terbaik untuk berinteraksi antara manusia dan sistem. User interface juga aspek yang sangat modular dari perancangan sistem operasi. dengan demikian, antarmuka pengguna dapat dipaksa ke urutan atas dari perancangan-perancangan lain dengan mudah. Adapun prinsip-prinsip dalam merancang sistem operasi adalah: 1. Extensibility. Extensibility terkait dengan kapasitas sistem operasi untuk tetap mengikuti perkembangan teknologi komputer, sehingga setiap perubahan yang terjadi dapat difasilitasi setiap waktu, pengembang sistem operasi modern menggunakan arsitektur berlapis, yaitu struktur yang modular. Karena struktur yang modular tersebut, tambahan subsistem pada sistem operasi dapat ditambahkan tanpa mempengaruhi subsistem yang sudah ada. 2. Portability. Suatu sistem operasi dikatakan portable jika dapat dipindahkan dari arsitektur hardware yang satu ke yang lain dengan perubahan yang relatif sedikit. Sistem operasi modern dirancang untuk portability. Keseluruhan bagian sistem ditulis dalam bahasa C dan C++. Semua kode prosesor diisolasi di DLL (Dynamic Link Library) disebut dengan abstraksi lapisan hardware. 3. Reliability. Adalah kemampuan sistem operasi untuk mengatasi kondisi error, termasuk kemampuan sistem operasi untuk memproteksi diri sendiri dan penggunanya dari software yang cacat. Sistem operasi modern menahan diri dari serangan dan cacat dengan menggunakan proteksi perangkat keras untuk memori virtual dan mekanisme proteksi perangkat lunak untuk sumber daya sistem operasi. 4. Security. Sistem operasi harus memberikan keamanan terhadap data yang disimpan dalam semua drive. 5. High Performance. Sistem operasi dirancang untuk memberikan kinerja tinggi pada sistem desktop, server sistem multi-thread yang besar dan multiprosesor. untuk memenuhi kebutuhan kinerja, sistem operasi menggunakan variasi teknik seperti asynchronous I/O, optimized protocols untuk jaringan, grafik berbasis kernel, dan caching data sistem berkas. Untuk merancang sistem operasi diperlukan persiapan-persiapan yang matang. persiapan-persiapan yang diperlukan dalam merencanakan perancangan sistem operasi yaitu: 1. Memikirkan dimana nantinya sistem operasi akan dijalankan. ini dikarenakan banyaknya sistem komputer dan masing-masing sistem komputer tidak saling mendukung. 2. Memikirkan kegunaan sistem operasi tersebut. fungsi sistem operasi sebagai pelayan bagi program aplikasi dan masing-masing program aplikasi mempunyai tujuan-tujuan tertentu yang

236

Perancangan Antarmuka

saling berbeda. disinilah perlu dipikirkan kegunaan sistem operasi yang akan dirancang. akan tetapi, biasanya sistem operasi dirancang agar dapat menjalankan berbagai macam aplikasi. Sistem operasi ini disebut sistem operasi umum, tetapi kadang sistem operasi ditujukan bagi aplikasi-aplikasi tertentu saja, misalnya sistem operasi database. 3. Bahasa pemrograman yang akan digunakan. banyak bahasa pemrograman yang dapat digunakan untuk merancang sistem operasi dan tiap-tiap bahasa mempunyai kekurangan dan kelebihan, tetapi bahasa apapun yang jadi pilihan nantinya haruslah sudah dikuasai dengan baik.

25.2. Perancangan Antarmuka Merancang antarmuka merupakan bagian yang paling penting dari merancang sistem. Biasanya hal tersebut juga merupakan bagian yang paling sulit, karena dalam merancang antarmuka harus memenuhi tiga persyaratan: sebuah antarmuka harus sederhana, sebuah antarmuka harus lengkap, dan sebuah antarmuka harus memilki kinerja yang cepat. Alasan utama mengapa antarmuka sulit untuk dirancang adalah karena setiap antarmuka adalah sebuah bahasa pemrograman yang kecil: antarmuka menjelaskan sekumpulan objek-objek dan operasi-operasi yang bisa digunakan untuk memanipulasi objek. Dalam proses pengembangan antarmuka, kita bisa atau mungkin saja tidak bisa memisahkannya dari seluruh proses pengembangan sebuah produk. Walaupun begitu, fokus dari dua proses tersebut sangatlah berbeda. Dalam proses pengembangan antarmuka, fokus haruslah terletak pada elemenelemen antarmuka dan objek-objek yang pengguna lihat dan gunakan, dibandingkan dengan kemampuan sebuah program. Elemen-Elemen dalam perancangan antarmuka adalah 1. Mendefinisikan konsep. Mengumpulkan kebutuhan-kebutuhan pengguna dan mendefinisikan desain secara konseptual. 2. Memvalidasi konsep. Mengevaluasi konseptual desain tersebut. 3. Merancang. Mengevaluasi prototype. Menandai dan memperbaiki masalah-masalah yang ditemukan. 4. Pengembangan. Melakukan pengujian secara berkala terhadap desain yang lebih dahulu dibuat dan desain yang paling terakhir dibuat. Menandai dan memperbaiki masalah-masalah yang ditemukan.

Gambar 25.1. Empat Tahap Proses Perancangan Antarmuka

237

Implementasi

Proses yang secara rinci menggambarkan bagaimana perancangan dan pengembangan antarmuka terlihat pada gambar di atas. Empat tahap utama dalam proses tersebut adalah: • Mengumpulkan atau menganalisa informasi dari pengguna. • Merancang Antarmuka. • Mengembangkan Antarmuka. • Memvalidasi Antarmuka. Proses-proses tersebut independen dari hardware dan software, sistem operasi dan peralatan yang digunakan untuk merancang dan mengembangakan produk. IBM Common User Access (CUA) interface design guide adalah yang pertama kali mendeskripsikan proses perancangan antarmuka secara iteratif. 1. Mengumpulkan atau Menganalisa Informasi Pengguna. Proses perancangan antarmuka dimulai dari memahami pengguna. Sebelum merancang antarmuka, kita harus mengetahui masalah apa yang ingin pengguna selesaikan dan bagaimana mereka melakukan pekerjaan mereka. Pengumpulan dan penganalisaan aktivitas-aktivitas pada tahap pertama ini dapat dijabarkan dalam lima langkah: • Menentukan profil pengguna. • Melakukan analisa terhadap task-task pengguna. • Mengumpulkan kebutuhan-kebutuhan pengguna. • Menganalisa user environments. • Mencocokan kebutuhan tersebut dengan task. 2. Merancang Antarmuka. Dalam merancang antarmuka ada beberapa tahapan yang harus dilalui, yaitu: • Menjelaskan kegunaan dan tujuan. • Menetapkan icon objek, views, dan representasi visual. • Merancang objek dan jendela menu • Memperbaiki rancangan visual. 3. Mengembangkan Antarmuka. Hal pertama yang bisa dilakukan dalam membangun antarmuka adalah membangun prototype. Membangun prototype adalah cara yang berharga dalam membuat rancangan awal dan membuat demonstrasi produk dan penting untuk pengujian kegunaan antarmuka. Dari prototype tersebut, perancang antarmuka dapat mulai membangun antarmuka secara utuh. Ketika membuat prototype, sangat penting untuk diingat bahwa prototype harus dapat di buang setelah digunakan (disposable). Jangan takut untuk membuang sebuah prototype. Tujuan dalam membuat prototype adalah untuk mempercepat dan mempermudah dalam memvisualisasikan desain alternatif dan konsep, bukan untuk membangun kode yang akan digunakan sebagai bagian dari produk. 4. Melakukan Validasi Terhadap Antarmuka. Evaluasi kegunaan adalah bagian penting dari proses pengembangan, untuk mengetahui bagaimana tanggapan pengguna terhadap antarmuka yang telah dibuat. Evaluasi ini akan digunakan untuk memperbaiki kekurangan pada antarmuka yang telah dibangun. Aturan emas dalam perancangan antarmuka: • Buat Pengguna menguasai antarmuka. • Kurangi user's memory load • Buat antarmuka konsisten

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

238

Mekanisme dan Kebijakan

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 penjadwalan problem. Perlu atau tidaknya sistem mengalokasikan sumber daya, kebijakan yang menentukan. Tapi bagaimana dan apa, mekanismelah yang menentukan.

25.4. Kinerja Kinerja sebuah sistem ditentukan oleh komponen-komponen yang membangun sistem tersebut. Kinerja yang paling diinginkan ada pada sebuah sistem adalah bebas error, cepat dan fault-tolerant.

Fault-tolerant Beberapa sistem perlu untuk tetap berjalan apapun yang terjadi. Sistem-sistem ini didesain untuk memulihkan secara sempurna dari masalah hardware dan tetap berjalan. Maka dari itu, fault-tolerant sistem operasi adalah menyembunyikan kegagalan hardware dari aplikasi yang sedang menggunakan hardware tersebut.

25.5. Pemeliharaan Sistem Pemeliharaan sistem sangatlah penting bagi pengguna sistem. Karena, seringkali penggunaan sistem operasi menjadi tidak aman karena alasan-alasan seperti: • Sistem terinfeksi malware aktif • Sistem berkas corrupt • Perangkat keras melemah Untuk mencegah hal-hal tesebut, digunakanlah mOS(maintenance Operating system) yang berfungsi untuk: • Manajemen Malware yang aktif • Pemulihan data (recovery) dan perbaikan sistem berkas • Diagnosa perangkat keras. mOS tidak menulis ke disk atau menjalankan kode apapun dari disk, memiliki akses langsung ke perangkat keras, dan hanya membutuhkan sedikit bagian dari perangkat keras untuk bekerja dengan sempurna. Selain dengan mOS, kita juga dapat memelihara sistem (pada windows) dengan cara-cara yang sederhana seperti: • Jangan pernah mematikan power sampai sistem benar-benar sudah shutdown. • Buatlah backup data-data yang penting. • Lakukan defragment setidaknya satu bulan sekali • Sisakan sedikitspace kosong di partisi tempat sistem operasi berada. • Gunakan firewall jika anda terkoneksi dengan jaringan. • Lakukan pengecekan virus secara rutin.

25.6. Tunning

239

Trend

Tuning dengan tujuan optimisasi kinerja adalah proses memodifikasi sebuah sistem untuk membuat beberapa aspek bekerja lebih efisien atau menggunakan sumber daya lebih sedikit. Dengan kata lain, tuning berarti mencari titik kelemahan dari suatu sistem dan memperbaikinya agar bisa jauh lebih baik lagi. Tuning akan terpusat pada meningkatkan hanya satu atau dua aspek dari kinerja: waktu eksekusi, penggunaan memori, kapasitas disk, bandwith, konsumsi power, atau sumber daya lainnya. Namun peningkatan tersebut diimbangi dengan penurunan kinerja lainnya. Misalnya memperbesar ukuran cache mempercepat kinerja, namun meningkatkan penggunaan memori. Salah satu contoh tuning yang biasa kita lakukan adalah defragment. Defragmentation (atau defragging) adalah proses mengurangi jumlah fragmentasi dalam file system. Defragmentation menyusun kembali konten-konten dalam disk dan menyimpan bagian-bagian kecil dari setiap file untuk tetap saling berdekatan. Defragmentation juga berusaha untuk membuat area untuk free space lebih besar dengan menggunakan compaction untuk menghalangi kembalinya fragmentasi. Beberapa defragmenter juga mencoba untuk menjaga file-file yang lebih kecil tetap berada dalam singel directory, karena mereka sering kali diaskes secara berurutan. Selain untuk optimasi kinerja, Adalah mungkin untuk mendesain, mengkode, dan megimplementasikan sebuah sistem operasi khusus untuk satu mesin saja. Pada umumnya sistem operasi dirancang untuk dapat dijalankan pada berbagai jenis mesin, sistemnya harus dikonfigurasikan untuk setiap komputer. Proses ini terkadang disebut sebagai System Generation. Program Sysgen mendapatkan informasi mengenai konfigurasi khusus tentang sistem perangkat keras dari sebuah data, antara lain sebagai berikut: • CPU apa yang digunakan, pilihan yang diinstall. • Berapa banyak memori yang tersedia • Peralatan yang tersedia • Sistem operasi pilihan apa yang diinginkan atau parameter apa yang digunakan.

25.7. Trend Trend sistem operasi sangat dipengaruhi oleh penilaian dari pengguna sistem operasi. Pengguna biasanya lebih memilih sistem operasi yang user friendly, performanya bagus, tidak sering mengalami error, tampilannya cantik, dan lain lain. Trend sistem operasi sampai saat ini ternyata masih dikuasai oleh keluarga Windows. Namun bisa diprediksi bahwa trend sistem operasi pada tahuntahun mendatang akan berkaitan dengan sistem operasi yang bersifat Open Source. Dalam sebuah artikel di web, Linus Torvalds mengatakan bahwa sistem operasi yang open source memungkinkan penggunanya untuk menciptakan sistem yang terbaik sesuai dengan kebutuhan mereka masingmasing.

25.8. Rangkuman Sebelum merancang sistem operasi ada baiknya melakukan persiapan-persiapan terlebih dahulu. Persiapan-persiapan tersebut antara lain: memikirkan dimana nantinya sistem operasi akan dijalankan, memikirkan kegunaan sistem operasi tersebut dan menentukan bahasa pemrograman yang akan digunakan. Selain itu dalam merancang sistem operasi juga sebaiknya berpegangan dengan prinsipprinsip merancang sistem operasi, yaitu: extensibility, portability, reliability, security dan high performance. Pemeliharaan sistem operasi dilakukan untuk menjaga agar sistem operasi tetap stabil dan dapat berkerja sebagaimana mestinya. Trend sistem operasi pada tahun-tahun mendatang akan berkaitan dengan sistem operasi yang bersifat Open Source. Dalam sebuah artikel di web, Linus Torvalds mengatakan bahwa sistem operasi yang open source memungkinkan penggunanya untuk menciptakan sistem yang terbaik sesuai dengan kebutuhan mereka masing-masing.

240

Rangkuman

Rujukan [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [WEBWiki2007] Wikipedia. 2007. Page Replacement Page_replacement_algorithm . Diakses 4 April 2007.

Algortihm


[WEBCDSmith] Chris Smith. 2007. The Common Man's Guide to Operating System Design cdsmith.twu.net/professional/osdesign.html . Diakses 9 Mei 2007.

http://

[WEBQuirke2004] Chris Quirke. 2004. What is a Maintenance OS? http://cquirke.mvps.org/whatmos.htm . Diakses 9 Mei 2007. [BudiHalusSantoso2005] Budi Halus Santoso dan Jubilee Enterprise. 2005. Perancangan Sistem Operasi. First Edition. ANDI Yogyakarta. [Internet News] Internet News. 2007. Linux Creator: Operating Systems Will Follow Internet Trends http:// www.internetnews.com/dev-news/article.php/212891 . Diakses 10 Mei 2007. [WEBWiki2007] Wikipedia. 2007. Optimization (computer Optimization_(computer_science) . Diakses 10 Mei 2007.

science)

[WEBW3Shcools2007] W3Shcools. 2007. OS Platform Statistics browsers_os.asp . Diakses 10 Mei 2007.


http://www.w3schools.com/browsers/

[WEBWiki2007] Wikipedia. 2007. Maintenance OS http://en.wikipedia.org/wiki/Maintenance_OS . Diakses 10 Mei 2007. [WEBInfoHQ] InfoHQ. 2004. Computer Maintenance computer_maintenance_tip.htm . Diakses 9 Mei 2007.

Tips

http://www.infohq.com/Computer/

[Mandel Encyclopedia] Theo Mandel. 2002. User/System Interface Design http://theomandel.com/docs/mandelencyclopedia.pdf . Diakses 4 Juni 2007. [WEBWiki2007] Wikipedia. 2007. Defragmentation http://en.wikipedia.org/wiki/Defragmentation . Diakses 7 Juni 2007.

241

242

Daftar Rujukan Utama [CC2001] 2001. Computing Curricula 2001. Computer Science Volume. ACM Council. IEEE-CS Board of Governors. [Deitel2005] Harvey M Deitel dan Paul J Deitel. 2005. Java How To Program. Sixth Edition. Prentice Hall. [Hariyanto1997] Bambang Hariyanto. 1997. Sistem Operasi . Buku Teks Ilmu Komputer . Edisi Kedua. Informatika. Bandung. [HenPat2002] John L Hennessy dan David A Patterson. 2002. Computer Architecture . A Quantitative Approach . Third Edition. Morgan Kaufman. San Francisco. [Hyde2003] Randall Hyde. 2003. The Art of Assembly Language. First Edition. No Strach Press. [KennethRosen1999] Kenneth H Rosen. 1999. Discrete Mathematics and Its Application. McGraw Hill. [KrutzVines2001] Ronald L Krutz dan Russell D Vines. 2001. The CISSP Prep Guide Mastering the Ten Domains of Computer Security. John Wiley & Sons. [Kusuma2000] Sri Kusumadewi. 2000. Sistem Operasi . Edisi Dua. Graha Ilmu. Yogyakarta. [Love2005] Robert Love. 2005. Linux Kernel Development . Second Edition. Novell Press. [Morgan1992] K Morgan. “The RTOS Difference”. Byte. August 1992. 1992. [PeterDavie2000] Larry L Peterson dan Bruce S Davie. 2000. Computer Networks A Systems Approach. Second Edition. Morgan Kaufmann. [SariYansen2005] Riri Fitri Sari dan Yansen. 2005. Sistem Operasi Modern . Edisi Pertama. Andi. Yogyakarta. [Sidik2004] Betha Sidik. 2004. Unix dan Linux. Informatika. Bandung. [Silberschatz2002] Abraham Silberschatz, Peter Galvin, dan Greg Gagne. 2002. Applied Operating Systems. Sixth Edition. John Wiley & Sons. [Silberschatz2005] Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Grag Gagne. 2005. Operating Systems Concepts. Seventh Edition. John Wiley & Sons. [Stallings2001] William Stallings. 2001. Operating Systems: Internal and Design Principles. Fourth Edition. Edisi Keempat. Prentice-Hall International. New Jersey. [Tanenbaum1997] Andrew S Tanenbaum dan Albert S Woodhull. 1997. Operating Systems Design and Implementation. Second Edition. Prentice-Hall. [Tanenbaum2001] Andrew S Tanenbaum. 2001. Modern Operating Systems. Second Edition. Prentice-Hall. [UU2000030] RI. 2000. Undang-Undang Nomor 30 Tahun 2000 Tentang Rahasia Dagang. [UU2000031] RI. 2000. Undang-Undang Nomor 31 Tahun 2000 Tentang Desain Industri. [UU2000032] RI. 2000. Undang-Undang Nomor 32 Tahun 2000 Tentang Desain Tata Letak Sirkuit Terpadu. [UU2001014] RI. 2001. Undang-Undang Nomor 14 Tahun 2001 Tentang Paten. [UU2001015] RI. 2001. Undang-Undang Nomor 15 Tahun 2001 Tentang Merek. [UU2002019] RI. 2002. Undang-Undang Nomor 19 Tahun 2002 Tentang Hak Cipta. [Venners1998] Bill Venners. 1998. Inside the Java Virtual Machine. McGraw-Hill.

243

[WEBAmirSch2000] Yair Amir dan Theo Schlossnagle. 2000. Operating Systems 00.418: Memory Management – http://www.cs.jhu.edu/ ~yairamir/ cs418/ os5/ . Diakses 29 Mei 2006. [WEBArpaciD2005] Andrea C Arpaci-Dusseau dan Remzi H Arpaci-Dusseau. 2005. CS 537: Introduction to Operating Systems – File System: User Perspective – http://www.cs.wisc.edu/ ~remzi/ Classes/537/ Fall2005/ Lectures/ lecture18.ppt . Diakses 8 Juli 2006. [WEBBabicLauria2005] G Babic dan Mario Lauria. 2005. CSE 660: Introduction to Operating Systems – Files and Directories – http://www.cse.ohio-state.edu/ ~lauria/ cse660/ Cse660.Files.04-08-2005.pdf . Diakses 8 Juli 2006. [WEBBraam1998] Peter J Braam. 1998. Linux Virtual File System – http://www.coda.cs.cmu.edu/ doc/ talks/ linuxvfs/ . Diakses 25 Juli 2006. [WEBCACMF1961] John Fotheringham. “ Dynamic Storage Allocation in the Atlas Computer Including an Automatic Use of a Backing Store – http://www.eecs.harvard.edu/ cs261/ papers/ frother61.pdf ”. Diakses 29 Juni 2006. Communications of the ACM . 4. 10. October 1961. [WEBCarter2004] John Carter. 2004. CS 5460 Operating Systems – Lecture 19: File System Operations and Optimizations – http://www.cs.utah.edu/ classes/ cs5460/ lectures/ lecture19.pdf . Diakses 29 Mei 2006. [WEBChung2005] Jae Chung. 2005. CS4513 Distributed Computer Systems – File Systems – web.cs.wpi.edu/ ~goos/ Teach/ cs4513-d05/ slides/ fs1.ppt . Diakses 7 Juli 2006.

http://

[WEBCook2006] Tony Cook. 2006. G53OPS Operating Systems – Directories – http://www.cs.nott.ac.uk/ ~acc/ g53ops/ lecture14.pdf . Diakses 7 Juli 2006. [WEBCornel2005] Cornel Computer Science Department. 2005. Classic Sync Problems Monitors – http:// www.cs.cornell.edu/ Courses/ cs414/ 2005fa/ docs/ cs414-fa05-06-semaphores.pdf . Diakses 13 Juni 2006. [WEBDrake96] Donald G Drake. April 1996. Introduction to Java threads – A quick tutorial on how to implement threads in Java – http://www.javaworld.com/ javaworld/ jw-04-1996/ jw-04-threads.html . Diakses 29 Mei 2006. [WEBEgui2006] Equi4 Software. 2006. Memory Mapped Files – http://www.equi4.com/ mkmmf.html . Diakses 3 Juli 2006. [WEBFasilkom2003] Fakultas Ilmu Komputer Universitas Indonesia. 2003. Sistem Terdistribusi – telaga.cs.ui.ac.id/ WebKuliah/ sisdis2003/ . Diakses 29 Mei 2006.

http://

[WEBFSF1991a] Free Software Foundation. 1991. GNU General Public License – http://gnui.vLSM.org/ licenses/ gpl.txt . Diakses 29 Mei 2006. [WEBFSF2001a] Free Software Foundation. 2001. Definisi Perangkat Lunak Bebas – http://gnui.vlsm.org/ philosophy/ free-sw.id.html . Diakses 29 Mei 2006. [WEBFSF2001b] Free Software Foundation. 2001. Frequently Asked Questions about the GNU GPL – http:// gnui.vlsm.org/ licenses/ gpl-faq.html . Diakses 29 Mei 2006. [WEBFunkhouser2002] Thomas Funkhouser. 2002. Computer Science 217 Introduction to Programming Systems: Memory Paging – http://www.cs.princeton.edu/ courses/ archive / spring02/ cs217/ lectures/ paging.pdf . Diakses 28 Juni 2006. [WEBGolmFWK2002] Michael Golm, Meik Felser, Christian Wawersich, dan Juerge Kleinoede. 2002. The JX Operating System – http://www.jxos.org/ publications/ jx-usenix.pdf . Diakses 31 Mei 2006. [WEBGooch1999] Richard Gooch. 1999. Overview of the Virtual File System – http://www.atnf.csiro.au/ people/ rgooch/ linux/ docs/ vfs.txt . Diakses 29 Mei 2006. [WEBGottlieb2000] Allan Gottlieb. 2000. Operating Systems: Page tables – http://allan.ultra.nyu.edu/ ~gottlieb/ courses/ 1999-00-spring/ os/ lecture-11.html . Diakses 28 Juni 2006.

244

[WEBHarris2003] Kenneth Harris. 2003. Cooperation: Interprocess Communication – Concurrent Processing – http://people.cs.uchicago.edu/ ~mark/ 51081/ LabFAQ/ lab5/ IPC.html . Diakses 2 Juni 2006. [WEBHP1997] Hewlett-Packard Company. 1997. HP-UX Memory Management – Overview of Demand Paging – http://docs.hp.com/ en/ 5965-4641/ ch01s10.html . Diakses 29 Juni 2006. [WEBHuham2005] Departemen Hukum dan Hak Asasi Manusia Republik Indonesia. 2005. Kekayaan Intelektual – http://www.dgip.go.id/ article/ archive/ 2 . Diakses 29 Mei 2006. [WEBIBMNY] IBM Corporation. NY. General Programming Concepts – Writing and Debugging Programs – http://publib16.boulder.ibm.com/ pseries/ en_US/ aixprggd/ genprogc/ ls_sched_subr.htm . Diakses 1 Juni 2006. [WEBIBM1997] IBM Coorporation. 1997. General Programming Concepts: Writing and Debugging Programs – Threads Scheduling http://www.unet.univie.ac.at/ aix/ aixprggd/ genprogc/ threads_sched.htm . Diakses 1 Juni 2006. [WEBIBM2003] IBM Corporation. 2003. System Management Concepts: Operating System and Devices – http:// www.ncsa.uiuc.edu/ UserInfo/ Resources/ Hardware/ IBMp690 / IBM/ usr/ share/ man/ info/ en_US/ a_doc_lib/ aixbman/ admnconc/ mount_overview.htm . Diakses 29 Mei 2006. [WEBInfoHQ2002] InfoHQ. 2002. Computer Maintenance Tips – computer_maintenance_tip.htm . Diakses 11 Agustus 2006.

http://www.infohq.com/ Computer/

[WEBITCUV2006] IT& University of Virginia. 2006. Mounting File Systems (Linux) – www.itc.virginia.edu/ desktop/ linux/ mount.html . Diakses 20 Juli 2006.

http://

[WEBJeffay2005] Kevin Jeffay. 2005. Secondary Storage Management – http://www.cs.unc.edu/ ~jeffay/ courses/ comp142/ notes/ 15-SecondaryStorage.pdf . Diakses 7 Juli 2006. [WEBJonesSmith2000] David Jones dan Stephen Smith. 2000. 85349 – Operating Systems – Study Guide – http:// www.infocom.cqu.edu.au/ Courses/ aut2001/ 85349/ Resources/ Study_Guide/ 85349.pdf . Diakses 20 Juli 2006. [WEBJones2003] Dave Jones. 2003. The post-halloween Document v0.48 (aka, 2.6 - what to expect) – http:// zenii.linux.org.uk/ ~davej/ docs/ post-halloween-2.6.txt . Diakses 29 Mei 2006. [WEBJupiter2004] Jupitermedia Corporation. 2004. Virtual Memory – http://www.webopedia.com/ TERM/ v/ virtual_memory.html . Diakses 29 Juni 2006. [WEBKaram1999] Vijay Karamcheti. 1999. Honors Operating Systems – Lecture 15: File Systems – http:// cs.nyu.edu/ courses/ spring99/ G22.3250-001/ lectures/ lect15.pdf . Diakses 5 Juli 2006. [WEBKessler2005] Christhope Kessler. 2005. File System Interface – http://www.ida.liu.se/ ~TDDB72/ slides/ 2005/ c10.pdf . Diakses 7 Juli 2006. [WEBKozierok2005] Charles M Kozierok. 2005. Reference Guide – Hard Disk Drives www.storagereview.com/ guide/ . Diakses 9 Agustus 2006.

http://

[WEBLee2000] Insup Lee. 2000. CSE 380: Operating Systems – File Systems – http://www.cis.upenn.edu/ ~lee/ 00cse380/ lectures/ ln11b-fil.ppt . Diakses 7 Juli 2006. [WEBLindsey2003] Clark S Lindsey. 2003. Physics Simulation with Java – Thread Scheduling and Priority – http://www.particle.kth.se/ ~fmi/ kurs/ PhysicsSimulation/ Lectures/ 10A/ schedulePriority.html . Diakses 1 Juni 2006. [WEBMassey2000] Massey University. May 2000. Monitors & Critical Regions – http://www-ist.massey.ac.nz/ csnotes/ 355/ lectures/ monitors.pdf . Diakses 29 Mei 2006. [WEBMooreDrakos1999] Ross Moore dan Nikos Drakos. 1999. Converse Programming Manual – Thread Scheduling Hooks – http://charm.cs.uiuc.edu/ manuals/ html/ converse/ 3_3Thread_ Scheduling_Hooks.html . Diakses 1 Juni 2006.

245

[WEBOCWEmer2005] Joel Emer dan Massachusetts Institute of Technology. 2005. OCW – Computer System Architecture – Fall 2005 – Virtual Memory Basics – http://ocw.mit.edu/ NR/ rdonlyres/ Electrical Engineering -and -Computer -Science/ 6 -823Computer -System -ArchitectureSpring2002/ C63EC0D0 -0499 -474F -BCDA -A6868A6827C4/ 0/ lecture09.pdf . Diakses 29 Juni 2006. [WEBOSRLampson1983] Butler W Lampson. “Hints for Computer System Design – http:// research.microsoft.com/ copyright/ accept.asp? path=/~lampson/ 33-Hints/ Acrobat.pdf&pub=acm ”. Diakses 10 Agustus 2006. Operating Systems Review. 15. 5. Oct 1983. [WEBQuirke2004] Chris Quirke. 2004. What is a Maintenance OS? – http://cquirke.mvps.org/ whatmos.htm . Diakses 11 Agustus 2006. [WEBRamam2005] B Ramamurthy. 2005. File Management – http://www.cse.buffalo.edu/ faculty/ bina/ cse421/ spring2005/ FileSystemMar30.ppt . Diakses 5 Juli 2006. [WEBRamelan1996] Rahardi Ramelan. 1996. Hak Atas Kekayaan Intelektual Dalam Era Globalisasi http:// leapidea.com/ presentation?id=6 . Diakses 29 Mei 2006. [WEBRegehr2002] John Regehr dan University of Utah. 2002. CS 5460 Operating Systems – Demand Halamand Virtual Memory – http://www.cs.utah.edu/ classes/ cs5460-regehr/ lecs/ demand_paging.pdf . Diakses 29 Juni 2006. [WEBRobbins2003] Steven Robbins. 2003. Starving Philosophers: Experimentation with Monitor Synchronization – http://vip.cs.utsa.edu/ nsf/ pubs/ starving/ starving.pdf . Diakses 29 Mei 2006. [WEBRusQuYo2004] Rusty Russell, Daniel Quinlan, dan Christopher Yeoh. 2004. Filesystem Hierarchy Standard – http://www.pathname.com/fhs/ . Diakses 27 Juli 2006. [WEBRustling1997] David A Rusling. 1997. The Linux Kernel – The EXT2 Inode – http://www.science.unitn.it/ ~fiorella/ guidelinux/ tlk/ node96.html . Diakses 1 Agustus 2006. [WEBRyan1998] Tim Ryan. 1998. Java 1.2 Unleashed – http://utenti.lycos.it/ yanorel6/ 2/ ch52.htm . Diakses 31 Mei 2006. [WEBSamik2003a] Rahmat M Samik-Ibrahim. 2003. Pengenalan Lisensi Perangkat Lunak Bebas – http:// rms46.vlsm.org/ 1/ 70.pdf . vLSM.org. Pamulang. Diakses 29 Mei 2006. [WEBSamik2005a] Rahmat M Samik-Ibrahim. 2005. IKI-20230 Sistem Operasi - Kumpulan Soal Ujian 2002-2005 – http://rms46.vlsm.org/ 1/ 94.pdf . vLSM.org. Pamulang. Diakses 29 Mei 2006. [WEBSchaklette2004] Mark Shacklette. 2004. CSPP 51081 Unix Systems Programming: IPC – people.cs.uchicago.edu/ ~mark/ 51081/ LabFAQ/ lab5/ IPC.html . Diakses 29 Mei 2006.

http://

[WEBSolomon2004] Marvin Solomon. 2004. CS 537 Introduction to Operating Systems: Lecture Notes Part 7 – http://www.cs.wisc.edu/ ~solomon/ cs537/ paging.html . Diakses 28 Juni 2006. [WEBStallman1994a] Richard M Stallman. 1994. Mengapa Perangkat Lunak Seharusnya Tanpa Pemilik – http:// gnui.vlsm.org/ philosophy/ why-free.id.html . Diakses 29 Mei 2006. [WEBVolz2003] Richard A Volz. 2003. Real Time Computing – Thread and Scheduling Basics – http:// linserver.cs.tamu.edu/ ~ravolz/ 456/ Chapter-3.pdf . Diakses 1 Juni 2006. [WEBWalton1996] Sean Walton. 1996. Linux Threads Frequently Asked Questions (FAQ) – http://linas.org/ linux/ threads-faq.html . Diakses 29 Mei 2006. [WEBWIPO2005] World Intellectual Property Organization. 2005. About Intellectual Property – www.wipo.int/ about-ip/ en/ . Diakses 29 Mei 2006.

http://

[WEBWirzOjaStafWe2004] Lars Wirzenius, Joanna Oja, dan StephenAlex StaffordWeeks. 2004. The Linux System Administrator's Guide – The boot process in closer look http://www.tldp.org/ LDP/ sag/ html/ boot-process.html . Diakses 7 Agustus 2006.

246

[WEBWiki2005a] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2005. Intellectual property – http://en.wikipedia.org/ wiki/ Intellectual_property . Diakses 29 Mei 2006. [WEBWiki2006a] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. Title – Zombie_process . Diakses 2 Juni 2006.

http://en.wikipedia.org/ wiki/

[WEBWiki2006b] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. Atomicity– http://en.wikipedia.org/ wiki/ Atomicity . Diakses 6 Juni 2006. [WEBWiki2006c] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. Memory Management Unit – en.wikipedia.org/ wiki/ Memory_management_unit . Diakses 30 Juni 2006.

http://

[WEBWiki2006d] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. Page Fault – http://en.wikipedia.org/ wiki/ Page_fault . Diakses 30 Juni 2006. [WEBWiki2006e] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. Copy on Write – http://en.wikipedia.org/ wiki/ Copy_on_Write . Diakses 03 Juli 2006. [WEBWiki2006f] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. Page replacement algorithms – en.wikipedia.org/ wiki/ Page_replacement_algorithms . Diakses 04 Juli 2006.

http://

[WEBWiki2006g] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. File system – http://en.wikipedia.org/ wiki/ File_system . Diakses 04 Juli 2006. [WEBWiki2006h] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. Keydrive – http://en.wikipedia.org/ wiki/ Keydrive . Diakses 09 Agustus 2006. [WEBWiki2006i] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. Tape drive – http://en.wikipedia.org/ wiki/ Tape_drive . Diakses 09 Agustus 2006. [WEBWiki2006j] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. CD-ROM – http://en.wikipedia.org/ wiki/ CDROM . Diakses 09 Agustus 2006. [WEBWiki2006k] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. DVD – http://en.wikipedia.org/ wiki/ DVD . Diakses 09 Agustus 2006. [WEBWiki2006l] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. CD – http://en.wikipedia.org/ wiki/ CD . Diakses 09 Agustus 2006. [WEBWiki2006m] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. DVD-RW – http://en.wikipedia.org/ wiki/ DVDRW . Diakses 09 Agustus 2006. [WEBWiki2006n] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. Magneto-optical drive – http://en.wikipedia.org/ wiki/ Magneto-optical_drive . Diakses 09 Agustus 2006. [WEBWiki2006o] From Wikipedia, the free encyclopedia. 2006. Floppy disk – http://en.wikipedia.org/ wiki/ Floppy_disk . Diakses 09 Agustus 2006.

247

248

Lampiran A. GNU Free Documentation License Version 1.2, November 2002 Copyright © 2000, 2001, 2002 Free Software Foundation, Inc. 59 Temple Place, Suite 330, Boston, MA 02111-1307 USA Everyone is permitted to copy and distribute verbatim copies of this license document, but changing it is not allowed.

A.1. PREAMBLE The purpose of this License is to make a manual, textbook, or other functional and useful document "free" in the sense of freedom: to assure everyone the effective freedom to copy and redistribute it, with or without modifying it, either commercially or noncommercially. Secondarily, this License preserves for the author and publisher a way to get credit for their work, while not being considered responsible for modifications made by others. This License is a kind of "copyleft", which means that derivative works of the document must themselves be free in the same sense. It complements the GNU General Public License, which is a copyleft license designed for free software. We have designed this License in order to use it for manuals for free software, because free software needs free documentation: a free program should come with manuals providing the same freedoms that the software does. But this License is not limited to software manuals; it can be used for any textual work, regardless of subject matter or whether it is published as a printed book. We recommend this License principally for works whose purpose is instruction or reference.

A.2. APPLICABILITY AND DEFINITIONS This License applies to any manual or other work, in any medium, that contains a notice placed by the copyright holder saying it can be distributed under the terms of this License. Such a notice grants a world-wide, royalty-free license, unlimited in duration, to use that work under the conditions stated herein. The "Document", below, refers to any such manual or work. Any member of the public is a licensee, and is addressed as "you". You accept the license if you copy, modify or distribute the work in a way requiring permission under copyright law. A "Modified Version" of the Document means any work containing the Document or a portion of it, either copied verbatim, or with modifications and/or translated into another language. A "Secondary Section" is a named appendix or a front-matter section of the Document that deals exclusively with the relationship of the publishers or authors of the Document to the Document's overall subject (or to related matters) and contains nothing that could fall directly within that overall subject. (Thus, if the Document is in part a textbook of mathematics, a Secondary Section may not explain any mathematics.) The relationship could be a matter of historical connection with the subject or with related matters, or of legal, commercial, philosophical, ethical or political position regarding them. The "Invariant Sections" are certain Secondary Sections whose titles are designated, as being those of Invariant Sections, in the notice that says that the Document is released under this License. If a section does not fit the above definition of Secondary then it is not allowed to be designated as Invariant. The Document may contain zero Invariant Sections. If the Document does not identify any Invariant Sections then there are none. The "Cover Texts" are certain short passages of text that are listed, as Front-Cover Texts or BackCover Texts, in the notice that says that the Document is released under this License. A Front-Cover Text may be at most 5 words, and a Back-Cover Text may be at most 25 words.

249

VERBATIM COPYING

A "Transparent" copy of the Document means a machine-readable copy, represented in a format whose specification is available to the general public, that is suitable for revising the document straightforwardly with generic text editors or (for images composed of pixels) generic paint programs or (for drawings) some widely available drawing editor, and that is suitable for input to text formatters or for automatic translation to a variety of formats suitable for input to text formatters. A copy made in an otherwise Transparent file format whose markup, or absence of markup, has been arranged to thwart or discourage subsequent modification by readers is not Transparent. An image format is not Transparent if used for any substantial amount of text. A copy that is not "Transparent" is called "Opaque". Examples of suitable formats for Transparent copies include plain ASCII without markup, Texinfo input format, LaTeX input format, SGML or XML using a publicly available DTD, and standardconforming simple HTML, PostScript or PDF designed for human modification. Examples of transparent image formats include PNG, XCF and JPG. Opaque formats include proprietary formats that can be read and edited only by proprietary word processors, SGML or XML for which the DTD and/or processing tools are not generally available, and the machine-generated HTML, PostScript or PDF produced by some word processors for output purposes only. The "Title Page" means, for a printed book, the title page itself, plus such following pages as are needed to hold, legibly, the material this License requires to appear in the title page. For works in formats which do not have any title page as such, "Title Page" means the text near the most prominent appearance of the work's title, preceding the beginning of the body of the text. A section "Entitled XYZ" means a named subunit of the Document whose title either is precisely XYZ or contains XYZ in parentheses following text that translates XYZ in another language. (Here XYZ stands for a specific section name mentioned below, such as "Acknowledgements", "Dedications", "Endorsements", or "History".) To "Preserve the Title" of such a section when you modify the Document means that it remains a section "Entitled XYZ" according to this definition. The Document may include Warranty Disclaimers next to the notice which states that this License applies to the Document. These Warranty Disclaimers are considered to be included by reference in this License, but only as regards disclaiming warranties: any other implication that these Warranty Disclaimers may have is void and has no effect on the meaning of this License.

A.3. VERBATIM COPYING You may copy and distribute the Document in any medium, either commercially or noncommercially, provided that this License, the copyright notices, and the license notice saying this License applies to the Document are reproduced in all copies, and that you add no other conditions whatsoever to those of this License. You may not use technical measures to obstruct or control the reading or further copying of the copies you make or distribute. However, you may accept compensation in exchange for copies. If you distribute a large enough number of copies you must also follow the conditions in section 3. You may also lend copies, under the same conditions stated above, and you may publicly display copies.

A.4. COPYING IN QUANTITY If you publish printed copies (or copies in media that commonly have printed covers) of the Document, numbering more than 100, and the Document's license notice requires Cover Texts, you must enclose the copies in covers that carry, clearly and legibly, all these Cover Texts: Front-Cover Texts on the front cover, and Back-Cover Texts on the back cover. Both covers must also clearly and legibly identify you as the publisher of these copies. The front cover must present the full title with all words of the title equally prominent and visible. You may add other material on the covers in addition. Copying with changes limited to the covers, as long as they preserve the title of the Document and satisfy these conditions, can be treated as verbatim copying in other respects. If the required texts for either cover are too voluminous to fit legibly, you should put the first ones listed (as many as fit reasonably) on the actual cover, and continue the rest onto adjacent pages.

250

MODIFICATIONS

If you publish or distribute Opaque copies of the Document numbering more than 100, you must either include a machine-readable Transparent copy along with each Opaque copy, or state in or with each Opaque copy a computer-network location from which the general network-using public has access to download using public-standard network protocols a complete Transparent copy of the Document, free of added material. If you use the latter option, you must take reasonably prudent steps, when you begin distribution of Opaque copies in quantity, to ensure that this Transparent copy will remain thus accessible at the stated location until at least one year after the last time you distribute an Opaque copy (directly or through your agents or retailers) of that edition to the public. It is requested, but not required, that you contact the authors of the Document well before redistributing any large number of copies, to give them a chance to provide you with an updated version of the Document.

A.5. MODIFICATIONS You may copy and distribute a Modified Version of the Document under the conditions of sections 2 and 3 above, provided that you release the Modified Version under precisely this License, with the Modified Version filling the role of the Document, thus licensing distribution and modification of the Modified Version to whoever possesses a copy of it. In addition, you must do these things in the Modified Version: A. Use in the Title Page (and on the covers, if any) a title distinct from that of the Document, and from those of previous versions (which should, if there were any, be listed in the History section of the Document). You may use the same title as a previous version if the original publisher of that version gives permission. B. List on the Title Page, as authors, one or more persons or entities responsible for authorship of the modifications in the Modified Version, together with at least five of the principal authors of the Document (all of its principal authors, if it has fewer than five), unless they release you from this requirement. C. State on the Title page the name of the publisher of the Modified Version, as the publisher. D. Preserve all the copyright notices of the Document. E. Add an appropriate copyright notice for your modifications adjacent to the other copyright notices. F. Include, immediately after the copyright notices, a license notice giving the public permission to use the Modified Version under the terms of this License, in the form shown in the Addendum below. G. Preserve in that license notice the full lists of Invariant Sections and required Cover Texts given in the Document's license notice. H. Include an unaltered copy of this License. I. Preserve the section Entitled "History", Preserve its Title, and add to it an item stating at least the title, year, new authors, and publisher of the Modified Version as given on the Title Page. If there is no section Entitled "History" in the Document, create one stating the title, year, authors, and publisher of the Document as given on its Title Page, then add an item describing the Modified Version as stated in the previous sentence. J. Preserve the network location, if any, given in the Document for public access to a Transparent copy of the Document, and likewise the network locations given in the Document for previous versions it was based on. These may be placed in the "History" section. You may omit a network location for a work that was published at least four years before the Document itself, or if the original publisher of the version it refers to gives permission. K. For any section Entitled "Acknowledgements" or "Dedications", Preserve the Title of the section, and preserve in the section all the substance and tone of each of the contributor acknowledgements and/or dedications given therein.

251

COMBINING DOCUMENTS

L. Preserve all the Invariant Sections of the Document, unaltered in their text and in their titles. Section numbers or the equivalent are not considered part of the section titles. M.Delete any section Entitled "Endorsements". Such a section may not be included in the Modified Version. N. Do not retitle any existing section to be Entitled "Endorsements" or to conflict in title with any Invariant Section. O. Preserve any Warranty Disclaimers. If the Modified Version includes new front-matter sections or appendices that qualify as Secondary Sections and contain no material copied from the Document, you may at your option designate some or all of these sections as invariant. To do this, add their titles to the list of Invariant Sections in the Modified Version's license notice. These titles must be distinct from any other section titles. You may add a section Entitled "Endorsements", provided it contains nothing but endorsements of your Modified Version by various parties ## for example, statements of peer review or that the text has been approved by an organization as the authoritative definition of a standard. You may add a passage of up to five words as a Front-Cover Text, and a passage of up to 25 words as a Back-Cover Text, to the end of the list of Cover Texts in the Modified Version. Only one passage of Front-Cover Text and one of Back-Cover Text may be added by (or through arrangements made by) any one entity. If the Document already includes a cover text for the same cover, previously added by you or by arrangement made by the same entity you are acting on behalf of, you may not add another; but you may replace the old one, on explicit permission from the previous publisher that added the old one. The author(s) and publisher(s) of the Document do not by this License give permission to use their names for publicity for or to assert or imply endorsement of any Modified Version.

A.6. COMBINING DOCUMENTS You may combine the Document with other documents released under this License, under the terms defined in section 4 above for modified versions, provided that you include in the combination all of the Invariant Sections of all of the original documents, unmodified, and list them all as Invariant Sections of your combined work in its license notice, and that you preserve all their Warranty Disclaimers. The combined work need only contain one copy of this License, and multiple identical Invariant Sections may be replaced with a single copy. If there are multiple Invariant Sections with the same name but different contents, make the title of each such section unique by adding at the end of it, in parentheses, the name of the original author or publisher of that section if known, or else a unique number. Make the same adjustment to the section titles in the list of Invariant Sections in the license notice of the combined work. In the combination, you must combine any sections Entitled "History" in the various original documents, forming one section Entitled "History"; likewise combine any sections Entitled "Acknowledgements", and any sections Entitled "Dedications". You must delete all sections Entitled "Endorsements".

A.7. COLLECTIONS OF DOCUMENTS You may make a collection consisting of the Document and other documents released under this License, and replace the individual copies of this License in the various documents with a single copy that is included in the collection, provided that you follow the rules of this License for verbatim copying of each of the documents in all other respects. You may extract a single document from such a collection, and distribute it individually under this License, provided you insert a copy of this License into the extracted document, and follow this License in all other respects regarding verbatim copying of that document.

252

Aggregation with Independent Works

A.8. Aggregation with Independent Works A compilation of the Document or its derivatives with other separate and independent documents or works, in or on a volume of a storage or distribution medium, is called an "aggregate" if the copyright resulting from the compilation is not used to limit the legal rights of the compilation's users beyond what the individual works permit. When the Document is included in an aggregate, this License does not apply to the other works in the aggregate which are not themselves derivative works of the Document. If the Cover Text requirement of section 3 is applicable to these copies of the Document, then if the Document is less than one half of the entire aggregate, the Document's Cover Texts may be placed on covers that bracket the Document within the aggregate, or the electronic equivalent of covers if the Document is in electronic form. Otherwise they must appear on printed covers that bracket the whole aggregate.

A.9. TRANSLATION Translation is considered a kind of modification, so you may distribute translations of the Document under the terms of section 4. Replacing Invariant Sections with translations requires special permission from their copyright holders, but you may include translations of some or all Invariant Sections in addition to the original versions of these Invariant Sections. You may include a translation of this License, and all the license notices in the Document, and any Warranty Disclaimers, provided that you also include the original English version of this License and the original versions of those notices and disclaimers. In case of a disagreement between the translation and the original version of this License or a notice or disclaimer, the original version will prevail. If a section in the Document is Entitled "Acknowledgements", "Dedications", or "History", the requirement (section 4) to Preserve its Title (section 1) will typically require changing the actual title.

A.10. TERMINATION You may not copy, modify, sublicense, or distribute the Document except as expressly provided for under this License. Any other attempt to copy, modify, sublicense or distribute the Document is void, and will automatically terminate your rights under this License. However, parties who have received copies, or rights, from you under this License will not have their licenses terminated so long as such parties remain in full compliance.

A.11. FUTURE REVISIONS OF THIS LICENSE The Free Software Foundation may publish new, revised versions of the GNU Free Documentation License from time to time. Such new versions will be similar in spirit to the present version, but may differ in detail to address new problems or concerns. See http://www.gnu.org/ copyleft/ . Each version of the License is given a distinguishing version number. If the Document specifies that a particular numbered version of this License "or any later version" applies to it, you have the option of following the terms and conditions either of that specified version or of any later version that has been published (not as a draft) by the Free Software Foundation. If the Document does not specify a version number of this License, you may choose any version ever published (not as a draft) by the Free Software Foundation.

253

ADDENDUM

A.12. ADDENDUM How to use this License for your documents To use this License in a document you have written, include a copy of the License in the document and put the following copyright and license notices just after the title page: Copyright © YEAR YOUR NAME. Permission is granted to copy, distribute and/or modify this document under the terms of the GNU Free Documentation License, Version 1.2 or any later version published by the Free Software Foundation; with no Invariant Sections, no FrontCover Texts, and no Back-Cover Texts. A copy of the license is included in the section entitled "GNU Free Documentation License". If you have Invariant Sections, Front-Cover Texts and Back-Cover Texts, replace the "with...Texts." line with this: with the Invariant Sections being LIST THEIR TITLES, with the Front-Cover Texts being LIST, and with the Back-Cover Texts being LIST. If you have Invariant Sections without Cover Texts, or some other combination of the three, merge those two alternatives to suit the situation. If your document contains nontrivial examples of program code, we recommend releasing these examples in parallel under your choice of free software license, such as the GNU General Public License, to permit their use in free software.

254

Lampiran B. Kumpulan Soal Ujian Bagian Dua Berikut merupakan kumpulan soal Ujian Tengah Semester (UTS) dan Ujian Akhir Semester (UAS) antara 2003 dan 2008 untuk Mata Ajar IKI-20230/80230 Sistem Operasi, Fakultas Ilmu Komputer Universitas Indonesia. Waktu pengerjaan setiap soal [kecuali ''Pasangan Konsep''] ialah 30 menit.

B.1. Memori (B05-2004-01) Status Memori I Berikut merupakan sebagian dari keluaran hasil eksekusi perintah ''top b n 1'' pada sebuah sistem GNU/Linux yaitu ''rmsbase.vlsm.org'' beberapa saat yang lalu. top - 10:59:25 up 3:11, 1 user, load average: Tasks: 122 total, 3 running, 119 sleeping, 0 Cpu(s): 14.5% user, 35.0% system, 1.4% nice, Mem: 256712k total, 253148k used, 3564k Swap: 257032k total, 47172k used, 209860k PID 1 4 85 334 348 765 797 817 5441 819 27506 27507 5433 5434 5435 27286 27400 27401 27354 27520 27521

USER root root root root root rms46 rms46 rms46 rms46 rms46 rms46 rms46 rms46 rms46 rms46 rms46 rms46 rms46 rms46 rms46 rms46

VIRT 472 0 0 596 524 1928 6932 1216 932 1212 908 920 1764 1632 1832 24244 24244 24244 17748 17748 17748

RES 432 0 0 556 444 944 5480 1144 932 1136 908 920 1764 1628 1832 23m 23m 23m 17m 17m 17m

9.18, 9.01, 7.02 stopped, 0 zombie 49.1% idle free, 20148k buffers free, 95508k cached

SHR %MEM PPID SWAP CODE DATA nDRT COMMAND 412 0.2 0 40 24 408 5 init 0 0.0 1 0 0 0 0 kswapd 0 0.0 1 0 0 0 0 kjournald 480 0.2 1 40 32 524 19 syslogd 424 0.2 1 80 20 424 5 gpm 928 0.4 1 984 32 912 23 kdeinit 3576 2.1 765 1452 16 5464 580 kdeinit 1052 0.4 797 72 408 736 31 bash 696 0.4 817 0 44 888 59 top 1072 0.4 797 76 404 732 32 bash 760 0.4 819 0 308 600 37 shsh 808 0.4 27506 0 316 604 38 sh 660 0.7 27507 0 132 1632 282 rsync 1512 0.6 5433 4 124 1504 250 rsync 1524 0.7 5434 0 140 1692 298 rsync 14m 9.4 765 0 52 23m 2591 firefox-bin 14m 9.4 27286 0 52 23m 2591 firefox-bin 14m 9.4 27400 0 52 23m 2591 firefox-bin 7948 6.9 1 0 496 16m 2546 evolution-mail 7948 6.9 27354 0 496 16m 2546 evolution-mail 7948 6.9 27520 0 496 16m 2546 evolution-mail

a. Berapakah ukuran total, memori fisik dari sistem tersebut di atas? b. Terangkan, apa yang dimaksud dengan: ''VIRT'', ''RES'', ''SHR'', ''PPID'', ''SWAP'', ''CODE'', ''DATA'', ''nDRT''. c. Bagaimanakah, hubungan (rumus) antara ''RES'' dengan parameter lainnya? d. Bagaimanakah, hubungan (rumus) antara ''VIRT'', dengan parameter lainnya?

(B05-2005-01) Status Memori II Diketahui, keluaran dari perintah ''swapon -s'' atau isi ''/proc/swaps'' sebagai berikut:

255

Memori

Filename /dev/hda3 /extra/.swap/swapfile

Type Size Used Priority partition 257032 10636 -1 file 1047544 0 -2

SEBAGIAN keluaran dari perintah ''top b n 1'' (dengan modifikasi .toprc) sebagai berikut:

top - 22:04:32 up 3:08, 20 users, load average: 0.04, 0.08, 0.06 Tasks: 131 total, 3 running, 128 sleeping, 0 stopped, 0 zombie Cpu(s): 3.5% us, 0.4% sy, 0.0% ni, 94.5% id, 1.6% wa, 0.1% hi, 0.0% si Mem: 516064k total, 509944k used, 6120k free, 47708k buffers Swap: 1304576k total, 10636k used, 1293940k free, 117964k cached PID PPID UID VIRT SWAP RES SHR CODE DATA %MEM nFLT nDRT COMMAND 1 0 0 1560 1028 532 460 28 240 0.1 14 0 init 7915 1 0 2284 1532 752 672 20 240 0.1 0 0 inetd 8281 1 1000 2708 1292 1416 888 64 644 0.3 1 0 gam_server 9450 1 1000 128m 68m 60m 21m 60 86m 12.0 243 0 firefox-bin 11744 11743 1017 95972 54m 39m 17m 60 61m 7.7 36 0 firefox-bin 11801 11800 1024 88528 53m 32m 15m 60 57m 6.5 0 0 firefox-bin 11844 11843 1003 96844 54m 40m 16m 60 63m 8.0 5 0 firefox-bin 8168 1 0 12096 7528 4568 3180 352 1692 0.9 17 0 apache2 8213 8168 33 12096 7516 4580 3180 352 1692 0.9 0 0 apache2 8214 8168 33 12096 7516 4580 3180 352 1692 0.9 0 0 apache2 8215 8168 33 12096 7516 4580 3180 352 1692 0.9 0 0 apache2 8216 8168 33 12096 7516 4580 3180 352 1692 0.9 0 0 apache2 a. Terangkan secara singkat; apa yang dimaksud dengan: PID, PPID, UID, VIRT, SWAP, RES, SHR, CODE, DATA, %MEM, nFLT, nDRT, COMMAND. b. Berapa ukuran total dari sistem ''swap''? c. Berapa besar bagian ''swap'' yang sedang digunakan? d. Berapa besar ukuran bagian ''swap'' yang berada dalam partisi terpisah? e. Berapa besar ukuran bagian ''swap'' yang berbentuk berkas biasa?

(B05-2004-02) Managemen Memori dan Utilisasi CPU a. Terangkan bagaimana pengaruh derajat ''multiprogramming'' (MP) terhadap utilisasi CPU. Apakah peningkatan MP akan selalu meningkatkan utilisasi CPU? Mengapa? b. Terangkan bagaimana pengaruh dari ''page-fault'' memori terhadap utilisasi CPU! c. Terangkan bagaimana pengaruh ukuran memori (RAM size) terhadap utilisasi CPU! d. Terangkan bagaimana pengaruh memori virtual (VM) terhadap utilisasi CPU! e. Terangkan bagaimana pengaruh teknologi ''copy on write'' terhadap utilisasi CPU! f. Sebutkan Sistem Operasi berikut mana saja yang telah mengimplementasi teknologi ''copy on write'': Linux 2.4, Solaris 2, Windows 2000.

(B05-2007-01) Penghitungan Kesalahan Halaman I Terangkan bagaimana strategi Page Fault Frequency dapat mengatasi masalah trashing. Mengapa pendekatan ini lebih praktis dibandingkan pendekatan ''Working Set Model''?

256

Memori

(B05-2007-04) Penghitungan Kesalahan Halaman II a. Terangkan bagaimana pendekatan ''Working Set Model'' digunakan untuk mengalokasikan halaman memori. b. Terangkan bagaimana pendekatan ''Page Fault Frequency'' melaksanakan hal yang sama. c. Pendekatan mana yang lebih praktis: (a) atau (b)? d. Jelaskan butir (c) di atas!

(B05-2002-01) Memori I a. Terangkan, apa yang dimaksud dengan algoritma penggantian halaman Least Recently Used (LRU)! b. Diketahui sebuah reference string berikut: '' 1 2 1 7 6 7 3 4 3 5 6 7 ''. Jika proses mendapat alokasi tiga frame; gambarkan pemanfaatan frame tersebut menggunakan reference string tersebut di atas menggunakan algoritma LRU. c. Berapa page fault yang terjadi? d. Salah satu implementasi LRU ialah dengan menggunakan stack; yaitu setiap kali sebuah halaman memori dirujuk, halaman tersebut diambil dari stack serta diletakkan ke atas (TOP of) stack. Gambarkan urutan penggunaan stack menggunakan reference string tersebut.

(B05-2002-02) Memori II Diketahui spesifikasi sistem memori virtual sebuah proses sebagai berikut: • page replacement menggunakan algoritma LRU (Least Recently Used). • alokasi memori fisik dibatasi hingga 1000 bytes (per proses). • ukuran halaman (page size) harus tetap (fixed, minimum 100 bytes). • usahakan, agar terjadi page fault sesedikit mungkin. • proses akan mengakses alamat berturut-turut sebagai berikut:

a. b. c. d.

1001, 1002, 1003, 2001, 1003, 2002, 1004, 1005, 2101, 1101, 2099, 1001, 1115, 3002, 1006, 1007, 1008, 1009, 1101, 1102 Tentukan ukuran halaman yang akan digunakan. Berapakah jumlah frame yang dialokasikan? Tentukan reference string berdasarkan ukuran halaman tersebut di atas! Buatlah bagan untuk algoritma LRU!

257

Memori

e. Tentukan jumlah page-fault yang terjadi!

(B05-2003-01) Memori III Sebuah proses secara berturut-turut mengakses alamat memori berikut:

1001, 1002, 1003, 2001, 2002, 2003, 2601, 2602, 1004, 1005, 1507, 1510, 2003, 2008, 3501, 3603, 4001, 4002, 1020, 1021. Ukuran setiap halaman (page) ialah 500 bytes. a. Tentukan ''reference string'' dari urutan pengaksesan memori tersebut. b. Gunakan algoritma ''Optimal Page Replacement''. Tentukan jumlah ''frame'' minimum yang diperlukan agar terjadi ''page fault'' minimum! Berapakah jumlah ''page fault'' yang terjadi? Gambarkan dengan sebuah bagan! c. Gunakan algoritma ''Least Recently Used (LRU)''. Tentukan jumlah ''frame'' minimum yang diperlukan agar terjadi ''page fault'' minimum! Berapakah jumlah ''page fault'' yang terjadi? Gambarkan dengan sebuah bagan! d. Gunakan jumlah ''frame'' hasil perhitungan butir ''b'' di atas serta alrgoritma LRU. Berapakah jumlah ''page fault'' yang terjadi? Gambarkan dengan sebuah bagan!

(B05-2007-02) Memori IV Sebuah proses secara berturut-turut mengakses alamat memori sebagai berikut:

1001 1520 2275 2326

1002 1530 2345 2327

1003 1540 2435 2328

1004 1550 2210 3110

1007 2240 1305 3220

1301 2310 1306 3330

1303 2380 1307 3333

1305 2450 1308 3120

1307 2480 3302 2400

1251 1410 3333 2450

1250 1430 3354 2350

1247 1450 3375 2250

1248 1470 3380 2251

1235 2205 2305 2252

Ukuran halaman ialah 300 bytes. Upayakan page fault seminim mungkin! a. Tentukan reference string dari urutan pengaksesan memori tersebut. b. Gunakan algoritma ''Optimal Page Replacement''. Tentukan jumlah bingkai (frame) minimum yang diperlukan agar terjadi ''page fault'' minimum! Berapakah jumlah ''page fault'' yang terjadi? Gambarkan dengan sebuah bagan! c. Gunakan jumlah bingkai butir ''b'' di atas, namun dengan algoritma LRU (Least Recently Used). Berapakah jumlah ''page fault'' yang terjadi? Gambarkan dengan sebuah bagan!

(B05-2005-02) Memori Virtual Diketahui sebuah sistem memori dengan ketentuan sebagai berikut: • Ukuran ''Logical Address Space'' ialah 16 bit. • Ukuran sebuah ''Frame'' memori fisik ialah 512 byte. • Menggunakan ''Single Level Page Table''. • Setiap ''Page Table Entry'' terdiri dari 1 bit ''Valid/Invalid Page'' (MSB) dan 7 bit ''Frame Pointer Number'' (total=8 bit). • ''Page Table'' diletakkan mulai alamat 0 (nol) pada memori fisik. • ''Frame #0'' diletakkan langsung setelah ''Page Table'' berakhir. Demikian seterusnya, ''Frame #1'', ''Frame #2'', ... hingga ''Frame #7''. a. Berapa byte, kapasitas maksimum dari ''Virtual Memory'' dengan ''Logical Address Space'' tersebut? b. Gambarkan pembagian ''Logical Address Space'' tersebut: berapa bit untuk PT/''Page Table'', serta berapa bit untuk alokasi offset?

258

Memori

c. Berapa byte yang diperlukan untuk ''Page Table'' tersebut di atas? d. Berapa byte ukuran total dari memori fisik (semua Frame dan Page Table)

(B05-2003-02) Multilevel Paging Memory I Diketahui sekeping memori berukuran 32 byte dengan alamat fisik ''00'' - ''1F'' (Heksadesimal) - yang digunakan secara ''multilevel paging'' - serta dialokasikan untuk keperluan berikut: • ''Outer Page Table'' ditempatkan secara permanen (non-swappable) pada alamat ''00'' - ''07'' (Heks). • Terdapat alokasi untuk dua (2) ''Page Table'', yaitu berturut-turut pada alamat ''08'' - ''0B'' dan ''0C'' ''0F'' (Heks). Alokasi tersebut dimanfaatkan oleh semua ''Page Table'' secara bergantian (swappable) dengan algoritma ''LRU''. • Sisa memori ''10'' - ''1F'' (Heks) dimanfaatkan untuk menempatkan sejumlah ''memory frame''. Keterangan tambahan perihal memori sebagai berikut: • Ukuran ''Logical Address Space'' ialah tujuh (7) bit. • Ukuran data ialah satu byte (8 bit) per alamat. • ''Page Replacement'' menggunakan algorithma ''LRU''. • ''Invalid Page'' ditandai dengan bit pertama (MSB) pada ''Outer Page Table''/ ''Page Table'' diset menjadi ''1''. • sebaliknya, ''Valid Page'' ditandai dengan bit pertama (MSB) pada ''Outer Page Table''/ ''Page Table'' diset menjadi ''0'', serta berisi alamat awal (pointer) dari ''Page Table'' terkait. Pada suatu saat, isi keping memori tersebut sebagai berikut: address

isi

address

isi

address

isi

address

isi

00H

08H

08H

10H

10H

10H

18H

18H

01H

0CH

09H

80H

11H

11H

19H

19H

02H

80H

0AH

80H

12H

12H

1AH

1AH

03H

80H

0BH

18H

13H

13H

1BH

1BH

04H

80H

0CH

14H

14H

14H

1CH

1CH

05H

80H

0DH

1CH

15H

15H

1DH

1DH

06H

80H

0EH

80H

16H

16H

1EH

1EH

07H

80H

0FH

80H

17H

17H

1FH

1FH

a. Berapa byte, kapasitas maksimum dari ''Virtual Memory'' dengan ''Logical Address Space'' tersebut? b. Gambarkan pembagian ''Logical Address Space'' tersebut: berapa bit untuk P1/ ''Outer Page Table'', berapa bit untuk P2/ ''Page Table'', serta berapa bit untuk alokasi offset?

c. Berapa byte, ukuran dari sebuah ''memory frame'' ? d. Berapa jumlah total dari ''memory frame'' pada keping tersebut? e. Petunjuk: Jika terjadi ''page fault'', terangkan juga apakah terjadi pada ''Outer Page Table'' atau pada ''Page Table''. Jika tidak terjadi ''page fault'', sebutkan isi dari Virtual Memory Address berikut ini: i. Virtual Memory Address: 00H ii. Virtual Memory Address: 3FH iii. Virtual Memory Address: 1AH

(B05-2004-03) Multilevel Paging Memory II Diketahui sekeping memori berukuran 32 byte dengan alamat fisik ''00'' - ''1F'' (Heksadesimal) - yang digunakan secara ''multilevel paging'' - serta dialokasikan untuk keperluan berikut:

259

Memori

• ''Outer Page Table'' ditempatkan secara permanen (non-swappable) pada alamat ''00'' - ''03'' (Heks). • Terdapat alokasi untuk tiga (3) ''Page Table'', yaitu berturut-turut pada alamat ''04'' - ''07'', ''08'' ''0B'' dan ''0C'' - ''0F'' (Heks). • Sisa memori ''10'' - ''1F'' (Heks) dimanfaatkan untuk menempatkan sejumlah ''memory frame''. Keterangan tambahan perihal memori sebagai berikut: • Ukuran ''Logical Address Space'' ialah tujuh (7) bit. • Ukuran data ialah satu byte (8 bit) per alamat. • ''Page Replacement'' menggunakan algorithma ''LRU''. • ''Invalid Page'' ditandai dengan bit pertama (MSB) pada ''Outer Page Table''/ ''Page Table'' diset menjadi ''1''. • sebaliknya, ''Valid Page'' ditandai dengan bit pertama (MSB) pada ''Outer Page Table''/ ''Page Table'' diset menjadi ''0'', serta berisi alamat awal (pointer) dari ''Page Table'' terkait. Pada suatu saat, isi keping memori tersebut sebagai berikut: address

isi

address

isi

address

isi

address

isi

00H

80H

08H

80H

10H

10H

18H

18H

01H

04H

09H

80H

11H

11H

19H

19H

02H

08H

0AH

80H

12H

12H

1AH

1AH

03H

0CH

0BH

80H

13H

13H

1BH

1BH

04H

80H

0CH

80H

14H

14H

1CH

1CH

05H

10H

0DH

80H

15H

15H

1DH

1DH

06H

80H

0EH

80H

16H

16H

1EH

1EH

07H

80H

0FH

18H

17H

17H

1FH

1FH

a. Berapa byte, kapasitas maksimum dari ''Virtual Memory'' dengan ''Logical Address Space'' tersebut? b. Gambarkan pembagian ''Logical Address Space'' tersebut: berapa bit untuk P1/ ''Outer Page Table'',

berapa bit untuk P2/ ''Page Table'', serta berapa bit untuk alokasi offset? c. Berapa byte, ukuran dari sebuah ''memory frame'' ? d. Berapa jumlah total dari ''memory frame'' pada keping tersebut? e. Petunjuk: Jika terjadi ''page fault'', terangkan juga apakah terjadi pada ''Outer Page Table'' atau pada ''Page Table''. Jika tidak terjadi ''page fault'', sebutkan isi dari Virtual Memory Address berikut ini: i. Virtual Memory Address: 00H ii. Virtual Memory Address: 28H iii. Virtual Memory Address: 55H iv. Virtual Memory Address: 7BH

(B05-2005-03) Multilevel Paging Memory III [ 1 k = 210; 1 M = 220; 1 G = 230 ] a. Sebuah sistem komputer menggunakan ruang alamat logika (logical address space) 32 bit dengan ukuran halaman (page size) 4 kbyte. Jika sistem menggunakan skema tabel halaman satu tingkat (single level page table); perkirakan ukuran memori yang diperlukan untuk tabel halaman tersebut! Jangan lupa: setiap masukan tabel halaman memerlukan satu bit ekstra sebagai flag! b. Jika sistem menggunakan skema tabel halaman dua tingkat (two level page table) dengan ukuran outer-page 10 bit; tentukan bagaimana konfigurasi minimum tabel yang diperlukan (minimum berapa outer-page table dan minimum berapa page table)? Perkirakan ukuran memori yang diperlukan untuk konfigurasi minimum tersebut? c. Terangkan keuntungan dan kerugian skema tabel halaman satu tingkat tersebut! d. Terangkan keuntungan dan kerugian skema tabel halaman dua tingkat tersebut! e. Terangkan mengapa skema tabel halaman bertingkat kurang cocok untuk ruang alamat yang lebih besar dari 32 bit? Bagaimana cara mengatasi hal tersebut?

260

Memori

(B05-2006-01) Memori Virtual Linux Bertingkat Tiga

Berikut ini, 004 0200 8004(HEX), merupakan alamat virtual Linux yang sah (43 bit), dengan tiga tingkatan tabel halaman (three level page tables): Global Directory (10 bit), Page Middle Directory (10 bit), dan Page Table (10 bit). a. Uraikan alamat virtual tersebut di atas dari basis 16 (HEX) ke basis 2. b. Lengkapi gambar di atas seperti nama tabel-tabel, indeks tabel dalam basis heksadesimal (HEX), pointer (cukup dengan panah), alamat memori fisik (Physical Memory) dalam basis heksadesimal (HEX), isi memori fisik (bebas!), serta silakan menggunakan titik-titik “...” untuk menandakan “dan seterusnya”. c. Berapa ukuran bingkai memori (memory frame)?

(B05-2006-02) Algoritma Buddy Pada prinsipnya, “Algoritma Buddy” (Buddy Algorithm) mengalokasikan permintaan halaman (pages) pada sekeping memori berkesinambungan (contiguous memory) berdasarkan kelipatan pangkat 2. Berikan ilustrasi pengalokasian, jika diketahui permintaan pada sekeping memori 64 halaman sebagai berikut: a. Program A meminta 4 halaman. b. Program B meminta 3 halaman. c. Program C meminta 3 halaman. d. Program B mengembalikan permintaan butir b. e. Program D meminta 7 halaman.

(B05-2007-03) Alokasi Slab Diketahui ukuran halaman (page) memori = 4 kbytes; serta slab yang dibentuk dari 4 halaman. Sistem memerlukan alokasi untuk 2 obyek kernel @ 8 kbytes; serta 2 obyek kernel @ 2 kbytes.

261

Masukan/Keluaran

a. Jelaskan dengan diagram, hubungan antara slab, cache, dan obyek kernel. b. Jelaskan keunggulan slab dari algoritma buddy

B.2. Masukan/Keluaran (B06-2003-01) I/O Interface Bandingkan perangkat disk yang berbasis IDE/ATA dengan yang berbasis SCSI: a. Sebutkan kepanjangan dari IDE/ATA. b. Sebutkan kepanjangan dari SCSI. c. Berapakah kisaran harga kapasitas disk IDE/ATA per satuan Gbytes? d. Berapakah kisaran harga kapasitas disk SCSI per satuan Gbytes? e. Bandingkan beberapa parameter lainnya seperti unjuk kerja, jumlah perangkat, penggunaan CPU, dst.

(B06-2004-01) I/O dan USB a. Sebutkan sedikitnya sepuluh (10) kategori perangkat yang telah berbasis USB! b. Standar IEEE 1394b (FireWire800) memiliki kinerja tinggi, seperti kecepatan alih data 800 MBit per detik, bentangan/jarak antar perangkat hingga 100 meter, serta dapat menyalurkan catu daya hingga 45 Watt. Bandingkan spesifikasi tersebut dengan USB 1.1 dan USB 2.0. c. Sebutkan beberapa keunggulan perangkat USB dibandingkan yang berbasis standar IEEE 1394b tersebut di atas! d. Sebutkan dua trend perkembangan teknologi perangkat I/O yang saling bertentangan (konflik). e. Sebutkan dua aspek dari sub-sistem I/O kernel yang menjadi perhatian utama para perancang Sistem Operasi! f. Bagaimana USB dapat mengatasi trend dan aspek tersebut di atas?

(B06-2004-02) Struktur Keluaran/Masukan Kernel (I/O) a. Buatlah sebuah bagan yang menggambarkan hubungan/relasi antara lapisan-lapisan (layers) kernel, subsistem M/K (I/O), device driver, device controller, dan devices. b. Dalam bagan tersebut, tunjukkan dengan jelas, bagian mana yang termasuk perangkat keras, serta bagian mana yang termasuk perangkat lunak. c. Dalam bagan tersebut, berikan contoh sekurangnya dua devices! d. Terangkan apa yang dimaksud dengan devices! e. Terangkan apa yang dimaksud dengan device controller! f. Terangkan apa yang dimaksud dengan device driver! g. Terangkan apa yang dimaksud dengan subsistem M/K (I/O)! h. Terangkan apa yang dimaksud dengan kernel!

(B06-2005-01) Masukan/Keluaran a. Terangkan secara singkat, sekurangnya enam prinsip/cara untuk meningkatkan efisiensi M/K (Masukan/Keluaran)! b. Diketahui sebuah model M/K yang terdiri dari lapisan-lapisan berikut: Aplikasi, Kernel, Device-Driver, Device-Controller, Device. Terangkan pengaruh pemilihan lapisan tersebut untuk pengembangan sebuah aplikasi baru. Diskusikan aspek-aspek berikut ini: Jumlah waktu pengembangan, Efisiensi, Biaya Pengembangan, Abstraksi, dan Fleksibilitas.

(B06-2007-01) Prinsip Perancangan M/K I Prinsip utama dalam perancangan perangkat lunak untuk M/K ialah ''device independence'' dan ''uniform naming''. Terangkan secara singkat, yang maksud dengan kedua prinsip tersebut!

(B06-2007-02) Prinsip Perancangan M/K II a. Dalam perancangan penjadwalan M/K, bagian mana yang sebaiknya lebih mendapatkan prioritas: Masukan atau Keluaran? Berikan alasan secukupnya.

262

Penyimpanan Sekunder

b. Sebutkan/terangkan salah satu dampak dari menjamurnya perangkat perangkat berbasis USB terhadap perancangan dan pengembangan perangkat lunak M/K.

(B06-2006-01) Unix SystemV STREAMS a. b. c. d. e.

Terangkan dengan singkat, apa yang dimaksud dengan Unix SystemV STREAMS! Sebutkan semua komponen-komponen dari sebuah STREAMS berikut gambar/diagramnya. Sebutkan sebuah kelebihan dari STREAMS. Sebutkan sebuah kekurangan dari STREAMS. Terangkan, mengapa proses aplikasi berkomunikasi dengan kepala STREAMS secara sinkronus (blocking). f. Terangkan, mengapa antar modul STREAMS berinteraksi secara asinkronus (non-blocking).

B.3. Penyimpanan Sekunder (B07-2002-01) FHS (File Hierarchy Standards) a. b. c. d. e. f. g.

Sebutkan tujuan dari FHS. Terangkan perbedaan antara ''shareable'' dan ''unshareable''. Terangkan perbedaan antara ''static'' dan ''variable''. Terangkan/berikan ilustrasi sebuah direktori yang ''shareable'' dan ''static''. Terangkan/berikan ilustrasi sebuah direktori yang ''shareable'' dan ''variable''. Terangkan/berikan ilustrasi sebuah direktori yang unshareable''. dan static''. Terangkan/berikan ilustrasi sebuah direktori yang unshareable''. dan variable''.

(B07-2002-02) Sistem Berkas I Sebuah sistem berkas menggunakan metoda alokasi serupa i-node (unix). Ukuran pointer berkas (file pointer) ditentukan 10 bytes. Inode dapat mengakomodir 10 direct blocks, serta masing-masing sebuah single indirect block dan sebuah double indirect block. a. Jika ukuran blok = 100 bytes, berapakah ukuran maksimum sebuah berkas? b. Jika ukuran blok = 1000 bytes, berapakah ukuran maksimum sebuah berkas? c. Jika ukuran blok = N bytes, berapakah ukuran maksimum sebuah berkas?

(B07-2006-01) Sistem Berkas II Serupa dengan B07-2002-02 di atas, namun dengan ukuran pointer berkas 10 bytes.

(B07-2003-01) Sistem Berkas III Pada saat merancang sebuah situs web, terdapat pilihan untuk membuat link berkas yang absolut atau pun relatif.

263


a. b. c. d.

Berikan sebuah contoh, link berkas yang absolut. Berikan sebuah contoh, link berkas yang relatif. Terangkan keunggulan dan/atau kekurangan jika menggunakan link absolut. Terangkan keunggulan dan/atau kekurangan jika menggunakan link relatif.

(B07-2004-01) Sistem Berkas IV a. Terangkan persamaan dan perbedaan antara operasi dari sebuah sistem direktori dengan operasi dari sebuah sistem berkas (filesystem). b. Silberschatz et. al. mengilustrasikan sebuah model sistem berkas berlapis enam (6 layers), yaitu ''application programs'', ''logical file system'', ''file-organization module'', ''basic file system'', ''kendali M/K'', ''devices''. Terangkan lebih rinci serta berikan contoh dari ke-enam lapisan tersebut! c. Terangkan mengapa pengalokasian blok pada sistem berkas berbasis FAT (MS DOS) dikatakan efisien! Terangkan pula kelemahan dari sistem berkas berbasis FAT tersebut! d. Sebutkan dua fungsi utama dari sebuah Virtual File Sistem (secara umum atau khusus Linux).

(B07-2005-01) Sistem Berkas V a. Terangkan kedua fungsi dari sebuah VFS (Virtual File System). b. Bandingkan implementasi sistem direktori antara Linier List dan Hash Table. Terangkan kelebihan/ kekurangan masing-masing!

(B07-2007-05) Sistem Berkas VI a. Bandingkan implementasi antara sistem direktori yang ''linier'' dengan yang menggunakan ''hash table''. Terangkan kekurangan dan kelebihan masing-masing! b. Jelaskan perbedaan antara ''Very Large File System''' dan ''Very Large File Size'' dalam NTFS. c. Sistem berkas modern seperti NTFS dan ext3 mengimplementasikan sistem jurnal. Terangkan apa yang dimaksud dengan ''journaling'' tersebut!

(B07-2003-02) Sistem Berkas ''ReiserFS'' a. Terangkan secara singkat, titik fokus dari pengembangan sistem berkas "reiserfs": apakah berkas berukuran besar atau kecil, serta terangkan alasannya! b. Sebutkan secara singkat, dua hal yang menyebabkan ruangan (space) sistem berkas "reiserfs" lebih efisien! c. Sebutkan secara singkat, manfaat dari "balanced tree" dalam sistem berkas "reiserfs"! d. Sebutkan secara singkat, manfaat dari "journaling" pada sebuah sistem berkas! e. Sistem berkas "ext2fs" dilaporkan 20% lebih cepat jika menggunakan blok berukuran 4 kbyte dibandingkan 1 kbyte. Terangkan mengapa penggunaan ukuran blok yang besar dapat meningkatkan kinerja sistem berkas! f. Para pengembang sistem berkas "ext2fs" merekomendasikan blok berukuran 1 kbyte dari pada yang berukuran 4 kbyte. Terangkan, mengapa perlu menghindari penggunaan blok berukuran besar tersebut!

(B07-2005-02) Sistem Berkas ''NTFS'' Keunggulan NTFS diantaranya dalam banyak hal seperti: ''data recovery'', ''security'', ''fault tolerance'', ''very large file system / very large file size'', ''multiple data streams'', ''UNICODE names'', ''sparse file'', ''encryption'', ''journaling'', ''file compression'', dan ''shadow copies''. Jabarkan secara lebih rinci, sekurangnya lima (5) keunggulan tersebut di atas.

(B07-2004-02)(B07-2007-04) RAID (Redudant Array of I* Disks) a. Terangkan dan ilustrasikan: apa yang dimaksud dengan RAID level 0.

264


b. Terangkan dan ilustrasikan: apa yang dimaksud dengan RAID level 1. c. Terangkan dan ilustrasikan: apa yang dimaksud dengan RAID level 0 + 1. d. Terangkan dan ilustrasikan: apa yang dimaksud dengan RAID level 1 + 0.

(B07-2002-03) Mass Storage System I Bandingkan jarak tempuh (dalam satuan silinder) antara penjadwalan FCFS (First Come First Served), SSTF (Shortest-Seek-Time-First), dan LOOK. Isi antrian permintaan akses berturut-turut untuk silinder:

100, 200, 300, 101, 201, 301. Posisi awal disk head pada silinder 0.

(B07-2003-03) Mass Storage System II Posisi awal sebuah ''disk head'' pada silinder 0. Antrian permintaan akses berturut-turut untuk silinder:

100, 200, 101, 201. a. Hitunglah jarak tempuh (dalam satuan silinder) untuk algoritma penjadwalan ''First Come First Served'' (FCFS). b. Hitunglah jarak tempuh (dalam satuan silinder) untuk algoritma penjadwalan ''Shortest Seek Time First'' (SSTF).

(B07-2003-04) Mass Storage System III Pada sebuah PC terpasang sebuah disk IDE/ATA yang berisi dua sistem operasi: MS Windows 98 SEdan Debian GNU/Linux Woody 3.0 r1. Informasi ''fdisk'' dari perangkat disk tersebut sebagai berikut:

# fdisk /dev/hda ===================================================== Device Boot Start End Blocks Id System (cylinders) (kbytes) ----------------------------------------------------/dev/hda1 * 1 500 4000000 0B Win95 FAT32 /dev/hda2 501 532 256000 82 Linux swap /dev/hda3 533 2157 13000000 83 Linux /dev/hda4 2158 2500 2744000 83 Linux Sedangkan informasi berkas ''fstab'' sebagai berikut:

# cat /etc/fstab # ========================================================== # <mount point> <pass> # ---------------------------------------------------------/dev/hda1 /win98 vfat defaults 0 2 /dev/hda2 none swap sw 0 0 /dev/hda3 / ext2 defaults 0 0 /dev/hda4 /home ext2 defaults 0 2 # ----------------------------------------------------------

265


Gunakan pembulatan 1 Gbyte = 1000 Mbytes = 1000000 kbytes dalam perhitungan berikut ini: a. Berapa Gbytes kapasitas disk tersebut di atas? b. Berapa jumlah silinder disk tersebut di atas? c. Berapa Mbytes terdapat dalam satu silinder? d. Berapa Mbytes ukuran partisi dari direktori ''/home''? Tambahkan disk ke dua (/dev/ hdc) dengan spesifikasi teknis serupa dengan disk tersebut di atas (/dev/ hda). Bagilah disk kedua menjadi tiga partisi: • 4 Gbytes untuk partisi Windows FAT32 (Id: 0B) • 256 Mbytes untuk partisi Linux Swap (Id: 82) • Sisa disk untuk partisi ''/home'' yang baru (Id: 83). Partisi ''/home'' yang lama (disk pertama) dialihkan menjadi ''/var''. e. Bagaimana bentuk infomasi ''fdisk'' untuk ''/dev/hdc'' ini? f. Bagaimana seharusnya isi berkas ''/etc/fstab'' setelah penambahan disk tersebut?

(B07-2007-01) Mass Storage System IV Diketahui, sebuah sistem GNU/Linux dengan berkas konfigurasi ''/etc/fstab'' sebagai berikut:

# /etc/fstab: static file system information. ########################### # <mount pointt> <pass> proc /proc proc defaults 0 0 /dev/sda1 /media/ntfs1 ntfs defaults,nls=utf8,umask=007 0 3 /dev/sda2 /media/ntfs2 ntfs defaults,nls=utf8,umask=007 0 3 /dev/sda3 none swap sw 0 0 /dev/sda4 / ext3 defaults,errors=remount-ro 0 1 /dev/sdb1 /home ext3 defaults 0 2 /dev/sdc1 /var/www ext3 defaults 0 2 /dev/scd0 /media/cdrom0 udf,iso9660 user,noauto 0 0 ########################################################################## Buat

pohon

(tree)

terkait,

dengan

sistem-sistem

berkas

berikut

ini:

(B07-2007-03) Mass Storage System V Diketahui sebuah sistem GNU/Linux dengan berkas konfigurasi ''/etc/fstab'' sebagai berikut: ########################################################################### # <mount point> <pass> /dev/hda3 none swap sw 0 0 /dev/hdb3 none swap sw 0 0 /dev/hdc3 none swap sw 0 0

266


/dev/hdd3 none swap sw 0 0 proc /proc proc defaults 0 0 /dev/hda1 / ext3 defaults,errors=remount-ro 0 1 /dev/hda2 /var ext3 defaults 0 2 /dev/hda4 /www ext3 defaults 0 2 /dev/hdb4 /www/ftp/B ext3 defaults 0 2 /dev/hdc4 /www/ftp/C ext3 defaults 0 2 /dev/hdd4 /www/ftp/D ext3 defaults 0 2 nfs.vlsm.org:/nfs /www/ftp/X nfs soft,ro 0 3 ########################################################################### Buatkan pohon (tree) terkait, dengan menggunakan sistem-sistem berkas berikut ini:

(B07-2005-03) CDROM a. Terangkan, apa bedanya antara kepingan CD Audio, CD-ROM, CD-R, dan CD-RW! b. Pada awalnya sekeping CD Audio (650 MB) memiliki durasi 74 menit. Hitung, berapa kecepatan transfer sebuah CD-ROM reader dengan kecepatan ''37 x''.

(B07-2001-01) HardDisk I Diketahui sebuah perangkat DISK dengan spesifikasi berikut ini: • Kapasitas 100 Gbytes (asumsi 1Gbytes = 1000 Mbytes). • Jumlah lempengan (plate) ada dua (2) dengan masing-masing dua (2) sisi permukaan (surface). • Jumlah silinder = 2500 (Revolusi: 6000 RPM) • Pada suatu saat, hanya satu HEAD (pada satu sisi) yang dapat aktif. a. Berapakah waktu latensi maksimum dari perangkat DISK tersebut? b. Berapakah rata-rata latensi dari perangkat DISK tersebut? c. Berapakah waktu minimum (tanpa latensi dan seek) yang diperlukan untuk mentransfer satu juta (1 000 000) byte data?

267


(B07-2003-05) HardDisk II Diketahui sebuah perangkat DISK dengan spesifikasi: • Dua (2) permukaan (surface #0, #1). • Jumlah silinder: 5000 (cyl. #0 - #4999). • Kecepatan Rotasi: 6000 rpm. • Kapasitas Penyimpanan: 100 Gbyte. • Jumlah sektor dalam satu trak: 1000 (sec. #0 - #999). • Waktu tempuh seek dari cyl. #0 hingga #4999 ialah 10 mS. • Pada T=0, head berada pada posisi cyl #0, sec. #0. • Satuan M/K terkecil untuk baca/tulis ialah satu (1) sektor. • Akan menulis data sebanyak 5010 byte pada cyl. #500, surface #0, sec. #500. • Untuk memudahkan, 1 kbyte = 1000 byte; 1 Mbyte = 1000 kbyte; 1 Gbyte = 1000 Mbyte. a. b. c. d. e. f. g.

Berapakah kecepatan seek dalam satuan cyl/ms ? Berapakah rotational latency (max.) dalam satuan ms ? Berapakah jumlah (byte) dalam satu sektor ? Berapa lama (ms) diperlukan head untuk mencapai cyl. #500 dari cyl. #0, sec. #0 ? Berapa lama (ms) diperlukan head untuk mencapai cyl. #500, sec. #500 dari cyl. #0, sec. #0? Berapa lama (ms) diperlukan untuk menulis kedalam satu sektor ? Berdasarkan butir (e) dan (f) di atas, berapa kecepatan transfer efektif untuk menulis data sebanyak 5010 byte ke dalam disk tersebut dalam satuan Mbytes/detik?

(B07-2004-03) HardDisk III Diketahui sebuah disk dengan spesifikasi berikut ini: • Dua (2) permukaan (muka #0 dan #1). • Jumlah silinder: 5000 (silinder #0 - #4999). • Kecepatan Rotasi: 6000 rpm. • Kapasitas Penyimpanan: 100 Gbytes. • Jumlah sektor dalam satu trak: 1000 (sektor #0 - #999). • Waktu tempuh hingga stabil antar trak yang berurutan: 1 mS (umpama dari trak #1 ke trak #2). • Pada setiap saat, hanya satu muka yang head-nya aktif (baca/tulis). Waktu alih antar muka (dari muka #0 ke muka #1) dianggap 0 mS. • Algoritma pergerakan head: First Come First Served. • Satuan M/K (I/O) terkecil untuk baca/tulis ialah satu (1) sektor. • Pada T=0, head berada pada posisi silinder #0, sektor #0. • Untuk memudahkan, 1 kbyte = 1000 byte; 1 Mbyte = 1000 kbyte; 1 Gbyte = 1000 Mbyte. a. Berapa kapasitas (kbyte) dalam satu sektor? b. Berapakah rotational latency maksimum (mS) ? c. Berapakah waktu tempuh (mS) dari muka #0, trak #0, sektor #0 ke muka #0, trak #0, sektor #999 ([0,0,0] –> [0,0,999])? d. Berapakah waktu tempuh (mS) dari [0,0,0] –> [0,0,999] –> [0,1,500] –> [0,1,999] –> [0,1,0] –> [0,1,499]? e. Berapakah waktu tempuh (mS) dari [0,0,0] –> [0,0,999] –> [0,1,0] –> [0,1,999]?

(B07-2005-04) HardDisk IV • Sebuah disk (6000 RPM) yang setiap track terdiri dari 1000 sektor @ 10 kbytes. • Penulisan disk didukung dengan dua buffer @ 10 kbytes yang diisi secara bergantian dengan kecepatan 5 Mbytes/detik oleh sistem. • Umpamanya, jika buffer #1 penuh, maka proses penulisan ke sebuah sektor disk dimulai, sedangkan buffer #2 diisi oleh sistem. Jika proses penulisan dari buffer #1 selesai, maka buffer #2 di tulis ke disk, sedangkan buffer #1 diisi. Jika kedua buffer penuh, maka sistem menunda pengisian, hingga buffer dapat diisi kembali.

268


• Abaikan semua macam waktu tunda/delay seperti buffer switch time, seek time, kecuali ''Rotational Latency''. Pada saat t=0, buffer #1 penuh (siap tulis ke disk), dan buffer #2 kosong (siap diisi). Posisi head berada pada sektor #0 pada sebuah track tertentu. • Gunakan Gantt chart/timing-chart, jika dianggap perlu!

a. Hitung, berapa lama diperlukan untuk menulis berturut-turut sebesar 30 kbytes ke sektor #0, #1, #2. b. Berapa waktu minimum diperlukan untuk menulis 30 kbytes ke track tersebut. c. Data tersebut, akan diisikan ke sektor berapa saja?

(B07-2006-02) HardDisk V

• Setiap TRACK pada sebuah disk (6000 RPM) terdiri dari 1000 sektor @ 10 kbytes. • Selama ada buffer kosong (10 kbytes), sistem akan mengisi buffer secara berkesinambungan dengan kecepatan 5 Mbyte per detik. • Setelah penuh, isi buffer akan dituliskan ke suatu sektor disk tujuan yang telah ditentukan. • Abaikan segala tunda/delay seperti buffer switch time, seek time, kecuali Rotational Latency. • Untuk kasus ''best case'', setiap buffer penuh akan langsung dituliskan ke sektor disk tujuan. • Untuk kases ''worst case'', setiap buffer penuh harus menunggu satu rotasi disk sebelum dituliskan ke sektor disk tujuan. a. BEST CASE: Berapa jumlah buffer minimum yang diperlukan, untuk memaksimalkan transfer data berkesinambungan ke disk? Berapa kecepatan transfer (efektif)? b. WORST CASE: Berapa jumlah buffer minimum yang diperlukan, untuk memaksimalkan transfer data berkesinambungan ke disk? Berapa kecepatan transfer (efektif)?

269

Topik Lanjutan

(B07-2007-02) HardDisk VI

• Setiap TRACK pada sebuah disk (6000 RPM) terdiri dari 1000 sektor @ 10 kbytes. • Saat membaca (read) disk, data dari sebuah sektor akan ditransfer ke buffer (@10 kbytes) kosong. Setelah buffer penuh, sistem akan mencari buffer kosong berikutnya. • Data akan ditransfer dari buffer secara berkesinambungan dengan kecepatan 5 Mbyte per detik. Setelah kosong, buffer siap diisi kembali. • Abaikan segala tunda/delay seperti buffer switch time, seek time, kecuali Rotational Latency. a. Untuk kasus ''best case'', head disk selalu siap pada posisi siap baca sektor yang diinginkan. b. Untuk kasas ''worst case'', head disk selalu ''ketinggalan'' sehingga harus menunggu satu rotasi sebelum mencapai posisi yang diinginkan.

B.4. Topik Lanjutan (B08-2005-01) Waktu Nyata/Multimedia a. Sebutkan sekurangnya empat ciri/karakteristik dari sebuah sistem waktu nyata. Terangkan secara singkat, maksud masing-masing ciri tersebut! b. Sebutkan sekurangnya tiga ciri/karakteristik dari sebuah sistem multimedia. Terangkan secara singkat, maksud masing-masing ciri tersebut! c. Terangkan perbedaan prinsip kompresi antara berkas dengan format JPEG dan berkas dengan format GIF. d. Terangkan lebih rinci, makna keempat faktor QoS berikut ini: throughput, delay, jitter, reliabilty!

(B08-2007-01) Pengaruh Perangkat Keras Terhadap Kinerja Diketahui sebuah sistem dengan utilitasi CPU yang rendah (< 10%), namun swap paging yang tinggi (> 60%). Jelaskan/uraikan secara singkat, pengaruhnya terhadap utilitasi CPU dan swap paging; jika meng-upgrade/mempercanggih bagian komputer berikut ini: a. Peningkatan kecepatan memori utama b. Transfer Data Disk yang lebih cepat c. Prosesor yang lebih cepat d. Menambah Jumlah Bingkai Memori (Memory Frame) e. Menambah Swap-space f. Menambah Derajat Multiprograming

270

Indeks A administrative, 129 Algoritma Buddy, 69 Algoritma Ganti Halaman Algoritma FIFO (First In First Out), 42 Algoritma Lainnya, 47 Algoritma LRU (Least Recently Used), 45 Algoritma Optimal, 44 Implementasi LRU, 46 Reference String , 42 Alokasi Bingkai Alokasi Global dan Lokal, 52 Jumlah Bingkai, 51 Memory Mapped Files , 55 Page Fault , 54 Strategi Alokasi Bingkai, 51 Trashing , 52 Working Set Model , 53 Alokasi Memori Berbagi Memori, 14 Fragmentasi, 13 Partisi Memori, 11 Pemetaan Memori, 10 Swap, 9 Aneka Aspek Sistem Berkas Efisiensi, 155 Kinerja, 155 Mount NFS, 158 NFS, 157 Protokol NFS, 159 Struktur Log Sistem Berkas, 157 Arsitektur Intel Pentium Penghalaman, 27 Penghalaman Linux, 27 Segmentasi, 25 Segmentasi Pentium, 26 ASCII, 131 Atribut Direktori, 113

B Blok Memori Virtual, 72

C CAV, 161 checkpoint, 203 CLV, 161 commit, 203

D Direktori Dua Tingkat (Two—Level Directory), 115 Direktori Satu Tingkat (Single— Level Directory), 114 Dukungan Perangkat Keras Effective Access Time (EAT), 19 Hit Ratio, 19

Register Asosiatif, 19

E EXT2FS Interaksi dengan VFS, 200 Optimasi dan Performa, 199 EXT2FS Inode, 198

F FHS Sistem Berkas, 123 Sistem Berkas /usr/, 128 Sistem Berkas /var/, 129 Sistem Berkas ROOT, 124 Spesifik GNU/Linux, 132 FSSTND, 123

H HDB, 131 HDO, 131

I Implementasi Sistem Berkas File Control Block, 137 Implementasi Direktori Hash, 141 Implementasi Direktori Linier, 141 Partisi Sistem ROOT, 139 Struktur Sistem Berkas, 135 Virtual File System, 139 Intruder Active Intruder, 211 Passive Intruder, 211 wiretaping, 211 Isi directory /proc, 204

J JFS, 204 Journaling Block Device, 201

K Keamanan Sistem BCP/DRP, 214 Keamaanan Fisik, 212 Keamaanan Jaringan, 213 Keamaanan Perangkat Lunak, 213 Kebijaksanaan Keamanan, 212 Kriptografi, 213 Masyarakat dan Etika, 211 Operasional, 213 Proses Audit, 214 Konsep Dasar Memori Address Binding , 6 Linking Dinamis, 7 Pemuatan Dinamis, 7 Proteksi Perangkat Keras, 4 Pustaka Bersama, 7

271

Ruang Alamat Logika dan Fisik, 6

L Log accounting, 130 logging, 129

M M/K Linux Antrian M/K, 103 Elevator Linus, 103, 103 Penjadwal Linux, 103 Perangkat Blok, 103 Perangkat Jaringan, 103 Perangkat Karakter, 103 Waktu Tengat M/K, 103 MAKEDEV MAKEDEV.local, 126 Media Disk HAS, 163 NAS dan SAN, 164 Pemilihan Algoritma Penjadwalan, 173 Penjadwalan FCFS, 165 Penjadwalan LOOK dan C-LOOK, 170 Penjadwalan SCAN dan C-SCAN, 167 Penjadwalan SSTF, 166 Struktur Disk, 161 Mekanisme pengamanan Autentikasi, 212 Autorisasi, 212 Penerobosan akses, 212 Memori Linux Link Statis dan Dinamis, 75 Memori Fisik, 69 Memori Virtual, 71 Pemetaan Memori Program, 74 Slab, 70 Swap, 72 Umur Memori Virtual, 72 Memori Virtual Copy-on-Write, 35 Dasar Penggantian Halaman, 36 Demand Paging, 32 Kinerja, 34 Penanganan Page Fault, 33 Metode Alokasi Blok Alokasi Berindeks, 146 Alokasi Berkesinambungan, 143 Alokasi Link, 144 Backup, 151 Kombinasi Alokasi, 148 Manajemen Ruang Bebas, 149 Mount point Direktori, 127 Multiple User, 120

N Network Information Service(NIS), 130

272

P Page Table dengan Hash Linked List, 22 Pemberian Halaman Dukungan Perangkat Keras, 18 Metoda Dasar, 17 Proteksi, 19 Tabel Halaman Bertingkat, 20 Tabel Halaman Dengan Hash, 22 Perancangan dan Pemeliharaan Implementasi, 238 Kinerja, 239 Pemeliharaan Sistem, 239 Perancangan Antarmuka, 237 Trend, 240 Tunning, 239 Proteksi Memori Bit Proteksi, 19 Bit Valid-Invalid, 19

R reboot, 130 recovery, 203 Remote File System, 120 Root, 132

S Seputar Alokasi Bingkai Alokasi Slab, 61 Penguncian M/K, 66 Prepaging , 62 Sistem Buddy, 59 Struktur Program, 64 TLB Reach, 63 Ukuran Halaman, 63 Windows XP, 67 Shareable, 123 Single Virtual File System, 197 Sistem Berkas Atribut Berkas, 107 Jenis Berkas, 109 Konsep Berkas, 107 Membuka Berkas, 108 Metoda Akses Berkas, 110 Operasi Berkas, 108 Proteksi Berkas, 110 Struktur Berkas, 110 Sistem Berkas Linux EXTFS, 197 Jurnal, 200 Sistem Berkas /proc/ , 204 VFS, 194 Sistem M/K Aplikasi Antarmuka M/K, 86 Blocking/Nonblocking, 87 Clock dan Timer, 87 DMA, 85

Interupsi, 82 Perangkat Keras M/K, 79 Polling, 82 Sistem Penyimpanan Masal Bad Block, 177 Boot, 176 Dukungan Sistem Operasi, 189 Format, 175 Kinerja, 190 Pemilihan Tingkatan RAID, 179 Penyimpanan Tersier, 182 RAID, 179 Swap, 177 Sistem Terdistribusi Sistem Berkas Terdistribusi, 221 Topologi Jaringan, 220 spool, 129 Spool, 130 statis, berkas, 123 Struktur Direktori, 113 Atribute dan Struktur Direktori, 113 Berbagi Berkas, 119 Direktori Berstruktur Graf, 117 Direktori Berstruktur Pohon, 115 Direktori Bertingkat, 114 Mounting, 118 Operasi Direktori, 114 Struktur Fisik EXT2FS, 198 Subsistem M/K Kernel Cache, Buffer, Spool , 89 Kinerja, 97 Operasi Perangkat Keras, 94 Penjadwalan M/K, 89 Proteksi M/K, 92 STREAMS, 97 Struktur Data, 93 sun YellowPages(YP), 132 System crash dumps, 130

physical, 71

W Waktu Nyata dan Multimedia Kernel Preemptif, 226 Kernel Waktu Nyata, 225 Kompresi, 231 Manajemen Berkas, 230 Manajemen Jaringan, 230 Pengurangan Latensi, 226 Penjadwalan Berdasarkan Prioritas, 226 Penjadwalan Disk, 229 Penjadwalan Proses, 227 Streaming Protocol, 231 Uni/Multicasting, 230

T temporer, 129 tersier, 129 time-consuming, 130

U UNIX, 131 Unshareable, 123 UUCP, 131

V variabel, berkas, 123 VFS Dentry, 196 VFS File, 196 VFS Inode, 196 VFS Superblock, 195 View logical, 71

273

274

Pengantar Sistem Operasi Komputer

Recommend Documents