Pengantar Sistem Operasi Komputer part IV

5.9.3. Algoritma Least Recently Used (LRU)

Algoritma LRU akan mengganti halaman yang telah tidak digunakan dalam jangka waktu terlama.

Pertimbangannya yaitu berdasarkan observasi bahwa halaman yang telah sering diakses kemungkinan besar

akan diakses kembali. Kelebihan dari algoritma LRU sama halnya seperti pada algoritma optimal, yaitu tidak

akan mengalami anomali Belady.

Pengimplementasiannya dapat dilakukan dengan dua cara, yaitu dengan menggunakan:

• Pencacah

Cara ini dilakukan dengan menggunakan clock. Setiap halaman memiliki nilai yang pada awalnya

diinisialisasi dengan 0. Ketika mengakses ke suatu halaman baru, nilai pada clock di halaman tersebut akan

ditambah 1. Halaman yang diganti adalah halaman yang memiliki nilai terkecil.

• Stack

Penggunaan implementasi ini dilakukan dengan menggunakan stack yang menandakan halaman-halaman

yang berada di memori. Setiap kali suatu halaman diakses, akan diletakkan di bagian paling atas stack.

Apabila ada halaman yang perlu diganti, maka halaman yang berada di bagian paling bawah stack akan

186Bab 5. Managemen Memori

diganti,sehingga setiap kali halaman baru diakses tidak perlu mencari kembali halaman yang akan diganti.

Akan tetapi cara ini lebih mahal implementasinya dibandingkan dengan menggunakan pencacah.

Gambar 5-19. Contoh Algoritma LRU

Gambar di atas terinspirasi dari buku Applied Operating System, Silberchatz, Galvin, Gagne, edisi VI tahun

2002.

5.9.4. Algoritma Perkiraan LRU

Pada dasarnya algoritma perkiraan LRU memiliki prinsip yang sama dengan algoritma LRU, yaitu halaman yang

diganti adalah halaman yang tidak digunakan dalam jangka waktu terlama, hanya saja dilakukan modifikasi pada

algoritma ini untuk mendapatkan hasil yang lebih baik. Perbedaannya dengan algoritma LRU terletak pada

penggunaan bit acuan. Setiap halaman yang berbeda memiliki bit acuan. Pada awalnya bit acuan diinisialisasikan

oleh perangkat keras dengan nilai 0. Nilainya akan berubah menjadi 1 bila dilakukan akses ke halaman tersebut.

Ada beberapa cara untuk mengimplementasikan algoritma ini, yaitu:

• Algoritma NFU (Not Frequently Used)

Setiap halaman akan memiliki bit acuan yang terdiri dari 8 bit byte sebagai penanda. Pada awalnya semua bit

nilainya 0, contohnya: 00000000. Setiap selang beberapa waktu, pencatat waktu melakukan interupsi kepada

sistem operasi, kemudian sistem operasi menggeser 1 bit ke kanan dengan bit yang paling kiri adalah nilai dari

187Bab 5. Managemen Memori

bit acuan, yaitu bila halaman tersebut diakses nilainya 1 dan bila tidak diakses nilainya 0. Jadi halaman yang

selalu digunakan pada setiap periode akan memiliki nilai 11111111. Halaman yang diganti adalah halaman

yang memiliki nilai terkecil.

• Algoritma Second-Chance

Pengimplementasian algoritma ini dilakukan dengan menyimpan halaman pada sebuah linked-list dan

halaman-halaman tersebut diurutkan berdasarkan waktu ketika halaman tersebut tiba di memori yang berarti

menggunakan juga prinsip algoritma FIFO disamping menggunakan algoritma LRU. Apabila nilai bit

acuan-nya 0, halaman dapat diganti. Dan apabila nilai bit acuan-nya 1, halaman tidak diganti tetapi bit acuan

diubah menjadi 0 dan dilakukan pencarian kembali.

• Algoritma Clock

Meskipun algoritma second-chance sudah cukup baik, namun pada kenyataannya penggunaan algortima

tersebut tidak efisien. Algoritma clock adalah penyempurnaan dari algoritma tersebut. Pada prinsipnya kedua

algoritma tersebut sama, hanya terletak perbedaan pada pengimplementasiannya saja. Algortima ini

menggunakan antrian melingkar yang berbentuk seperti jam dengan sebuah penunjuk yang akan berjalan

melingkar mencari halaman untuk diganti.

• Algoritma NRU (Not Recently Used)

Algoritma NRU mudah untuk dimengerti, efisien, dan memiliki kinerja yang cukup baik. Algoritma ini

mempertimbangkan dua hal sekaligus, yaitu bit acuan dan bit modifikasi. Ketika terjadi kesalahan halaman,

sistem operasi memeriksa semua halaman dan membagi halaman-halaman tersebut ke dalam empat kelas:

• Kelas 1: Tidak digunakan dan tidak dimodifikasi, bit terbaik untuk dipindahkan.

• Kelas 2: Tidak digunakan tapi dimodifikasi, tidak terlalu baik untuk dipindahkan karena halaman ini perlu

ditulis sebelum dipindahkan.

• Kelas 3: Digunakan tapi tidak dimodifikasi, ada kemungkinan halaman ini akan segera digunakan lagi.

• Kelas 4: Digunakan dan dimodifikasi, halaman ini mungkin akan segera digunakan lagi dan halaman ini

perlu ditulis ke disk sebelum dipindahkan.

5.9.5. Algoritma Counting

Dilakukan dengan menyimpan pencacah dari nomor acuan yang sudah dibuat untuk masing-masing halaman.

Penggunaan algoritma ini memiliki kekurangan yaitu lebih mahal. Algoritma Counting dapat dikembangkan

menjadi dua skema dibawah ini:

• Algoritma Least Frequently Used (LFU)

Halaman yang diganti adalah halaman yang paling sedikit dipakai (nilai pencacah terkecil) dengan alasan

bahwa halaman yang digunakan secara aktif akan memiliki nilai acuan yang besar.

• Algoritma Most Frequently Used (MFU)

188Bab 5. Managemen Memori

Halaman yang diganti adalah halaman yang paling sering dipakai (nilai pencacah terbesar) dengan alasan

bahwa halaman dengan nilai terkecil mungkin baru saja dimasukkan dan baru digunakan

5.9.6. Algoritma Page Buffering

Sistem menyimpan pool dari frame yang kosong. Prosedur ini memungkinkan suatu proses mengulang dari awal

secepat mungkin, tanpa perlu menunggu halaman yang akan dipindahkan untuk ditulis ke disk karena frame-nya

telah ditambahkan ke dalam pool frame kosong. Teknik seperti ini digunakan dalam sistem VAX/VMS.

5.10. Strategi Alokasi Frame

5.10.1. Alokasi Frame

Hal yang mendasari strategi alokasi frame yang menyangkut memori virtual adalah bagaimana membagi memori

yang bebas untuk beberapa proses yang sedang dikerjakan.

Dapat kita ambil satu contoh yang mudah pada sistem satu pemakai. Misalnya sebuah sistem mempunyai seratus

frame bebas untuk proses user. Untuk permintaan halaman murni, keseratus frame tersebut akan ditaruh pada

daftar frame bebas. Ketika sebuah user mulai dijalankan, akan terjadi sederetan kesalahan halaman. Sebanyak

seratus kesalahan halaman pertama akan mendapatkan frame dari daftar frame bebas. Saat frame bebas sudah

habis, sebuah algoritma pergantian halaman akan digunakan untuk memilih salah satu dari seratus halaman di

memori yang diganti dengan yang ke seratus satu, dan seterusnya. Ketika proses selesai atau diterminasi, seratus

frame tersebut akan disimpan lagi pada daftar frame bebas.

Ada beberapa variasi untuk strategi sederhana ini antara lain kita bisa meminta sistem operasi untuk

mengalokasikan seluruh buffer dan ruang tabelnya dari daftar frame bebas. Saat ruang ini tidak digunakan oleh

sistem operasi, ruang ini bisa digunakan untuk mendukung permintaan halaman dari user. Kita juga dapat

menyimpan tiga frame bebas dari daftar frame bebas, sehingga ketika terjadi kesalahan halaman, ada frame

bebas yang dapat digunakan untuk permintaan halaman. Saat penggantian halaman terjadi, penggantinya dapat

dipilih, kemudian ditulis ke disk, sementara proses user tetap berjalan.

Pada dasarnya yaitu proses pengguna diberikan frame bebas yang mana saja. Masalah yang muncul ketika

penggantian halaman dikombinasikan dengan multiprogramming. Hal ini terjadi karena multiprogramming

menaruh dua (atau lebih) proses di memori pada waktu yang bersamaan.

Jumlah Frame Minimum

Ada suatu batasan dalam mengalokasikan frame, kita tidak dapat mengalokasikan frame lebih dari jumlah frame

yang ada. Hal yang utama adalah berapa minimum frame yang harus dialokasikan agar jika sebuah instruksi

dijalankan, semua informasinya ada dalam memori. Jika terjadi kesalahan halaman sebelum eksekusi selesai,

instruksi tersebut harus diulang. Sehingga kita harus mempunyai jumlah frame yang cukup untuk menampung

semua halaman yang dibutuhkan oleh sebuah instruksi.

Jumlah frame mimimum yang bisa dialokasikan ditentukan oleh arsitektur komputer. Sebagai contoh, instruksi

move pada PDP-11 adalah lebih dari satu kata untuk beberapa modus pengalamatan, sehingga instruksi tersebut

bisa membutuhkan dua halaman. Sebagai tambahan, tiap operannya mungkin merujuk tidak langsung, sehingga

total ada enam frame. Kasus terburuk untuk IBM 370 adalah instruksi MVC. Karena instruksi tersebut adalah

189Bab 5. Managemen Memori

instruksi perpindahan dari penyimpanan ke penyimpanan, instruksi ini butuh 6 bit dan dapat memakai dua

halaman. Satu blok karakter yang akan dipindahkan dan daerah tujuan perpindahan juga dapat memakai dua

halaman, sehingga situasi ini membutuhkan enam frame.

Algoritma Alokasi

Algoritma pertama yaitu equal allocation. Algoritma ini memberikan bagian yang sama, sebanyak m/n frame

untuk tiap proses. Sebagai contoh ada 100 frame tersisa dan 5 proses, maka tiap proses akan mendapatkan 20

frame. Frame yang tersisa, sebanyak 3 buah dapat digunakan sebagai frame bebas cadangan.

Sebuah alternatif yaitu pengertian bahwa berbagai proses akan membutuhkan jumlah memori yang berbeda. Jika

ada sebuah proses sebesar 10K dan sebuah proses basis data 127K dan hanya kedua proses ini yang berjalan

pada sistem, maka ketika ada 62 frame bebas, tidak masuk akal jika kita memberikan masing-masing proses 31

frame. Proses pertama hanya butuh 10 frame, 21 frame lain akan terbuang percuma. Untuk menyelesaikan

masalah ini, kita menggunakan algoritma kedua yaitu proportional allocation. Kita mengalokasikan memori

yang tersedia kepada setiap proses tergantung pada ukurannya.

Ukuran memori virtual untuk proses pi = si, dan S = si.

Lalu, jika jumlah total dari frame yang tersedia adalah m, kita mengalokasikan proses ai ke proses pi, dimana ai

mendekati:

ai = si / S x m

Dalam kedua strategi ini, tentu saja, alokasi untuk setiap proses bisa bervariasi berdasarkan multiprogramming

level-nya. Jika multiprogramming level-nya meningkat, setiap proses akan kehilangan beberapa frame guna

menyediakan memori yang dibutuhkan untuk proses yang baru. Di sisi lain, jika multiprogramming level-nya

menurun, frame yang sudah dialokasikan pada bagian proses sekarang bisa disebar ke proses-proses yang masih

tersisa.

Mengingat hal itu, dengan equal allocation ataupun proportional allocation, proses yang berprioritas tinggi

diperlakukan sama dengan proses yang berprioritas rendah. Berdasarkan definisi tersebut, bagaimanapun juga,

kita ingin memberi memori yang lebih pada proses yang berprioritas tinggi untuk mempercepat eksekusi-nya.

Satu pendekatan adalah menggunakan skema proportional allocation dimana perbandingan frame-nya tidak

tergantung pada ukuran relatif dari proses, melainkan lebih pada prioritas proses, atau tergantung kombinasi dari

ukuran dan prioritas. Algoritma ini dinamakan alokasi prioritas.

Alokasi Global lawan Lokal

Hal penting lainnya dalam pengalokasian frame adalah pergantian halaman. Proses-proses bersaing

mendapatkan frame, maka dari itu kita dapat mengklasifikasikan algoritma penggantian halaman kedalam dua

kategori; Penggantian Global dan Penggantian Lokal. Pergantian global memperbolehkan sebuah proses mencari

frame pengganti dari semua frame-frame yang ada, walaupun frame tersebut sedang dialokasikan untuk proses

yang lain. Hal ini memang efisien. tetapi ada kemungkinan proses lain tidak mendapatkan frame karena

framenya terambil oleh proses lain. Penggantian lokal memberi aturan bahwa setiap proses hanya boleh memilih

frame pengganti dari frame-frame yang memang dialokasikan untuk proses itu sendiri.

Sebagai contoh, misalkan ada sebuah skema alokasi yang memperbolehkan proses berprioritas tinggi untuk

mencari frame pengganti dari proses yang berprioritas rendah. Proses berprioritas tinggi ini dapat mancari frame

pengganti dari frame-frame yang telah dialokasikan untuknya atau dari frame-frame yang dialokasikan untuk

proses berprioritas lebih rendah.

Dalam penggantian lokal, jumlah frame yang teralokasi tidak berubah. Dengan Penggantian Global, ada

kemungkinan sebuah proses hanya menyeleksi frame-frame yang teralokasi pada proses lain, sehingga

190Bab 5. Managemen Memori

meningkatkan jumlah frame yang teralokasi pada proses itu sendiri (asumsi bahwa proses lain tidak memilih

frame proses tersebut untuk penggantian.

Masalah pada algoritma Penggantian Global adalah bahwa sebuah proses tidak bisa mengontrol kasalahan

halaman-nya sendiri. Halaman-halaman dalam memori untuk sebuah proses tergantung tidak hanya pada prilaku

penghalamanan dari proses tersebut, tetapi juga pada prilaku penghalamanan dari proses lain. Karena itu, proses

yang sama dapat tampil berbeda (memerlukan 0,5 detik untuk satu eksekusi dan 10,3 detik untuk eksekusi

berikutnya). Dalam Penggantian Lokal, halaman-halaman dalam memori untuk sebuah proses hanya dipengaruhi

prilaku penghalamanan proses itu sendiri. Penggantian Lokal dapat menyembunyikan sebuah proses dengan

membuatnya tidak tersedia bagi proses lain, menggunakan halaman yang lebih sedikit pada memori. Jadi, secara

umum Penggantian Global menghasilkan sistem throughput yang lebih bagus, maka itu artinya metode yang

paling sering digunakan.

5.10.2. Thrashing

Thrashing adalah keadaan dimana terdapat aktifitas yang tinggi dari penghalamanan. Aktifitas penghalamanan

yang tinggi ini maksudnya adalah pada saat sistem sibuk melakukan swap-in dan swap-out dikarenakan banyak

kasalahan halaman yang terjadi. Suatu proses dapat mengurangi jumlah frame yang digunakan dengan alokasi

yang minimum. Tetapi jika sebuah proses tidak memiliki frame yang cukup, tetap ada halaman dalam jumlah

besar yang memiliki kondisi aktif digunakan. Maka hal ini mengakibatkan kasalahan halaman. Untuk seterusnya

sistem harus mengganti beberapa halaman menjadi halaman yang akan dibutuhkan. Karena semua halamannya

aktif digunakan, maka halaman yang diganti adalah halaman yang dalam waktu dekat berkemungkinan akan

digunakan kembali. Hal ini mengakibatkan kesalahan halaman yang terus-menerus

Penyebab Thrashing

Utilitas dari CPU selalu diharapkan tinggi hingga mendekati 100%. Jika proses yang dikerjakan CPU hanya

sedikit, maka kita tidak bisa menjaga agar CPU sibuk. Utilitas dari CPU bisa ditingkatkan dengan meningkatkan

jumlah proses. Jika Utilitas CPU rendah, maka sistem akan menambah derajat dari multiprogramming yang

berarti menambah jumlah proses yang sedang berjalan. Pada titik tertentu, menambah jumlah proses justru akan

menyebabkan utilitas CPU turun drastis dikarenakan proses-proses yang baru tidak mempunya memori yang

cukup untuk berjalan secara efisien. Pada titik ini terjadi aktifitas penghalamanan yang tinggi yang akan

menyebabkan thrashing.

Ketika sistem mendeteksi bahwa utilitas CPU menurun dengan bertambahnya proses, maka sistem

meningkatkan lagi derajat dari multiprogramming. Proses-proses yang baru berusaha merebut frame-frame yang

telah dialokasikan untuk proses yang sedang berjalan. Hal ini mengakibatkan kesalahan halaman meningkat

tajam. Utilitas CPU akan menurun dengan sangat drastis diakibatkan oleh sistem yang terus menerus menambah

derajat multiprogramming.

Pada gambar di bawah ini tergambar grafik dimana utilitas dari CPU akan terus meningkat seiiring dengan

meningkatnya derajat dari multiprogramming hingga sampai pada suatu titik saat utilitas CPU menurun drastis.

Pada titik ini, untuk menghentikan thrashing, derajat dari multiprogramming harus diturunkan.

191Bab 5. Managemen Memori

Gambar 5-20. Derajat dari Multiprogramming

Membatasi Efek Thrashing

Efek dari thrashing dapat dibatasi dengan algoritma pergantian lokal atau prioritas. Dengan pergantian lokal, jika

satu proses mulai thrashing, proses tersebut dapat mengambil frame dari proses yang lain dan menyebabkan

proses itu tidak langsung thrashing. Jika proses mulai thrashing, proses itu akan berada pada antrian untuk

melakukan penghalamanan yang mana hal ini memakan banyak waktu. Rata-rata waktu layanan untuk kesalahan

halaman akan bertambah seiring dengan makin panjangnya rata-rata antrian untuk melakukan penghalamanan.

Maka, waktu akses efektif akan bertambah walau pun untuk suatu proses yang tidak thrashing.

Salah satu cara untuk menghindari thrashing, kita harus menyediakan sebanyak mungkin frame sesuai dengan

kebutuhan suatu proses. Cara untuk mengetahui berapa frame yang dibutuhkan salah satunya adalah dengan

strategi Working Set.

Selama satu proses di eksekusi, model lokalitas berpindah dari satu lokalitas satu ke lokalitas lainnnya.

Lokalotas adalah kumpuulan halaman yang aktif digunakan bersama. Suatu program pada umumnya dibuat pada

beberapa lokalitas sehingga ada kemungkinan terjadi overlap. Thrashing dapat muncul bila ukuran lokalitas

lebih besar dari ukuran memori total.

Model Working Set

Strategi Working set dimulai dengan melihat berapa banyak frame yang sesungguhnya digunakan oleh suatu

proses. Working set model mengatakan bahwa sistem hanya akan berjalan secara efisien jika masing-masing

proses diberikan jumlah halaman frame yang cukup. Jika jumlah frame tidak cukup untuk menampung semua

proses yang ada, maka akan lebih baik untuk menghentikan satu proses dan memberikan halamannya untuk

192Bab 5. Managemen Memori

proses yang lain.

Working set model merupakan model lokalitas dari suatu eksekusi proses. Model ini menggunakan parameter

(delta) untuk mendefinisikan working set window. Untuk menentukan halaman yang dituju, yang paling

sering muncul. Kumpulan dari halaman dengan halaman yang dituju yang paling sering muncul disebut

working set. Working set adalah pendekatan dari program lokalitas.

Contoh:

Keakuratan working set tergantung pada pemilihan .

1. Jika terlalu kecil, tidak akan dapat mewakilkan keseluruhan dari lokalitas.

2. Jika terlalu besar, akan menyebabkan overlap beberapa lokalitas.

3. Jika tidak terbatas, working set adalah kumpulan page sepanjang eksekusi program.

Jika kita menghitung ukuran dari Working Set, WWSi, untuk setiap proses pada sistem, kita hitung dengan D =

WSSi, dimana D merupakan total demand untuk frame.

Jika total perminataan lebih dari total banyaknya frame yang tersedia (D > m), thrashing dapat terjadi karena

beberapa proses akan tidak memiliki frame yang cukup. Jika hal tersebut terjadi, dilakukan satu pengeblokan

dari proses-proses yang sedang berjalan.

Strategi Working Set menangani thrashing dengan tetap mempertahankan derajat dari multiprogramming

setinggi mungkin.

Contoh: = 1000 referensi, Penghitung interupsi setiap 5000 referensi.

Ketika kita mendapat interupsi, kita menyalin dan menghapus nilai bit referensi dari setiap halaman. Jika

kesalahan halaman muncul, kita dapat menentukan bit referensi sekarang dan 2 pada bit memori untuk

memutuskan apakah halaman itu digunakan dengan 10000 ke 15000 referensi terakhir.

Jika digunakan, paling sedikit satu dari bit-bit ini akan aktif. Jika tidak digunakan, bit ini akan menjadi tidak

aktif.

Halaman yang memiliki paling sedikit 1 bit aktif, akan berada di working-set.

Hal ini tidaklah sepenuhnya akurat karena kita tidak dapat memberitahukan dimana pada interval 5000 tersebut,

referensi muncul. Kita dapat mengurangi ketidakpastian dengan menambahkan sejarah bit kita dan frekuensi dari

interupsi.

Contoh: 20 bit dan interupsi setiap 1500 referensi.

Frekuensi Kesalahan Halaman

Working-set dapat berguna untuk prepaging, tetapi kurang dapat mengontrol thrashing. Strategi menggunakan

frekuensi kesalahan halaman mengambil pendekatan yang lebih langsung.

Thrashing memiliki kecepatan kasalahan halaman yang tinggi. Kita ingin mengontrolnya. Ketika terlalu tinggi,

kita mengetahui bahwa proses membutuhkan frame lebih. Sama juga, jika terlalu rendah, maka proses mungkin

memiliki terlalu banyak frame. Kita dapat menentukan batas atas dan bawah pada kecepatan kesalahan halaman

seperti terlihat pada gambar berikut ini.

193Bab 5. Managemen Memori

Gambar 5-21. Kecepatan page-fault

Jika kecepatan kasalahan halaman yang sesungguhnya melampaui batas atas, kita mengalokasikan frame lain ke

proses tersebut, sedangkan jika kecepatan kasalahan halaman di bawah batas bawah, kita pindahkan frame dari

proses tersebut. Maka kita dapat secara langsung mengukur dan mengontrol kecepatan kasalahan halaman untuk

mencegah thrashing.

5.11. Pertimbangan Lain

Pemilihan algoritma penggantian dan aturan alokasi adalah keputusan-keputusan utama yang kita buat untuk

sistem pemberian halaman. Selain itu, masih banyak pertimbangan lain.

5.11.1. Prepaging

Sebuah ciri dari sistem permintaan pemberian halaman murni adalah banyaknya kesalahan halaman yang terjadi

saat proses dimulai. Situasi ini merupakan hasil dari percobaan untuk mendapatkan tempat pada awalnya. Situasi

yang sama mungkin muncul di lain waktu. Misalnya saat proses swapped-out dimulai kembali, seluruh halaman

ada di cakram dan setiap halaman harus dibawa ke dalam memori yang akan mengakibatkan banyaknya

kesalahan halaman. Prepaging mencoba untuk mencegah pemberian halaman awal tingkat tinggi ini. Strateginya

adalah untuk membawa seluruh halaman yang akan dibutuhkan pada satu waktu ke memori

Sebagai contoh, pada sistem yang menggunakan model working set, untuk setiap proses terdapat daftar dari

semua halaman yang ada pada working set nya. Jika kita harus menunda sebuah proses (karena menunggu I/O

atau kekurangan frame bebas), daftar working set untuk proses tersebut disimpan. Saat proses itu akan

194Bab 5. Managemen Memori

dilanjutkan kembali (permintaan I/O telah terpenuhi atau frame bebas yang cukup), secara otomatis seluruh

working set-nya akan dibawa ke dalam memori sebelum memulai kembali proses tersebut.

Prepaging dapat berguna pada beberapa kasus. Yang harus dipertimbangkan adalah apakah biaya menggunakan

prepaging lebih sedikit dari biaya menangani kesalahan halaman yang terjadi bila tidak memakai prepaging. Jika

biaya prepaging lebih sedikit (karena hampir seluruh halaman yang di prepage digunakan) maka prepaging akan

berguna. Sebaliknya, jika biaya prepaging lebih besar (karena hanya sedikit halaman dari yang di-prepage

digunakan) maka prepaging akan merugikan.

5.11.2. Ukuran halaman

Para perancang sistem operasi untuk mesin yang sudah ada jarang memiliki pilihan terhadap ukuran halaman.

Akan tetapi, saat merancang sebuah mesin baru, harus dipertimbangkan berapa ukuran halaman yang terbaik.

Pada dasarnya tidak ada ukuran halaman yang paling baik, karena banyaknya faktor-faktor yang

mempengaruhinya.

Salah satu faktor adalah ukuran tabel halaman. Untuk sebuah memori virtual dengan ukuran 4 megabytes (2^22),

akan ada 4.096 halaman berukuran 1.024 bytes, tapi hanya 512 halaman jika ukuran halaman 8.192 bytes. Setiap

proses yang aktif harus memiliki salinan dari tabel halaman-nya, jadi lebih masuk akal jika dipilih ukuran

halaman yang besar.

Di sisi lain, pemanfaatan memori lebih baik dengan halaman yang lebih kecil. Jika sebuah proses dialokasikan di

memori, mengambil semua halaman yang dibutuhkannya, mungkin proses tersebut tidak akan berakhir pada

batas dari halaman terakhir. Jadi, ada bagian dari halaman terakhir yang tidak digunakan walaupun telah

dialokasikan. Asumsikan rata-rata setengah dari halaman terakhir tidak digunakan, maka untuk halaman dengan

ukuran 256 bytes hanya akan ada 128 bytes yang terbuang, bandingkan dengan halaman berukuran 8192 bytes,

akan ada 4096 bytes yang terbuang. Untuk meminimalkan pemborosan ini, kita membutuhkan ukuran halaman

yang kecil.

Masalah lain adalah waktu yang dibutuhkan untuk membaca atau menulis halaman. Waktu I/O terdiri dari waktu

pencarian, latency dan transfer. Waktu transfer sebanding dengan jumlah yang dipindahkan (yaitu, ukuran

halaman). Sedangkan waktu pencarian dan latency biasanya jauh lebih besar dari waktu transfer. Untuk laju

pemindahan 2 MB/s, hanya dihabiskan 0.25 millidetik untuk memindahkan 512 bytes. Waktu latency mungkin

sekitar 8 millidetik dan waktu pencarian 20 millidetik. Total waktu I/O 28.25 milidetik. Waktu transfer

sebenarnya tidak sampai 1%. Sebagai perbandingan, untuk mentransfer 1024 bytes, dengan ukuran halaman

1024 bytes akan dihabiskan waktu 28.5 milidetik (waktu transfer 0.5 milidetik). Namun dengan halaman

berukuran 512 bytes akan terjadi 2 kali transfer 512 bytes dengan masing-masing transfer menghabiskan waktu

28.25 milidetik sehingga total waktu yang dibutuhkan 56.5 milidetik. Kesimpulannya, untuk meminimalisasi

waktu I/O dibutuhkan ukuran halaman yang lebih besar.

Masalah terakhir yang akan dibahas disini adalah mengenai kesalahan halaman. Misalkan ukuran halaman

adalah 1 byte. Sebuah proses sebesar 100 KB, dimana hanya setengahnya yang menggunakan memori, akan

menghasilkan kesalahan halaman sebanyak 51200. Sedangkan bila ukuran halaman sebesar 200 KB maka hanya

akan terjadi 1 kali kesalahan halaman. Jadi untuk mengurangi jumlah kesalahan halaman dibutuhkan ukuran

halaman yang besar.

Masih ada faktor lain yang harus dipertimbangkan (misalnya hubungan antara ukuran halaman dengan ukuran

sektor pada peranti pemberian halaman). Tidak ada jawaban yang pasti berapa ukuran halaman yang paling baik.

Sebagai acuan, pada 1990, ukuran halaman yang paling banyak dipakai adalah 4096 bytes. Sedangkan sistem

modern saat ini menggunakan ukuran halaman yang jauh lebih besar dari itu.

195Bab 5. Managemen Memori

5.11.3. Jangkauan TLB

Hit ratio dari TLB adalah persentasi alamat virtual yang diselesaikan dalam TLB daripada di tabel halaman. Hit

ratio sendiri berhubungan dengan jumlah masukan dalam TLB dan cara untuk meningkatkan hit ratio adalah

dengan menambah jumlah masukan dari TLB. Tetapi ini tidaklah murah karena memori yang dipakai untuk

membuat TLB mahal dan haus akan tenaga.

Ada suatu ukuran lain yang mirip dengan hit ratio yaitu jangkauan TLB. Jangkauan TLB adalah jumlah memori

yang dapat diakses dari TLB, jumlah tersebut merupakan perkalian dari jumlah masukan dengan ukuran

halaman. Idealnya, working set dari sebuah proses disimpan dalam TLB. Jika tidak, maka proses akan

menghabiskan waktu yang cukup banyak mengatasi referensi memori di dalam tabel halaman daripada di TLB.

Jika jumlah masukan dari TLB dilipatgandakan, maka jangkauan TLB juga akan bertambah menjadi dua kali

lipat. Tetapi untuk beberapa aplikasi hal ini masih belum cukup untuk menyimpan working set.

Cara lain untuk meningkatkan jangkauan TLB adalah dengan menambah ukuran halaman. Bila ukuran halaman

dijadikan empat kali lipat dari ukuran awalnya (misalnya dari 32 KB menjadi 128 KB), maka jangkauan TLB

juga akan menjadi empat kali lipatnya. Namun ini akan meningkatkan fragmentasi untuk aplikasi-aplikasi yang

tidak membutuhkan ukuran halaman sebesar itu. Sebagai alternatif, OS dapat menyediakan ukuran halaman yang

bervariasi. Sebagai contoh, UltraSparc II menyediakan halaman berukuran 8 KB, 64 KB, 512 KB, dan 4 MB.

Sedangkan Solaris 2 hanya menggunakan halaman ukuran 8 KB dan 4 MB.

5.11.4. Tabel Halaman yang Dibalik

Kegunaan dari tabel halaman yang dibalik adalah untuk mengurangi jumlah memori fisik yang dibutuhkan untuk

melacak penerjemahan alamat virtual-ke-fisik. Metode penghematan ini dilakukan dengan membuat tabel yang

memiliki hanya satu masukan tiap halaman memori fisik, terdaftar oleh pasangan (proses-id, nomor-halaman).

Karena menyimpan informasi tentang halaman memori virtual yang mana yang disimpan di setiap frame fisik,

tabel halaman yang dibalik mengurangi jumlah fisik memori yang dibutuhkan untuk menyimpan informasi ini.

Bagaimana pun, tabel halaman yang dibalik tidak lagi mengandung informasi yang lengkap tentang ruang alamat

logis dari sebuah proses, dan informasi itu dibutuhkan jika halaman yang direferensikan tidak sedang berada di

memori. Demand paging membutuhkan informasi ini untuk memproses kesalahan halaman. Agar informasi ini

tersedia, sebuah tabel halaman eksternal (satu tiap proses) harus tetap disimpan. Setiap tabel tampak seperti tabel

halaman per proses tradisional, mengandung informasi dimana setiap halaman virtual berada.

Tetapi, apakah tabel halaman eksternal menegasikan kegunaan tabel halaman yang dibalik? Karena tabel-tabel

ini direferensikan hanya saat kesalahan halaman terjadi, mereka tidak perlu tersedia secara cepat. Namun,

mereka dimasukkan atau dikeluarkan dari memori sesuai kebutuhan. Sayangnya, sekarang kesalahan halaman

mungkin terjadi pada manager memori virtual, menyebabkan kesalahan halaman lain karena pada saat

mem-page in tabel halaman eksternal, ia harus mencari halaman virtual pada backing store. Kasus spesial ini

membutuhkan penanganan di kernel dan penundaan pada proses page-lookup.

5.11.5. Struktur Program

Pemilihan struktur data dan struktur pemograman secara cermat dapat meningkatkan locality dan karenanya

menurunkan tingkat kesalahan halaman dan jumlah halaman di working set. Sebuah stack memiliki locality yang

baik, karena akses selalu dari atas. Sebuah hash table, di sisi lain, didesain untuk menyebar referensi-referensi,

menghasilkan locality yang buruk. Tentunya, referensi akan locality hanyalah satu ukuran dari efisiensi

penggunaan struktur data. Faktor-faktor lain yang berbobot berat termasuk kecepatan pencarian, jumlah total

dari referensi dan jumlah total dari halaman yang disentuh.

196Bab 5. Managemen Memori

5.11.6. I/O Interlock

Saat demand paging digunakan, kita terkadang harus mengizinkan beberapa halaman untuk dikunci di memori.

Salah satu situasi muncul saat I/O dilakukan ke atau dari memori pengguna (virtual). I/O sering

diimplementasikan oleh prosesor I/O yang terpisah. Sebagai contoh, sebuah pengendali pita magnetik pada

umumnya diberikan jumlah bytes yang akan dipindahkan dan alamat memori untuk buffer. Saat pemindahan

selesai, CPU diinterupsi.

Harus diperhatikan agar urutan dari kejadian-kejadian berikut tidak muncul: Sebuah proses mengeluarkan

permintaan I/O, dan diletakkan di antrian untuk I/O tersebut. Sementara itu, CPU diberikan ke proses- proses

lain. Proses-proses ini menimbulkan kesalahan halaman, dan, menggunakan algoritma penggantian global, salah

satu dari mereka menggantikan halaman yang mengandung memori buffer untuk proses yang menunggu tadi.

Halaman-halaman untuk proses tersebut dikeluarkan. Kadang-kadang kemudian, saat permintaan I/O bergerak

maju menuju ujung dari antrian peranti, I/O terjadi ke alamat yang telah ditetapkan. Bagaimana pun, frame ini

sekarang sedang digunakan untuk halaman berbeda milik proses lain.

Ada dua solusi untuk masalah ini. Salah satunya adalah jangan pernah menjalankan I/O kepada memori

pengguna. Sedangkan solusi lainnya adalah dengan mengizinkan halaman untuk dikunci dalam memori.

5.11.7. Pemrosesan Waktu Nyata

Diskusi-diskusi di bab ini telah dikonsentrasikan dalam menyediakan penggunaan yang terbaik secara

menyeluruh dari sistem komputer dengan meningkatkan penggunaan memori. Dengan menggunakan memori

untuk data yang aktif, dan memindahkan data yang tidak aktif ke cakram, kita meningkatkan throughput.

Bagaimana pun, proses individual dapat menderita sebagai hasilnya, sebab mereka sekarang mendapatkan

kesalahan halaman tambahan selama eksekusi.

Pertimbangkan sebuah proses atau thread waktu-nyata. Proses tersebut berharap untuk memperoleh kendali

CPU, dan untuk menjalankan penyelesaian dengan penundaan yang minimum. Memori virtual adalah kebalikan

dari komputasi waktu nyata, sebab dapat menyebabkan penundaan jangka panjang yang tidak diharapkan pada

eksekusi sebuah proses saat halaman dibawa ke memori. Untuk itulah, sistem-sistem waktu nyata hampir tidak

memiliki memori virtual.

5.11.8. Windows NT

Pada bagian-bagian berikut ini akan dibahas bagaimana Windows NT, Solaris 2, dan Linux mengimplementasi

memori virtual.

Windows NT mengimplementasikan memori virtual dengan menggunakan permintaan halaman melalui

clustering. Clustering menanganani kesalahan halaman dengan menambahkan tidak hanya halaman yang terkena

kesalahan, tetapi juga halaman-halaman yang berada disekitarnya. Saat proses pertama dibuat, dia diberikan

working set minimum yaitu jumlah minimum halaman yang dijamin akan dimiliki oleh proses tersebut dalam

memori. Jika memori yang cukup tersedia, proses dapat diberikan halaman sampai sebanyak working set

maximum. Manager memori virtual akan menyimpan daftar dari halaman frame yang bebas. Terdapat juga

sebuah nilai batasan yang diasosiasikan dengan daftar ini untuk mengindikasikan apakah memori yang tersedia

masih mencukupi. Jika proses tersebut sudah sampai pada working set maximum-nya dan terjadi kesalahan

halaman, maka dia harus memilih halaman pengganti dengan aturan penggantian halaman lokal.

Saat jumlah memori bebas jatuh di bawah nilai batasan, manager memori virtual menggunakan sebuah taktik

yang dikenal sebagai automatic working set trimming untuk mengembalikan nilai tersebut di atas batasan. Hal

ini bekerja dengan mengevaluasi jumlah halaman yang dialokasikan kepada proses. Jika proses telah mendapat

alokasi halaman lebih besar daripada working set minimum-nya, manager memori virtual akan mengurangi

197Bab 5. Managemen Memori

jumlah halamannya sampai working-setminimum. Jika memori bebas sudah tersedia, proses yang bekerja pada

working set minimum dapat mendapatkan halaman tambahan.

5.11.9. Solaris 2

Dalam sistem operasi Solaris 2, jika sebuah proses menyebabkan terjadi kesalahan halaman, kernel akan

memberikan halaman kepada proses tersebut dari daftar halaman bebas yang disimpan. Akibat dari hal ini

adalah, kernel harus menyimpan sejumlah memori bebas. Terhadap daftar ini ada dua parameter yg disimpan

yaitu minfree dan lotsfree, yaitu batasan minimum dan maksimum dari memori bebas yang tersedia. Empat kali

dalam tiap detiknya, kernel memeriksa jumlah memori yang bebas. Jika jumlah tersebut jatuh di bawah minfree,

maka sebuah proses pageout akan dilakukan, dengan pekerjaan sebagai berikut. Pertama clock akan memeriksa

semua halaman dalam memori dan mengeset bit referensi menjadi 0. Saat berikutnya, clock kedua akan

memeriksa bit referensi halaman dalam memori, dan mengembalikan bit yang masih di set ke 0 ke daftar

memori bebas. Hal ini dilakukan sampai jumlah memori bebas melampaui parameter lotsfree. Lebih lanjut,

proses ini dinamis, dapat mengatur kecepatan jika memori terlalu sedikit. Jika proses ini tidak bisa

membebaskan memori , maka kernel memulai pergantian proses untuk membebaskan halaman yang

dialokasikan ke proses-proses tersebut.

Gambar 5-22. Solar Page Scanner

sumber: Silberschatz, "Operating Systems: -- Fourth Edition", Prentice Hall, 2001

198Bab 5. Managemen Memori

5.11.10. Linux

Seperti pada Solaris 2, Linux juga menggunakan variasi dari algoritma clock. Thread dari kernel linux (kswapd)

akan dijalankan secara periodik (atau dipanggil ketika penggunaan memori sudah berlebihan). Jika jumlah

halaman yang bebas lebih sedikit dari batas atas halaman bebas, maka thread tersebut akan berusaha untuk

membebaskan tiga halaman. Jika lebih sedikit dari batas bawah halaman bebas, thread tersebut akan berusaha

untuk membebaskan enam halaman dan tidur untuk beberapa saat sebelum berjalan lagi. Saat dia berjalan, akan

memeriksa mem_map, daftar dari semua halaman yang terdapat di memori. Setiap halaman mempunyai byte

umur yang diinisialisasikan ke tiga. Setiap kali halaman ini diakses, maka umur ini akan ditambahkan (hingga

maksimum 20), setiap kali kswapd memeriksa halaman ini, maka umur akan dikurangi. Jika umur dari sebuah

halaman sudah mencapai 0 maka dia bisa ditukar. Ketika kswapd berusaha membebaskan halaman, dia pertama

akan membebaskan halaman dari cache, jika gagal dia akan mengurangi cache sistem berkas, dan jika semua

cara sudah gagal, maka dia akan menghentikan sebuah proses. Alokasi memori pada linux menggunakan dua

buah alokasi yang utama, yaitu algoritma buddy dan slab. Untuk algoritma buddy, setiap rutin pelaksanaan

alokasi ini dipanggil, dia memeriksa blok memori berikutnya, jika ditemukan dia dialokasikan, jika tidak maka

daftar tingkat berikutnya akan diperiksa. Jika ada blok bebas, maka akan dibagi jadi dua, yang satu dialokasikan

dan yang lain dipindahkan ke daftar yang di bawahnya.

5.12. Rangkuman

Memori adalah pusat kegiatan pada sebuah komputer, karena setiap proses yang akan dijalankan harus memlalui

memori terlebih dahulu. CPU mengambil instruksi dari memori sesuai dengan yang ada pada program counter.

Tugas sistem operasi adalah mengatur peletakan banyak proses pada suatu memori.

Sebelum masuk ke memori, suatu proses harus menunggu di sebuah input queue, setelah itu barulah mereka

akan diberikan alamat pada memori. Pemberian alamat dapat dilakukan pada waktu compile, waktu

pemanggilan, dan waktu eksekusi. Alamat logika (virtual) adalah alamat yang dibentuk di CPU, sedangkan

alamat fisik adalah alamat yang terlihat oleh memori. Seluruh proses dan data berada dalam memori ketika

dieksekusi. Berhubung ukuran dari memori fisik terbatas, kita harus melakukan pemanggilan dinamis untuk

mendapatkan utilisasi ruang memori yang baik.

Sebuah proses dapat di-swap sementara keluar memori ke sebuah backing store untuk kemudian dibawa masuk

lagi ke memori untuk melanjutkan pengeksekusian. Salah satu proses yang memanfaatkan metode ini adalah roll

out, roll in, yang pada intinya adalah proses swapping berdasarkan prioritas.

Agar main memory dapat melayani sistem operasi dan proses dengan baik, dibutuhkan pembagian memori

seefisien mungkin. Salah satunya adalah dengan contiguous memory allocation. Artinya alamat memori

diberikan kepada OS secara berurutan dari kecil ke besar. Ruang memori yang masih kosong dan dapat

dialokasikan untuk proses disebut hole. Metode pencarian hole ada beberapa, diantaranya adalah first fit, next fit,

best fit, worst fit. Masalah yang sering muncul dalam pengalamatan memori adalah fragmentasi (baik intern

maupun ekstern), yaitu munculnya hole-hole yang tidak cukup besar untuk menampung permintaan dari proses.

Paging adalah suatu metode yang memungkinkan suatu alamat fisik memori yang tersedia dapat tidak berurutan.

Prinsipnya adalah memecah memori fisik dan memori logika menjadi blok-blok dengan ukuran sama (disebut

page). Setelah itu kita membuat page table yang akan menerjemahkan memori logika menjadi memori fisik

dengan perantara Memory Management Unit (MMU), dan pengeksekusian proses akan mencari memori

berdasarkan tabel tersebut.

Segmentasi adalah skema managemen memori dengan cara membagi memori menjadi segmen-segmen. Berbeda

dengan page, ukuran tiap segmen tidak harus sama dan memiliki ciri tertentu, yaitu nama dan panjang segmen.

Memori virtual adalah suatu teknik yang memisahkan antara memori logika dan memori fisiknya.

Keuntungannya adalah memori virtual dapat menampung program dalam skala besar, menurunnya lalu lintas

199Bab 5. Managemen Memori

I/O, ruang memori menjadi lebih leluasa, meningkatnya respon, dan bertambahnya jumlah user yang dapat

dilayani. Demand paging adalah salah satu implementasi memori virtual yang umum digunakan, yakni mengatur

agar page tidak akan dibawa ke memori fisik sampai benar-benar dibutuhkan. Mengukur kinerja demand paging

adalah dengan mengukur Effective Access Time-nya. Beberapa teknik yang disediakan memori virtual untuk

meningkatkan kinerja pembuatan dan pengeksekusian suatu proses antara lain adalah copy-on-write dan

memory-mapped files.

Konsep page replacement adalah jika tidak ada frame yang kosong, carilah frame yang tidak sedang digunakan,

lalu dikosongkan dengan swapping dan ubah semua tabelnya sebagai indikasi bahwa page tersebut tidak akan

lama berada di dalam memori. Beberapa algoritma page replacement: First-in-First-Out (FIFO), Optimal,

Counting, LRU, dan Perkiraan LRU.

Masalah yang penting dari alokasi frame dengan penggunaan memori virtual adalah bagaimana membagi

memori dengan bebas untuk beberapa proses yang sedang dikerjakan. Contoh algoritma yang lazim digunakan

adalah equal allocation dan proportional allocation.

Algoritma page replacement dapat diklasifikasikan dalam 2 kategori, yaitu penggantian global dan penggantian

lokal. Perbedaan antara keduanya terletak pada boleh tidaknya setiap proses memilih frame pengganti dari

semua frame yang ada.

Utilitas dari CPU dapat menyebabkan trashing, dimana sistem sibuk melakukan swapping dikarenakan

banyaknya page-fault yang terjadi. Efek dari trashing dapat dibatasi dengan algoritma penggantian lokal atau

prioritas. Cara untuk mengetahui berapa banyak proses yang dibutuhkan suatu proses salah satunya adalah

dengan strategi working set.

Pemilihan algoritma penggantian dan aturan alokasi adalah keputusan-keputusan utama yang kita buat untuk

sistem paging. Selain itu, ada beberapa pertimbangan lain, antara lain prepaging, TLB reach, ukuran page,

struktur program, I/O interlock, dan lain sebagainya. Beberapa contoh sistem operasi yang

mengimplementasikan virtual memori adalah Windows NT, Solaris 2 dan Linux.

5.13. Latihan

1. Coba jelaskan tahapan-tahapan agar suatu proses bisa masuk ke dalam memori!

2. Jelaskan apa yang dimaksud dengan alamat logika dan alamat fisik!

3. Jelaskan apa yang dimaksud dengan pemanggilan dinamis beserta kegunaannya!

4. Apakah kegunaan dari overlays?

5. Sebutkan faktor-faktor yang mempengaruhi proses swapping!

6. Sebutkan keuntungan menggunakan contiguous memory allocation dibandingkan dengan non-contiguous

memory allocation!

7. Apakah yang dimaksud dengan permasalahan storage-allocation dinamis , dan sebutkan serta jelaskan

solusi untuk mengatasi permasalahan tersebut!

8. Jelaskan perbedaan mengenai fragmentasi intern dengan fragmentasi ekstern!

9. Apakah yang dimaksud dengan metode "Pemberian Halaman" ? Jelaskan pula keuntungan dan kerugian

penggunaan metode ini?

10. Jelaskan cara kerja unit managemen memori (MMU)!

11. Apakah yang dimaksud dengan Segmentasi? Jelaskan pula bagaimana arsitektur segmentasi!

12. Apakah yang dimaksud dengan copy-on-write?

200Bab 5. Managemen Memori

13. Apakah fungsi dari skema bit valid-invalid ?

14. Sebutkan persamaan dan/atau perbedaan demand paging dan demand segmentation!

15. Bagaimanakah konsep dasar dari page replacement ? Jelaskan secara singkat!

16. Sebutkan persamaan dan/atau perbedaan algoritma LFU dan algoritma MFU!

17. Apabila diberikan reference string 3, 1, 5, 1, 1, 2, 4, 3, 5, 3, 1 dan dilakukan page replacement algoritma

optimal dengan 3 frame. Berapakah page-fault yang terjadi?

18. Apakah penyebab terjadinya thrasing? Jelaskan!

19. Sebutkan perbedaan dan/atau persamaan alokasi global dan alokasi lokal!

20. Bagaimanakah perbedaan dan/atau persamaan Windows NT, Solaris 2, dan Linux dalam

mengimplementasikan virtual memory?

5.14. Rujukan

Buku Sistem Operasi (Bahan Kuliah IKI-20230), Gabungan Kelompok Kerja 21-28 Semester Genap 2002/2003

Avi Silberschatz, Peter Galvin, dan Greg Gagne, 2000, Applied Operating Systems: First Edition, John Wiley &

Sons.

Silberschatz, Galvin, Gagne. 2002. Operating System Concepts: 6th ed. John Wiley & Sons

Tanenbaum,Andrew S. Woodhull, Albert S. 1997. Operating Systems Design and Implementation: Second

Edition. Prentice Hall.

http://css.uni.edu

allan.ultra.nyu.edu/~gottlieb/courses/1999-00-spring/os/lecture-11.html

http://www.cs.wisc.edu/~solomon/cs537/paging.html

http://www.cs.princeton.edu/courses/archive/spring02/cs217/lectures/paging.pdf

http://cwx.prenhall.com/bookbind/pubbooks/tanenbaum/chapter0/deluxe.html

http://www.cs.jhu.edu/~yairamir/cs418/os5/

201Bab 6. Sistem Berkas

6.1. Sistem Berkas

Semua aplikasi komputer butuh menyimpan dan mengambil informasi. Ketika sebuah proses sedang berjalan,

proses tersebut menyimpan sejumlah informasi yang terbatas, dibatasi oleh ukuran alamat virtual. Untuk

beberapa aplikasi, ukuran ini cukup, namun untuk lainnya terlalu kecil.

Masalah berikutnya adalah apabila proses tersebut berhenti maka informasinya hilang. Padahal ada beberapa

informasi yang penting dan harus bertahan beberapa waktu bahkan selamanya.

Adapun masalah ketiga yaitu sangatlah perlu terkadang untuk lebih dari satu proses mengakses informasi secara

berbarengan. Untuk memecahkan masalah ini, informasi tersebut harus dapat berdiri sendiri tanpa tergantung

dengan sebuah proses.

Pada akhirnya kita memiliki masalah-masalah yang cukup signifikan dan penting untuk dicari solusinya.

Pertama kita harus dapat menyimpan informasi dengan ukuran yang besar. Kedua, informasi harus tetap ketika

proses berhenti. Ketiga, informasi harus dapat diakses oleh lebih dari satu proses secara bersamaan. Solusi dari

ketiga masalah diatas adalah sesuatu yang disebut berkas.

Berkas adalah sebuah unit tempat menyimpan informasi. Berkas ini dapat diakses lebih dari satu proses, dapat

dibaca, dan bahkan menulis yang baru. Informasi yang disimpan dalam berkas harus persisten, dalam artian

tidak hilang sewaktu proses berhenti. Berkas-berkas ini diatur oleh sistem operasi, bagaimana strukturnya,

namanya, aksesnya, penggunaannya, perlindungannya, dan implementasinya. Bagian dari sistem operasi yang

mengatur masalah-masalah ini disebut sistem berkas.

Untuk kebanyakan pengguna, sistem berkas adalah aspek yang paling terlihat dari sebuah sistem operasi. Dia

menyediakan mekanisme untuk penyimpanan online dan akses ke data dan program. Sistem berkas terbagi

menjadi dua bagian yang jelas; koleksi berkas (masing-masing menyimpan data yang berkaitan) dan struktur

direktori (mengatur dan menyediakan informasi mengenai semua berkas yang berada di sistem). Sekarang

marilah kita memperdalam konsep dari berkas tersebut.

6.1.1. Konsep Berkas

Berkas adalah sebuah koleksi informasi berkaitan yang diberi nama dan disimpan di dalam secondary storage.

Biasanya sebuah berkas merepresentasikan data atau program. Adapun jenis-jenis dari berkas:

• Text file: yaitu urutan dari karakter-karakter yang diatur menjadi barisan dan mungkin halaman.

• Source file: yaitu urutan dari berbagai subroutine dan fungsi yang masing-masing kemudian diatur sebagai

deklarasi-deklarasi diikuti oleh pernyataan-pernyataan yang dapat diexecute.

• Object file: yaitu urutan dari byte-byte yang diatur menjadi blok-blok yang dapat dipahami oleh penghubung

system.

• Executable file: adalah kumpulan dari bagian-bagian kode yang dapat dibawa ke memori dan dijalankan oleh

loader.

6.1.2. Atribut berkas

Selain nama dan data, sebuah berkas dikaitkan dengan informasi-informasi tertentu yang juga penting untuk

dilihat pengguna, seperti kapan berkas itu dibuat, ukuran berkas, dan lain-lain. Kita akan sebut

202Bab 6. Sistem Berkas

informasi-informasi ekstra ini atribut. Setiap sistem mempunyai sistem atribusi yang berbeda-beda, namun pada

dasarnya memiliki atribut-atribut dasar seperti berikut ini:

• Nama: nama berkas simbolik ini adalah informasi satu-satunya yang disimpan dalam format yang dapat

dibaca oleh pengguna.

• Identifier: tanda unik ini yang biasanya merupakan sebuah angka, mengenali berkas didalam sebuah sistem

berkas; tidak dapat dibaca oleh pengguna.

• Jenis: informasi ini diperlukan untuk sistem-sistem yang mendukung jenis berkas yang berbeda.

• Lokasi: informasi ini adalah sebuah penunjuk pada sebuah device dan pada lokasi berkas pada device tersebut.

• Ukuran: ukuran dari sebuah berkas (dalam bytes, words, atau blocks) dan mungkin ukuran maksimum

dimasukkan dalam atribut ini juga.

• Proteksi: informasi yang menentukan siapa yang dapat melakukan read, write, execute, dan lainnya.

• Waktu dan identifikasi pengguna: informasi ini dapat disimpan untuk pembuatan berkas, modifikasi terakhir,

dan penggunaan terakhir. Data-data ini dapat berguna untuk proteksi, keamanan, dan monitoring penggunaan.

6.1.3. Jenis Berkas

Salah satu atribut dari sebuah berkas yang cukup penting adalah jenis berkas. Saat kita mendesain sebuah sistem

berkas, kita perlu mempertimbangkan bagaimana operating sistem akan mengenali berkas-berkas dengan jenis

yang berbeda. Apabila sistem operasi dapat mengenali, maka menjalankan berkas tersebut bukan suatu masalah.

Seperti contohnya, apabila kita hendak mengeprint bentuk binary-object dari sebuah program, yang didapat

biasanya adalah sampah, namun hal ini dapat dihindari apabila sistem operasi telah diberitahu akan adanya jenis

berkas tersebut.

Cara yang paling umum untuk mengimplementasikan jenis berkas tersebut adalah dengan memasukkan jenis

berkas tersebut ke dalam nama berkas. Nama berkas dibagi menjadi dua bagian. Bagian pertama adalah nama

dari berkas tersebut, dan yang kedua, atau biasa disebut extention adalah jenis dari berkas tersebut. Kedua nama

ini biasanya dipisahkan dengan tanda ’.’, contoh: berkas.txt.

6.1.4. Operasi Berkas

Fungsi dari berkas adalah untuk menyimpan data dan mengizinkan kita membacanya. Dalam proses ini ada

beberapa operasi yang dapat dilakukan berkas. Adapun operasi-operasi dasar yang dilakukan berkas, yaitu:

• Membuat Berkas (Create):

Kita perlu dua langkah untuk membuat suatu berkas. Pertama, kita harus temukan tempat didalam sistem

berkas. Kedua, sebuah entri untuk berkas yang baru harus dibuat dalam direktori. Entri dalam direktori

tersebut merekam nama dari berkas dan lokasinya dalam sistem berkas.

• Menulis sebuah berkas (Write):

Untuk menulis sebuah berkas, kita membuat sebuah system call yang menyebutkan nama berkas dan informasi

yang akan di-nulis kedalam berkas.

• Membaca Sebuah berkas (Read):

203Bab 6. Sistem Berkas

Untuk membaca sebuah berkas menggunakan sebuah system call yang menyebut nama berkas yang dimana

dalam blok memori berikutnya dari sebuah berkas harus diposisikan.

• Memposisikan Sebuah Berkas (Reposition):

Direktori dicari untuk entri yang sesuai dan current-file-position diberi sebuah nilai. Operasi ini di dalam

berkas tidak perlu melibatkan I/O, selain itu juga diketahui sebagai file seek.

• Menghapus Berkas (Delete):

Untuk menghapus sebuah berkas kita mencari dalam direktori untuk nama berkas tersebut. Setelah ditemukan,

kita melepaskan semua spasi berkas sehingga dapat digunakan kembali oleh berkas-berkas lainnya dan

menghapus entry direktori.

• Menghapus Sebagian Isi Berkas (Truncate):

User mungkin mau menghapus isi dari sebuah berkas, namun menyimpan atributnya. Daripada memaksa

pengguna untuk menghapus berkas tersebut dan membuatnya kembali, fungsi ini tidak akan mengganti

atribut, kecuali panjang berkas dan mendefinisikan ulang panjang berkas tersebut menjadi nol.

Keenam operasi diatas merupakan operasi-operasi dasar dari sebuah berkas yang nantinya dapat dikombinasikan

untuk membentuk operasi-operasi baru lainnya. Contohnya apabila kita ingin menyalin sebuah berkas, maka kita

memakai operasi create untuk membuat berkas baru, read untuk membaca berkas yang lama, dan write untuk

menulisnya pada berkas yang baru.

6.1.5. Struktur Berkas

Berkas dapat di struktur dalam beberapa cara. Cara yang pertama adalah sebuah urutan bytes yang tidak

terstruktur. Akibatnya sistem operasi tidak tahu atau peduli apa yang ada dalam berkas, yang dilihatnya hanya

bytes. Ini menyediakan fleksibilitas yang maksimum. User dapat menaruh apapun yang mereka mau dalam

berkas, dan sistem operasi tidak membantu, namun tidak juga menghalangi.

Cara berikutnya, adalah dengan record sequence. Dalam model ini, sebuah berkas adalah sebuah urutan dari

rekaman-rekaman yang telah ditentukan panjangnya, masing-masing dengan beberapa struktur internal. Artinya

adalah bahwa sebuah operasi read membalikan sebuah rekaman dan operasi write menimpa atau menambahkan

suatu rekaman.

Struktur berkas yang ketiga, adalah menggunakan sebuah tree. Dalam struktur ini sebuah berkas terdiri dari

sebuah tree dari rekaman-rekaman tidak perlu dalam panjang yang sama, tetapi masing-masing memiliki sebuah

field key dalam posisi yang telah ditetapkan dalam rekaman tersebut. Tree ini disort dalam field key dan

mengizinkan pencarian yang cepat untuk sebuah key tertentu.

6.1.6. Metode Akses

Berkas menyimpan informasi. Apabila sedang digunakan informasi ini harus diakses dan dibaca melalui memori

komputer. Informasi dalam berkas dapat diakses dengan beberapa cara. Berikut adalah beberapa caranya:

• Akses Sekuensial

204Bab 6. Sistem Berkas

Akses ini merupakan yang paling sederhana dan paling umum digunakan. Informasi di dalam berkas diproses

secara berurutan. Sebagai contoh, editor dan kompilator biasanya mengakses berkas dengan cara ini.

• Akses Langsung

Metode berikutnya adalah akses langsung atau dapat disebut relative access. Sebuah berkas dibuat dari

rekaman-rekaman logical yang panjangnya sudah ditentukan, yang mengizinkan program untuk membaca dan

menulis rekaman secara cepat tanpa urutan tertentu.

6.2. Struktur Direktori

Beberapa sistem komputer menyimpan banyak sekali berkas-berkas dalam disk, sehingga diperlukan suatu

struktur pengorganisasian data-data agar lebih mudah diatur.

6.2.1. Operasi Direktori

Silberschatz, Galvin dan Gagne mengkategorikan operasi-operasi terhadap direktori sebagai berikut:

• Mencari Berkas

Mencari lewat struktur direktori untuk dapat menemukan entri untuk suatu berkas tertentu. berkas-berkas

dengan nama yang simbolik dan mirip, mengindikasikan adanya keterkaitan diantara berkas-berkas tersebut.

Oleh karena itu, tentunya perlu suatu cara untuk menemukan semua berkas yang benar-benar memenuhi

kriteria khusus yang diminta.

• Membuat berkas

berkas-berkas baru perlu untuk dibuat dan ditambahkan ke dalam direktori.

• Menghapus berkas

Saat suatu berkas tidak diperlukan lagi, berkas tsb perlu dihapus dari direktori.

• Menampillkan isi direktori

Menampilkan daftar berkas-berkas yang ada di direktori, dan semua isi direktori dari berkas-berkas dalam

daftar tsb.

• Mengubah nama berkas

Nama berkas mencerminkan isi berkas terhadap pengguna. Oleh karena itu, nama berkas harus dapat

diubah-ubah ketika isi dan kegunaannya sudah berubah atau tidak sesuai lagi. Mengubah nama berkas

memungkinkan posisinya berpindah dalam struktur direktori.

• Akses Sistem berkas

205Bab 6. Sistem Berkas

Mengakses tiap direktori dan tiap berkas dalam struktur direktori. Sangatlah dianjurkan untuk menyimpan isi

dan stuktur dari keseluruhan sistem berkas setiap jangka waktu tertentu. Menyimpan juga dapat berarti

menyalin seluruh berkas ke pita magnetik. Teknik ini membuat suatu cadangan salinan dari berkas tersebut

jika terjadi kegagalan sistem atau jika berkas itu tidak diperlukan lagi.

Sedangkan Tanenbaum juga menambahkan hal-hal berikut sebagai operasi yang dapat dilakukan terhadap

direktori tersebut:

• Membuka direktori

• Menutup direktori

• Menambah direktori

• Mengubah nama direktori

• Menghubungkan berkas-berkas di direktori berbeda

• Menghapus hubungan berkas-berkas di direktori berbeda

6.2.2. Direktori Satu Tingkat (Single Level Directory)

Struktur Direktori ini merupakan struktur direktori yang paling sederhana. Semua berkas disimpan dalam

direktori yang sama.

Gambar 6-1. Single Level Directory

Direktori satu tingkat memiliki keterbatasan, yaitu bila berkas bertambah banyak atau bila sistem memiliki lebih

dari satu pengguna. Hal ini disebabkan karena tiap berkas harus memiliki nama yang unik.

6.2.3. Direktori Dua Tingkat (Two Level Directory)

Membuat direktori yang terpisah untuk tiap pengguna, yang disebut User File Directory (UFD). Ketika

pengguna login, master directory berkas dipanggil. MFD memiliki indeks berdasarkan nama pengguna dan

setiap entri menunjuk pada UFD pengguna tersebut. Maka, pengguna boleh memiliki nama berkas yang sama

dengan berkas lain.

Gambar 6-2. Two Level Directory

206Bab 6. Sistem Berkas

Meskipun begitu, struktur ini masih memiliki kerugian, terutama bila beberapa pengguna ingin mengerjakan

tugas secara kerjasama dan ingin mengakses berkas dari salah satu pengguna lain. Beberapa sistem secara

sederhana tidak mengizinkan berkas seorang pengguna diakses oleh pengguna lain.

6.2.4. Direktori dengan Struktur Tree (Tree-Structured Directory)

Dalam struktur ini, setiap pengguna dapat membuat subdirektori sendiri dan mengorganisasikan

berkas-berkasnya. Dalam penggunaan normal, tiap pengguna memiliki apa yang disebut direktori saat ini.

Direktori saat ini mengandung berkas-berkas yang baru-baru ini digunakan oleh pengguna.

Gambar 6-3. Tree-Structured Directory

Terdapat dua istilah, path (lintasan) relatif dan lintasan mutlak. Lintasan relatif adalah lintasan yang dimulai dari

direktori saat ini, sedangkan lintasan mutlak adalah path yang dimulai dari root directory.

6.2.5. Direktori dengan Struktur Graf Asiklik (Acyclic-Structured

Directory)

Direktori dengan struktur tree melarang pembagian berkas/direktori. Oleh karena itu, struktur graf asiklik

memperbolehkan direktori untuk berbagi berkas atau subdirektori. Jika ada berkas yang ingin diakses oleh dua

pengguna atau lebih, maka struktur ini menyediakan fasilitas sharing.

Gambar 6-4. Acyclic-Structured Directory

6.2.6. Direktori dengan Struktur Graf Umum

Masalah yang timbul dalam penggunaan struktur graf asiklik adalah meyakinkan apakah tidak ada siklus. Bila

kita mulai dengan struktur direktori tingkat dua dan memperbolehkan pengguna untuk membuat subdirektori,

maka kita akan mendapatkan struktur direktori tree. Sangatlah mudah untuk mempertahankan sifat pohon, akan

tetapi, bila kita tambahkan sambungan pada direktori dengan struktur pohon, maka sifat pohon akan musnah dan

menghasilkan struktur graf sederhana.

207Bab 6. Sistem Berkas

Gambar 6-5. General Graph Directory

Bila siklus diperbolehkan dalam direktori, tentunya kita tidak ingin mencari sebuah berkas 2 kali. Algoritma

yang tidak baik akan menghasilkan infinite loop dan tidak pernah berakhir. Oleh karena itu diperlukan skema

pengumpulan sampah (garbage-collection scheme).

Skema ini menyangkut memeriksa seluruh sistem berkas dengan menandai tiap berkas yang dapat diakses.

Kemudian mengumpulkan apa pun yang tidak ditandai pada tempat yang kosong. Hal ini tentunya dapat

menghabiskan banyak waktu.

6.3. Konsep Mounting, Sharing, dan Proteksi

6.3.1. Mounting

Mounting adalah proses mengkaitkan sebuah sistem berkas yang baru ditemukan pada sebuah piranti ke struktur

direktori utama yang sedang dipakai. Piranti-piranti yang akan di-mount dapat berupa cd-rom, disket atau sebuah

zip-drive. Tiap-tiap sistem berkas yang akan di-mount akan diberikan sebuah mount point, atau sebuah direktori

dalam pohon direktori sistem Anda, yang sedang diakses.

Sistem berkas yang dideskripsikan di /etc/fstab (fstab adalah singkatan dari filesystem tables) biasanya akan

di-mount saat komputer baru mulai dinyalakan, tapi dapat juga me-mount sistem berkas tambahan dengan

menggunakan perintah:

mount [nama piranti]

atau dapat juga dengan menambahkan secara manual mount point ke berkas /etc/fstab. Daftar sistem berkas yang

di-mount dapat dilihat kapan saja dengan menggunakan perintah mount. Karena izinnya hanya diatur read-only

di berkas fstab, maka tidak perlu khawatir pengguna lain akan mencoba mengubah dan menulis mount point

yang baru.

Seperti biasa saat ingin mengutak-atik berkas konfigurasi seperti mengubah isi berkas fstab, pastikan untuk

membuat berkas cadangan untuk mencegah terjadinya kesalahan teknis yang dapat menyebabkan suatu

kekacauan. Kita dapat melakukannya dengan cara menyediakan sebuah disket atau recovery-disk dan

mem-back-up berkas fstab tersebut sebelum membukanya di editor teks untuk diutak-atik.

Red Hat Linux dan sistem operasi lainnya yang mirip dengan UNIX mengakses berkas dengan cara yang

berbeda dari MS-DOS, Windows dan Macintosh. Di linux, segalanya disimpan di dalam sebuah lokasi yang

dapat ditentukan dalam sebuah struktur data. Linux bahkan menyimpan perintah-perintah sebagai berkas. Seperti

sistem operasi modern lainnya, Linux memiliki struktur tree, hirarki, dan organisasi direktori yang disebut sistem

berkas.

Semua ruang kosong yang tersedia di disk diatur dalam sebuah pohon direktori tunggal. Dasar sistem ini adalah

direktori root yang dinyatakan dengan sebuah garis miring ("/"). Pada linux, isi sebuah sistem berkas dibuat

nyata tersedia dengan menggabungkan sistem berkas ke dalam sebuah sistem direktori melalui sebuah proses

yang disebut mounting.

208Bab 6. Sistem Berkas

Sistem berkas dapat di-mount maupun di-umount yang berarti sistem berkas tersebut dapat tersambung atau

tidak dengan struktur pohon direktori. Perbedaannya adalah sistem berkas tersebut akan selalu di-mount ke

direktori root ketika sistem sedang berjalan dan tidak dapat di-mount. Sistem berkas yang lain di-mount

seperlunya, contohnya yang berisi hard drive berbeda dengan floppy disk atau CD-ROM.

Mounting Overview

Mounting membuat sistem berkas, direktori, piranti dan berkas lainnya menjadi dapat digunakan di lokasi-lokasi

tertentu, sehingga memungkinkan direktori itu menjadi dapat diakses. Perintah mount menginstruksikan sistem

operasi untuk mengkaitkan sebuah sistem berkas ke sebuah direktori khusus.

Memahami Mount Point

Mount point adalah sebuah direktori dimana berkas baru menjadi dapat diakses. Untuk me-mount suatu sistem

berkas atau direktori, titik mount-nya harus berupa direktori, dan untuk me-mount sebuah berkas, mount

point-nya juga harus berupa sebuah berkas.

Biasanya, sebuah sistem berkas, direktori, atau sebuah berkas di-mount ke sebuah mount point yang kosong, tapi

biasanya hal tersebut tidak diperlukan. Jika sebuah berkas atau direktori yang akan menjadi mount point berisi

data, data tersebut tidak akan dapat diakses selama direktori/berkas tersebut sedang dijadikan mount point oleh

berkas atau direktori lain. Sebagai akibatnya, berkas yang di-mount akan menimpa apa yang sebelumnya ada di

direktori/berkas tersebut. Data asli dari direktori itu dapat diakses kembali bila proses mounting sudah selesai.

Gambar 6-6. Mount Point

Saat sebuah sistem berkas di-mount ke sebuah direktori, izin direktori root dari berkas yang di-mount akan

mengambil alih izin dari mount point. Pengecualiannya adalah pada direktori induk akan memiliki atribut ..

(double dot). Agar sistem operasi dapat mengakses sistem berkas yang baru, direktori induk dari mount point

harus tersedia.

Untuk segala perintah yang membutuhkan informasi direktori induk, pengguna harus mengubah izin dari

direktori mounted-over. Kegagalan direktori mounted-over untuk mengabulkan izin dapat menyebabkan hasil

yang tidak terduga, terutama karena izin dari direktori mounted-over tidak dapat terlihat. Kegagalan umum

terjadi pada perintah pwd. Tanpa mengubah izin direktori mounted-over, akan timbul pesan error seperti ini:

pwd: permission denied

209Bab 6. Sistem Berkas

Masalah ini dapat diatasi dengan mengatur agar izin setidaknya di-set dengan 111.

Mounting Sistem Berkas, Direktori, dan Berkas

Ada dua jenis mounting: remote mounting dan mounting lokal. Remote mounting dilakukan dengan sistem

remote dimana data dikirimkan melalui jalur telekomunikasi. Remote sistem berkas seperti Network File Systems

(NFS), mengharuskan agar file diekspor dulu sebelum di-mount. mounting lokal dilakukan di sistem lokal.

Tiap-tiap sistem berkas berhubungan dengan piranti yang berbeda. Sebelum kita menggunakan sebuah sistem

berkas, sistem berkas tersebut harus dihubungkan dengan struktur direktori yang ada (dapat root atau berkas

yang lain yang sudah tersambung).

Sebagai contoh, kita dapat me-mount dari /home/server/database ke mount point yang dispesifikasikan sebagai

/home/user1, /home/user2, and /home/user3:

• /home/server/database /home/user1

• /home/server/database /home/user2

• /home/server/database /home/user3

6.3.2. Sharing

Kita dapat berbagi berkas dengan pengguna lainnya yang teregistrasi. Hal pertama yang harus kita lakukan

adalah menentukan dengan siapa berkas tersebut akan dibagi dan akses seperti apa yang akan diberikan kepada

mereka. Berbagi bekas berguna bagi pengguna yang ingin bergabung dengan pengguna lain dan mengurangi

usaha untuk mencapai sebuah hasil akhir.

Banyak Pengguna

Saat sebuah sistem operasi dibuat untuk multiple user, masalah berbagi berkas, penamaan berkas dan proteksi

berkas menjadi sangat penting. Oleh karena itu, sistem operasi harus dapat mengakomodasikan/mengatur

pembagian berkas dengan memberikan suatu struktur direktori yang membiarkan pengguna untuk saling berbagi.

Berkaitan dengan permasalahan akses berkas, kita dapat mengijinkan pengguna lain untuk melihat, mengedit

atau menghapus suatu berkas. Proses mengedit berkas yang menggunakan web-file system berbeda dengan

menggunakan aplikasi seperti Windows Explorer. Untuk mengedit sebuah file dengan web-file system, kita harus

menduplikasi berkas tersebut dahulu dari web-file system ke komputer lokal, mengeditnya di komputer lokal, dan

mengirim file tersebut kembali ke sistem dengan menggunakan nama berkas yang sama.

Sebagai contoh, kita dapat mengizinkan semua pengguna yang terdaftar untuk melihat berkas-berkas yang ada di

direktori (tetapi mereka tidak dapat mengedit atau menghapus berkas tersebut). Contoh lainnya, kita dapat

mengijinkan satu pengguna saja untuk melakukan apapun terhadap sebuah direktori dan segala isinya (ijin untuk

melihat semua berkas, mengeditnya, menambah berkas bahkan menghapus isi berkas). Kita juga dapat

memberikan kesempatan bagi pengguna untuk mengubah izin dan kontrol akses dari sebuah isi direktori, namun

hal tersebut biasanya di luar kebiasaan, sebab seharusnya satu-satunya pengguna yang berhak mengubah izin

adalah kita sendiri.

Sistem berkas web memungkinkan kita untuk menspesifikasikan suatu akses dalam tingkatan berkas. Jadi, kita

dapat mengijinkan seluruh orang untuk melihat isi dari sebuah direktori atau mengijinkan sebagian kecil

pengguna saja untuk mengakses suatu direktori. Bahkan, dalam kenyataannya, kita dapat menspesifikasikan

jenis akses yang berbeda dengan jumlah pengguna yang berbeda pula.

210Bab 6. Sistem Berkas

Kebanyakan pada sistem banyak pengguna menerapkan konsep direktor berkas owner/user dan group.

• Owner: pengguna yang dapat mengubah atribut, memberikan akses, dan memiliki sebagian besar kontrol di

dalam sebuah berkas atau direktori.

• Group: sebagian pengguna yang sedang berbagi berkas.

Remote File System

Jaringan menyebabkan berbagi data terjadi di seluruh dunia. Dalam metode implementasi pertama, yang

digunakan untuk berbagi data adalah program FTP (File Transfer Protocol). Yang kedua terbesar adalah DFS

(Disributed File System) yang memungkinkan remote direktori terlihat dari mesin lokal. Metode yang ketiga

adalah WWW (World Wide Web)

FTP digunakan untuk akses anonim (mentransfer file tanpa memiliki account di sistem remote) dan akses

autentik (membutuhkan ijin). WWW biasanya menggunakan akses anonim, dan DFS menggunakan akses

autentik.

Cient-Server Model

• server: mesin yang berisi berkas

• klien: mesin yang mengakses berkas

Server dapat melayani banyak pengguna dan klien dapat menggunakan banyak server. Proses identifikasi klien

biasanya sulit, dan cara yang biasa digunakan adalah melacak alamat IP, namun karena alamat IP dapat

dipalsukan, cara ini menjadi kurang efektif. Ada juga yang menggunakan proses kunci terenkripsi, namun hal ini

lebih rumit lagi, sebab klien-server harus menggunakan algoritma enkripsi yang sama dan pertukaran kunci yang

aman.

6.3.3. Proteksi

Dalam pembahasan mengenai proteksi berkas, kita akan berbicara lebih mengenai sisi keamanan dan mekanisme

bagaimana menjaga keutuhan suatu berkas dari gangguan akses luar yang tidak dikehendaki. Sebagai contoh

bayangkan saja Anda berada di suatu kelompok kerja dimana masing-masing staf kerja disediakan komputer dan

mereka saling terhubung membentuk suatu jaringan; sehingga setiap pekerjaan/dokumen/ berkas dapat

dibagi-bagikan ke semua pengguna dalam jaringan tersebut. Misalkan lagi Anda harus menyerahkan berkas

RAHASIA.txt ke atasan Anda, dalam hal ini Anda harus menjamin bahwa isi berkas tersebut tidak boleh

diketahui oleh staf kerja lain apalagi sampai dimodifikasi oleh orang yang tidak berwenang. Suatu mekanisme

pengamanan berkas mutlak diperlukan dengan memberikan batasan akses ke setiap pengguna terhadap berkas

tertentu.

Tipe Akses

Proteksi berkaitan dengan kemampuan akses langsung ke berkas tertentu. Panjangnya, apabila suatu sistem telah

menentukan secara pasti akses berkas tersebut selalu ditutup atau selalu dibebaskan ke setiap pengguna lain

maka sistem tersebut tidak memerlukan suatu mekanisme proteksi. Tetapi tampaknya pengimplementasian

211Bab 6. Sistem Berkas

seperti ini terlalu ekstrim dan bukan pendekatan yang baik. Kita perlu membagi akses langsung ini menjadi

beberapa jenis-jenis tertentu yang dapat kita atur dan ditentukan (akses yang terkontrol).

Dalam pendekatan ini, kita mendapatkan suatu mekanisme proteksi yang dilakukan dengan cara membatasi jenis

akses ke suatu berkas. Beberapa jenis akses tersebut antara lain:

• Read/Baca: membaca berkas

• Write/Tulis: menulis berkas

• Execute/Eksekusi: memasukkan berkas ke memori dan dieksekusi

• Append/Sisip: menulis informasi baru pada baris akhir berkas

• Delete/Hapus: menghapus berkas

• List/Daftar: mendaftar nama dan atribut berkas

Operasi lain seperti rename, copying, atau editing yang mungkin terdapat di beberapa sistem merupakan

gabungan dari beberapa jenis kontrol akses diatas. Sebagai contoh, menyalin sebuah berkas dikerjakan sebagai

runtutan permintaan baca dari pengguna. Sehingga dalam hal ini, seorang pengguna yang memiliki kontrol akses

read dapat pula meng-copy, mencetak dan sebagainya.

Kontrol Akses

Pendekatan yang paling umum dipakai dalam mengatasi masalah proteksi berkas adalah dengan membiarkan

akses ke berkas ditentukan langsung oleh pengguna (dalam hal ini pemilik/pembuat berkas itu). Sang pemilik

bebas menentukan jenis akses apa yang diperbolehkan untuk pengguna lain. Hal ini dapat dilakukan dengan

menghubungkan setiap berkas atau direktori dengan suatu daftar kontrol-akses (Access-Control Lists/ACL) yang

berisi nama pengguna dan jenis akses apa yang diberikan kepada pengguna tersebut.

Sebagai contoh dalam suatu sistem VMS, untuk melihat daftar direktori berikut daftar kontrol-akses, ketik

perintah "DIR/SECURITY", atau "DIR/SEC". Salah satu keluaran perintah itu adalah daftar seperti berikut ini:

WWW-HOME.DIR;1 [HMC2000,WWART] (RW,RWED„E)

(IDENTIFIER=WWW_SERVER_ACCESS,OPTIONS=DEFAULT,ACCESS=READ)

(IDENTIFIER=WWW_SERVER_ACCESS,ACCESS=READ)

Baris pertama menunjukkan nama berkas tersebut WWW-HOME.DIR kemudian disebelahnya nama grup

pemilik HMC2000 dan nama pengguna WWART diikuti dengan sekelompok jenis akses RW, RWED„E

(R=Baca, W=Tulis, E=Eksekusi, D=Hapus). Dua baris dibawahnya itulah yang disebut daftar konrol-akses.

Satu-satu baris disebut sebagai masukan kontrol-akses (Access Control Entry/ACE) dan terdiri dari 3 bagian.

Bagian pertama disebut sebagai IDENTIFIER/Identifikasi, menyatakan nama grup atau nama pengguna (seperti

[HMC2000, WWART]) atau akses khusus (seperti WWW_SERVER_ACCESS). Bagian kedua merupakan

daftar OPTIONS/Plihan-pilihan. Dan terakhir adalah daftar ijin ACCESS/akses, seperti read atau execute, yang

diberikan kepada siapa saja yang mengacu pada bagian Identifikasi.

Cara kerjanya: apabila seorang pengguna meminta akses ke suatu berkas/direktori, sistem operasi akan

memeriksa ke daftar kontrol-akses apakah nama pengguna itu tercantum dalam daftar tersebut. Apabila benar

terdaftar, permintaan akses akan diberikan dan sebaliknya bila tidak, permintaan akses akan ditolak.

Pendekatan ini memiliki keuntungan karena penggunaan metodologi akses yang kompleks sehingga sulit

ditembus sembarangan. Masalah utamanya adalah ukuran dari daftar akses tersebut. Bayangkan apabila kita

mengijinkan semua orang boleh membaca berkas tersebut, kita harus mendaftar semua nama pengguna disertai

ijin akses baca mereka. Lebih jauh lagi, tehnik ini memiliki dua konsekuensi yang tidak diinginkan:

212Bab 6. Sistem Berkas

• Pembuatan daftar semacam itu merupakan pekerjaan yang melelahkan dan tidak efektif.

• Entri direktori yang sebelumnya memiliki ukuran tetap, menjadi ukuran yang dapat berubah-ubah,

mengakibatkan lebih rumitnya manajemen ruang kosong.

Masalah ini dapat diselesaikan dengan penggunaan daftar akses yang telah disederhanakan.

Untuk menyederhanakan ukuran daftar kontrol akses, banyak sistem menggunakan tiga klasifikasi pengguna

sebagai berikut:

• Owner: pengguna yang telah membuat berkas tersebut.

• Group: sekelompok pengguna yang saling berbagi berkas dan membutuhkan akses yang sama.

• Universe: keseluruhan pengguna.

Pendekatan yang dipakai belum lama ini adalah dengan mengkombinasikan daftar kontrol-akses dengan konsep

kontrol- akses pemilik, grup dan semesta yang telah dijabarkan diatas. Sebagai contoh, Solaris 2.6 dan versi

berikutnya menggunakan tiga klasifikasi kontrol-akses sebagai pilihan umum, tetapi juga menambahkan secara

khusus daftar kontrol-akses terhadap berkas/direktori tertentu sehingga semakin baik sistem proteksi berkasnya.

Contoh lain yaitu sistem UNIX dimana konrol-aksesnya dinyatakan dalam 3 bagian. Masing-masing bagian

merupakan klasifikasi pengguna (yi.pemilik, grup dan semesta). Setiap bagian kemudian dibagi lagi menjadi 3

bit jenis akses -rwx, dimana r mengontrol akses baca, w mengontrol akses tulis dan x mengontrol eksekusi.

Dalam pendekatan ini, 9 bit diperlukan untuk merekam seluruh informasi proteksi berkas.

Berikut adalah keluaran dari perintah "ls -al" di sistem UNIX:

-rwxr-x--- 1 david karyawan 12210 Nov 14 20:12 laporan.txt

Baris di atas menyatakan bahwa berkas laporan.txt memiliki akses penuh terhadap pemilik berkas (yi.david),

grupnya hanya dapat membaca dan mengeksekusi, sedang lainnya tidak memiliki akses sama sekali.

Pendekatan Pengamanan Lainnya

Salah satu pendekatan lain terhadap masalah proteksi adalah dengan memberikan sebuah kata kunci (password)

ke setiap berkas. Jika kata-kata kunci tersebut dipilih secara acak dan sering diganti, pendekatan ini sangatlah

efektif sebab membatasi akses ke suatu berkas hanya diperuntukkan bagi pengguina yang mengetahui kata kunci

tersebut.

Meskipun demikian, pendekatan ini memiliki beberapa kekurangan, diantaranya:

• Kata kunci yang perlu diingat oleh pengguna akan semakin banyak, sehingga membuatnya menjadi tidak

praktis.

• Jika hanya satu kata kunci yang digunakan di semua berkas, maka jika sekali kata kunci itu diketahui oleh

orang lain, orang tersebut dapat dengan mudah mengakses semua berkas lainnya. Beberapa sistem (contoh:

TOPS-20) memungkinkan seorang pengguna untuk memasukkaan sebuah kata kunci dengan suatu

subdirektori untuk menghadapi masalah ini, bukan dengan satu berkas tertentu.

• Umumnya, hanya satu kata kunci yang diasosiasikan dengan semua berkas lain. Sehingga, pengamanan hanya

menjadi semua-atau-tidak sama sekali. Untuk mendukung pengamanan pada tingkat yang lebih mendetail,

kita harus menggunakan banyak kata kunci.

213Bab 6. Sistem Berkas

6.4. Implementasi Sistem Berkas

6.4.1. Struktur Sistem Berkas

Disk yang merupakan tempat terdapatnya sistem berkas menyediakan sebagian besar tempat penyimpanan

dimana sistem berkas akan dikelola. Disk memiliki dua karakteristik penting yang menjadikan disk sebagai

media yang tepat untuk menyimpan berbagai macam berkas, yaitu:

• Data dapat ditulis ulang di disk tersebut, hal ini memungkinkan untuk membaca, memodifikasi, dan menulis di

disk tersebut.

• Dapat diakses langsung ke setiap blok di disk. Hal ini memudahkan untuk mengakses setiap berkas baik

secara berurut maupun tidak berurut, dan berpindah dari satu berkas ke berkas lain dengan hanya mengangkat

head disk dan menunggu disk berputar.

Gambar 6-7. Disk Organization

Untuk meningkatkan efisiensi I/O, pengiriman data antara memori dan disk dilakukan dalam setiap blok. Setiap

blok merupakan satu atau lebih sektor. Setiap disk memiliki ukuran yang berbeda-beda, biasanya berukuran 512

bytes.

214Bab 6. Sistem Berkas

Sistem operasi menyediakan sistem berkas agar data mudah disimpan, diletakkan dan diambil kembali dengan

mudah. Terdapat dua masalah desain dalam membangun suatu sistem berkas. Masalah pertama adalah definisi

dari sistem berkas. Hal ini mencakup definisi berkas dan atributnya, operasi ke berkas, dan struktur direktori

dalam mengorganisasikan berkas-berkas. Masalah kedua adalah membuat algoritma dan struktur data yang

memetakan struktur logikal sistem berkas ke tempat penyimpanan sekunder.

Sistem berkas dari sistem operasi yang sudah modern diimplementasikan dengan menggunakan struktur

berlapis. Keuntungan struktur berlapis ini adalah fleksibilitas yang dimilikinya. Penggunaan dari struktur

berlapis ini memungkinkan adanya implementasi yang lebih dari satu secara bersamaan, terutama pada I/O

Control dan tingkatan organisasi berkas. Hal ini memungkinkan untuk mendukung lebih dari satu implementasi

sistem berkas.

Gambar 6-8. Layered File System

Lapisan struktur sistem berkas menghubungkan antara perangkat keras dengan aplikasi program yang ada, yaitu

(dari yang terendah):

• I/O control, terdiri atas driver device dan interrupt handler. Driver device adalah perantara komunikasi antara

sistem operasi dengan perangkat keras. Input didalamnya berisikan perintah tingkat tinggi seperti "ambil blok

133", sedangkan output-nya adalah perintah tingkat rendah, instruksi spesifik perangkat keras yang digunakan

oleh controller perangkat keras.

• Basic file system, diperlukan untuk mengeluarkan perintah generic ke device driver untuk read dan write pada

suatu blok dalam disk.

• File-organization module, informasi tentang alamat logika dan alamat fisik dari berkas tersebut. Modul ini

juga mengatur sisa disk dengan melacak alamat yang belum dialokasikan dan menyediakan alamat tersebut

saat pengguna ingin menulis berkas ke dalam disk. Di dalam File-organization module juga terdapat freespace manager.

• Logical file-system, tingkat ini berisi informasi tentang simbol nama berkas, struktur dari direktori, dan

proteksi dan sekuriti dari berkas tersebut. Sebuah File Control Block (FCB) menyimpan informasi tentang

215Bab 6. Sistem Berkas

berkas, termasuk kepemilikan, izin dan lokasi isi berkas.

Di bawah ini merupakan contoh dari kerja struktur berlapis ini ketika suatu program mau membaca informasi

dari disk. Urutan langkahnya:

1. Application program memanggil sistem berkas dengan system call.

Contoh: read (fd, input, 1024) akan membaca section sebesar 1 Kb dari disk dan menempatkannya ke

variabel input.

2. Diteruskan ke system call interface.

System call merupakan software interrupt. Jadi, interrupt handler sistem operasi akan memeriksa apakah

system call yang menginterupsi. Interrupt handler ini akan memutuskan bagian dari sistem operasi yang

bertanggung jawab untuk menangani system call. Interrupt handler akan meneruskan system call.

3. Diteruskan ke logical file system.

Memasuki lapisan sistem berkas. Lapisan ini menyediakan system call, operasi yang akan dilakukan dan

jenis berkas. Yang perlu ditentukan selanjutnya adalah file organization module yang akan meneruskan

permintaan ini. File organization module yang akan digunakan tergantung dari jenis sistem berkas dari

berkas yang diminta.

Contoh: Misalkan kita menggunakan LINUX dan berkas yang diminta ada di Windows 95. Lapisan logical

file system akan meneruskan permintaan ke file organization module dari Windows 95.

4. Diteruskan ke file organization module.

File organization module yang mengetahui pengaturan (organisasi) direktori dan berkas pada disk. Sistem

berkas yang berbeda memiliki organisasi yang berbeda. Windows 95 menggunakan VFAT-32. Windows NT

menggunakan format NTFS. Linux menggunakan EXT2. Sistem operasi yang paling modern memiliki

beberapa file organization module sehingga dapat membaca format yang berbeda.

Pada contoh di atas, logical file system telah meneruskan permintaan ke file organization module VFAT32.

Modul ini menterjemahkan nama berkas yang ingin dibaca ke lokasi fisik yang biasanya terdiri dari disk

antarmuka, disk drive, surface, cylinder, track, sector.

5. Diteruskan ke basic file system.

Dengan adanya lokasi fisik, kita dapat memberikan perintah ke piranti keras yang dibutuhkan. Hal ini

merupakan tanggungjawab basic file system. Basic file system ini juga memiliki kemampuan tambahan

seperti buffering dan caching.

Contoh: Sektor tertentu yang dipakai untuk memenuhi permintaan mungkin saja berada dalam buffers atau

caches yang diatur oleh basic file system. Jika terjadi hal seperti ini, maka informasi akan didapatkan secara

otomatis tanpa perlu membaca lagi dari disk.

6. I/O Control

Tingkatan yang paling rendah ini yang memiliki cara untuk memerintah/memberitahu piranti keras yang

diperlukan.

216Bab 6. Sistem Berkas

6.4.2. Implementasi Sistem Berkas

Gambaran

Untuk mengimplementasikan suatu sistem berkas biasanya digunakan beberapa struktur on-disk dan in-memory.

Struktur ini bervariasi tergantung pada sistem operasi dan sistem berkas, tetapi beberapa prinsip dasar harus tetap

diterapkan. Pada struktur on-disk, sistem berkas mengandung informasi tentang bagaimana mem-boot sistem

operasi yang disimpan, jumlah blok, jumlah dan lokasi blok yang masih kosong, struktur direktori, dan berkas

individu.

Struktur on-disk:

• Boot Control Block

Informasi yang digunakan untuk menjalankan mesin mulai dari partisi yang diinginkan untuk menjalankan

mesin mulai dari partisi yang diinginkan. Dalam UPS disebut boot block. Dalam NTFS disebut partition boot

sector.

• Partition Block Control

Spesifikasi atau detil-detil dari partisi (jumlah blok dalam partisi, ukuran blok, ukuran blok, dsb). Dalam UPS

disebut superblock. Dalam NTFS disebut tabel master file.

• Struktur direktori

Mengatur berkas-berkas.

• File Control Block (FCB)

Detil-detil berkas yang spesifik. Di UPS disebut inode. Di NTFS, informasi ini disimpan di dalam tabel

Master File.

Struktur in-memory:

• Tabel Partisi in-memory

Informasi tentang partisi yang di-mount.

• Struktur Direktori in-memory

Menyimpan informasi direktori tentang direktori yang paling sering diakses.

• Tabel system-wide open-file

• menyimpan open count (informasi jumlah proses yang membuka berkas tsb)

217Bab 6. Sistem Berkas

• menyimpan atribut berkas (pemilik, proteksi, waktu akses, dsb), dan lokasi file blocks.

• Tabel ini digunakan bersama-sama oleh seluruh proses.

• Tabel per-process open-file

• menyimpan pointer ke entri yang benar dalam tabel open- file

• menyimpan posisi pointer pada saat itu dalam berkas.

• modus akses

Untuk membuat suatu berkas baru, program aplikasi memanggil logical file system. Logical file system

mengetahui format dari struktur direktori. Untuk membuat berkas baru, logical file system akan mengalokasikan

FCB, membaca direktori yang benar ke memori, memperbaharui dengan nama berkas dan FCB yang baru dan

menulisnya kembali ke dalam disk.

Beberapa sistem operasi, termasuk UNIX, memperlakukan berkas sebagai direktori. Sistem operasi Windows

NT mengimplementasi beberapa system calls untuk berkas dan direktori. Windows NT memperlakukan direktori

sebagai sebuah kesatuan yang berbeda dengan berkas. Logical file system dapat memanggil file-organization

module untuk memetakan direktori I/O ke disk-block numbers, yang dikirimkan ke sistem berkas dasar dan I/O

control system. File- organization module juga mengalokasikan blok untuk penyimpanan data-data berkas.

Setelah berkas selesai dibuat, mula-mula harus dibuka terlebih dahulu. Perintah open dikirim nama berkas ke

sistem berkas. Ketika sebuah berkas dibuka, struktur direktori mencari nama berkas yang diinginkan. Ketika

berkas ditemukan, FCD disalin ke ke tabel system-wide open-file pada memori. Tabel ini juga mempunyai entri

untuk jumlah proses yang membuka berkas tersebut.

Selanjutnya, entri dibuat di tabel per-process open-file dengan penunjuk ke entri di dalam tabel system-wide

open-file. Seluruh operasi pada berkas akan diarahkan melalui penunjuk ini.

Partisi dan Mounting

Setiap partisi dapat merupakan raw atau cooked. Raw adalah partisi yang tidak memiliki sistem berkas dan

cooked sebaliknya. Raw disk digunakan jika tidak ada sistem berkas yang tepat. Raw disk juga dapat menyimpan

informasi yang dibutuhkan oleh sistem disk RAID dan database kecil yang menyimpan informasi konfigurasi

RAID.

Informasi boot dapat disimpan di partisi yang berbeda. Semuanya mempunyai formatnya masing-masing karena

pada saat boot, sistem tidak punya sistem berkas dari perangkat keras dan tidak dapat memahami sistem berkas.

Root partition yang mengandung kernel sistem operasi dan sistem berkas yang lain, di-mount saat boot. Partisi

yang lain di-mount secara otomatis atau manual (tergantung sistem operasi). Sistem operasi menyimpan dalam

struktur tabel mount dimana sistem berkas di-mount dan jenis dari sistem berkas.

Pada UNIX, sistem berkas dapat di-mount di direktori manapun. Ini diimplementasikan dengan mengatur flag di

salinan in-memory dari jenis direktori itu. Flag itu mengindikasikan bahwa direktori adalah puncak mount.

Sistem Berkas Virtual

Suatu direktori biasanya menyimpan beberapa berkas dengan jenis-jenis yang berbeda. Sistem operasi harus

dapat menyatukan berkas-berkas berbeda itu di dalam suatu struktur direktori. Untuk menyatukan berkas-berkas

218Bab 6. Sistem Berkas

tersebut digunakan metode implementasi beberapa jenis sistem berkas dengan menulis di direktori dan file

routine untuk setiap jenis.

Sistem operasi pada umumnya, termasuk UNIX, menggunakan teknik berorientasi objek untuk menyederhakan,

mengorganisir dan mengelompokkannya sesuai dengan implementasinya. Penggunaan metode ini

memungkinkan berkas-berkas yang berbeda jenisnya diimplementasikan dalam struktur yang sama.

Implementasi spesifiknya menggunakan struktur data dan prosedur untuk mengisolasi fungsi dasar dari system

call.

Gambar 6-9. Schematic View of Virtual File System

Implementasi sistem berkas terdiri dari 3 lapisan utama:

• Interface sistem berkas: perintahopen, read, write, close dan file descriptor.

• Virtual File System(VFS)

Virtual file system adalah suatu lapisan perangkat lunak dalam kernel yang menyediakan antar muka sistem

berkas untuk program userspace. VFS juga menyediakan suatu abstraksi dalam kernel yang mengijinkan

implementasi sistem berkas yang berbeda untuk muncul.

VFS ini memiliki 2 fungsi yang penting yaitu:

• Memisahkan operasi berkas generic dari implementasinya dengan mendefinisikan VFS antar muka yang

masih baru.

• VFS didasarkan pada struktur file-representation yang dinamakan vnode, yang terdiri dari designator

numerik untuk berkas unik network-wide.

219Bab 6. Sistem Berkas

• Sistem berkas lokal dan sistem berkas remote untuk jaringan.

6.4.3. Implementasi Direktori

Sebelum sebuah berkas dapat dibaca, berkas tersebut harus dibuka terlebih dahulu. Saat berkas tersebut dibuka,

sistem operasi menggunakan path name yang dimasukkan oleh pengguna untuk mengalokasikan direktori entri

yang menyediakan informasi yang dibutuhkan untuk menemukan block disk tempat berkas itu berada.

Tergantung dari sistem tersebut, informasi ini dapat berupa alamat disk dari berkas yang bersangkutan

(contiguous allocation), nomor dari blok yang pertama (kedua skema linked list), atau nomor dari inode. Dalam

semua kasus, fungsi utama dari direktori entri adalah untuk memetakan nama ASCII dari berkas yang

bersangkutan kepada informasi yang dibutuhkan untuk mengalokasikan data.

Masalah berikutnya yang kemudian muncul adalah dimana atribut yang dimaksud akan disimpan. Kemungkinan

paling nyata adalah menyimpan secara langsung di dalam direktori entri, dimana kebanyakan sistem

menggunakannya. Untuk sistem yang menggunakan inodes, kemungkinan lain adalah menyimpan atribut ke

dalam inode, selain dari direktori entri. Cara yang terakhir ini mempunyai keuntungan lebih dibandingkan

menyimpan dalam direktori entri.

Cara pengalokasian direktori dan pengaturan direktori dapat meningkatkan efisiensi, performa dan kehandalan.

Ada beberapa macam algoritma yang dapat digunakan.

Algoritma Linear List

Metode paling sederhana. Menggunakan nama berkas dengan penunjuk ke data blok.

Proses:

• Mencari (tidak ada nama berkas yang sama).

• Menambah berkas baru pada akhir direktori.

• Menghapus (mencari berkas dalam direktori dan melepaskan tempat yang dialokasikan).

Penggunaan suatu berkas:

Memberi tanda atau menambahkan pada daftar direktori bebas.

Kelemahan:

Pencarian secara linier (linier search) untuk mencari sebuah berkas, sehingga implementasi sangat lambat saat

mengakses dan mengeksekusi berkas.

Solusi:

Linked list dan Software Cache

Algoritma Hash Table

Linear List menyimpan direktori entri, tetapi sruktur data hash juga digunakan.

220Bab 6. Sistem Berkas

Proses:

Hash table mengambil nilai yang dihitung dari nama berkas dan mengembalikan sebuah penunjuk ke nama

berkas yang ada di linier list.

Kelemahan:

• Ukuran tetap:

• Adanya ketergantungan fungsi hash dengan ukuran hash table

Alternatif:

Chained-overflow hash table yaitu setiap hash table mempunyai linked list dari nilai individual dan crash dapat

diatasi dengan menambah tempat pada linked list tersebut. Namun penambahan ini dapat memperlambat.

Direktori pada CP/M

Direktori pada CP/M merupakan direktori entri yang mencakup nomor block disk untuk setiap berkas. Contoh

direktori ini (Golden dan Pechura, 1986), berupa satu direktori saja. Jadi, Semua sistem berkas harus melihat

nama berkas dan mencari dalam direktori satu-satunya ini.

Direktori ini terdiri dari 3 bagian yaitu:

• User Code

Merupakan bagian yang menetapkan track dari user mana yang mempunyai berkas yang bersangkutan, saat

melakukan pencarian, hanya entri tersebut yang menuju kepada logged-in user yang bersangkutan. Dua

bagian berikutnya terdiri dari nama berkas dan ekstensi dari berkas.

• Extent

Bagian ini diperlukan oleh berkas karena berkas yang berukuran lebih dari 16 blok menempati direktori entri

yang banyak. Bagian ini digunakan untuk memberitahukan entri mana yang datang pertama, kedua, dan

seterusnya.

• Block Count

Bagian ini memberitahukan seberapa banyak dari ke-enambelas block disk potensial, sedang digunakan.

Enambelas bagian akhir berisi nomor block disk yang bersangkutan. Bagian blok yang terakhir dapat saja

penuh, jadi sistem tidak dapat menentukan kapasitas pasti dari berkas sampai ke byte yang terakhir.

Saat CP/M menemukan entri, CP/M juga memakai nomor block disk, saat berkas disimpan dalam direktori

entri, dan juga semua atributnya. Jika berkas menggunakan block disk lebih dari satu entri, berkas

dialokasikan dalam direktori yang ditambahkan.

Direktori pada MS-DOS

Merupakan sistem dengan tree hierarchy directory. Mempunyai panjang 32 bytes, yang mencakup nama berkas,

atribut, dan nomor dari block disk yang pertama. Nomor dari block disk yang pertama digunakan sebagai indeks

dari tabel MS-DOS direktori entri. Dengan sistem rantai, semua blok dapat ditemukan.

221Bab 6. Sistem Berkas

Dalam MS-DOS, direktori dapat berisi direktori lain, tergantung dari hirarki sistem berkas. Dalam MS-DOS,

program aplikasi yang berbeda dapat dimulai oleh setiap program dengan membuat direktori dalam direktori

root, dan menempatkan semua berkas yang bersangkutan di dalam sana. Jadi antar aplikasi yang berbeda tidak

dapat terjadi konflik.

Direktori pada UNIX

Struktur direktori yang digunakan dalam UNIX adalah struktur direktori tradisional. Seperti yang terdapat dalam

gambar direktori entri dalam UNIX, setiap entri berisi nama berkas dan nomor inode yang bersangkutan. Semua

informasi dari jenis, kapasitas, waktu dan kepemilikan, serta block disk yang berisi inode. Sistem UNIX

terkadang mempunyai penampakan yang berbeda,tetapi pada beberapa kasus, direktori entri biasanya hanya

string ASCII dan nomor inode.

Gambar 6-10. A UNIX directory entry

Saat berkas dibuka, sistem berkas harus mengambil nama berkas dan mengalokasikan block disk yang

bersangkutan, sebagai contoh, nama path /usr/ast/mbox dicari, dan kita menggunakan UNIX sebagai contoh,

tetapi algoritma yang digunakan secara dasar sama dengan semua hirarki sistem direktori sistem.

Pertama, sistem berkas mengalokasikan direktori root. Dalam UNIX inode yang bersangkutan ditempatkan

dalam tempat yang sudah tertentu dalam disk. Kemudian, UNIX melihat komponen pertama dari path, usr dalam

direktori root menemukan nomor inode dari direktori /usr. Mengalokasikan sebuah nomor inode adalah secara

straight-forward, sejak setiap inode mempunyai lokasi yang tetap dalam disk. Dari inode ini, sistem

mengalokasikan direktori untuk /usr dan melihat komponen berikutnya, dst. Saat dia menemukan entri untuk ast,

dia sudah mempunyai inode untuk direktori /ust/ast. Dari inode ini, dia dapat menemukan direktorinya dan

melihat mbox. Inode untuk berkas ini kemudian dibaca ke dalam memori dan disimpan disana sampai berkas

tersebut ditutup.

Nama path dilihat dengan cara yang relatif sama dengan yang absolut. Dimulai dari direktori yang bekerja

sebagai pengganti root directory. Setiap direktori mempunyai entri untuk. dan .. yang dimasukkan ke dalam saat

direktori dibuat. Entri. mempunyai nomor inode yang menunjuk ke direktori di atasnya/orangtua (parent), .

kemudian melihat ../dick/prog.c hanya melihat tanda .. dalam direktori yang bekerja, dengan menemukan nomor

inode dalam direktori di atasnya / parent dan mencari direktori disk. Tidak ada mekanisme spesial yang

dibutukan untuk mengatasi masalah nama ini. Sejauh masih di dalam sistem direktori, mereka hanya merupakan

ASCII string yang biasa.

6.5. Filesystem Hierarchy Standard

6.5.1. Pendahuluan

Filesystem Hierarchy Standard (FHS) adalah standar yang digunakan oleh perangkat lunak dan pengguna untuk

mengetahui lokasi dari berkas atau direktori yang berada pada komputer. Hal ini dilakukan dengan cara

222Bab 6. Sistem Berkas

menetapkan prinsip-prinsip dasar pada setiap daerah pada sistem berkas, menetapkan berkas dan direktori

minimum yang dibutuhkan, mengatur banyaknya pengecualian dan mengatur kasus yang sebelumnya pernah

mengalami konflik secara spesifik.

Dokumen FHS ini digunakan oleh pembuat perangkat lunak untuk menciptakan suatu aplikasi yang compliant

dengan FHS. Selain itu, dokumen ini juga digunakan oleh para pembuat sistem operasi untuk menyediakan

sistem yang compliant dengan FHS.

Komponen dari nama berkas yang dapat berubah-ubah, akan diapit oleh tanda < dan >, sedangkan komponen

yang bersifat pilihan, akan diapit oleh tanda "[" dan "]" dan dapat dikombinasi dengan ’<’ dan ’>’. Sebagai

contoh, jika nama berkas diperbolehkan untuk menggunakan atau tidak menggunakan ekstensi, akan ditulis

sebagai <nama berkas>[.<ekstensi>]. Sedangkan, variabel substring dari nama direktori atau nama berkas akan

ditulis sebagai "*".

6.5.2. Sistem Berkas

Terdapat dua perbedaan yang saling independen dalam berkas, yaitu shareable vs. unshareable dan variable vs.

static. Secara umum, berkas-berkas yang memiliki perbedaan seperti di atas sebaiknya diletakkan dalam

direktori yang berbeda. Hal ini mempermudah penyimpanan berkas dengan karakteristik yang berbeda dalam

sistem berkas yang berbeda.

Berkas shareable adalah berkas yang disimpan di satu komputer, namun masih dapat digunakan oleh komputer

lainnya. Sedangkan berkas unshareable tidak dapat digunakan bersama-sama antar komputer yang satu dan

lainnya.

Berkas static meliputi berkas biner, pustaka, dokumentasi dan berkas-berkas lain yang tidak dapat diubah tanpa

intervensi administrator sistem. Sedangkan, berkas variable adalah semua berkas yang bukan merupakan berkas

static.

6.5.3. Sistem Berkas Root

Tujuan dan Prasyarat

Isi dari sistem berkas root harus memadai untuk melakukan operasi boot, restore, recover, dan atau perbaikan

pada sistem.

Untuk melakukan operasi boot pada sistem, perlu dilakukan hal-hal untuk mounting sistem berkas lain. Hal ini

meliputi konfigurasi data, informasi boot loader dan keperluan-keperluan lain yang mengatur start-up data.

Untuk melakukan recovery dan atau perbaikan dari sistem, hal-hal yang dibutuhkan untuk mendiagnosa dan

memulihkan sistem yang rusak harus diletakkan dalam sistem berkas root.

Untuk restore suatu sistem, hal-hal yang dibutuhkan untuk back-up sistem, seperti floppy disk, tape, dsb, harus

berada dalam sistem berkas root.

Aplikasi pada komputer tidak diperbolehkan untuk membuat berkas atau subdirektori di dalam direktori root,

karena untuk meningkatkan performance dan keamanan, partisi root sebaiknya dibuat seminimum mungkin.

Selain itu, lokasi-lokasi lain dalam FHS menyediakan fleksibilitas yang lebih dari cukup untuk package

manapun.

Terdapat beberapa direktori yang merupakan persyaratan dari sistem berkas root. Setiap direktori akan dibahas

dalam sub-bagian di bawah. /usr dan /var akan dibahas lebih mendetail karena direktori tersebut sangat

kompleks.

223Bab 6. Sistem Berkas

Tabel 6-1. Direktori/link yang dibutuhkan dalam /.

Direktori Keterangan

bin Instruksi dasar biner

boot Berkas statik untuk me-load boot

dev Berkas peranti

etc Konfigurasi sistem host-specific

lib Pustaka dasar bersama dan modul kernel

media Mount point untuk media-media removable

mnt Mount point untuk mounting sistem berkas secara

temporer

opt Penambahan aplikasi package perangkat lunak

sbin Sistem biner dasar

srv Data untuk servis yang disediakan oleh sistem

tmp Berkas temporer

usr Hirarki sekunder

var Data variabel

Pilihan Spesifik

Tabel 6-2. Direktori/link yang dibutuhkan dalam /.

Direktori Keterangan

home Direktori home pengguna

lib<qual> Format alternatif dari pustaka dasar bersama

root Direktori home untuk root pengguna

/bin: Perintah biner dasar (untuk digunakan oleh

semua pengguna)

/bin berisi perintah-perintah yang dapat digunakan oleh administrator sistem dan pengguna, namun dibutuhkan

apabila tidak ada sistem berkas lain yang di-mount. /bin juga berisi perintah-perintah yang digunakan secara

tidak langsung oleh script.

/boot: Berkas statik untuk me-load boot

Dalam direktori ini, terdapat segala sesuatu yang dibutuhkan untuk melakukan bootproses. /boot menyimpan

data yang digunakan sebelum kernel mulai menjalankan program mode pengguna. Hal ini dapat meliputi sektor

master boot dan sektor berkas map.

224Bab 6. Sistem Berkas

/dev: Berkas peranti

Direktori /dev adalah lokasi dari berkas-berkas peranti. Direktori ini harus memiliki perintah bernama

"MAKEDEV" yang dapat digunakan untuk menciptakan peranti secara manual. Jika dibutuhkan, "MAKEDEV"

harus memiliki segala ketentuan untuk menciptakan peranti-peranti yang ditemukan dalam sistem, bukan hanya

implementasi partikular yang di-install.

/etc: Konfigurasi sistem host-specific

Direktori /etc mernyimpan berkas-berkas konfigurasi. Yang dimaksud berkas konfigurasi adalah berkas lokal

yang digunakan untuk mengatur operasi dari sebuah program. Berkas ini harus statik dan bukan merupakan biner

executable.

/home: Direktori home pengguna

/home adalah konsep standar sistem berkas yang site-specific, artinya setup dalam host yang satu dan yang

lainnya akan berbeda-beda. Maka, program sebaiknya tidak diletakkan dalam direktori ini.

/lib: Pustaka dasar bersama dan modul kernel

Direktori /lib meliputi gambar-gambar pustaka bersama yang dibutuhkan untuk boot sistem tersebut dan

menjalankan perintah dalam sistem berkas root, contohnya berkas biner di /bin dan /sbin.

/lib<qual>: Format alternatif dari pustaka dasar

bersama

Pada sistem yang mendukung lebih dari satu format biner, mungkin terdapat satu atau lebih perbedaan dari

direktori /lib. Jika direktori ini terdapat lebih dari satu, maka persyaratan dari isi tiap direktori adalah sama

dengan direktori /lib normalnya, namun /lib<qual>/cpp tidak dibutuhkan.

/media: Mount point media removable

Direktori ini berisi subdirektori yang digunakan sebagai mount point untuk media-media removable seperti

floppy disk, dll. cdrom, dll.

/mnt: Mount point untuk sistem berkas yang

di-mount secara temporer

Direktori ini disediakan agar administrator sistem dapat mount suatu sistem berkas yang dibutuhkan secara

temporer. Isi dari direktori ini adalah issue lokal, dan tidak mempengaruhi sifat-sifat dari program yang sedang

dijalankan.

225Bab 6. Sistem Berkas

/opt: Aplikasi tambahan untuk paket peringkat

lunak

/opt disediakan untuk aplikasi tambahan paket peringkat lunak. Paket yang di-install di /opt harus menemukan

berkas statiknya di direktori /opt/<package> atau /opt/<provider>, dengan <package> adalah nama yang

mendeskripsikan paket perangkat lunak tersebut, dan <provider> adalah nama dari provider yang bersangkutan.

/root: Direktori home untuk root pengguna

Direktori home root dapat ditentukan oleh pengembang atau pilihan-pilihan lokal, namun direktori ini adalah

lokasi default yang direkomendasikan.

/sbin: Sistem Biner

Kebutuhan yang digunakan oleh administrator sistem disimpan di /sbin, /usr/sbin, dan /usr/local/sbin. /sbin berisi

biner dasar untuk boot sistem, mengembalikan sistem, memperbaiki sistem sebagai tambahan untuk biner-biner

di /bin. Program yang dijalankan setelah /usr diketahui harus di-mount, diletakkan dalam /usr/bin. Sedangkan,

program-program milik administrator sistem yang di-install secara lokal sebaiknya diletakkan dalam

/usr/local/sbin.

/srv: Data untuk servis yang disediakan oleh sistem

/srv berisi data-data site-specific yang disediakan oleh sistem.

/tmp: Berkas-berkas temporer

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

6.5.4. Hirarki /usr

Tujuan

/usr adalah bagian utama yang kedua dari sistem berkas. /usr bersifat shareable dan read-only. Hal ini berarti

/usr bersifat shareable diantara bermacam-macam host FHS-compliant, dan tidak boleh di-write. Package

perangkat lunak yang besar tidak boleh membuat subdirektori langsung di bawah hirarki /usr ini.

Persyaratan

Tabel 6-3. Direktori/link yang dibutuhkan dalam /usr.

Direktori Keterangan

226Bab 6. Sistem Berkas

Direktori Keterangan

bin Sebagian besar perintah pengguna

include Berkas header yang termasuk dalam program-program

C

lib Pustaka

local Hirarki lokal (kosong sesudah instalasi main)

sbin Sistem biner non-vital

share Data arsitektur yang independen

Pilihan spesifik

Tabel 6-4. Direktori/link yang merupakan pilihan dalam /usr.

Direktori Keterangan

X11R6 Sistem X Window, Versi 11 Release 6

games Gamesdan educational biner

lib<qual> Format pustaka alternatif

src Kode source

Link-link simbolik seperti di bawah ini dapat terjadi, apabila terdapat kebutuhan untuk menjaga keharmonisan

dengan sistem yang lama, sampai semua implementasi dapat diasumsikan untuk menggunakan hirarki /var:

• /usr/spool --> /var/spool

• /usr/temp --> /var/tmp

• /usr/spool/locks --> /var/lock

Saat sistem tidak lagi membutuhkan link-link di atas, link tersebut dapat dihapus.

/usr/X11R6: Sistem X Window, Versi 11 Release 6

Hirarki ini disediakan untuk Sistem X Window, Versi 11 Release 6 dan berkas-berkas yang berhubungan. Untuk

menyederhanakan persoalan dan membuat XFree86 lebih kompatibel dengan Sistem X Window, link simbolik di

bawah ini harus ada jika terdapat direktori /usr/X11R6:

• /usr/bin/X11 --> /usr/X11R6/bin

• /usr/lib/X11 --> /usr/X11R6/lib/X11

• /usr/include/X11 --> /usr/X11R6/include/X11

Link-link di atas dikhususkan untuk kebutuhan dari pengguna saja, dan perangkat lunak tidak boleh di-install

atau diatur melalui link-link tersebut.

/usr/bin: Sebagian perintah pengguna

Direktori ini adalah direktori primer untuk perintah- perintah executable dalam sistem.

227Bab 6. Sistem Berkas

/usr/include: Direktori untuk include-files standar

Direktori ini berisi penggunaan umum berkas include oleh sistem, yang digunakan untuk bahasa pemrograman

C.

/usr/lib: Pustaka untuk pemrograman dan package

/usr/lib meliputi berkas objek, pustaka dan biner internal yang tidak dibuat untuk dieksekusi secara langsung

melalui pengguna atau shell script. Aplikasi-aplikasi dapat menggunakan subdirektori tunggal di bawah /usr/lib.

Jika aplikasi tersebut menggunakan subdirektori, semua data yang arsitektur-dependent yang digunakan oleh

aplikasi tersebut, harus diletakkan dalam subdirektori tersebut juga.

Untuk alasan historis, /usr/lib/sendmail harus merupakan link simbolik ke /usr/sbin/sendmail. Demikian juga,

jika /lib/X11 ada, maka /usr/lib/X11 harus merupakan link simbolik ke /lib/X11, atau ke manapun yang dituju

oleh link simbolik /lib/X11.

/usr/lib<qual>: Format pustaka alternatif

/usr/lib<qual> melakukan peranan yang sama seperti /usr/lib untuk format biner alternatif, namun tidak lagi

membutuhkan link simbolik seperti /usr/lib<qual>/sendmail dan /usr/lib<qual>/X11.

/usr/local/share

Direktori ini sama dengan /usr/share. Satu-satunya pembatas tambahan adalah bahwa direktori

/usr/local/share/man dan /usr/local/man harus synonomous (biasanya ini berarti salah satunya harus merupakan

link simbolik).

/usr/sbin: Sistem biner standar yang non-vital

Direktori ini berisi biner non-vital manapun yang digunakan secara eksklusif oleh administrator sistem. Program

administrator sistem yang diperlukan untuk perbaikan sistem, mounting /usr atau kegunaan penting lainnya harus

diletakkan di /sbin.

/usr/share: Data arsitektur independen

Hirarki /usr/share hanya untuk data-data arsitektur independen yang read-only. Hirarki ini ditujukan untuk dapat

di-share diantara semua arsitektur platform dari sistem operasi; sebagai contoh: sebuah site dengan platform

i386, Alpha dan PPC dapat me-maintain sebuah direktori /usr/share yang di-mount secara sentral.

Program atau paket manapun yang berisi dan memerlukan data yang tidak perlu dimodifikasi harus menyimpan

data tersebut di /usr/share (atau /usr/local/share, apabila di- install secara lokal). Sangat direkomendasikan

bahwa sebuah subdirektori digunakan dalam /usr/share untuk tujuan ini.

/usr/src: Kode source

Dalam direktori ini, dapat diletakkan kode-kode source, yang digunakan untuk tujuan referensi.

228Bab 6. Sistem Berkas

6.5.5. Hirarki /var

Tujuan

/var berisi berkas data variabel, meliputi berkas dan direktori spool, data administratif dan logging, serta berkas

transient dan temporer. Beberapa bagian dari /var tidak shareable diantara sistem yang berbeda, antara lain:

/var/log, /var/lock dan /var/run. Sedangkan, /var/mail, /var/cache/man, /var/cache/fonts dan /var/spool/news

dapat di-share antar sistem yang berbeda.

/var ditetapkan di ini untuk memungkinkan operasi mount /usr read-only. Segala sesuatu yang melewati /usr,

yang telah ditulis selama operasi sistem, harus berada di /var. Jika /var tidak dapat dibuatkan partisi yang

terpisah, biasanya /var dipindahkan ke luar dari partisi root dan dimasukkan ke dalam partisi /usr.

Bagaimanapun, /var tidak boleh di-link ke /usr, karena hal ini membuat pemisahan antara /usr dan /var semakin

sulit dan biasa menciptakan konflik dalam penamaan. Sebaliknya, buat link /var ke /usr/var.

Persyaratan

Tabel 6-5. Direktori/link yang dibutuhkan dalam /var.

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 yang disimpan di dalam reboot sistem

Pilihan Spesifik

Direktori atau link simbol yang menuju ke direktori di bawah ini, dibutuhkan dalam /var, jika subsistem yang

berhubungan dengan direktori tersebut di-install:

Tabel 6-6. Direktori/link yang dibutuhkan di dalam /var

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

229Bab 6. Sistem Berkas

/var/account: Log accountingproses

Direktori ini memegang log accounting dari proses yang sedang aktif dan gabungan dari penggunaan data.

/var/cache: Aplikasi data cache

/var/cache ditujukan untuk data cache dari aplikasi. Data tersebut diciptakan secara lokal sebagai

time-consuming I/O atau kalkulasi. Aplikasi ini harus dapat menciptakan atau mengembalikan data. Tidak

seperti /var/spool, berkas cache dapat dihapus tanpa kehilangan data.

Berkas yang ditempatkan di bawah /var/cache dapat expired oleh karena suatu sifat spesifik dalam aplikasi, oleh

administrator sistem, atau keduanya, maka aplikasi ini harus dapat recover dari penghapusan berkas secara

manual.

/var/crash: System crash dumps

Direktori ini mengatur system crash dumps. Saat ini, system crash dumps belum dapat di-support oleh Linux,

namun dapat di-support oleh sistem lain yang dapat memenuhi FHS.

/var/games: Data variabel game

Data variabel manapun yang berhubungan dengan games di /usr harus diletakkan di direktori ini. /var/games

harus meliputi data variabel yang ditemukan di /usr; data statik, seperti help text, deskripsi level, dll, harus

ditempatkan di lain direktori, seperti /usr/share/games.

/var/lib: Informasi status variabel

Hirarki ini berisi informasi status suatu aplikasi dari sistem. Yang dimaksud dengan informasi status adalah data

yang dimodifikasi program saat program sedang berjalan. Pengguna tidak diperbolehkan untuk memodifikasi

berkas di /var/lib untuk mengkonfigurasi operasi package. Informasi status ini digunakan untuk memantau

kondisi dari aplikasi, dan harus tetap valid setelah reboot, tidak berupa output logging ataupun data spool.

Sebuah aplikasi harus menggunakan subdirektory /var/lib untuk data-datanya. Terdapat satu subdirektori yang

dibutuhkan lagi, yaitu /var/lib/misc, yang digunakan untuk berkas-berkas status yang tidak membutuhkan

subdirektori.

/var/lock: Lock berkas

Lock berkas harus disimpan dalam struktur direktori /var/lock. Lock berkas untuk peranti dan sumber lain yang

di-share oleh banyak aplikasi, seperti lock berkas pada serial peranti yang ditemukan dalam /usr/spool/locks atau

/usr/spool/uucp, sekarang disimpan di dalam /var/lock.

Format yang digunakan untuk isi dari lock berkas ini harus berupa format lock berkas HDB UUCP. Format HDB

ini adalah untuk menyimpan pengidentifikasi proses (Process Identifier - PID) sebagai 10 byte angka desimal

ASCII, ditutup dengan baris baru. Sebagai contoh, apabila proses 1230 memegang lock berkas, maka HDO

formatnya akan berisi 11 karakter: spasi, spasi, spasi, spasi, spasi, spasi, satu, dua, tiga, nol dan baris baru.

230Bab 6. Sistem Berkas

/var/log: Berkas dan direktori log

Direktori ini berisi bermacam-macam berkas log. Sebagian besar log harus ditulis ke dalam direktori ini atau

subdirektori yang tepat.

/var/mail: Berkas mailboxpengguna

Mail spool harus dapat diakses melalui /var/mail dan berkas mail spool harus menggunakan form

<nama_pengguna>. Berkas mailbox pengguna dalam lokasi ini harus disimpan dengan format standar mailbox

UNIX.

/var/opt: Data variabel untuk /opt

Data variabel untuk paket di dalam /opt harus di-install dalam /var/opt/<subdir>, di mana <subdir> adalah nama

dari subtree dalam /opt tempat penyimpanan data statik dari package tambahan perangkat lunak.

/var/run: Data variabel run-time

Direktori ini berisi data informasi sistem yang mendeskripsikan sistem sejak di boot. Berkas di dalam direktori

ini harus dihapus dulu saat pertama memulai proses boot. Berkas pengidentifikasi proses (PID), yang

sebelumnya diletakkan di /etc, sekarang diletakkan di /var/run.

Program yang membaca berkas-berkas PID harus fleksibel terhadap berkas yang diterima, sebagai contoh:

program tersebut harus dapat mengabaikan ekstra spasi, baris-baris tambahan, angka nol yang diletakkan di

depan, dll.

/var/spool: Aplikasi data spool

/var/spool berisi data yang sedang menunggu suatu proses. Data di dalam /var/spool merepresentasikan

pekerjaan yang harus diselesaikan dalam waktu depan (oleh program, pengguna atau administrator); biasanya

data dihapus sesudah selesai diproses.

/var/tmp: Berkas temporer yang diletakkan di

dalam reboot sistem

Direktori /var/tmp tersedia untuk program yang membutuhkan berkas temporer atau direktori yang diletakkan

dalam reboot sistem. Karena itu, data yang disimpan di /var/tmp lebih bertahan daripada data di dalam /tmp.

Berkas dan direktori yang berada dalam /var/tmp tidak boleh dihapus saat sistem di-boot. Walaupun data-data ini

secara khusus dihapus dalam site-specific manner, tetap direkomendasikan bahwa penghapusan dilakukan tidak

sesering penghapusan di /tmp.

/var/yp: Berkas database Network Information