Sistema Operacional Mach

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1 Universidade d Cntestad UNC Unidade Universitária de Mafra Otávi Rdlf Piske Sistema Operacinal Mach MAFRA Otávi Rdlf Piske

2 Intrduçã O sistema peracinal Mach surgiu, cm um prjet da Universidade de Rchester em 1975 e se chamava RIG (Rchester Intelligent Gateway). O RIG fi escrit para uma máquina de 16 bits da Data General, Eclipse. O bjetiv principal d prjet era demnstrar que sistemas peracinais pderiam ser cnstruíds de uma frma mdular, cm uma cleçã de prcesss se cmunicand cm trca de mensagens. Quand um ds engenheirs que participaram d prjet, Richard Rashid, mudu-se para a universidade de Carnegie-Melln, em 1979, ele cntinuu cm prjet de desenvlver tais sistemas peracinais, prém em hardware mais avançad. A máquina esclhida fi PERQ, uma estaçã de trabalh cm tela gráfica, muse e cnexã de rede. Esse nv sistema peracinal fi chamad de Accent e adicinava prteçã, a capacidade de perar transparentemente sbre a rede, memória virtual de 32 bits e utrs recurss. Uma versã inicial d sistema ficu prnta em 1981, mas já em 1984, uma média de 150 PERQs rdavam Accent. Entretant sistema UNIX estava ganhand espaç gradativamente. Esse fat levu Rashid a iniciar uma nva versã d seu sistema peracinal chamad de Mach. O sistema Mach era cmpatível cm UNIX e, prtant, a mairia d sftware pderia ser aprveitad. Além diss, sistema Mach pssuía alguns recurss a mais que UNIX, tais cm threads e suprte a multiprcessadres. O prjet d Mach fi bastante impulsinad pela agência de defesa americana, DARPA. A primeira versã d Mach ficu prnta em 1986 e rdava em um cmputadr VAX 11/784 cm 4 CPUs. Puc temp depis, ele fi prtad para IBM PC/RT e Sun 3. Pr vlta de 1987, Mach rdava em máquinas Encre e Sequent (ambas multiprcessadas). Lg em seguida, IBM, DEC e HP frmaram a Open Sftware Fundatin (OSF), que tinha cm njetiv tmar cntrle d UNIX. A AT&T, criadra desse sistema, havia aliad-se cm a Sun Micrsystems para desenvlver System V Release 4, e iss despertu med ns demais fabricantes. Finalmente, a OSF esclheu Mach 2.5 cm base para seu sistema peracinal, OSF/1. Apesar de ambs sistemas cnterem muitas linhas de códig de Berkeley e até mesm da AT&T, bjetiv da OSF era, a mens, cntrlar a direçã para a qual UNIX estava ind. Em 1988, kernel d Mach 2.5 era grande e mnlític. Assim, nessa mesma épca, a CMU retiru td códig de Berkeley e da AT&T de dentr d kernel e clcu- n espaç d usuári. O que sbru fi um sistema micrkernel. O sistema Mach O sistema Mach fi cnstruíd de frma que utrs sistema peracinais cm UNIX u DOS pudessem ser emulads em cima. Um ds bjetivs também era fazer cm que ele suprtasse multiprcessadres e ainda assim fsse prtável. A emulaçã de utrs sistemas peracinal é realizada através de uma arquitetura de camadas. Assim, emuladr funcina cm uma camada fra d kernel e rda independentemente das utras aplicações. Outr fat que deve ser ntad é que váris servidres pdem estar

3 rdand simultaneamente na mesma máquina, que permite que usuári rde prgramas 4.3BSD, System V e MS-DOS a mesm temp. Assim cm utrs sistemas micrkernel, sistema Mach apenas prvê serviçs básics cm gerenciament de prcesss e memória, cmunicaçã e serviçs de I/O. Outrs serviçs que antes residiam n espaç d kernel, fram transfrmads em prcesss de usuári, tais cm sistema de arquivs e diretóris. Sã5 s recurss gerenciads pel micrkernel: prcesss threads bjets de memória prtas mensagens A estrutura básica n sistema Mach é prcess. Cada prcess é um ambiente nde a execuçã acntece e pssui um espaç de memória a ele assciad para guardar dads e códig (text) e uma u mais pilhas. Da mesma frma, um canal de cmunicaçã (u prta) é alcada a um prcess. Uma thread é uma entidade de execuçã e a ela estã assciadas um cntadr de prgrama e um cnjunt de registradres. Além diss, cada thread é assciada e um prcess, mas um prcess pde cnter várias threads. Um prcess cm uma única thread n Mach pde ser cmparad a um prcess cmum d UNIX. Assim, um prcess n Mach cnsiste, basicamente, de um espaç de endereçament e uma cleçã de threads que executam nesse espaç. A idéia de prcesss cm uma entidade ativa nã existe n Mach. A execuçã (u atividade) é exclusiva das threads. Assim, prcesss sã usads apenas para alcaçã de recurss relacinads a um cnjunt de threads.

4 Além d cnjunt de threads e d espaç de endereçament, as prcesss também sã assciadas algumas prtas de cmunicaçã. Algumas prtas sã especiais e tds s prcesss as pssuem: prcess prt: é usada para fazer a cmunicaçã d kernel cm prcess. Os serviçs d kernel sã requisitads pr essa prta apenas mandand uma mensagem a ela. Iss reduz númer de "system calls" a uma quantidade bastante pequena. btstrap prt: realiza a inicializaçã d prcess quand esse é carregad. Através dessa prta prcess fica sabend nme da prta d sistema, e também se cmunicar cm seu servidr (n cas de prcesss UNIX emulads). exceptin prt: é usada para reprtar exceções causadas pel prcess. Exceções típicas sã divisã pr zer e execuçã ilegal de instruções. Prgramas de depuraçã também usam essa prta para realizar seu trabalh. registered prts: sã prtas nrmalmente assciadas a prcesss padrã d sistema, tal cm servidr de nmes, pr exempl. O prcess ainda pssui a prpriedade de estar habilitad a executar u blquead. Essa última pçã faz cm que suas threads fiquem blqueadas independentemente de seus estads individuais. Pde-se ainda esclher em qual prcessadr uma thread irá executar e ainda qual sua priridade. N cas de prcesss emulads, especifica-se em que regiã d espaç de endereçament encntram-se s tratadres de chamadas de funçã. Assim, s prcesss filhs ds emuladres herdam essas características e tdas suas chamadas de sistema sã direcinadas a emuladr e nã a kernel d Mach. Além diss, cada prcess pssui registradres estatístics que cntabilizam, pr exempl, a quantidade de memória cnsumida e temp de execuçã das threads. Um prcess que esteja interessad nessas infrmações pde btê-las enviand uma mensagem à prta de prcess. Threads Cm mencinad anterirmente, uma thread pertence a um únic prcess, entretant, um prcess pde cnter várias threads. Dessa frma, um prcess é uma entidade passiva até que cntenha, a mens, uma thread. Tdas as threads de um prcess cmpartilham seu espaç de endereçament e s recurss a esse alcads. Mas elas pdem também ter recurss privads. Um desses recurss é uma prta de cmunicaçã chamada "thread prt", que é análga à prta de prcess, pis serve cm pnt de acess da thread às funções d sistema. Quem gerência as threads é kernel d Mach, prtant estruturas especiais de cntrle devem estar cntidas dentr d mesm. Em um sistema cm uma única CPU, a execuçã das threads é "timeshared", entretant, em sistemas multiprcessads, várias threads pdem estar executand a mesm temp. Assim, sistema deve prver mecanisms de sincrnizaçã e exclusã mutua necessáris em sistemas cm essas características.

5 Escalnament O sistema de escalnament d Mach fi bastante influenciad pela sua característica de rdar em sistemas multiprcessads. Assim, pde-se assumir um sistema uniprcessad cm um cas especial desse últim, nde numer de CPUs é igual a 1. As CPUs em um multiprcessadr pdem ser assciadas a um "cnjunt de prcessadres" pr sftware. Assim, cada CPU pertence a um únic cnjunt. Da mesma frma, threads também pdem ser assciadas a grups de prcessadres pr sftware. Assim, cada cnjunt de prcessadres pssui um cnjunt de CPUs e utr de threads necessitand prcessament. Lg, trabalh d escalnadr é atribuir threads a CPUs de uma maneira eficiente. Essa estrutura também dá grande pder as prcesss, que pdem atribuir threads às CPUs de frma a distribuir trabalh entre tds s prcessadres. O escalnament de threads n Mach é basead em priridades que sã valres inteirs e variam de 0 a 31 u 127, cm 0 send a mais alta priridade. Existem três priridades assciadas a cada thread: base pririty: que é a priridade que a thread pde ajustar pr si só dentr de certs limites. lwest pririty: que é a menr priridade que a thread pde assumir. current pririty: é usada (e ajustada pel escalnadr) em funçã d temp de execuçã da thread e é usada para definir escalnament da thread. Gerenciament de memória O sistema de gerenciament de memória d Mach é basead em páginas e também é dividid em 3 partes: pmap: esse módul realiza as tarefas de mais baix nível d gerenciament de páginas e se cmunica diretamente cm hardware ( MMU). Esse módul deve ser rescrit a cada vez que sistema á prtad para uma utra máquina. códig independente de máquina: é a parte d kernel que trata s sinais de pagefault, gerência espaç de endereçament e trca as páginas. memry manager: é um prcess que rda n espaç d usuári e gerência a memória de frma a manter as infrmações de páginas que estã carregadas e lugar n disc nde encntram-se as páginas fra da memória. Essa arquitetura permite que kernel fique ainda menr e mais simples, vist que muitas funções fram transfrmadas em prcesss d usuári. Outra vantagem nesse tip de sistema é que usuári pde escrever seu própri gerenciadr de memória, uma vez que prtcl que funcina entre kernel e memry manager é cnhecid. Pr utr lad, kernel teve que adquirir funções para se prteger de gerenciadres de memória maliciss u até mesm mal feits. Memória Virtual

6 Cnceitualmente, sistema Mach permite a usuári ver uma grande memória linear virtual, gerenciand-a a partir de páginas. Entretant, s prgramas pdem usar essa memória de frma muit esparsa, aumentand assim a quantidade de infrmações que deveriam ser guardadas n kernel para gerenciar tdas essas páginas. Para iss, sistema Mach utiliza cnceit de regiões que determinam um endereç base e um tamanh d espaç de memória usad. Um cnceit bastante interessante nesse tópic é de bjet de memória, que pde ser uma página u um cnjunt de páginas, u ainda um arquiv mapead. Um bjet de memória deve ser mapead para uma regiã de memória virtual nã utilizada. Arquivs mapeads dessa frma pdem ser acessads cm as instruções nrmais de leitura e escrita na memória. Quand um prcess termina, seus arquivs mapeads aparecem n disc. Cmpartilhament de memória O cmpartilhament de recurss entre threads n sistema Mach é autmátic e nã precisa ser prgramad. Dessa frma, se uma thread quer acessar espaç de endereçament de utra, basta fazê-l, pis é mesm que seu. Entretant, esse cmpartilhament nã crre entre prcesss, principalmente quand esses estã lcalizads em prcessadres diferentes. Assim, Mach frnece três tips de cmpartilhament de memória entre prcesss pais e filhs: a regiã nã pde ser usada pel prcess filh: indica que prcess pai nã quer cmpartilhar aquela regiã e qualquer acess a ela será tratad cm um acess a uma área nã alcada a regiã é cmpartilhada: cmpartilhament acntece nrmalmente, e qualquer mdificaçã em uma cópia acarreta na atualizaçã da utra. a regiã n filh é uma cópia da d pai: a regiã é cpiada e qualquer mdificaçã será feita smente na cópia lcal. Essa pçã é implementada utilizand-se um artifíci de cpiar-na-escrita, u seja, a cópia física smente é realizada se huver alguma mdificaçã na cópia. Iss ecnmiza preciss cicls de CPU n cas de regiões que nunca sã acessadas. Gerenciadres de Memória Externs N Mach, é pssível criar gerenciadres de memória custmizads e que funcinam n lugar d gerenciadr de memória padrã d sistema. Esse sistema dá mair flexibilidade a Mach. Cada bjet de memória pssui um gerenciadr própri. Assim, é pssível implementar plíticas diferentes para cada tip de bjet diferenciand, pr exempl, lugar nde as páginas de memória serã armazenadas e as regras de que será feit cm bjet após ter sid usad.

7 Para iss, gerenciadr de memória necessita de 3 prtas: bject prt: é criada pel gerenciadr de memória e é usada pel kernel para infrmar a gerenciadr events cm page fault e utrs. cntrl prt: é criada pel kernel para que prcess pssa respnder a kernel em funçã desses events. name prt: é usada cm um tip de nme que identifica bjet. Quand gerenciadr de memória mapeia um bjet, ele envia uma mensagem a kernel cntend algumas as infrmações d bjet. Em seguida, kernel respnde cm a criaçã das utras duas prtas (cntrl e name prts) e ntifica essa açã a prcess. Esse últim respnde cm uma mensagem de respsta cntend s demais atributs d bjet. Inicialmente, tdas as páginas de um bjet mapead estã marcadas cm unreadable/unwritable para frçar um event n primeir acess. Memória Cmpartilhada Distribuída O sistema de gerenciament de memória d Mach permite perfeitamente que se implemente um esquema de memória cmpartilhada distribuída sem que kernel precise ser alterad. A idéia é ter um espaç de endereçament glbal e linear que é cmpartilhad pr várias máquinas diferentes. Quand uma thread faz um acess a uma página que nã está carregada, é gerad um page fault. Quem trata esse page fault é gerenciadr de memória, que deve prver a página a kernel. Entretant, nã há restrições quant à maneira cm essa tarefa é realizada. Cm Mach pssui diferentes gerenciadres de memória para diferentes tips de bjets, é natural que se crie um nv tip para atender a essa classe de aplicações. Pdese ainda criar gerenciadres de memória cm características diferentes. Pr exempl, um garante sempre a cnsistência ds dads, e utr garante smente que s dads sã s mais recentes dentr de um interval de alguns segunds. Claramente primeir é bastante mais cmplicad de se implementar, mas alguns algritms pdem nã necessitar de tanta qualidade de serviç. Dessa frma, pde-se ecnmizar prcessament utilizand-se uma plítica mais flexível. Pde-se ainda ter um prcess gerenciadr únic de memória em td cluster, pis sistema de mensagens d Mach é transparente em relaçã à rede. Iss facilita bastante trabalh n cas de se ter um gerenciadr de memória central. Cmunicaçã n Mach O bjetiv d sistema de cmunicaçã d Mach é suprtar um variedade bastante grande de estils de cmunicaçã de uma maneira precisa e cnfiável. O Mach suprta mensagens assíncrnas, RPC, "byte streams" e utras frmas de cmunicaçã. O sistema de cmunicaçã entre prcesss é ainda basead n RIG e Accent. Apesar diss, ele fi timizad para cas lcal e nã remt. A base d sistema de cmunicaçã d Mach é uma estrutura de dads d kernel chamada prta. Quand uma thread de um prcess quer se cmunicar cm utra de utr prcess, ela envia uma mensagem para sua prta e, para receber a mensagem, a utra

8 retira-a da prta. Esse mecanism suprta apenas prtas unidirecinais, cm pipes d UNIX. O sistema de prtas é segur e cnfiável, pis, se uma thread envia uma mensagem pr uma prta, kernel garante que essa chegará a seu destin. Entretant, sistema nã garante nada em relaçã a sequenciament dessas mensagens. Quand uma thread cria uma prta, ela recebe um inteir que identifica aquela prta. Esse númer é usad em acesss subsequentes àquela prta e é atribuíd a prcess (pel kernel) e nã à thread. Prtas pdem ser agrupadas em cnjunts de prtas (até mesm a mais de um). Iss facilita trabalh de enviar uma mensagem a várias prtas u para ler das mesmas. Enviand e Recebend Mensagens As mensagens n Mach pssuem uma estrutura bem definida (cabeçalh e crp) e existe uma única chamada de sistema para enviar e receber mensagens. Essa chamada de sistema é mascarada pela funçã mach_msg. Essa funçã recebe sete parâmetrs e é usada tant para recebiment quant para envi de mensagens. Se fr realizada uma leitura em uma prta que nã pssui mensagens, a thread é blqueada até que alguma utra mande uma mensagem para aquela prta. Basicamente, que cabeçalh da mensagem cntém é a prta de destin e respsta, tip da mensagem, tamanh e indicações de permissões (de respsta e d destinatári). N crp da mensagem, pde-se especificar uma estrutura de dads bastante simples, nde um camp (especificand tip de dad) é seguid pel seu valr. Da mesma frma, pde-se enviar uma grande quantidade de memória sem que seja feita uma cópia de uma thread para utra; existe uma estrutura especial que permite mapear uma regiã d espaç de endereçament n espaç de utra thread (smente em threads que habitam a mesma máquina). Essa regiã fica marcada para ser cpiada smente se huver uma escrita. Para fazer esse tip de cmunicaçã através da rede, existe um prcess chamad "netwrk message server". Esse prcess rda em cada nd da rede e faz mapeament das prtas lcais de um nd nas de utr. Além diss, NMS realiza também as seguintes tarefas: transfrmar tips de dads de uma representaçã para utra, gerenciar prtas de uma maneira segura, fazer ntificações remtas, prver um serviç de prcura remta e gerenciar autenticaçã de utras máquinas. Depis O prjet Mach 3 fi encerrad, mas a OSF cntinuu seu trabalh em cima de duas versões d mesm: Mach 3 e MK++. Pr vlta de 1995, a universidade de Utah cmeçu um prjet chamad Mach 4 que tinha cm bjetiv investigar algumas idéias nvas em cima d sistema, cnsertar alguns prblemas e prver a base necessária para um prjet mair chamad Flux. Entretant,

9 pretendia-se nã fazer tantas mdificações a pnt de trná-l incmpatível cm as versões anterires. Iss nã fi pssível, pis muitas mdificações fram realizadas a fim de atender s bjetivs d prjet Flux. Algumas versões d Mach 4 fram lançadas e distribuídas na rede. O prcess de mdificaçã d kernel subdividiu-se em duas frentes chamadas de "head branch" e "UK02 branch". A primeira era respnsável pela pesquisa em si e a mair parte d desenvlviment d Mach 4 acnteceu ali. Algumas mdificações imprtantes fram realizadas pr esse grup: Migrating threads: um mdel para execuçã de RPC mais rapidamente. Kernel activatins: algumas funções d kernel fram mvidas para a área de usuáris. O caminh chamad de "UK02 branch" era respnsável pelas mdificações relativas a cnserts de prblemas existentes na versã anterir u aument de suas capacidades, cm pr exempl suprte a nvs sistemas de arquivs (MINIX e ext2), criaçã de um nv ambiente de desenvlviment, nv sistema de bt, criaçã de arquivs "include" e mdificaçã n estil de cdificaçã utilizada. Pr um temp, esfrç de mdificaçã d kernel d Mach fi a principal atividade dentr d prjet Flux, gerand uma grande quantidade de artigs que pdem ser encntrads na rede (http://www.cs.utah.edu/prjects/flexmach/papers.html#mach). Outrs prjets estavam bastante relacinads cm Mach 4, cm pr exempl Lites, que bjetivava criar uma versã pública d servidr BSD4.4Lite, mas ainda assim utilizável. Muitas imprtações fram realizadas cm esse códig que rdava em i386, PA-RISC, pc532, R3000 e Alpha. Na sua versã i386, Lites suprtava cmpatibilidade binária cm Linux, NetBSD e FreeBSD. Esse prjet também fi encerrad.

10 Cm fim d prjet Mach 4, gerand a base de cnheciment para prjet Flux, fi criad em 1996 um sistema peracinal chamad Fluke [2], que mantém algumas características imprtantes d Mach, cm micrkernel e sistema de IPC, mas nã aprveita grande parte de seu códig, devid a grande cmplexidade d mesm. O sistema Fluke prpõe um nv paradigma de sistema peracinal nde s prcesss sã criads a partir de utrs prcesss, mas esses filhs nã executam seu códig independentemente d seu pai. Na verdade, prcess pai cria um ambiente virtual nde filh executará e, dessa frma, algumas funções que deveriam ser atendidas pel sistema peracinal agra pdem ser realizadas pel prcess pai. Esse mdel é melhr cmpreendid num esquema de camadas nde s prcesss filhs ficam n tp e sistema peracinal embaix da pilha. Esse esquema é apresentad na figura 2. Outr prjet imprtante resultante d fim d Mach 4 é Flux OSKit [3], um kit de desenvlviment e prttipaçã rápida de sistemas peracinais nde já estã implementadas várias funções básicas de um sistema e que pssuem puc interesse em terms de pesquisa. Móduls básics cm carregadr d sistema, escalnadr, gerenciadr de memória e uma infinidade de drivers para s mais diverss periférics já estã dispníveis a prjetista d sistema peracinal. Cm esse kit, é pssível desenvlver um nv sistema peracinal em pucas hras, segund artig que apresenta prjet. O sistema peracinal Fluke utiliza tda a capacidade d OSKit, mas além d Fluke, muitas utras aplicações fram desenvlvidas utilizand esse pacte e muitas até mesm na indústria. Iss pssibilitu que Kit nã ficasse restrit apenas a prjet d Fluke, mas atendesse a utras implementações cm bjetivs diferentes cm um sistema basead na linguagem ML chamad de ML/OS, utr basead na linguagem SR chamad de SR/OS e um prjet que cria uma máquina virtual Java e um netwrk cmputer basead nesse sistema. A linguagem Java despertu muit interesse n grup de pesquisa Flux, prvavelmente devid às suas similaridades cm trabalh desenvlvid lá (máquina virtual, linguagem nã cnvencinal e sistemas peracinais). Cm iss, muits trabalhs interessantes fram gerads cm essa linguagem, nde destacam-se um sistema peracinal Java (similar a JavaOS, mas utilizand resultads e idéias das pesquisas realizadas pel grup) e um sistema de rede ativa, nde s pactes de rede carregam códig Java que é executad pel rteadr. O Grup de Pesquisa FLUX O grup de pesquisa Flux (http://www.cs.utah.edu/prjects/flexmach/) trabalha cm sistemas de sftware e seus interesses (e trabalhs) incluem muitas áreas cm sistemas peracinais lcais e distribuíds, segurança de infrmações e recurss, prgramaçã, linguagens nã tradicinais, cmpiladres, redes, sistemas baseads em cmpnentes, engenharia de sftware e métds frmais. Atualmente, s principais prjets desenvlvids pel grup sã: Sistema peracinal de alta segurança Fluke/Flask

11 Linguagem de definiçã de interface Flick (e cmpiladr) OSKit Sistemas baseads em Java: sistemas peracinais, gerenciament de recurss, redes ativas. Esse tópic inclui um prjet para prver nçã de prcess dentr da máquina virtual Java Existe muit sftware prduzid pr esse grup e dispnível em sua página. Entre eles, destacam-se sistema de redes ativas (ANTS), cmpiladr IDL Flick e Quarks, que é um sistema prtável e eficiente de memória cmpartilhada distribuída. Além diss, encntram-se dispníveis nessa página OSKit e kernel d Fluke. Cm mencinad anterirmente, alguns prjets que fram encerrads pel grup também dispnibilizam seus resultads, que sã Mach 4 e Lites. As pesquisas realizadas pr esse grup na área de sistemas peracinais e segurança nã existem pr acas. Entre s órgã financiadres ds prjets encntram-se DARPA, NSF, Hewlett-Packard, Nvell e IBM. A mairia das publicações d grup encntram-se na rede n frmat PstScript. O Sistema Operacinal Fluke O Fluke [2] é um sistema de arquitetura virtualizável basead em sftware que permite a criaçã de máquinas virtuais recursivas, u seja, máquinas virtuais rdand sbre máquinas virtuais, implementad eficientemente sbre um sistema micrkernel e rdand sbre hardware genéric. Sistemas d tip micrkernel tentam distribuir as diversas funções d sistema peracinal hrizntalmente, clcand-as n espaç d usuári na frma de servidres (cm Lites, pr exempl). Já sistemas baseads em máquians virtuais recursivas tradicinais agem de utra frma, decmpnd sistema peracinal de frma vertical, já que implementam as funções d sistema peracinal na frma de pilha de "virtual machine mnitrs", cada qual exprta uma interface de máquina virtual cmpatível cm a interface sbre a qual está executand. Assim, sistema peracinal Fluke cmbina s dis paradigmas, micrkernel e de máquinas virtuais, implementand uma arquitetura virtualizável que nã pretende emular um hardware perfeitamente, mas sim é desenvlvid em sftware e sbre um sistema peracinal micrkernel. O micrkernel executa diretamente sbre a máquina e a arquitetura virtualizável é implementada em sftware na frma de "nested prcess". Os mnitres de máquinas virtuais, chamads de nesters, pdem eficientemente criar máquinas virtuais adicinais (utrs nesters), sbre as quais utrs nesters u aplicações pdem ser executadas. Essa arquitetura frma um espécie de pilha de nesters, nde n tp é executada a aplicaçã. Em máquinas virtuais tradicinais (baseadas em hardware), cada máquina virtual exprta uma interface idêntica à máquina sbre a qual está rdand, prvend assim prteçã e independência entre as várias máquinas virtuais. Já em uma arquitetura cm a d

12 sistema Fluke (que é implementada sbre um micrkernel), a interface exprtada pelas máquinas virtuais (u nesters) pde ser cmpletamente diferente uma da utra. Dessa frma, pde-se usar recurss tradicinais d sistema peracinal, cm gerenciadr de páginas, apenas quand necessári. A cntrári de um sistema nrmal, nde, mesm desabilitand seu us, recurs cntinua na memória, cnsumind recurss sem ser utilizad. Essa independência é alcançada cm a implementaçã de um nester respnsável pel gerenciament de página. Assim, ele smente é usad quand necessári, u seja, smente será clcad na pilha se fr necessári. Dessa frma, sistema pde ser cmpst de acrd cm a necessidade da aplicaçã que executará n tp. Iss garante uma grande flexibilidade sem que haja perda cnsiderável de desempenh. Arquiteturas tradicinais de máquinas virtuais adicinam um verhead de 20% a 100% pr camada acrescentada, enquant a arquitetura implementada n Fluke apresentu índices de 0% a 35% pr camada. Cnclusões O sistema peracinal Mach, apesar de ainda despertar bastante interesse, fi encerrad na versã 4. Entretant, seus cnceits e idéias invadras deram rigem a nvs prjets e pssibilitaram a criaçã de utrs sistemas. A cmbinaçã das idéias d Mach cm utrs trabalhs na área de sistemas peracinais impulsina a pesquisa n sentid de encntrar frmas alternativas de implementaçã de sistemas, visand flexibilidade sem perda de perfrmance. Ainda assim mantend a transparência dessas mudanças a usuári. O grup de pesquisa Flux, de Utah, cnta cm api de imprtante órgã d gvern american e de empresas, que garante a cntinuidade ds prjets pr eles desenvlvids. Mais sbre Sistema [1] Tanembaum; Distributed Operating Systems,... [2] Bryan Frd, Mike Hibler, Jay Lepreau, Patrick Tullmann, Gdmar Back, Stephen; Clawsn Micrkernels Meet Recursive Virtual Machines. Appears in Prc. OSDI'96, Octber,1996. [3] Bryan Frd, Gdmar Back, Greg Bensn (U.C. Davis), Jay Lepreau, Albert Lin (MIT), Olin Shivers (MIT). The Flux OSKit: A Substrate fr OS and Language Research. Appears in Prceedings f the 16th ACM Sympsium n Operating Systems principles, Saint-Mal, France, Octber 1997

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