Pengantar Sistem Operasi Komputer part VI

Modul kernel Linux adalah bagian dari kernel Linux yang dapat dikompilasi, dipanggil dan dihapus secara

terpisah dari bagian kernel lainnya saat dibutuhkan. Modul kernel dapat menambah fungsionalitas kernel tanpa

perlu me-reboot sistem. Secara teori tidak ada yang dapat membatasi apa yang dapat dilakukan oleh modul

kernel. Kernel modul dapat mengimplementasikan antara lain device driver, sistem berkas, protokol jaringan.

Modul kernel Linux memudahkan pihak lain untuk meningkatkan fungsionalitas kernel tanpa harus membuat

sebuah kernel monolitik dan menambahkan fungsi yang mereka butuhkan langsung ke dalam image dari kernel.

Selain hal tersebut akan membuat ukuran kernel menjadi lebih besar, kekurangan lainnya adalah mereka harus

membangun dan me-reboot kernel setiap saat hendak menambah fungsi baru. Dengan adanya modul maka setiap

pihak dapat dengan mudah menulis fungsi-fungsi baru dan bahkan mendistribusikannya sendiri, di luar GPL.

Kernel modul juga memberikan keuntungan lain yaitu membuat sistem Linux dapat dinyalakan dengan kernel

standar yang minimal, tanpa tambahan device driver yang ikut dipanggil. Device driver yang dibutuhkan dapat

dipanggil kemudian secara eksplisit mau pun secara otomatis saat dibutuhkan.

Terdapat tiga komponen untuk menunjang modul kernel Linux. Ketiga komponen tersebut adalah managemen

modul, registrasi driver, dan mekanisme penyelesaian konﬂik. Berikut akan dibahas ketiga komponen

pendukung tersebut.

292Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

8.2.14.2. Managemen Modul Kernel Linux

Managemen modul akan mengatur pemanggilan modul ke dalam memori dan berkomunikasi dengan bagian

lainnya dari kernel. Memanggil sebuah modul tidak hanya memasukkan isi binarinya ke dalam memori kernel,

namun juga harus dipastikan bahwa setiap rujukan yang dibuat oleh modul ke simbol kernel atau pun titik

masukan diperbaharui untuk menunjuk ke lokasi yang benar di alamat kernel. Linux membuat tabel simbol

internal di kernel. Tabel ini tidak memuat semua simbol yang dideﬁnisikan di kernel saat kompilasi, namun

simbol-simbol tersebut harus diekspor secara eksplisit oleh kernel. Semua hal ini diperlukan untuk penanganan

rujukan yang dilakukan oleh modul terhadap simbol-simbol.

Pemanggilan modul dilakukan dalam dua tahap. Pertama, utilitas pemanggil modul akan meminta kernel untuk

mereservasi tempat di memori virtual kernel untuk modul tersebut. Kernel akan memberikan alamat memori

yang dialokasikan dan utilitas tersebut dapat menggunakannya untuk memasukkan kode mesin dari modul

tersebut ke alamat pemanggilan yang tepat. Berikutnya system calls akan membawa modul, berikut setiap tabel

simbol yang hendak diekspor, ke kernel. Dengan demikian modul tersebut akan berada di alamat yang telah

dialokasikan dan tabel simbol milik kernel akan diperbaharui.

Komponen managemen modul yang lain adalah peminta modul. Kernel mendeﬁnisikan antarmuka komunikasi

yang dapat dihubungi oleh program managemen modul. Saat hubungan tercipta, kernel akan menginformasikan

proses managemen kapan pun sebuah proses meminta device driver, sistem berkas, atau layanan jaringan yang

belum terpanggil dan memberikan manajer kesempatan untuk memanggil layanan tersebut. Permintaan layanan

akan selesai saat modul telah terpanggil. Manajer proses akan memeriksa secara berkala apakah modul tersebut

masih digunakan, dan akan menghapusnya saat tidak diperlukan lagi.

8.2.14.3. Registrasi Driver

Untuk membuat modul kernel yang baru dipanggil berfungsi, bagian dari kernel yang lain harus mengetahui

keberadaan dan fungsi baru tersebut. Kernel membuat tabel dinamis yang berisi semua driver yang telah

diketahuinya dan menyediakan serangkaian routines untuk menambah dan menghapus driver dari tabel tersebut.

Routines ini yang bertanggungjawab untuk mendaftarkan fungsi modul baru tersebut.

Hal-hal yang masuk dalam tabel registrasi adalah:

• device driver

• sistem berkas

• protokol jaringan

• format binari

8.2.14.4. Resolusi Konﬂik

Keanekaragaman konﬁgurasi perangkat keras komputer serta driver yang mungkin terdapat pada sebuah

komputer pribadi telah menjadi suatu masalah tersendiri. Masalah pengaturan konﬁgurasi perangkat keras

tersebut menjadi semakin kompleks akibat dukungan terhadap device driver yang modular, karena device yang

aktif pada suatu saat bervariasi.

Linux menyediakan sebuah mekanisme penyelesaian masalah untuk membantu arbitrasi akses terhadap

perangkat keras tertentu. Tujuan mekanisme tersebut adalah untuk mencegah modul berebut akses terhadap

suatu perangkat keras, mencegah autoprobes mengusik keberadaan driver yang telah ada, menyelesaikan konﬂik

di antara sejumlah driver yang berusaha mengakses perangkat keras yang sama.

293Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

Kernel membuat daftar alokasi sumber daya perangkat keras. Ketika suatu driver hendak mengakses sumber

daya melalui I/O port, jalur interrupt, atau pun kanal DMA, maka driver tersebut diharapkan mereservasi sumber

daya tersebut pada basis data kernel terlebih dahulu. Jika reservasinya ditolak akibat ketidaktersediaan sumber

daya yang diminta, maka modul harus memutuskan apa yang hendak dilakukan selanjutnya. Jika tidak dapat

melanjutkan, maka modul tersebut dapat dihapus.

8.3. Proses dan Memori

8.3.1. Manajemen Proses

Pendahuluan

Setiap aplikasi yang dijalankan di linux mempunyai pengenal yang disebut sebagai process identiﬁcation number

(PID). PID disimpan dalam 32 bit dengan angka berkisar dari 0-32767 untuk menjamin kompatibilitas dengan

unix. Dari nomor PID inilah linux dapat mengawasi dan mengatur proses-proses yang terjadi didalam system.

Proses yang dijalankan ataupun yang baru dibuat mempunyai struktur data yang disimpan di task_struct.

Linux mengatur semua proses di dalam sistem melalui pemeriksaan dan perubahan terhadap setiap struktur data

task_struct yang dimiliki setiap proses. Sebuah daftar pointer ke semua struktur data task_structdisimpan

dalam task vector. Jumlah maksimum proses dalam sistem dibatasi oleh ukuran dari task vector. Linux umumnya

memiliki task vector dengan ukuran 512 entries. Saat proses dibuat, task_struct baru dialokasikan dari memori

sistem dan ditambahkan ke task vector. Linux juga mendukung proses secara real time. Proses semacam ini

harus bereaksi sangat cepat terhadap event eksternal dan diperlakukan berbeda dari proses biasa lainnya oleh

penjadual.

Proses akan berakhir ketika ia memanggil exit(). Kernel akan menentukan waktu pelepasan sumber daya yang

dimiliki oleh proses yang telah selesai tersebut. Fungsi do_exit() akan dipanggil saat terminasi yang

kemudian memanggil __exit_mm/files/fs/sighand() yang akan membebaskan sumber daya. Fungsi

exit_notify() akan memperbarui hubungan antara proses induk dan proses anak, semua proses anak yang

induknya berakhir akan menjadi anak dari proses init. Terakhir akan dipanggil scheduler untuk menjalankan

proses baru.

Deskriptor Proses

Guna keperluan manajemen proses, kernel memelihara informasi tentang setiap proses di sebuah deskriptor

proses dengan tipe task_struct. Setiap deskriptor proses mengandung informasi antara lain status proses, ruang

alamat, daftar berkas yang dibuka, prioritas proses, dan sebagainya. Berikut gambaran isinya:

Contoh 8-1. Isi Deskriptor Proses

struct task_struct{

volatile long state;

/*-1 unrunnable,

0 runnable,

>0 stopped*/

unsigned long flags;

/* 1 untuk setiap flag proses */

294Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

mm_segment_t_addr_limit;

/* ruang alamat untuk thread */

struct exec_domain *exec_domain;

long need_resched;

long counter;

long priority;

/* SMP and runqueue state */

struct task_struct *next_task, *prev_task;

struct task_struct *next_run, *prev_run;

...

/* task state */

/* limits */

/* file system info */

/* ipc stuff */

/* tss for this task */

/* filesystem information */

/* open file information */

/* memory management info */

/* signal handlers */

...

};

Setiap proses di Linux memiliki status. Status proses merupakan array dari ﬂag yang mutually exclusive. Setiap

proses memiliki tepat satu keadaan (status) pada suatu waktu. Status tersebut adalah:

• TASK_RUNNING

Pada status ini, proses sedang atau pun siap dieksekusi oleh CPU.

• TASK_INTERRUPTIBLE

Pada status ini, proses sedang menunggu sebuah kondisi. Interupsi, sinyal, atau pun pelepasan sumber daya

akan membangunkan proses.

• TASK_UNINTERRUPTIBLE

Pada status ini, proses sedang tidur dan tidak dapat dibangunkan oleh suatu sinyal.

• TASK_STOPPED

Pada status ini proses sedang dihentikan, misalnya oleh sebuah debugger.

• TASK_ZOMBIE

Pada status ini proses telah berhenti, namun masih memiliki struktur data task_struct di task vector dan masih

memegang sumber daya yang sudah tidak digunakan lagi.

Setiap proses atau pun eksekusi yang terjadwal secara independen memiliki deskriptor prosesnya sendiri. Alamat

dari deskriptor proses digunakan untuk mengindentiﬁkasi proses. Selain itu, nomor ID proses (PIDs) juga

295Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

digunakan untuk keperluan tersebut. PIDs adalah 32-bit bilangan yang mengidentiﬁkasikan setiap proses dengan

unik. Linux membatasi PIDs berkisar 0-32767 untuk menjamin kompatibilitas dengan sistem UNIX tradisional.

Karena proses merupakan sesuatu yang dinamis, maka deskriptor proses disimpan dalam memori yang dinamis

pula. Untuk itu dialokasikan juga memori sebesar 8KB untuk setiap proses untuk menyimpan proses

deskriptornya dan stack proses dari modus kernel. Keuntungan dari dal ini adalah pointer dari deskriptor proses

dari proses yang sedang berjalan (running) dapat diakses dengan cepat menggunakan stack pointer. Selain itu,

8KB (EXTRA_TASK_STRUCT) dari memori akan di-cache untuk mem-bypass pengalokasi memori kernel

ketika sebuah proses dihapus dan sebuah proses baru dibuat. Kedua perintah free_task_struct() dan

alloc_task_struct() akan digunakan untuk melepaskan atau mengalokasikan memori seukuran 8KB sebagai

cache.

Deskriptor proses juga membangun sebuah daftar proses dari semua proses yang ada di sistem. Daftar proses

tersebut merupakan sebuah doubly-linked list yang dibangun oleh bagian next_task dan prev_task dari deskriptor

proses. Deskriptor init_task(mis:swapper) berada di awal daftar tersebut dengan prev_task-nya menunjuk ke

deskriptor proses yang paling akhir masuk dalam daftar. Sedangkan makro for_each_task() digunakan untuk

memindai seluruh daftar.

Proses yang dijadwalkan untuk dieksekusi dari doubly-linked list dari proses dengan status TASK_RUNNING

disebut runqueue. Bagian prev_run dan next_run dari deskriptor proses digunakan untuk membangun runqueue,

dengan init_task mengawali daftar tersebut. Sedangkan untuk memanipulasi daftar di deskriptor proses tersebut,

digunakan fungsi-fungsi: add_to_runqueue(), del_from_runqueue(), move_ﬁrst_runqueue(),

move_last_runqueue(). Makro NR_RUNNING digunakan untuk menyimpan jumlah proses yang dapat

dijalankan, sedangkan fungsi wake_up_process membuat sebuah proses menjadi dapat dijalankan.

Untuk menjamin akurasinya, array task akan diperbarui setiap kali ada proses baru dibuat atau pun dihapus.

Sebuah daftar terpisah akan melacak elemen bebas dalam array task itu. Ketika suatu proses dihapus, entrinya

ditambahkan di bagian awal dari daftar tersebut.

Proses dengan status task_interruptible dibagi ke dalam kelas-kelas yang terkait dengan suatu event tertentu.

Event yang dimaksud misalnya: waktu kadaluarsa, ketersediaan sumber daya. Untuk setiap event atau pun kelas

terdapat antrian tunggu yang terpisah. Proses akan diberi sinyal bangun ketika event yang ditunggunya terjadi.

Berikut contoh dari antrian tunggu tersebut:

Contoh 8-2. Antrian Tunggu

void sleep_on(struct wait_queue **wqptr) {

struct wait_queue wait;

current_state=TASK_UNINTERRUPTIBLE;

wait.task=current;

add_wait_queue(wqptr, &wait);

schedule();

remove_wait_queue(wqptr, &wait);

}

Fungsi sleep_on() akan memasukkan suatu proses ke dalam antrian tunggu yang diinginkan dan memulai

penjadwal. Ketika proses itu mendapat sinyal untuk bangun, maka proses tersebut akan dihapus dari antrian

tunggu.

Bagian lain konteks eksekusi proses adalah konteks perangkat keras, misalnya: isi register. Konteks dari

perangkat keras akan disimpan oleh task state segment dan stack modus kernel. Secara khusus tss akan

menyimpan konteks yang tidak secara otomatis disimpan oleh perangkat keras tersebut. Perpindahan antar

proses melibatkan penyimpanan konteks dari proses yang sebelumnya dan proses berikutnya. Hal ini harus dapat

dilakukan dengan cepat untuk mencegah terbuangnya waktu CPU. Versi baru dari Linux mengganti perpindahan

296Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

konteks perangkat keras ini menggunakan piranti lunak yang mengimplementasikan sederetan instruksi mov

untuk menjamin validasi data yang disimpan serta potensi untuk melakukan optimasi.

Untuk mengubah konteks proses digunakan makro switch_to(). Makro tersebut akan mengganti proses dari

proses yang ditunjuk oleh prev_task menjadi next_task. Makro switch_to() dijalankan oleh schedule() dan

merupakan salah satu rutin kernel yang sangat tergantung pada perangkat keras (hardware-dependent). Lebih

jelas dapat dilihat pada kernel/sched.c dan include/asm-*/system.h.

Proses dan Thread

Linux menggunakan representasi yang sama untuk proses dan thread. Secara sederhana thread dapat dikatakan

sebuah proses baru yang berbagi alamat yang sama dengan induknya. Perbedaannnya terletak pada saat

pembuatannya. Thread baru dibuat dengan system call clone yang membuat proses baru dengan identitas

sendiri, namun diizinkan untuk berbagi struktur data dengan induknya.

Secara tradisional, sumber daya yang dimiliki oleh proses induk akan diduplikasi ketika membuat proses anak.

Penyalinan ruang alamat ini berjalan lambat, sehingga untuk mengatasinya, salinan hanya dibuat ketika salah

satu dari mereka hendak menulis di alamat tersebut. Selain itu, ketika mereka akan berbagi alamat tersebut

ketika mereka hanya membaca. Inilah proses ringan yang dikenal juga dengan thread.

Thread dibuat dengan __clone(). __clone() merupakan rutin dari library system call clone(). __clone

memiliki 4 buah argumen yaitu:

1. fn

fungsi yang akan dieksekusi oleh thread baru

2. arg

pointer ke data yang dibawa oleh fn

3. flags

sinyal yang dikirim ke induk ketika anak berakhir dan pembagian sumber daya antara anak dan induk.

4. child_stack

pointer stack untuk proses anak.

clone() mengambil argumen flags dan child_stack yang dimiliki oleh __clone kemudian menentukan id

dari proses anak yang akan mengeksekusi fn dengan argumen arg.

Pembuatan anak proses dapat dilakukan dengan fungsi fork() dan vfork(). Implementasi fork() sama

seperti system call clone() dengan sighandler SIGCHLD di-set, semua bendera clone di-clear yang berarti tidak

ada sharing dan child_stack dibuat 0 yang berarti kernel akan membuat stack untuk anak saat hendak

menulis. Sedangkan vfork() sama seperti fork() dengan tambahan bendera CLONE_VM dan CLONE_VFORK

di-set. Dengan vfork(), induk dan anak akan berbagi alamat, dan induk akan di-block hingga anak selesai.

Untuk memulai pembuatan proses baru, clone() akan memanggil fungsi do_fork(). Hal yang dilakukan oleh

do_fork() antara lain:

297Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

• memanggil alloc_task_struct() yang akan menyediakan tempat di memori dengan ukuran 8KB untuk

deskriptor proses dan stack modus kernel.

• memeriksa ketersediaan sumber daya untuk membuat proses baru.

• find_empty_procees() memanggil get_free_taskslot() untuk mencari sebuah slot di array task

untuk pointer ke deskriptor proses yang baru.

• memanggil copy_files/fm/sighand/mm() untuk menyalin sumber daya untuk anak, berdasarkan nilai

ﬂags yang ditentukan clone().

• copy_thread() akan menginisialisasi stack kernel dari proses anak.

• mendapatkan PID baru untuk anak yang akan diberikan kembali ke induknya ketika do_fork() selesai.

Beberapa proses sistem hanya berjalan dalam modus kernel di belakang layar. Untuk proses semacam ini dapat

digunakan thread kernel. Thread kernel hanya akan mengeksekusi fungsi kernel, yaitu fungsi yang biasanya

dipanggil oleh proses normal melalui system calls. Thread kernel juga hanya dieksekusi dalam modus kernel,

berbeda dengan proses biasa. Alamat linier yang digunakan oleh thread kernel lebih besar dari PAGE_OFFSET

proses normal yang dapat berukuran hingga 4GB. Thread kernel dibuat sebagai berikut:

int kernel_thread(int (*fn) (void *), void *arg, unsigned long flags); flags=CLONE_SIGHAND, CLONE_FILES, etc

Penjadualan

Penjadual adalah suatu pekerjaan yang dilakukan untuk mengalokasikan CPU time untuk tasks yang

berbeda-beda dalam sistem operasi. Pada umumnya, kita berﬁkir penjadualan sebagai menjalankan dan

menginterupsi suatu proses, untuk linux ada aspek lain yang penting dalam penjadualan: seperti menjalankan

dengan berbagai kernel tasks. Kernel tasks meliputi task yang diminta oleh proses yang sedang dijalankan dan

tasks yand dieksekusi internal menyangkut device driver yang berkepentingan.

Sinkronisasi Kernel

Cara penjadualan kernel pada operasinya secara mendasar berbeda dengan cara penjadualan suatu proses.

Terdapat dua cara agar sebuah permintaan akan eksekusi kernel-mode dapat terjadi. Sebuah program yang

berjalan dapat meminta service sistem operasi, dari system call atau pun secara implisit (untuk contoh:ketika

page fault terjadi). Sebagai alternatif, device driver dapat mengirim interupsi perangkat keras yang menyebabkan

CPU memulai eksekusi kernel-deﬁne handler untuk suatu interupsi.

Problem untuk kernel muncul karena berbagai tasksmungkin mencoba untuk mengakses struktur data internal

yang sama. Jika hanya satu kernel task ditengah pengaksesan struktur data ketika interupsi service routine

dieksekusi, maka service routine tidak dapat mengakses atau merubah data yang sama tanpa resiko mendapatkan

data yang rusak. Fakta ini berkaitan dengan ide dari critical section (Bagian 4.2).

Sehagai hasilnya, sinkronisasi kernel melibatkan lebih banyak dari hanya penjadualan proses saja. sebuah

framework dibutuhkan untuk memperbolehkan kernel’s critical sections berjalan tanpa diinterupsi oleh critical

section yang lain.

Solusi pertama yang diberikan oleh linux adalah membuat normal kernel code nonpreemptible (Bagian 3.2).

Biasanya, ketika sebuah timer interrupt diterima oleh kernel, membuat penjadualan proses, kemungkinan besar

akan menunda eksekusi proses yang sedang berjalan pada saat itu dan melanjutkan menjalankan proses yang

lain. Biar bagaimana pun, ketika timer interrupt diterima ketika sebuah proses mengeksekusi kernel-system

298Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

service routine, penjadualan ulang tidak dilakukan secara mendadak; cukup, kernel need_resched ﬂag terset

untuk memberitahu kernel untuk menjalankan penjadualan kembali setelah system call selesai dan control

dikembalikan ke user mode.

Sepotong kernel code mulai dijalankan, akan terjamin bahwa itu adalah satu-satunya kernel code yang

dijalankan sampai salah satu dari aksi dibawah ini muncul:

• interupsi

• page fault

• kernel code memanggil fungsi penjadualan sendiri

Interupsi adalah suatu masalah bila mengandung critical section-nya sendiri. Timer interrupt tidak secara

langsung menyebabkan terjadinya penjadualan ulang suatu proses; hanya meminta suatu jadual untuk dilakukan

kemudian, jadi kedatangan suatu interupsi tidak mempengaruhi urutan eksekusi dari noninterrupt kernel code.

Sekali interrupt serviceselesai, eksekusi akan menjadi lebih simpel untuk kembali ke kernel code yang sedang

dijalankan ketika interupsi mengambil alih.

Page faults adalah suatu masalah yang potensial; jika sebuah kernel routine mencoba untuk membaca atau

menulis ke user memory, akan menyebabkan terjadinya page fault yang membutuhkan I/O diskuntuk selesai, dan

proses yang berjalan akan di tunda sampai I/O selesai. Pada kasus yang hampir sama, jika system call service

routine memanggil penjadualan ketika sedang berada di mode kernel, mungkin secara eksplisit dengan membuat

direct call pada code penjadualan atau secara implisit dengan memanggil sebuah fungsi untuk menunggu I/O

selesai, setelah itu proses akan menunggu dan penjadualan ulang akan muncul. Ketika proses jalan kembali,

proses tersebut akan melanjutkan untuk mengeksekusi dengan mode kernel, melanjutkan intruksi setelah call

(pemanggilan) ke penjadualan.

Kernel code dapat terus berasumsi bahwa ia tidak akan diganggu (pre-empted) oleh proses lainnya dan tidak ada

tindakan khusus dilakukan untuk melindungi critical section. Yang diperlukan adalah critical section tidak

mengandung referensi ke user memory atau menunggu I/O selesai.

Teknik kedua yang di pakai Linux untuk critical section yang muncul pada saat interrupt service routines. Alat

dasarnya adalah perangkat keras interrupt-control pada processor. Dengan meniadakan interupsi pada saat

critical section, maka kernel menjamin bahwa ia dapat melakukan proses tanpa resiko terjadinya

ketidak-cocokan akses dari struktur data yang di share.

Untuk meniadakan interupsi terdapat sebuah pinalti. Pada arsitektur perangkat keras kebanyakan, pengadaan dan

peniadaan suatu interupsi adalah sesuatu yang mahal. Pada prakteknya, saat interupsi ditiadakan, semua I/O

ditunda, dan device yang menunggu untuk dilayani akan menunggu sampai interupsi diadakan kembali, sehingga

kinerja meningkat. Kernel Linux menggunakan synchronization architecture yang mengizinkan critical section

yang panjang dijalankan untuk seluruh durasinya tanpa mendapatkan peniadaan interupsi. Kemampuan secara

spesial berguna pada networking code: Sebuah interupsi pada network device driver dapat memberikan sinyal

kedatangan dari keseluruhan paket network, dimana akan menghasilkan code yang baik dieksekusi untuk

disassemble, route, dan forward paket ditengah interrupt service routine.

Linux mengimplementasikan arsitektur ini dengan memisahkan interrupt service routine menjadi dua seksi: the

top half dan the bottom half. The top half adalah interupsi yang normal, dan berjalan dengan rekursive interupt

ditiadakan (interupsi dengan prioritas yang lebih tinggi dapat menginterupsi routine, tetapi interupsi dengan

prioritas yang sama atau lebih rendah ditiadakan). The bottom half service routine berjalan dengan semua

interupsi diadakan, oleh miniatur penjadualan yang menjamin bahwa bottom halves tidak akan menginterupsi

dirinya sendiri. The bottom half scheduler dilakukan secara otomatis pada saat interupt service routine ada.

Pemisahan itu berarti bahwa kegiatan proses yang komplek dan harus selesai diberi tanggapan untuk suatu

interupsi dapat diselesaikan oleh kernel tanpa kecemasan tentang diinterupsi oleh interupsi itu sendiri. Jika

interupsi lain muncul ketika bottom half dieksekusi, maka interupsi dapat meminta kepada bottom half yang

299Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

sama untuk dieksekusi, tetapi eksekusinya akan dilakukan setelah proses yang sedang berjalan selesai. Setiap

eksekusi dari bottom half dapat di interupsi oleh top half tetapi tidak dapat diinterupsi dengan bottom half yang

mirip.

Arsitektur Top-half bottom-half komplit dengan mekanisme untuk meniadakan bottom halver yang dipilih ketika

dieksekusi secara normal, foreground kernel code. Kernel dapat meng-codekan critical section secara mudah

dengan mengunakan sistem ini: penanganan interupsi dapat meng-codekan critical section-nya sebagai bottom

halves, dan ketika foreground kernel ingin masuk ke critical section, setiap bottom halves ditiadakan untuk

mencegah critical section yang lain diinterupsi. Pada akhir dari critical section, kernel dapat kembali

mengadakan bottom halves dan menjalankan bottom half tasks yang telah di masukkan kedalam queue oleh top

half interrupt service routine pada saat critical section.

Penjadualan Proses

Ketika kernel telah mencapai titik penjadualan ulang, entah karena terjadi interupsi penjadualan ulang mau pun

karena proses kernel yang sedang berjalan telah diblokir untuk menunggu beberapa signal bangun, harus

memutuskan proses selanjutnya yang akan dijalankan. Linux telah memiliki dua algoritma penjadualan proses

yang terpisah satu sama lain. Algoritma yang pertama adalah algoritma time-sharing untuk penjadualan

preemptive yang adil diantara sekian banyak proses. Sedangkan algoritma yang kedua didesain untuk tugas

real-time dimana proritas mutlak lebih utama daripada keadilan mendapatkan suatu pelayanan.

Bagian dari tiap identitas proses adalah kelas penjadualan, yang akan menentukan algoritma yang digunakan

untuk tiap proses. Kelas penjadualan yang digunakan oleh Linux, terdapat dalam standar perluasan POSIX untuk

sistem komputer waktu nyata.

Untuk proses time-sharing, Linux menggunakan teknik prioritas, sebuah algoritma yang berdasarkan pada

kupon. Tiap proses memiliki sejumlah kupon penjadualan; dimana ketika ada kesempatan untuk menjalankan

sebuah tugas, maka proses dengan kupon terbanyaklah yang mendapat giliran. Setiap kali terjadi interupsi

waktu, proses yang sedang berjalan akan kehilangan satu kupon; dan ketika kupon yang dimiliki sudah habis

maka proses itu akan ditunda dan proses yang lain akan diberikan kesempatan untuk masuk.

Jika proses yang sedang berjalan tidak meiliki kupon sama sekali, linux akan melakukan operasi pemberian

kupon, memberikan kupon kepada tiap proses dalam sistem, dengan aturan main:

kupon = kupon / 2 + prioritas

Algoritma ini cenderung untuk menggabungkan dua faktor yang ada: sejarah proses dan prioritas dari proses itu

sendiri. Satu setengah dari kupon yang dimiliki sejak operasi pembagian kupon terakhir akan tetap dijaga setelah

algoritma telah dijalankan, menjaga beberapa sejarah sikap proses. Proses yang berjalan sepanjang waktu akan

cenderung untuk menghabiskan kupon yang dimilikinya dengan cepat, tapi proses yang lebih banyak menunggu

dapat mengakumulasi kuponnya dari. Sistem pembagian kupon ini, akan secara otomatis memberikan proritas

yang tinggi ke proses I/O bound atau pun interaktif, dimana respon yang cepat sangat diperlukan.

Kegunaan dari proses pemberian prioritas dalam menghitung kupon baru, membuat prioritas dari suatu proses

dapat ditingkatkan. Pekerjaan background batch dapat diberikan prioritas yang rendah; proses tersebut akan

secara otomatis menerima kupon yang lebih sedikit dibandingkan dengan pekerjaan yang interaktif, dan juga

akan menerima persentase waktu CPU yang lebih sedikit dibandingan dengan tugas yang sama dengan prioritas

yang lebih tinggi. Linux menggunakan sistem prioritas ini untuk menerapkan mekanisme standar pembagian

prioritas proses yang lebih baik.

Penjadualan waktu nyata Linux masih tetap lebih sederhana. Linux, menerapkan dua kelas penjadualan waktu

nyata yang dibutuhkan oleh POSIX 1.b: First In First Out dan round-robin. Pada keduanya, tiap proses memiliki

prioritas sebagai tambahan kelas penjadualannya. Dalam penjadualan time-sharing, bagaimana pun juga proses

dengan prioritas yang berbeda dapat bersaing dengan beberapa pelebaran; dalam penjadualan waktu nyata, si

pembuat jadual selalu menjalankan proses dengan prioritas yang tinggi. Diantara proses dengan prioritas yang

300Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

sama, maka proses yang sudah menunggu lama, akan dijalankan. Perbedaan satu - satunya antara penjadualan

FIFO dan round-robin adalah proses FIFO akan melanjutkan prosesnya sampai keluar atau pun diblokir,

sedangkan proses round-robin akan di-preemptive-kan setelah beberapa saat dan akan dipindahkan ke akhir

antrian, jadi proses round-robin dengan prioritas yang sama akan secara otomatis membagi waktu jalan antar

mereka sendiri.

Perlu diingat bahwa penjadualan waktu nyata di Linux memiliki sifat yang lunak. Pembuat jadual Linux

menawarkan jaminan yang tegas mengenai prioritas relatif dari proses waktu nyata, tapi kernel tidak menjamin

seberapa cepat penjadualan proses waktu-nyata akan dijalankan pada saat proses siap dijalankan. Ingat bahwa

kode kernel Linux tidak akan pernah bisa dipreemptive oleh kode mode pengguna. Apabila terjadi interupsi yang

membangunkan proses waktu nyata, sementara kernel siap untuk mengeksekusi sebuah sistem call sebagai

bagian proses lain, proses waktu nyata harus menunggu sampai sistem call yang sedang dijalankan selesai atau

diblokir.

Symmetric Multiprocessing

Kernel Linux 2.0 adalah kernel Linux pertama yang stabil untuk mendukung perangkat keras symmetric

multiprocessor (SMP). Proses mau pun thread yang berbeda dapat dieksekusi secara paralel dengan processor

yang berbeda. Tapi bagaimana pun juga untuk menjaga kelangsungan kebutuhan sinkronisasi yang tidak dapat

di-preemptive dari kernel, penerapan SMP ini menerapkan aturan dimana hanya satu processor yang dapat

dieksekusi dengan kode mode kernel pada suatu saat. SMP menggunakan kernel spinlock tunggal untuk

menjalankan aturan ini. Spinlock ini tidak memunculkan permasalahan untuk pekerjaan yang banyak

menghabiskan waktu untuk menunggu proses komputasi, tapi untuk pekerjaan yang melibatkan banyak aktiﬁtas

kernel, spinlock dapat menjadi sangat mengkhawatirkan.

Sebuah proyek yang besar dalam pengembangan kernel Linux 2.1 adalah untuk menciptakan penerapan SMP

yang lebih masuk akal, dengan membagi kernel spinlock tunggal menjadi banyak kunci yang masing-masing

melindungi terhadap masuknya kembali sebagian kecil data struktur kernel. Dengan menggunakan teknik ini,

pengembangan kernel yang terbaru mengizinkan banyak processor untuk dieksekusi oleh kode mode kernel

secara bersamaan.

8.3.2. Manajemen Memori

Managemen Memori Fisik

Bagian ini menjelaskan bagaimana linux menangani memori dalam sistem. Memori managemen merupakan

salah satu bagian terpenting dalam sistem operasi. Karena adanya keterbatasan memori, diperlukan suatu strategi

dalam menangani masalah ini. Jalan keluarnya adalah dengan menggunakan memori virtual. Dengan memori

virtual, memori tampak lebih besar daripada ukuran yang sebenarnya.

Dengan memori virtual kita dapat:

• Ruang alamat yang besar

Sistem operasi membuat memori terlihat lebih besar daripada ukuran memori sebenarnya. Memori virtual bisa

beberapa kali lebih besar daripada memori ﬁsiknya.

• Pembagian memori ﬁsik yang adil

Managemen memori membuat pembagian yang adil dalam pengalokasian memori antara proses-proses.

301Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

• Perlindungan

Memori managemen menjamin setiap proses dalam sistem terlindung dari proses-proses lainnya. Dengan

demikian, program yang crash tidak akan mempengaruhi proses lain dalam sistem tersebut.

• Penggunaan memori virtual bersama

Memori virtual mengizinkan dua buah proses berbagi memori diantara keduanya, contohnya dalam shared

library. Kode library dapat berada di satu tempat, dan tidak dikopi pada dua program yang berbeda.

Memori Virtual

Memori ﬁsik dan memori virtual dibagi menjadi bagian-bagian yang disebut page. Page ini memiliki ukuran

yang sama besar. Tiap page ini punya nomor yang unik, yaitu Page Frame Number (PFN). Untuk setiap instruksi

dalam program, CPU melakukan mapping dari alamat virtual ke memori ﬁsik yang sebenarnya.

Gambar 8-2. Pemetaan Memori Virtual ke Alamat Fisik. Sumber: . . .

Penerjemahan alamat di antara virtual dan memori ﬁsik dilakukan oleh CPU menggunakan tabel page untuk

proses x dan proses y. Ini menunjukkan virtial PFN 0 dari proses x dimap ke memori ﬁsik PFN 1. Setiap anggota

tabel page mengandung informasi berikut ini:

• Virtual PFN

• PFN ﬁsik

• Informasi akses page dari page tersebut

302Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

Untuk menerjemahkan alamat virtual ke alamat ﬁsik, pertama-tama CPU harus menangani alamat virtual PFN

dan offsetnya di virtual page. CPU mencari tabel page proses dan mancari anggota yang sesuai degan virtual

PFN. Ini memberikan PFN ﬁsik yang dicari. CPU kemudian mengambil PFN ﬁsik dan mengalikannya dengan

besar page untuk mendapat alamat basis page tersebut di dalam memori ﬁsik. Terakhir, CPU menambahkan

offset ke instruksi atau data yang dibutuhkan. Dengan cara ini, memori virtual dapat dimap ke page ﬁsik dengan

urutan yang teracak.

Demand Paging

Cara untuk menghemat memori ﬁsik adalah dengan hanya meload page virtual yang sedang digunakan oleh

program yang sedang dieksekusi. Tehnik dimana hanya meload page virtual ke memori hanya ketika program

dijalankan disebut demand paging.

Ketika proses mencoba mengakses alamat virtual yang tidak ada di dalam memori, CPU tidak dapat menemukan

anggota tabel page. Contohnya, dalam gambar, tidak ada anggota tabel page untuk proses x untuk virtual PFN 2

dan jika proses x ingin membaca alamat dari virtual PFN 2, CPU tidak dapat menterjemahkan alamat ke alamat

ﬁsik. Saat ini CPU bergantung pada sistem operasi untuk menangani masalah ini. CPU menginformasikan

kepada sistem operasi bahwa page fault telah terjadi, dan sistem operasi membuat proses menunggu selama

sistem operasi menagani masalah ini.

CPU harus membawa page yang benar ke memori dari image di disk. Akses disk membutuhkan waktu yang

sangat lama dan proses harus menunggu sampai page selesai diambil. Jika ada proses lain yang dapat dijalankan,

maka sistem operai akan memilihnya untuk kemudian dijalankan. Page yang diambil kemudian dituliskan di

dalam page ﬁsik yang masih kosong dan anggota dari virtual PFN ditambahkan dalam tabel page proses. Proses

kemudian dimulai lagi pada tempat dimana page fault terjadi. Saat ini terjadi pengaksesan memori virtual, CPU

membuat penerjemahan dan kemudian proses dijalankan kembali.

Demand paging terjadi saat sistem sedang sibuk atau saat image pertama kali diload ke memori. Mekanisme ini

berarti sebuah proses dapat mengeksekusi image dimana hanya sebagian dari image tersebut terdapat dalam

memori ﬁsik.

Swaping

Jika memori ﬁsik tiba-tiba habis dan proses ingin memindahkan sebuah page ke memori, sistem operasi harus

memutuskan apa yang harus dilakukan. Sistem operasi harus adil dalam mambagi page ﬁsik dalam sistem

diantara proses yang ada, bisa juga sistem operasi menghapus satu atau lebih page dari memori untuk membuat

ruang untuk page baru yang dibawa ke memori. Cara page virtual dipilih dari memori ﬁsik berpengaruh pada

eﬁsiensi sistem.

Linux menggunakan tehnik page aging agar adil dalam memilih page yang akan dihapus dari sistem. Ini berarti

setiap page memiliki usia sesuai dengan berapa sering page itu diakses. Semakin sering sebuah page diakses,

semakin muda page tersebut. Page yang tua adalah kandidat untuk diswap.

Pengaksesan Memori Virtual Bersama

Memori virtual mempermudah proses untuk berbagi memori saat semua akses ke memori menggunakan tabel

page. Proses yang akan berbagi memori virtual yang sama, page ﬁsik yang sama direference oleh banyak proses.

Tabel page untuk setiap proses mengandung anggota page table yang mempunyai PFN ﬁsik yang sama.

303Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

Eﬁsiensi

Desainer dari CPU dan sistem operasi berusaha meningkatkan kinerja dari sistem. Disamping membuat prosesor,

memori semakin cepat, jalan terbaik adalah manggunakan cache. Berikut ini adalah beberapa cache dalam

managemen memori di linux:

• Page Cache

Digunakan untuk meningkatkan akses ke image dan data dalam disk. Saat dibaca dari disk, page dicache di

page cache. Jika page ini tidak dibutuhkan lagi pada suatu saat, tetapi dibutuhkan lagi pada saat yang lain,

page ini dapat segera diambil dari page cache.

• Buffer Cache

Page mungkin mengandung buffer data yang sedang digunakan oleh kernel, device driver dan lain-lain. Buffer

cache tampak seperti daftar buffer. Contohnya, device driver membutuhkan buffer 256 bytes, adalah lebih

cepat untuk mengambil buffer dari buffer cache daripada mengalokasikan page ﬁsik lalu kemudian

memecahnya menjadi 256 bytes buffer-buffer.

• Swap Cache

Hanya page yang telah ditulis ditempatkan dalam swap ﬁle. Selama page ini tidak mengalami perubahan

setelah ditulis ke dalam swap ﬁle, maka saat berikutnya page di swap out tidak perlu menuliskan kembali jika

page telah ada di swap ﬁle. Di sistem yang sering mengalami swap, ini dapat menghemat akses disk yang

tidak perlu.

Salah satu implementasi yang umum dari hardware cache adalah di CPU, cache dari anggota tabel page.

Dalam hal ini, CPU tidak secara langsung membaca tabel page, tetap mencache terjemahan page yang

dibutuhkan.

Load dan Eksekusi Program

1. Penempatan program dalam memori

Linux membuat tabel-tabel fungsi untuk loading program, memberikan kesempatan kepada setiap fungsi

untuk meload ﬁle yang diberikan saat sistem call exec dijalankan. Pertama-tama ﬁle binari dari page

ditempatkan pada memori virtual. Hanya pada saat program mencoba mengakses page yang telah diberikan

terjadi page fault, maka page akan diload ke memori ﬁsik.

2. Linking statis dan linking dinamis

a. Linking statis:

librari-librari yang digunakan oleh program ditaruh secara langsung dalam ﬁle binari yang dapat

dieksekusi. Kerugian dari linking statis adalah setiap program harus mengandung kopi library sistem

yang umum.

304Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

b. Linking dinamis:

hanya sekali meload librari sistem menuju memori. Linking dinamis lebih eﬁsien dalam hal memori

ﬁsik dan ruang disk.

8.4. Sistem Berkas dan I/O Linux

8.4.1. Sistem Berkas Linux

Sistem Berkas Virtual

Objek dasar dalam layer-layer virtual ﬁle system

1. File

File adalah sesuatu yang dapat dibaca dan ditulis. File ditempatkan pada memori. Penempatan pada memori

tersebut sesuai dengan konsep ﬁle deskriptor yang dimiliki unix.

2. Inode

Inode merepresentasikan objek dasar dalam ﬁle sistem. Inode bisa saja ﬁle biasa, direktori, simbolik link

dan lain sebagainya. Virtual ﬁle sistem tidak memiliki perbedaan yang jelas di antara objek, tetapi mengacu

kepada implementasi ﬁle sistem yang menyediakan perilaku yang sesuai. Kernel tingkat tinggi menangani

objek yang berbeda secara tidak sama. File dan inode hampir mirip diantara keduanya. Tetapi terdapat

perbedaan yang penting diantara keduanya. Ada sesuatu yang memiliki inode tetapi tidak memiliki ﬁle,

contohnya adalah simbolik link. Ada juga ﬁle yang tidak memiliki inode seperti pipes dan socket.

3. File sistem

File system adalah kumpulan dari inode-inode dengan satu inode pembeda yaitu root. Inode lainnya diakses

mulai dari root inode dan pencarian nama ﬁle untuk menuju ke inode lainnya. File sistem mempunyai

beberapa karakteristik yang mencakup seluruh inode dalam ﬁle sistem. Salah satu yang terpenting adalah

blocksize.

4. Nama inode

Semua inode dalam ﬁle sistem diakses melalui namanya. Walau pun pencarian nama inode bisa menjadi

terlalu berat untuk beberapa sistem, virtual ﬁle sistem pada linux tetap memantau cache dan nama inode

yang baru saja terpakai agar kinerja meningkat. Cache terdapat di memori sebagai tree, ini berarti jika

sembarang inode dari ﬁle terdapat di dalam cache, maka parent dari inode tersebut juga terdapat di dalam

cache. Virtual ﬁle system layer menangani semua pengaturan nama path dari ﬁle dan mengubahnya menjadi

masukan di dalam cache sebelum mengizinkan ﬁle sistem untuk mengaksesnya. Ada pengecualian pada

305Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

target dari simbolik link, akan diakses ﬁle sistem secara langsung. File sistem diharapkan untuk

menginterpretasikannya.

Operasi-operasi Dalam Inode

Linux menyimpan cache dari inode aktif mau pun dari inode yang telah terakses sebelumnya. Ada 2 path dimana

inode ini dapat diakses. Yang pertama telah disebutkan sebelumnya, setiap entri dalam cache menunjuk pada

suatu inode dan menjaga inode tetap dalam cache. Yang kedua melalui inode hash table. Setiap inode

mempunyai alamat 8 bit sesuai dengan alamat dari ﬁle sistem superblok dan nomor inode. Inode dengan nilai

hash yang sama kemudian dirangkai di doubly linked list. Perubahan pada cache melibatkan penambahan dan

penghapusan entri-entri dari cache itu sendiri. Entri-entri yang tidak dibutuhkan lagi akan di unhash sehingga

tidak akan tampak dalam pencarian berikutnya. Operasi diperkirakan akan mengubah struktur cache harus

dikunci selama melakukan perubahan. Unhash tidak memerlukan semaphore karena ini bisa dilakukan secara

atomik dalam kernel lock. Banyak operasi ﬁle memerlukan 2 langkah proses. Yang pertama adalah melakukan

pencarian nama di dalam direktori. Langkah kedua adalah melakukan operasi pada ﬁle yang telah ditemukan.

Untuk menjamin tidak terdapatnya proses yang tidak kompatibel diantara kedua proses itu, setelah proses kedua,

virtual ﬁle sistem protokol harus memeriksa bahwa parent entry tetap menjadi parent dari entri childnya. Yang

menarik dari cache locking adalah proses rename, karena mengubah 2 entri dalam sekali operasi.

Gambar 8-3. Struktur Sistem Berkas EXT2. Sumber: . . .

Sistem Berkas Linux

1. Sistem Berkas EXT2

EXT2 adalah ﬁle sistem yang ampuh di linux. EXT2 juga merupakan salah satu ﬁle sistem yang paling

ampuh dan menjadi dasar dari segala distribusi linux. Pada EXT2 ﬁle sistem, ﬁle data disimpan sebagai data

blok. Data blok ini mempunyai panjang yang sama dan meski pun panjangnya bervariasi diantara EXT2 ﬁle

sistem, besar blok tersebut ditentukan pada saat ﬁle sistem dibuat dengan perintah mk2fs. Jika besar blok

adalah 1024 bytes, maka ﬁle dengan besar 1025 bytes akan memakai 2 blok. Ini berarti kita membuang

setengah blok per ﬁle. EXT2 mendeﬁnisikan topologi ﬁle sistem dengan memberikan arti bahwa setiap ﬁle

pada sistem diasosiasiakan dengan struktur data inode. Sebuah inode menunjukkan blok mana dalam suatu

ﬁle tentang hak akses setiap ﬁle, waktu modiﬁkasi ﬁle, dan tipe ﬁle. Setiap ﬁle dalam EXT2 ﬁle sistem

terdiri dari inode tunggal dan setiap inode mempunyai nomor identiﬁkasi yang unik. Inode-inode ﬁle sistem

306Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

disimpan dalam tabel inode. Direktori dalam EXT2 ﬁle sistem adalah ﬁle khusus yang mengandung pointer

ke inode masing-masing isi direktori tersebut.

Inode adalah kerangka dasar yang membangun EXT2. Inode dari setiap kumpulan blok disimpan dalam

tabel inode bersama dengan peta bit yang menyebabkan sistem dapat mengetahui inode mana yang telah

teralokasi dana inode mana yang belum. MODE: mengandung dia informasi, inode apa dan izin akses yang

dimiliki user. OWNER INFO: user atau grop yang memiliki ﬁle atau direktori SIZE: besar ﬁle dalam bytes

TIMESTAMPS: kapan waktu pembuatan inode dan waktu terakhir dimodiﬁkasi. DATABLOKS: pointer ke

blok yang mengandung data. EXT2 inode juga dapat menunjuk pada device khusus, yang mana device

khusus ini bukan merupakan ﬁle, tatapi dapat menangani program sehingga program dapat mengakses ke

device. Semua ﬁle device di dalam drektori /dev dapat membantu program mengakses device.

2. Sistem Berkas EXT3

EXT3 adalah peningkatan dari EXT2 ﬁle sistem. Peningkatan ini memiliki beberapa keuntungan,

diantaranya:

Gambar 8-4. Inode Sistem Berkas EXT2. Sumber: . . .

Setelah kegagalan sumber daya, "unclean shutdown", atau kerusakan sistem, EXT2 ﬁle sistem harus melalui

proses pengecekan dengan program e2fsck. Proses ini dapat membuang waktu sehingga proses booting

menjadi sangat lama, khususnya untuk disk besar yang mengandung banyak sekali data. Dalam proses ini,

semua data tidak dapat diakses. Jurnal yang disediakan oleh EXT3 menyebabkan tidak perlu lagi dilakukan

pengecekan data setelah kegagalan sistem. EXT3 hanya dicek bila ada kerusakan hardware seperti

kerusakan hard disk, tetapi kejadian ini sangat jarang. Waktu yang diperlukan EXT3 ﬁle sistem setelah

terjadi "unclean shutdown" tidak tergantung dari ukuran ﬁle sistem atau banyaknya ﬁle, tetapi tergantung

dari besarnya jurnal yang digunakan untuk menjaga konsistensi. Besar jurnal default memerlukan waktu

kira-kira sedetik untuk pulih, tergantung kecepatan hardware.

307Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

Integritas data. EXT3 menjamin adanya integritas data setelah terjadi kerusakan atau "unclean shutdown".

EXT3 memungkinkan kita memilih jenis dan tipe proteksi dari data.

Kecepatan. Daripada menulis data lebih dari sekali, EXT3 mempunyai throughput yang lebih besar daripada

EXT2 karena EXT3 memaksimalkan pergerakan head hard disk. Kita bisa memilih tiga jurnal mode untuk

memaksimalkan kecepatan, tetapi integritas data tidak terjamin.

Mudah dilakukan migrasi. Kita dapat berpindah dari EXT2 ke sistem EXT3 tanpa melakukan format ulang.

3. Sistem Berkas Reiser

Reiser ﬁle sistem memiliki jurnal yang cepat. Ciri-cirinya mirip EXT3 ﬁle sistem. Reiser ﬁle sistem dibuat

berdasarkan balance tree yang cepat. Balance tree unggul dalam hal kinerja, dengan algoritma yang lebih

rumit tentunya. Reiser ﬁle sistem lebih eﬁsien dalam pemenfaatan ruang disk. Jika kita menulis ﬁle 100

bytes, hanya ditempatkan dalam satu blok. File sistem lain menempatkannya dalam 100 blok. Reiser ﬁle

sistem tidak memiliki pengalokasian yang tetap untuk inode. Resier ﬁle sistem dapat menghemat disk

sampai dengan 6 persen.

4. Sistem Berkas X

X ﬁle sistem juga merupakan jurnaling ﬁle sistem. X ﬁle sistem dibuat oleh SGI dan digunakan di sistem

operasi SGI IRIX. X ﬁle sistem juga tersedia untuk linux dibawah lisensi GPL. X ﬁle sistem mengunakan

B-tree untuk menangani ﬁle yang sangat banyak. X ﬁle sistem digunakan pada server-server besar.

5. Sistem Berkas Proc

Sistem Berkas Proc Proc File Sistem menunjukkan bagaimana hebatnya virtual ﬁle sistem yang ada pada

linux. Proc ﬁle sistem sebenarnya tidak ada secara ﬁsik, baik subdirektorinya, mau pun ﬁle-ﬁle yang ada di

dalamnya. Proc ﬁle sistem diregister oleh linux virtual ﬁle sistem, jika virtual ﬁle sistem memanggilnya dan

meminta inode-inode dan ﬁle-ﬁle, proc ﬁle sistem membuat ﬁle tersebut dengan informasi yang ada di

dalam kernel. Contohnya, /proc/devices milik kernel dibuat dari data struktur kernel yang menjelaskan

device tersebut.

6. Sistem Berkas Web (Web File System)

Sistem Berkas Web (WFS) adalah sistem berkas Linux baru yang menyediakan sebuah sistem berkas seperti

antarmuka untuk World Wide Web. Sistem ini dibangun sebagai modul kernel untuk Linux Kernel 2.2.1, dan

meng-utilisasi proses level user (web daemon) untuk melayani permintaan pengambilan dokumen HTTP.

Sistem berkas ini menyediakan fasilitas caching untuk dokumen remote, dan dapat memproses

permintaan-permintaan terkenal multiple secara konkuren. Ketika suatu dokumen remote diambil, isi yang

berada dalam hyperlink dalam dokumen tersebut diekstrak dan dipetakan kedalam sistem berkas local.

Informasi ini direktori remote ini dibuat untuk setiap direktori yang diatur oleh WFS dalam sebuah ﬁle

khusus. Utility lsw digunakan untuk daftar dan mengatur ini direktori remote. Partisi yang diatur WFS

bersifat read-only bagi client WFS. Namun client dapat menyegarkan entri dari partisi WFS dengan

menggunakan utility khusus rwm. Suatu studi unjuk kerja memperlihatkan bahwa WFS lebih kurang 30%

lebih lambat daripada AFS untuk penelusuran akses berkas yang berisi 100% cache miss. Unjuk kerja yang

lebih rendah ini kemungkinan karena antara lain jumlah proses yang lebih besar dilakukan dalam proses

user dalam WFS, dan karena penggunaan general HTTP library untuk pengambilan dokumen.

7. Sistem Berkas Transparent Cryptographic (TCFS)

308Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

TCFS adalah sebuah sistem berkas terdistribusi. Sistem ini mengizinkan akses berkas sensitif yang disimpan

dalam sebuah server remote dengan cara yang aman. Sistem ini mengatasi eavesdropping dan data

tampering baik pada server maupun pada jaringan dengan menggunakan enkripsi dan message digest.

Aplikasi mengakses data pada sistem berkas TCFS ini menggunakan system call regular untuk mendapatkan

transparency yang lengkap bagi pengguna.

8. Sistem Berkas Steganographic

Sistem Berkas Cryptographic menyediakan sedikit perlindungan terhadap instrumen-instrumen legal

ataupun ilegal yang memaksa pemilik data untuk melepaskan kunci deskripsinya demi data yang disimpan

saat hadirnya data terenkripsi dalam sebuah komputer yang terinfeksi. Sistem Berkas Cryptographic dapat

diperluas untuk menyediakan perlindungan tambahan untuk scenario di atas dan telah diperluas sistem

berkas Linux (ext2fs) dengan sebuah fungsi enkripsi yang plausible-deniability. Walaupun nyata bahwa

komputer kita mempunyai software enkripsi hardisk yang sudah terinstal dan mungkin berisi beberapa data

terenkripsi, sebiah inspector tetap akan dapat untuk menentukan apakah kita memberikan kunci akses

kepada semua level keamanan atau terbatas. Implementasi ini disebut sistem berkas Steganographic.

Pembagian Sistem Berkas Secara Ortogonal

Shareable dan Unshareable

1. Shareable. Isinya dapat dishare (digunakan bersama) dengan sistem lain, gunanya untuk menghemat tempat.

2. Unshareable. Isinya tidak dapat dishare(digunakan bersama) dengan sistem lain, biasanya untuk alasan

keamanan.

Variabel dan Statik

1. Variabel. Isinya sering berubah-ubah.

2. Statik. Sekali dibuat, kecil kemungkinan isinya akan berubah. Bisa berubah jika ada campur tangan sistem

admin.

8.4.2. I/O Linux

Salah satu tujuan OS adalah menyembunyikan kerumitan device hardware dari sistem penggunanya. Contohnya,

Sistem Berkas Virtual menyamakan tampilan sistem berkas yang dimount tanpa memperdulikan devices ﬁsik

yang berada di bawahnya. Bab ini akan menjelaskan bagaimana kernel Linux mengatur device ﬁsik di sistem.

Salah satu ﬁtur yang mendasar adalah kernel mengabstraksi penanganan device. Semua device hardware terlihat

seperti berkas pada umumnya: mereka dapat dibuka, ditutup, dibaca, dan ditulis menggunakan calls sistem yang

sama dan standar untuk memanipulasi berkas. Setiap device di sistem direpresentasikan oleh sebuah ﬁle khusus

device, contohnya disk IDE yang pertama di sistem direpresentasikan dengan /dev/hda. Devices blok (disk) dan

karakter dibuat dengan perintah mknod dan untuk menjelaskan device tersebut digunakan nomor devices besar

dan kecil. Devices jaringan juga direpresentasikan dengan berkas khusus device, tapi berkas ini dibuat oleh

Linux setelah Linux menemukan dan menginisialisasi pengontrol-pengontrol jaringan di sistem. Semua device

yang dikontrol oleh driver device yang sama memiliki nomor device besar yang umum. Nomor devices kecil

digunakan untuk membedakan antara device-device yang berbeda dan pengontrol-pengontrol mereka, contohnya

setiap partisi di disk IDE utama punya sebuah nomor device kecil yang berbeda. Jadi, /dev/hda2, yang

merupakan partisi kedua dari disk IDE utama, punya nomor besar 3 dan nomor kecil yaitu 2. Linux memetakan

309Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

berkas khusus device yang diteruskan ke system call (katakanlah melakukan mount ke sistem berkas device

blok) pada driver si device dengan menggunakan nomor device besar dan sejumlah tabel sistem, contohnya tabel

device karakter, chrdevs.

Linux membagi devices ke tiga kelas: devices karakter, devices blok dan devices jaringan.

8.4.2.1. Device Karakter

Gambar 8-5. CharDev. Sumber: . . .

Device karakter, device paling sederhana dari Linux, diakses sebagai berkas. Aplikasi menggunakan system calls

standar untuk membukanya, membacanya dan menulisnya dan menutupnya persis seolah devices adalah berkas.

Memang benar, meski pun devices ini merupakan modem yang sedang digunakan oleh PPP daemon untuk

menghubungkan sistem Linux ke jaringan. Saat sebuah device karakter diinisialisasi, driver devicenya

mendaftarkan sang device pada kernel Linux dengan menambahkan sebuah entry ke vektor chrdevs dari struk

data device_struct. Pengenal utama devicenya digunakan sebagai indeks ke vektor ini. Pengenal utama untuk

suatu device tidak pernah berubah.

Setiap entry di vektor chrdevs, sebuah struk data device_struct, mengandung dua elemen: sebuah penunjuk nama

dari driver devices yang terdaftar dan sebuah penunjuk ke operasi-operasi berkas seperti buka, baca, tulis, dan

tutup. Isi dari /proc/devices untuk devices karakter diambil dari vektor chrdevs.

Saat sebuah berkas khusus karakter yang merepresentasikan sebuah devices karakter (contohnya /dev/cua0)

dibuka, kernelnya harus mengatur beberapa hal sehingga routine operasi berkas yang benar dari driver devices

karakter akan terpanggil.

Seperti sebuah berkas atau direktori pada umumnya, setiap berkas khusus device direpresentasikan dengan

sebuah inode VFS. Inode VFS untuk sebuah berkas khusus karakter tersebut, sebenarnya untuk semua berkas

yang berada dibawahnya, contohnya EXT2. Hal ini terlihat dari informasi di berkas yang sebenarnya ketika

nama berkas khusus device dilihat.

Setiap inode VFS memiliki keterkaitan dengan seperangkat operasi berkas dan operasi-operasi ini berbeda

tergantung pada objek sistem berkas yang direpresentasikan oleh inode tersebut. Kapan pun sebuah VFS yang

310Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

merepsentasikan berkas khusus karakter dibuat, operasi-operasi berkasnya diset ke operasi device karakter

default.

VFS inode memiliki hanya satu operasi berkas, yaitu operasi membuka berkas. Saat berkas khusus karakter

dibuka oleh sebuah aplikasi, operasi buka berkas yang umum atau generik menggunakan pengenal utama dari

device tersebut. Pengenal ini digunakan sebagai index ke vektor chrdevs untuk memperoleh blok operasi berkas

untuk device tertentu ini. Ia juga membangun struk data berkas yang menjelaskan berkas khusus karakter ini,

yang membuat penunjuk operasi berkas menunjuk ke driver device itu. Setelah itu semua aplikasi dari

operasi-operasi berkas aplikasi akan dipetakan untuk memanggil perangkat devices karakter dari operasi berkas

itu.

8.4.2.2. Device Blok

Device ini pun diakses seperti berkas. Mekanisme untuk menyediakan perangkat operasi berkas yang benar bagi

berkas khusus blok yang terbuka sama seperti devices karakter. Linux memelihara operasi dari perangkat device

blok yang terdaftar sebagai vektor blkdevs. Vektor ini, seperti halnya vektor chrdevs, diindeks dengan

menggunakan nomor device besar dari sang device. Entrynya juga merupakan struk data device_struct. Tidak

seperti devices karakter, ada sejumlah kelas yang dimiliki device blok. Device-device SCSI adalah salah satu

kelasnya dan device IDE adalah kelas lainnya. Kelaslah yang mendaftarkan dirinya sendiri pada kernel Linux

dan menyediakan operasi berkas kepada kernel. Driver-driver device untuk sebuah kelas device blok

menyediakan interface khusus kelas kepada kelas tersebut. Jadi, contohnya, sebuah driver device SCSI harus

menyediakan interface untuk subsistem SCSI agar dapat menyediakan operasi berkas bagi devices ini ke kernel.

Setiap driver device blok harus menyediakan sebuah interface ke cache buffernya, demikian pula interface

operasi umum berkas. Setiap driver device blok mengisi entrynya di vektor blk_dev dari struk data

blk_dev_struct. Indeksnya ke vektor ini, lagi-lagi, nomor utama devicenya. Struk data blk_dev_struct

mengandung alamat routine permintaan dan sebuah penunjuk ke sekumpulan struk data request,yang

masing-masingnya merepresentasikan sebuah request dari cache buffernya untuk driver untuk membaca atau

menulis atau menulis satu blok data.

311Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

Gambar 8-6. Buffer. Sumber: . . .

Setiap kali cache buffer ingin membaca dari, atau pun menuliskan satu blok data ke device terdaftar, ia

menambahkan struk data request kedalam blk_dev_struct nya. Gambar di atas ini menunjukkan bahwa setiap

request memiliki pointer (penunjuk) ke satu atau lebih struk data buffer_head. Masing-masingnya merupakan

suatu request untuk membaca atau menulis sebuah blok data. Struk buffer_head tersebut dikunci (oleh cache

buffer) dan mungkin ada suatu proses yang menunggu buffer ini selesai di operasi blok tersebut. Setiap struk

request dialokasikan dari suatu daftar yang statik, yaitu daftar all_request. Jika proses tersebut sedang

dimasukkan sebuah ke list request yang kosong, fungsi request dari drivernya akan dipanggil agar memulai

proses antrian request. Jika tidak driver tersebut hanya akan memproses setiap request di daftar request.

Sekali driver device telah menyelesaikan sebuah request, ia harus membuang setiap stuk buffer_request dari

struk requestnya, kemudian mencapnya up to date dan membuka kuncinya. Pembukaan kunci buffer_head akan

membangunkan proses apa pun yang tidur akibat menunggu operasi blok selesai. Contoh dari kasus ini misalnya

dimana sebuah nama berkas sedang ditangani dan sistem berkas EXT2 harus membaca blok data yang

mengandung entry direktori EXT2 berikutnya dari device blok yang menyimpan sistem berkas tersebut. Proses

ini tidur di buffer_head yang akan mengandung entri direktorinya sampai driver devicenya membangunkannya.

Struk data request tersebut ditandai bebas sehingga ia dapat digunakan di request blok lainnya.

8.4.2.3. Device Jaringan

Device jaringan merupakan sebuah entity yang mengirimkan dan menerima paket-paket data. Biasanya ia

merupakan device ﬁsik seperti kartu ethernet. Beberapa devices jaringan bagaimana pun hanyalah software,

seperti device loopback yang digunakan untuk mengirimkan data ke Anda. Setiap device direpresentasikan

dengan struk data device. Driver device jaringan mendaftarkan device-device yang ia kontrol pada Linux selama

inisialisasi jaringan yaitu saat kernel melakukan booting. Struk data device tersebut berisi informasi mengenai

device dan alamat fungsi-fungsi yang memungkinkan bermacam-macam protokol jaringan menggunakan

layanan dari device tersebut. Fungsi-fungsi ini kebanyakan terkait dengan mentransmisikan data dengan

312Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

menggunakan device jaringan. Device tersebut menggunakan mekanisme pendukung jaringan standar untuk

melewatkan data yang diterima sampai ke lapisan protokol yang semestinya. Semua data jaringan atau paket

yang ditransmisikan dan diterima, direpresentasikan dengan struk-struk data sk_buff. Struk-struk data yang

bersifat ﬂeksibel ini memungkinkan header-header protokol jaringan menjadi mudah ditambahkan dan dibuang.

Bagian ini hanya memfokuskan pada struk data device serta bagaimana jaringan ditemukan dan diinsialisasi.

Struk data device ini mengandung informasi tentang device jaringan:

8.4.2.3.1. Nama

Berbeda dengan device karakter dan blok yang menggunakan berkas khusus device yang dibuat dengan perintah

mknod, berkas khusus device terlihat sekilas seperti device jaringan sistem yang ditemukan dan diinsialisasi.

Nama mereka standar, yaitu setiap nama merepsentasikan jenis device masing-masing. Device multiple dari

jenis yang sama dinomori lebih besar dari 0. Oleh sebab itu device-device ethernet dikenal sebagai /dev/eth0,

/dev/eth1, /dev/eth2 dan seterusnya.

Beberapa device jaringan yang umum adalah

• /dev/ethN Device ethernet

• /dev/slN Device SLIP

• /dev/pppN Device PPP

• /dev/lo Device Loopback

8.4.2.3.2. Informasi Bus

Berikut ini adalah informasi yang driver device butuhkan untuk mengontrol devicenya. Nomor irq merupakan

interrupt yang digunakan oleh device ini. Alamat basisnya adalah alamat dari segala register status dan control

dari device yang ada di memori I/O. Channel DMA adalah nomor DMA yang device jaringan ini gunakan.

Semua informasi ini diset pada waktu booting, yaitu saat device ini diinisialisasi.

8.4.2.3.3. Flags Interface

Hal-hal berikut ini akan menjelaskan karakteristik dan kemampuan dari device jaringan:

• IFF_UP Interface bangkit dan berjalan,

• IFF_BROADCAST Alamat broadcast di device adalah sah

• IFF_DEBUG Penghilangan error dinyalakan

• IFF_LOOPBACK Merupakan device loopback

• IFF_POINTTOPOINT Merupakan link point to point (SLIP dan PPP)

• IFF_NOTRAILERS Tidak ada pengangkut jaringan

• IFF_RUNNING Sumberdaya yang dialokasikan

• IFF_NOARP Tidak mendukung protokol ARP

• IFF_PROMISC Device di mode penerimaan acak, ia akan menerima semua paket tanpa memperdulikan

kemana paket-paket ini dialamatkan

• IFF_ALLMULTI Menerima seluruh frame multicast IP

• IFF_MULTICAST Dapat menerima frame multicast IP

313Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

8.4.2.3.4. Informasi Protokol

Setiap device menjelaskan bagaimana ia digunakan oleh lapisan protokol jaringan.

8.4.2.3.5. MTU

Ukuran paket terbesar yang jaringan dapat kirim, tidak termasuk header lapisan link yang ia perlu tambahkan.

8.4.2.3.6. Keluarga

Keluarga ini menandakan bahwa keluarga protokol yang dapat didukung oleh device tersebut. Keluarga untuk

seluruh device jaringan Linux adalah AF_INET, keluarga alamat internet.

8.4.2.3.7. Jenis

Jenis menjelaskan media di mana device jaringan terpasang. Ada banyak jenis media yang didukung oleh device

jaringan Linux. Termasuk diantaranya adalah Ethernet, X.25, Token Ring, Slip, PPP dan Apple Localtalk.

8.4.2.3.8. Alamat

Struk data device tersebut memiliki sejumlah alamat yang relevan bagi device jaringan ini, termasuk

alamat-alamat IP-nya.

8.4.2.3.9. Antrian Paket

Merupakan antrian paket-paket sk_buff yang antri menunggu untuk dikirmkan lewat device jaringan ini.

8.4.2.3.10. Fungsi Pendukung

Setiap device menyediakan seperangkat routine standar yang lapisan-lapisan protokol sebut sebagai bagian dari

interface mereka ke lapisan link device ini. Hal ini termasuk pembuatannya dan routine-routine pengirim frame

dan routine-routine penambah header standar dan pengumpul statistik. Statistik ini bisa dilihat dengan memakai

perintah ifconﬁg.

8.5. Rangkuman

Arti bebas yang salah, telah menimbulkan persepsi masyarakat bahwa perangkat lunak bebas merupakan

perangkat lunak yang gratis. Perangkat lunak bebas ialah perihal kebebasan, bukan harga. Konsep kebebasan

yang dapat diambil dari kata bebas pada perangkat lunak bebas adalah seperti kebebasan berbicara bukan seperti

bir gratis. Maksud dari bebas seperti kebebasan berbicara adalah kebebasan untuk menggunakan, menyalin,

menyebarluaskan, mempelajari, mengubah, dan meningkatkan kinerja perangkat lunak. Suatu perangkat lunak

dapat dimasukkan dalam kategori perangkat lunak bebas bila setiap orang memiliki kebebasan tersebut. Hal ini

314Bab 8. Studi Kasus: GNU/Linux

berarti, setiap pengguna perangkat lunak bebas dapat meminjamkan perangkat lunak yang dimilikinya kepada

orang lain untuk dipergunakan tanpa perlu melanggar hukum dan disebut pembajak. Kebebasan yang diberikan

perangkat lunak bebas dijamin oleh copyleft, suatu cara yang dijamin oleh hukum untuk melindungi kebebasan

para pengguna perangkat lunak bebas. Dengan adanya copyleft maka suatu perangkat lunak bebas beserta hasil

perubahan dari kode sumbernya akan selalu menjadi perangkat lunak bebas. Kebebasan yang diberikan melalui

perlindungan copyleft inilah yang membuat suatu program dapat menjadi perangkat lunak bebas. Keuntungan

yang diperoleh dari penggunaan perangkat lunak bebas adalah karena serbaguna dan efektif dalam

keanekaragaman jenis aplikasi. Dengan pemberian source code-nya, perangkat lunak bebas dapat disesuaikan

secara khusus untuk kebutuhan pemakai. Sesuatu yang tidak mudah untuk terselesaikan dengan perangkat lunak

berpemilik Selain itu, perangkat lunak bebas didukung oleh milis-milis pengguna yang dapat menjawab

pertanyaan yang timbul karena permasalahan pada penggunaan perangkat lunak bebas.

Linux adalah sebuah sistem operasi yang sangat mirip dengan sistem-sistem UNIX, karena memang tujuan

utama desain dari proyek Linux adalah UNIX compatible. Sejarah Linux dimulai pada tahun 1991, ketika

mahasiswa Universitas Helsinki, Finlandia bernama Linus Benedict Torvalds menulis Linux, sebuah kernel

untuk prosesor 80386, prosesor 32-bit pertama dalam kumpulan CPU intel yang cocok untuk PC. Dalam

rancangan keseluruhan, Linux menyerupai implementasi UNIX nonmicrokernel yang lain. Ia adalah sistem yang

multiuser, multitasking dengan seperangkat lengkap alat-alat yang compatible dengan UNIX. Sistem berkas

Linux mengikuti semantik tradisional UNIX, dan model jaringan standar UNIX diimplementasikan secara

keseluruhan. Ciri internal desain Linux telah dipengaruhi oleh sejarah perkembangan sistem operasi ini.

Setiap aplikasi yang dijalankan di linux mempunyai pengenal yang disebut sebagai process identiﬁcation number

(PID). PID disimpan dalam 32 bit dengan angka berkisar dari 0-32767 untuk menjamin kompatibilitas dengan

unix. Dari nomor PID inilah linux dapat mengawasi dan mengatur proses-proses yang terjadi didalam system.

Proses yang dijalankan ataupun yang baru dibuat mempunyai struktur data yang disimpan di task_struct. Linux

mengatur semua proses di dalam sistem melalui pemeriksaan dan perubahan terhadap setiap struktur data

task_struct yang dimiliki setiap proses. Sebuah daftar pointer ke semua struktur data task_struct disimpan dalam

task vector. Jumlah maksimum proses dalam sistem dibatasi oleh ukuran dari task vector. Linux umumnya

memiliki task vector dengan ukuran 512 entries. Saat proses dibuat, task_struct baru dialokasikan dari memori

sistem dan ditambahkan ke task vector. Linux juga mendukung proses secara real time. Proses semacam ini

harus bereaksi sangat cepat terhadap event eksternal dan diperlakukan berbeda dari proses biasa lainnya oleh

penjadual.

Objek-objek yang terdapat di sistem berkas linux antara lain ﬁle, inode, ﬁle sistem dan nama inode. Sedangkan

macam-macam sistem berkas linux antar lain : ext2fs, ext3fs, reiser, x, proc dan tiga tambahan : sistem berkas

web, sistem berkas transparent cryptographic dan sistem berkas steganographic