Распределенные АИС стали в настоящее время обыденной реальностью. В многочисленных корпоративных АИС используются распределенные базы данных. Отработаны методы распределения данных и управления распределенными данными, архитектурные подходы, обеспечивающие масштабируемость систем, реализующие принципы многозвенной архитектуры «клиент-сервер», а также архитектуры промежуточного слоя.

Начинают применяться на практике мобильные архитектуры. Это относится как к системам баз данных, так и к приложениям Web.

Возрождается подход к построению распределенных систем, основанный на одноранговой архитектуре (Peer-to-Peer), при котором, в отличие от доминирующей сегодня в распределенных системах архитектуры «клиент-сервер», роли взаимодействующих сторон в сети не фиксируются. Они назначаются в зависимости от ситуации в сети, от загруженности ее узлов.

В связи с интенсивным развитием коммуникационных технологий активно развиваются мобильные АИС. Разработаны технические средства и программное обеспечение для их создания. Благодаря этому стали развиваться мобильные системы баз данных. Многие научные коллективы проводят исследования специфических особенностей таких систем, создают разнообразные их прототипы. Важным инструментом для разработки мобильного программного обеспечения стали технологии Java.

Создан стандарт протокола беспроводного доступа приложений в Web (Wireless Application Protocol - WAP), который уже поддерживается некоторыми моделями сотовых телефонов. На основе WAP и языка XML консорциум W3C разработал язык разметки для беспроводных коммуникаций WML (Wireless Markup Language).

В разработках АИС больше внимания стали уделять метаданным. Здесь предпринимаются шаги в двух направлениях - стандартизация представления метаданных и обеспечение их поддержки в системе.

В АИС используются разнообразные способы и средства представления метаданных (различного рода репозитории метаданных). Отсутствие унификации в этой области значительно осложняет решение проблем мобильности приложений, повторного использования и интеграции информационных ресурсов и информационных технологий, а также реинжиниринга АИС.

Для преодоления указанных трудностей активно ведутся разработки стандартов метаданных, ориентированных на различные информационные технологии. В этой области уже существует ряд международных, национальных и индустриальных стандартов, определяющих представление метаданных и обмен метаданными в АИС. Некоторые из них уже приобрели статус стандартов де-факто. Ограничимся здесь упоминанием лишь наиболее значимых из них.

Вероятно, первым стандартом де-факто этой категории был язык описания данных CODASYL для баз данных сетевой структуры. Из более поздних стандартов следует назвать: стандарт языка запросов SQL для реляционных баз данных, содержащий определение так называемой информационной схемы - совокупности представлений схем реляционных баз данных; компонент стандарта объектных баз данных ODMG, описывающий интерфейсы репозитория объектных схем; международный стандарт IRDS (Information Resource Dictionary Systems), описывающий системы для создания и поддержки справочников информационных ресурсов организации.

Далее следует упомянуть разработанный консорциумом OMG стандарт CWM (Common Warehouse Metamodel) представления метаданных хранилищ данных, основанный на ранее созданном для более широких целей стандарте OIM (Open Information Model) консорциума MDC (Meta Data Coalition).

Новая технологическая платформа XML для Web также включает стандарты представления метаданных. Поддержка метаданных - это одно из важнейших нововведений Web, радикальным образом изменяющее технологии управления его информационными ресурсами. В то время как в технологиях баз данных поддержка метаданных была изначально необходимой, в Web первого поколения метаданные не поддерживались.

К числу стандартов метаданных Web относится подмножество языка XML, используемое для описания логической структуры XML-документов некоторого типа. Это описание называется DTD (Document Type Definition). Кроме того, платформа XML включает стандарт XML Schema, предлагающий более развитые возможности для описания XML-документов. Стандарт RDF (Resource Definition Framework) определяет простой язык представления знаний для описания содержимого XML-документов. Наконец, разрабатываемый стандарт OWL (Ontology Web Language) определяет формальный язык описания онтологии, предназначенный для семантического Web.

Стандарт языка UML (Unified Modeling Language), обеспечивающий представление метаданных инструментов CASE для визуального объектного анализа и проектирования, разработан консорциумом OMG. Этот язык поддерживается во многих программных продуктах CASE. Консорциум OMG создал также стандарт XMI (XML Metadata Interchange) для обмена метаданными между инструментами CASE, использующими язык UML.

Следует упомянуть здесь также стандарт Дублинского ядра (Dublin Core - DC) - набора элементов метаданных для описания содержания документов различной природы. Этот стандарт быстро приобрел популярность и нашел, в частности, широкое применение в среде Web (см. разд. 3.3).

Работы по развитию существующих и созданию новых стандартов представления метаданных для АИС продолжаются. Более подробные сведения о рассматриваемых стандартах можно найти в энциклопедии.

По утверждению известного специалиста в области информатики Э. Таненбаума, не существует общепринятого и в то же время строгого определения распределенной системы. Некоторые остряки утверждают, что распределенной является такая вычислительная система , в которой неисправность компьютера, о существовании которого пользователи ранее даже не подозревали, приводит к остановке всей их работы. Значительная часть распределенных вычислительных систем, к сожалению, удовлетворяют такому определению, однако формально оно относится только к системам с уникальной точкой уязвимости (single point of failure ).

Часто при определении распределенной системы во главу угла ставят разделение ее функций между несколькими компьютерами. При таком подходе распределенной является любая вычислительная система , где обработка данных разделена между двумя и более компьютерами. Основываясь на определении Э. Таненбаума, несколько более узко распределенную систему можно определить как набор соединенных каналами связи независимых компьютеров, которые с точки зрения пользователя некоторого программного обеспечения выглядят единым целым.

Такой подход к определению распределенной системы имеет свои недостатки. Например, все используемое в такой распределенной системе программное обеспечение могло бы работать и на одном единственном компьютере, однако с точки зрения приведенного выше определения такая система уже перестанет быть распределенной. Поэтому понятие распределенной системы, вероятно, должно основываться на анализе образующего такую систему программного обеспечения.

Как основу описания взаимодействия двух сущностей рассмотрим общую модель взаимодействия клиент- сервер , в которой одна из сторон (клиент) инициирует обмен данными, посылая запрос другой стороне (серверу). Сервер обрабатывает запрос и при необходимости посылает ответ клиенту (рис. 1.1).

Рис. 1.1.

Взаимодействие в рамках модели клиент сервер может быть как синхронным, когда клиент ожидает завершения обработки своего запроса сервером, так и асинхронным, при котором клиент посылает серверу запрос и продолжает свое выполнение без ожидания ответа сервера. Модель клиента и сервера может использоваться как основа описания различных взаимодействий. Для данного курса важно взаимодействие составных частей программного обеспечения, образующего распределенную систему.

Рис. 1.2.

Рассмотрим некое типичное приложение , которое в соответствии с современными представлениями может быть разделено на следующие логические уровни (рис. 1.2): пользовательский интерфейс (ИП), логика приложения (ЛП) и доступ к данным (ДД), работающий с базой данных ( БД ). Пользователь системы взаимодействует с ней через интерфейс пользователя, база данных хранит данные, описывающие предметную область приложения, а уровень логики приложения реализует все алгоритмы, относящиеся к предметной области .

Поскольку на практике разных пользователей системы обычно интересует доступ к одним и тем же данным, наиболее простым разнесением функций такой системы между несколькими компьютерами будет разделение логических уровней приложения между одной серверной частью приложения, отвечающим за доступ к данным, и находящимися на нескольких компьютерах клиентскими частями, реализующими интерфейс пользователя. Логика приложения может быть отнесена к серверу, клиентам, или разделена между ними (рис. 1.3).

Рис. 1.3.

Архитектуру построенных по такому принципу приложений называют клиент серверной или двухзвенной. На практике подобные системы часто не относят к классу распределенных, но формально они могут считаться простейшими представителями распределенных систем.

Развитием архитектуры клиент- сервер является трехзвенная архитектура , в которой интерфейс пользователя, логика приложения и доступ к данным выделены в самостоятельные составляющие системы, которые могут работать на независимых компьютерах (рис. 1.4).

Рис. 1.4.

Запрос пользователя в подобных системах последовательно обрабатывается клиентской частью системы, сервером логики приложения и сервером баз данных. Однако обычно под распределенной системой понимают системы с более сложной архитектурой, чем трехзвенная.

В предыдущей главе нами были рассмотрены сильносвязанные многопроцессорные системы с общей памятью, общими структурами данных ядра и общим пулом, из которого процессы вызываются на выполнение. Часто, однако, бывает желательно в целях обеспечения совместного использования ресурсов распределять процессоры таким образом, чтобы они были автономны от операционной среды и условий эксплуатации. Пусть, например, пользователю персональной ЭВМ нужно обратиться к файлам, находящимся на более крупной машине, но сохранить при этом контроль над персональной ЭВМ. Несмотря на то, что отдельные программы, такие как uucp, поддерживают передачу файлов по сети и другие сетевые функции, их использование не будет скрыто от пользователя, поскольку пользователь знает о том, что он работает в сети. Кроме того, надо заметить, что программы, подобные текстовым редакторам, с удаленными файлами, как с обычными, не работают. Пользователи должны располагать стандартным набором функций системы UNIX и, за исключением возможной потери в быстродействии, не должны ощущать пересечения машинных границ. Так, например, работа системных функций open и read с файлами на удаленных машинах не должна отличаться от их работы с файлами, принадлежащими локальным системам.

Архитектура распределенной системы представлена на Рисунке 13.1. Каждый компьютер, показанный на рисунке, является автономным модулем, состоящим из ЦП, памяти и периферийных устройств. Соответствие модели не нарушается даже несмотря на то, что компьютер не располагает локальной файловой системой: он должен иметь периферийные устройства для связи с другими машинами, а все принадлежащие ему файлы могут располагаться и на ином компьютере. Физическая память, доступная каждой машине, не зависит от процессов, выполняемых на других машинах. Этой особенностью распределенные системы отличаются от сильносвязанных многопроцессорных систем, рассмотренных в предыдущей главе. Соответственно, и ядро системы на каждой машине функционирует независимо от внешних условий эксплуатации распределенной среды.

Рисунок 13.1. Модель системы с распределенной архитектурой

Распределенные системы, хорошо описанные в литературе, традиционно делятся на следующие категории:

Периферийные системы, представляющие собой группы машин, отличающихся ярковыраженной общностью и связанных с одной (обычно более крупной) машиной. Периферийные процессоры делят свою нагрузку с центральным процессором и переадресовывают ему все обращения к операционной системе. Цель периферийной системы состоит в увеличении общей производительности сети и в предоставлении возможности выделения процессора одному процессу в операционной среде UNIX. Система запускается как отдельный модуль; в отличие от других моделей распределенных систем, периферийные системы не обладают реальной автономией, за исключением случаев, связанных с диспетчеризацией процессов и распределением локальной памяти.

Распределенные системы типа "Newcastle", позволяющие осуществлять дистанционную связь по именам удаленных файлов в библиотеке (название взято из статьи "The Newcastle Connection" - см. ). Удаленные файлы имеют спецификацию (составное имя), которая в указании пути поиска содержит специальные символы или дополнительную компоненту имени, предшествующую корню файловой системы. Реализация этого метода не предполагает внесения изменений в ядро системы, вследствие этого он более прост, чем другие методы, рассматриваемые в этой главе, но менее гибок.

Абсолютно "прозрачные" распределенные системы, в которых для обращения к файлам, расположенным на других машинах, достаточно указания их стандартных составных имен; распознавание этих файлов как удаленных входит в обязанности ядра. Маршруты поиска файлов, указанные в их составных именах, пересекают машинные границы в точках монтирования, сколько бы таких точек ни было сформировано при монтировании файловых систем на дисках.

В настоящей главе мы рассмотрим архитектуру каждой модели; все приводимые сведения базируются не на результатах конкретных разработок, а на информации, публиковавшейся в различных технических статьях. При этом предполагается, что забота об адресации, маршрутизации, управлении потоками, обнаружении и исправлении ошибок возлагается на модули протоколов и драйверы устройств, другими словами, что каждая модель не зависит от используемой сети. Примеры использования системных функций, приводимые в следующем разделе для периферийных систем, работают аналогичным образом и для систем типа Newcastle и для абсолютно "прозрачных" систем, о которых пойдет речь позже; поэтому в деталях мы их рассмотрим один раз, а в разделах, посвященных другим типам систем, остановимся в основном на особенностях, отличающих эти модели от всех остальных.

13.1 ПЕРИФЕРИЙНЫЕ ПРОЦЕССОРЫ

Архитектура периферийной системы показана на Рисунке 13.2. Цель такой конфигурации состоит в повышении общей производительности сети за счет перераспределения выполняемых процессов между центральным и периферийными процессорами. У каждого из периферийных процессоров нет в распоряжении других локальных периферийных устройств, кроме тех, которые ему нужны для связи с центральным процессором. Файловая система и все устройства находятся в распоряжении центрального процессора. Предположим, что все пользовательские процессы исполняются на периферийном процессоре и между периферийными процессорами не перемещаются; будучи однажды переданы процессору, они пребывают на нем до момента завершения. Периферийный процессор содержит облегченный вариант операционной системы, предназначенный для обработки локальных обращений к системе, управления прерываниями, распределения памяти, работы с сетевыми протоколами и с драйвером устройства связи с центральным процессором.

При инициализации системы на центральном процессоре ядро по линиям связи загружает на каждом из периферийных процессоров локальную операционную систему. Любой выполняемый на периферии процесс связан с процессом-спутником, принадлежащим центральному процессору (см. ); когда процесс, протекающий на периферийном процессоре, вызывает системную функцию, которая нуждается в услугах исключительно центрального процессора, периферийный процесс связывается со своим спутником и запрос поступает на обработку на центральный процессор. Процесс-спутник исполняет системную функцию и посылает результаты обратно на периферийный процессор. Взаимоотношения периферийного процесса со своим спутником похожи на отношения клиента и сервера, подробно рассмотренные нами в главе 11: периферийный процесс выступает клиентом своего спутника, поддерживающего функции работы с файловой системой. При этом удаленный процесс-сервер имеет только одного клиента. В разделе 13.4 мы рассмотрим процессы-серверы, имеющие несколько клиентов.

Рисунок 13.2. Конфигурация периферийной системы

Рисунок 13.3. Форматы сообщений

Когда периферийный процесс вызывает системную функцию, которую можно обработать локально, ядру нет надобности посылать запрос процессу-спутнику. Так, например, в целях получения дополнительной памяти процесс может вызвать для локального исполнения функцию sbrk. Однако, если требуются услуги центрального процессора, например, чтобы открыть файл, ядро кодирует информацию о передаваемых вызванной функции параметрах и условиях выполнения процесса в некое сообщение, посылаемое процессу-спутнику (Рисунок 13.3). Сообщение включает в себя признак, из которого следует, что системная функция выполняется процессом-спутником от имени клиента, передаваемые функции параметры и данные о среде выполнения процесса (например, пользовательский и групповой коды идентификации), которые для разных функций различны. Оставшаяся часть сообщения представляет собой данные переменной длины (например, составное имя файла или данные, предназначенные для записи функцией write).

Процесс-спутник ждет поступления запросов от периферийного процесса; при получении запроса он декодирует сообщение, определяет тип системной функции, исполняет ее и преобразует результаты в ответ, посылаемый периферийному процессу. Ответ, помимо результатов выполнения системной функции, включает в себя сообщение об ошибке (если она имела место), номер сигнала и массив данных переменной длины, содержащий, например, информацию, прочитанную из файла. Периферийный процесс приостанавливается до получения ответа, получив его, производит расшифровку и передает результаты пользователю. Такова общая схема обработки обращений к операционной системе; теперь перейдем к более детальному рассмотрению отдельных функций.

Для того, чтобы объяснить, каким образом работает периферийная система, рассмотрим ряд функций: getppid, open, write, fork, exit и signal. Функция getppid довольно проста, поскольку она связана с простыми формами запроса и ответа, которыми обмениваются периферийный и центральный процессоры. Ядро на периферийном процессоре формирует сообщение, имеющее признак, из которого следует, что запрашиваемой функцией является функция getppid, и посылает запрос центральному процессору. Процесс-спутник на центральном процессоре читает сообщение с периферийного процессора, расшифровывает тип системной функции, исполняет ее и получает идентификатор своего родителя. Затем он формирует ответ и передает его периферийному процессу, находящемуся в состоянии ожидания на другом конце линии связи. Когда периферийный процессор получает ответ, он передает его процессу, вызвавшему системную функцию getppid. Если же периферийный процесс хранит данные (такие, как идентификатор процесса-родителя) в локальной памяти, ему вообще не придется связываться со своим спутником.

Если производится обращение к системной функции open, периферийный процесс посылает своему спутнику соответствующее сообщение, которое включает имя файла и другие параметры. В случае успеха процесс-спутник выделяет индекс и точку входа в таблицу файлов, отводит запись в таблице пользовательских дескрипторов файла в своем пространстве и возвращает дескриптор файла периферийному процессу. Все это время на другом конце линии связи периферийный процесс ждет ответа. У него в распоряжении нет никаких структур, которые хранили бы информацию об открываемом файле; возвращаемый функцией open дескриптор представляет собой указатель на запись в таблице пользовательских дескрипторов файла, принадлежащей процессу-спутнику. Результаты выполнения функции показаны на Рисунке 13.4.

Рисунок 13.4. Вызов функции open из периферийного процесса

Если производится обращение к системной функции write, периферийный процессор формирует сообщение, состоящее из признака функции write, дескриптора файла и объема записываемых данных. Затем из пространства периферийного процесса он по линии связи копирует данные процессу-спутнику. Процесс-спутник расшифровывает полученное сообщение, читает данные из линии связи и записывает их в соответствующий файл (в качестве указателя на индекс которого и запись о котором в таблице файлов используется содержащийся в сообщении дескриптор); все указанные действия выполняются на центральном процессоре. По окончании работы процесс-спутник передает периферийному процессу посылку, подтверждающую прием сообщения и содержащую количество байт данных, успешно переписанных в файл. Операция read выполняется аналогично; спутник информирует периферийный процесс о количестве реально прочитанных байт (в случае чтения данных с терминала или из канала это количество не всегда совпадает с количеством, указанным в запросе). Для выполнения как той, так и другой функции может потребоваться многократная пересылка информационных сообщений по сети, что определяется объемом пересылаемых данных и размерами сетевых пакетов.

Единственной функцией, требующей внесения изменений при работе на центральном процессоре, является системная функция fork. Когда процесс исполняет эту функцию на ЦП, ядро выбирает для него периферийный процессор и посылает сообщение специальному процессу - серверу, информируя последний о том, что собирается приступить к выгрузке текущего процесса. Предполагая, что сервер принял запрос, ядро с помощью функции fork создает новый периферийный процесс, выделяя запись в таблице процессов и адресное пространство. Центральный процессор выгружает копию процесса, вызвавшего функцию fork, на периферийный процессор, затирая только что выделенное адресное пространство, порождает локальный спутник для связи с новым периферийным процессом и посылает на периферию сообщение о необходимости инициализации счетчика команд для нового процесса. Процесс-спутник (на ЦП) является потомком процесса, вызвавшего функцию fork; периферийный процесс с технической точки зрения выступает потомком процесса-сервера, но по логике он является потомком процесса, вызвавшего функцию fork. Процесс-сервер не имеет логической связи с потомком по завершении функции fork; единственная задача сервера состоит в оказании помощи при выгрузке потомка. Из-за сильной связи между компонентами системы (периферийные процессоры не располагают автономией) периферийный процесс и процесс-спутник имеют один и тот же код идентификации. Взаимосвязь между процессами показана на Рисунке 13.5: непрерывной линией показана связь типа "родитель-потомок", пунктиром - связь между равноправными партнерами.

Рисунок 13.5. Выполнение функции fork на центральном процессоре

Когда процесс исполняет функцию fork на периферийном процессоре, он посылает сообщение своему спутнику на ЦП, который и исполняет после этого всю вышеописанную последовательность действий. Спутник выбирает новый периферийный процессор и делает необходимые приготовления к выгрузке образа старого процесса: посылает периферийному процессу-родителю запрос на чтение его образа, в ответ на который на другом конце канала связи начинается передача запрашиваемых данных. Спутник считывает передаваемый образ и переписывает его периферийному потомку. Когда выгрузка образа заканчивается, процесс-спутник исполняет функцию fork, создавая своего потомка на ЦП, и передает значение счетчика команд периферийному потомку, чтобы последний знал, с какого адреса начинать выполнение. Очевидно, было бы лучше, если бы потомок процесса-спутника назначался периферийному потомку в качестве родителя, однако в нашем случае порожденные процессы получают возможность выполняться и на других периферийных процессорах, а не только на том, на котором они созданы. Взаимосвязь между процессами по завершении функции fork показана на Рисунке 13.6. Когда периферийный процесс завершает свою работу, он посылает соответствующее сообщение процессу-спутнику и тот тоже завершается. От процесса-спутника инициатива завершения работы исходить не может.

Рисунок 13.6. Выполнение функции fork на периферийном процессоре

И в многопроцессорной, и в однопроцессорной системах процесс должен реагировать на сигналы одинаково: процесс либо завершает выполнение системной функции до проверки сигналов, либо, напротив, получив сигнал, незамедлительно выходит из состояния приостанова и резко прерывает работу системной функции, если это согласуется с приоритетом, с которым он был приостановлен. Поскольку процесс-спутник выполняет системные функции от имени периферийного процесса, он должен реагировать на сигналы, согласуя свои действия с последним. Если в однопроцессорной системе сигнал заставляет процесс завершить выполнение функции аварийно, процессу-спутнику в многопроцессорной системе следует вести себя тем же образом. То же самое можно сказать и о том случае, когда сигнал побуждает процесс к завершению своей работы с помощью функции exit: периферийный процесс завершается и посылает соответствующее сообщение процессу-спутнику, который, разумеется, тоже завершается.

Когда периферийный процесс вызывает системную функцию signal, он сохраняет текущую информацию в локальных таблицах и посылает сообщение своему спутнику, информируя его о том, следует ли указанный сигнал принимать или же игнорировать. Процессу-спутнику безразлично, выполнять ли перехват сигнала или действие по умолчанию. Реакция процесса на сигнал зависит от трех факторов (Рисунок 13.7): поступает ли сигнал во время выполнения процессом системной функции, сделано ли с помощью функции signal указание об игнорировании сигнала, возникает ли сигнал на этом же периферийном процессоре или на каком-то другом. Перейдем к рассмотрению различных возможностей.

алгоритм sighandle /* алгоритм обработки сигналов */

if (текущий процесс является чьим-то спутником или имеет прототипа)

if (сигнал игнорируется)

if (сигнал поступил во время выполнения системной функции)

поставить сигнал перед процессом-спутником;

послать сообщение о сигнале периферийному процессу;

else { /* периферийный процесс */

/* поступил ли сигнал во время выполнения системной функции или нет */

послать сигнал процессу-спутнику;

алгоритм satellite_end_of_syscall /* завершение системной функции, вызванной периферийным процессом */

входная информация: отсутствует

выходная информация: отсутствует

if (во время выполнения системной функции поступило прерывание)

послать периферийному процессу сообщение о прерывании, сигнал;

else /* выполнение системной функции не прерывалось */

послать ответ: включить флаг, показывающий поступление сигнала;

Рисунок 13.7. Обработка сигналов в периферийной системе

Допустим, что периферийный процесс приостановил свою работу на то время, пока процесс-спутник исполняет системную функцию от его имени. Если сигнал возникает в другом месте, процесс-спутник обнаруживает его раньше, чем периферийный процесс. Возможны три случая.

1. Если в ожидании некоторого события процесс-спутник не переходил в состояние приостанова, из которого он вышел бы по получении сигнала, он выполняет системную функцию до конца, посылает результаты выполнения периферийному процессу и показывает, какой из сигналов им был получен.

2. Если процесс сделал указание об игнорировании сигнала данного типа, спутник продолжает следовать алгоритму выполнения системной функции, не выходя из состояния приостанова по longjmp. В ответе, посылаемом периферийному процессу, сообщение о получении сигнала будет отсутствовать.

3. Если по получении сигнала процесс-спутник прерывает выполнение системной функции (по longjmp), он информирует об этом периферийный процесс и сообщает ему номер сигнала.

Периферийный процесс ищет в поступившем ответе сведения о получении сигналов и в случае обнаружения таковых производит обработку сигналов перед выходом из системной функции. Таким образом, поведение процесса в многопроцессорной системе в точности соответствует его поведению в однопроцессорной системе: он или завершает свою работу, не выходя из режима ядра, или обращается к пользовательской функции обработки сигнала, или игнорирует сигнал и успешно завершает выполнение системной функции.

Рисунок 13.8. Прерывание во время выполнения системной функции

Предположим, например, что периферийный процесс вызывает функцию чтения с терминала, связанного с центральным процессором, и приостанавливает свою работу на время выполнения функции процессом-спутником (Рисунок 13.8). Если пользователь нажимает клавишу прерывания (break), ядро ЦП посылает процессу-спутнику соответствующий сигнал. Если спутник находился в состоянии приостанова в ожидании ввода с терминала порции данных, он немедленно выходит из этого состояния и прекращает выполнение функции read. В своем ответе на запрос периферийного процесса спутник сообщает код ошибки и номер сигнала, соответствующий прерыванию. Периферийный процесс анализирует ответ и, поскольку в сообщении говорится о поступлении сигнала прерывания, отправляет сигнал самому себе. Перед выходом из функции read периферийное ядро осуществляет проверку поступления сигналов, обнаруживает сигнал прерывания, поступивший от процесса-спутника, и обрабатывает его обычным порядком. Если в результате получения сигнала прерывания периферийный процесс завершает свою работу с помощью функции exit, данная функция берет на себя заботу об уничтожении процесса-спутника. Если периферийный процесс перехватывает сигналы о прерывании, он вызывает пользовательскую функцию обработки сигналов и по выходе из функции read возвращает пользователю код ошибки. С другой стороны, если спутник исполняет от имени периферийного процесса системную функцию stat, он не будет прерывать ее выполнение при получении сигнала (функции stat гарантирован выход из любого приостанова, поскольку для нее время ожидания ресурса ограничено). Спутник доводит выполнение функции до конца и возвращает периферийному процессу номер сигнала. Периферийный процесс посылает сигнал самому себе и получает его на выходе из системной функции.

Если сигнал возник на периферийном процессоре во время выполнения системной функции, периферийный процесс будет находиться в неведении относительно того, вернется ли к нему вскоре управление от процесса-спутника или же последний перейдет в состояние приостанова на неопределенное время. Периферийный процесс посылает спутнику специальное сообщение, информируя его о возникновении сигнала. Ядро на ЦП расшифровывает сообщение и посылает сигнал спутнику, реакция которого на получение сигнала описана в предыдущих параграфах (аварийное завершение выполнения функции или доведение его до конца). Периферийный процесс не может послать сообщение спутнику непосредственно, поскольку спутник занят исполнением системной функции и не считывает данные из линии связи.

Если обратиться к примеру с функцией read, следует отметить, что периферийный процесс не имеет представления о том, ждет ли его спутник ввода данных с терминала или же выполняет другие действия. Периферийный процесс посылает спутнику сообщение о сигнале: если спутник находится в состоянии приостанова с приоритетом, допускающим прерывания, он немедленно выходит из этого состояния и прекращает выполнение системной функции; в противном случае выполнение функции доводится до успешного завершения.

Рассмотрим, наконец, случай поступления сигнала во время, не связанное с выполнением системной функции. Если сигнал возник на другом процессоре, спутник получает его первым и посылает сообщение о сигнале периферийному процессу, независимо от того, касается ли этот сигнал периферийного процесса или нет. Периферийное ядро расшифровывает сообщение и посылает сигнал процессу, который реагирует на него обычным порядком. Если сигнал возник на периферийном процессоре, процесс выполняет стандартные действия, не прибегая к услугам своего спутника.

Когда периферийный процесс посылает сигнал другим периферийным процессам, он кодирует сообщение о вызове функции kill и посылает его процессу-спутнику, который исполняет вызываемую функцию локально. Если часть процессов, для которых предназначен сигнал, имеет местонахождение на других периферийных процессорах, сигнал получат (и прореагируют на его получение вышеописанным образом) их спутники.

13.2 СВЯЗЬ ТИПА NEWCASTLЕ

В предыдущем разделе мы рассмотрели тип сильносвязанной системы, для которого характерна посылка всех возникающих на периферийном процессоре обращений к функциям подсистемы управления файлами на удаленный (центральный) процессор. Теперь перейдем к рассмотрению систем с менее сильной связью, которые состоят из машин, производящих обращение к файлам, находящимся на других машинах. В сети, состоящей из персональных компьютеров и рабочих станций, например, пользователи часто обращаются к файлам, расположенным на большой машине. В последующих двух разделах мы рассмотрим такие конфигурации систем, в которых все системные функции выполняются в локальных подсистемах, но при этом имеется возможность обращения к файлам (через функции подсистемы управления файлами), расположенным на других машинах.

Для идентифицирования удаленных файлов в этих системах используется один из следующих двух путей. В одних системах в составное имя файла добавляется специальный символ: компонента имени, предшествующая этому символу, идентифицирует машину, остальная часть имени - файл, находящийся на этой машине. Так, например, составное имя

"sftig!/fs1/mjb/rje"

идентифицирует файл "/fs1/mjb/rje", находящийся на машине "sftig". Такая схема идентифицирования файла соответствует соглашению, установленному программой uucp относительно передачи файлов между системами типа UNIX. В другой схеме удаленные файлы идентифицируются добавлением к имени специального префикса, например:

/../sftig/fs1/mjb/rje

где "/../" - префикс, свидетельствующий о том, что файл удаленный; вторая компонента имени файла является именем удаленной машины. В данной схеме используется привычный синтаксис имен файлов в системе UNIX, поэтому в отличие от первой схемы здесь пользовательским программам нет необходимости приноравливаться к использованию имен, имеющих необычную конструкцию (см. ).

Рисунок 13.9. Формулирование запросов к файловому серверу (процессору)

Всю оставшуюся часть раздела мы посвятим рассмотрению модели системы, использующей связь типа Newcastle, в которой ядро не занимается распознаванием удаленных файлов; эта функция полностью возлагается на подпрограммы из стандартной Си-библиотеки, выполняющие в данном случае роль системного интерфейса. Эти подпрограммы анализируют первую компоненту имени файла, в обоих описанных способах идентифицирования содержащую признак удаленности файла. В этом состоит отступление от заведенного порядка, при котором библиотечные подпрограммы не занимаются синтаксическим разбором имен файлов. На Рисунке 13.9 показано, каким образом формулируются запросы к файловому серверу. Если файл локальный, ядро локальной системы обрабатывает запрос обычным способом. Рассмотрим обратный случай:

open("/../sftig/fs1/mjb/rje/file", O_RDONLY);

Подпрограмма open из Си-библиотеки анализирует первые две компоненты составного имени файла и узнает, что файл следует искать на удаленной машине "sftig". Чтобы иметь информацию о том, была ли ранее у процесса связь с данной машиной, подпрограмма заводит специальную структуру, в которой запоминает этот факт, и в случае отрицательного ответа устанавливает связь с файловым сервером, работающим на удаленной машине. Когда процесс формулирует свой первый запрос на дистанционную обработку, удаленный сервер подтверждает запрос, в случае необходимости ведет запись в поля пользовательского и группового кодов идентификации и создает процессспутник, который будет выступать от имени процесса-клиента.

Чтобы выполнять запросы клиента, спутник должен иметь на удаленной машине те же права доступа к файлам, что и клиент. Другими словами, пользователь "mjb" должен иметь и к удаленным, и к локальным файлам одинаковые права доступа. К сожалению, не исключена возможность того, что код идентификации клиента "mjb" может совпасть с кодом идентификации другого клиента удаленной машины. Таким образом, администраторам систем на работающих в сети машинах следует либо следить за назначением каждому пользователю кода идентификации, уникального для всей сети, либо в момент формулирования запроса на сетевое обслуживание выполнять преобразование кодов. Если это не будет сделано, процесс-спутник будет иметь на удаленной машине права другого клиента.

Более деликатным вопросом является получение в отношении работы с удаленными файлами прав суперпользователя. С одной стороны, клиент-суперпользователь не должен иметь те же права в отношении удаленной системы, чтобы не вводить в заблуждение средства защиты удаленной системы. С другой стороны, некоторые из программ, если им не предоставить права суперпользователя, просто не смогут работать. Примером такой программы является программа mkdir (см. главу 7), создающая новый каталог. Удаленная система не разрешила бы клиенту создавать новый каталог, поскольку на удалении права суперпользователя не действуют. Проблема создания удаленных каталогов служит серьезным основанием для пересмотра системной функции mkdir в сторону расширения ее возможностей в автоматическом установлении всех необходимых пользователю связей. Тем не менее, получение setuid-программами (к которым относится и программа mkdir) прав суперпользователя по отношению к удаленным файлам все еще остается общей проблемой, требующей своего решения. Возможно, что наилучшим решением этой проблемы было бы установление для файлов дополнительных характеристик, описывающих доступ к ним со стороны удаленных суперпользователей; к сожалению, это потребовало бы внесения изменений в структуру дискового индекса (в части добавления новых полей) и породило бы слишком большой беспорядок в существующих системах.

Если подпрограмма open завершается успешно, локальная библиотека оставляет об этом соответствующую отметку в доступной для пользователя структуре, содержащей адрес сетевого узла, идентификатор процесса-спутника, дескриптор файла и другую аналогичную информацию. Библиотечные подпрограммы read и write устанавливают, исходя из дескриптора, является ли файл удаленным, и в случае положительного ответа посылают спутнику сообщение. Процесс-клиент взаимодействует со своим спутником во всех случаях обращения к системным функциям, нуждающимся в услугах удаленной машины. Если процесс обращается к двум файлам, расположенным на одной и той же удаленной машине, он пользуется одним спутником, но если файлы расположены на разных машинах, используются уже два спутника: по одному на каждой машине. Два спутника используются и в том случае, когда к файлу на удаленной машине обращаются два процесса. Вызывая системную функцию через спутника, процесс формирует сообщение, включающее в себя номер функции, имя пути поиска и другую необходимую информацию, аналогичную той, которая входит в структуру сообщения в системе с периферийными процессорами.

Механизм выполнения операций над текущим каталогом более сложен. Когда процесс выбирает в качестве текущего удаленный каталог, библиотечная подпрограмма посылает соответствующее сообщение спутнику, который изменяет текущий каталог, при этом подпрограмма запоминает, что каталог удаленный. Во всех случаях, когда имя пути поиска начинается с символа, отличного от наклонной черты (/), подпрограмма посылает это имя на удаленную машину, где процесс-спутник прокладывает маршрут, начиная с текущего каталога. Если текущий каталог - локальный, подпрограмма просто передает имя пути поиска ядру локальной системы. Системная функция chroot в отношении удаленного каталога выполняется похоже, но при этом ее выполнение для ядра локальной системы проходит незамеченным; строго говоря, процесс может оставить эту операцию без внимания, поскольку только библиотека фиксирует ее выполнение.

Когда процесс вызывает функцию fork, соответствующая библиотечная подпрограмма посылает сообщения каждому спутнику. Процессы - спутники выполняют операцию ветвления и посылают идентификаторы своих потомков клиенту-родителю. Процесс-клиент запускает системную функцию fork, которая передает управление порождаемому потомку; локальный потомок ведет диалог с удаленным потомком-спутником, адреса которого сохранила библиотечная подпрограмма. Такая трактовка функции fork облегчает процессам-спутникам контроль над открытыми файлами и текущими каталогами. Когда процесс, работающий с удаленными файлами, завершается (вызывая функцию exit), подпрограмма посылает сообщения всем его удаленным спутникам, чтобы они по получении сообщения проделали то же самое. Отдельные моменты реализации системных функций exec и exit затрагиваются в упражнениях.

Преимущество связи типа Newcastle состоит в том, что обращение процесса к удаленным файлам становится "прозрачным" (незаметным для пользователя), при этом в ядро системы никаких изменений вносить не нужно. Однако, данной разработке присущ и ряд недостатков. Прежде всего, при ее реализации возможно снижение производительности системы. В связи с использованием расширенной Си-библиотеки размер используемой каждым процессом памяти увеличивается, даже если процесс не обращается к удаленным файлам; библиотека дублирует функции ядра и требует для себя больше места в памяти. Увеличение размера процессов приводит к удлинению продолжительности периода запуска и может вызвать большую конкуренцию за ресурсы памяти, создавая условия для более частой выгрузки и подкачки задач. Локальные запросы будут исполняться медленнее из-за увеличения продолжительности каждого обращения к ядру, замедление может грозить и обработке удаленных запросов, затраты по пересылке которых по сети увеличиваются. Дополнительная обработка удаленных запросов на пользовательском уровне увеличивает количество переключений контекста, операций по выгрузке и подкачке процессов. Наконец, для того, чтобы обращаться к удаленным файлам, программы должны быть перекомпилированы с использованием новых библиотек; старые программы и поставленные объектные модули без этого работать с удаленными файлами не смогут. Все эти недостатки отсутствуют в системе, описываемой в следующем разделе.

13.3 "ПРОЗРАЧНЫЕ" РАСПРЕДЕЛЕННЫЕ ФАЙЛОВЫЕ СИСТЕМЫ

Термин "прозрачное распределение" означает, что пользователи, работающие на одной машине, могут обращаться к файлам, находящимся на другой машине, не осознавая того, что тем самым они пересекают машинные границы, подобно тому, как на своей машине они при переходе от одной файловой системе к другой пересекают точки монтирования. Имена, по которым процессы обращаются к файлам, находящимся на удаленных машинах, похожи на имена локальных файлов: отличительные символы в них отсутствуют. В конфигурации, показанной на Рисунке 13.10, каталог "/usr/src", принадлежащий машине B, "вмонтирован" в каталог "/usr/src", принадлежащий машине A. Такая конфигурация представляется удобной в том случае, если в разных системах предполагается использовать один и тот же исходный код системы, традиционно находящийся в каталоге "/usr/src". Пользователи, работающие на машине A, могут обращаться к файлам, расположенным на машине B, используя привычный синтаксис написания имен файлов (например: "/usr/src/cmd/login.c"), и ядро уже само решает вопрос, является файл удаленным или же локальным. Пользователи, работающие на машине B, имеют доступ к своим локальным файлам (не подозревая о том, что к этим же файлам могут обращаться и пользователи машины A), но, в свою очередь, не имеют доступа к файлам, находящимся на машине A. Конечно, возможны и другие варианты, в частности, такие, в которых все удаленные системы монтируются в корне локальной системы, благодаря чему пользователи получают доступ ко всем файлам во всех системах.

Рисунок 13.10. Файловые системы после удаленного монтирования

Наличие сходства между монтированием локальных файловых систем и открытием доступа к удаленным файловым системам послужило поводом для адаптации функции mount применительно к удаленным файловым системам. В данном случае ядро получает в свое распоряжение таблицу монтирования расширенного формата. Выполняя функцию mount, ядро организует сетевую связь с удаленной машиной и сохраняет в таблице монтирования информацию, характеризующую данную связь.

Интересная проблема связана с именами путей, включающих "..". Если процесс делает текущим каталог из удаленной файловой системы, последующее использование в имени символов ".." скорее вернет процесс в локальную файловую систему, чем позволит обращаться к файлам, расположенным выше текущего каталога. Возвращаясь вновь к Рисунку 13.10, отметим, что когда процесс, принадлежащий машине A, выбрав предварительно в качестве текущего каталог "/usr/src/cmd", расположенный в удаленной файловой системе, исполнит команду

текущим каталогом станет корневой каталог, принадлежащий машине A, а не машине B. Алгоритм namei, работающий в ядре удаленной системы, получив последовательность символов "..", проверяет, является ли вызывающий процесс агентом процесса-клиента, и в случае положительного ответа устанавливает, трактует ли клиент текущий рабочий каталог в качестве корня удаленной файловой системы.

Связь с удаленной машиной принимает одну из двух форм: вызов удаленной процедуры или вызов удаленной системной функции. В первой форме каждая процедура ядра, имеющая дело с индексами, проверяет, указывает ли индекс на удаленный файл, и если это так, посылает на удаленную машину запрос на выполнение указанной операции. Данная схема естественным образом вписывается в абстрактную структуру поддержки файловых систем различных типов, описанную в заключительной части главы 5. Таким образом, обращение к удаленному файлу может инициировать пересылку по сети нескольких сообщений, количество которых определяется количеством подразумеваемых операций над файлом, с соответствующим увеличением времени ответа на запрос с учетом принятого в сети времени ожидания. Каждый набор удаленных операций включает в себя, по крайней мере, действия по блокированию индекса, подсчету ссылок и т. п. В целях усовершенствования модели предлагались различные оптимизационные решения, связанные с объединением нескольких операций в один запрос (сообщение) и с буферизацией наиболее важных данных (см. ).

Рисунок 13.11. Открытие удаленного файла

Рассмотрим процесс, который открывает удаленный файл "/usr/src/cmd/login.c", где "src" - точка монтирования. Выполняя синтаксический разбор имени файла (по схеме namei-iget), ядро обнаруживает, что файл удаленный, и посылает на машину, где он находится, запрос на получение заблокированного индекса. Получив желаемый ответ, локальное ядро создает в памяти копию индекса, корреспондирующую с удаленным файлом. Затем ядро производит проверку наличия необходимых прав доступа к файлу (на чтение, например), послав на удаленную машину еще одно сообщение. Выполнение алгоритма open продолжается в полном соответствии с планом, приведенным в главе 5, с посылкой сообщений на удаленную машину по мере необходимости, до полного окончания алгоритма и освобождения индекса. Взаимосвязь между структурами данных ядра по завершении алгоритма open показана на Рисунке 13.11.

Если клиент вызывает системную функцию read, ядро клиента блокирует локальный индекс, посылает запрос на блокирование удаленного индекса, запрос на чтение данных, копирует данные в локальную память, посылает запрос на освобождение удаленного индекса и освобождает локальный индекс. Такая схема соответствует семантике существующего однопроцессорного ядра, но частота использования сети (несколько обращений на каждую системную функцию) снижает производительность всей системы. Однако, чтобы уменьшить поток сообщений в сети, в один запрос можно объединять несколько операций. В примере с функцией read клиент может послать серверу один общий запрос на "чтение", а уж сервер при его выполнении сам принимает решение на захват и освобождение индекса. Сокращения сетевого трафика можно добиться и путем использования удаленных буферов (о чем мы уже говорили выше), но при этом нужно позаботиться о том, чтобы системные функции работы с файлами, использующие эти буферы, выполнялись надлежащим образом.

При второй форме связи с удаленной машиной (вызов удаленной системной функции) локальное ядро обнаруживает, что системная функция имеет отношение к удаленному файлу, и посылает указанные в ее вызове параметры на удаленную систему, которая исполняет функцию и возвращает результаты клиенту. Машина клиента получает результаты выполнения функции и выходит из состояния вызова. Большинство системных функций может быть выполнено с использованием только одного сетевого запроса с получением ответа через достаточно приемлемое время, но в такую модель вписываются не все функции. Так, например, по получении некоторых сигналов ядро создает для процесса файл с именем "core" (глава 7). Создание этого файла не связано с конкретной системной функцией, а завершает выполнение нескольких операций, таких как создание файла, проверка прав доступа и выполнение ряда операций записи.

В случае с системной функцией open запрос на исполнение функции, посылаемый на удаленную машину, включает в себя часть имени файла, оставшуюся после исключения компонент имени пути поиска, отличающих удаленный файл, а также различные флаги. В рассмотренном ранее примере с открытием файла "/usr/src/cmd/login.c" ядро посылает на удаленную машину имя "cmd/login.c". Сообщение также включает в себя опознавательные данные, такие как пользовательский и групповой коды идентификации, необходимые для проверки прав доступа к файлам на удаленной машине. Если с удаленной машины поступает ответ, свидетельствующий об успешном выполнении функции open, локальное ядро выбирает свободный индекс в памяти локальной машины и помечает его как индекс удаленного файла, сохраняет информацию об удаленной машине и удаленном индексе и по заведенному порядку выделяет новую запись в таблице файлов. В сравнении с реальным индексом на удаленной машине индекс, принадлежащий локальной машине, является формальным, не нарушающим конфигурацию модели, которая в целом совпадает с конфигурацией, используемой при вызове удаленной процедуры (Рисунок 13.11). Если вызываемая процессом функция обращается к удаленному файлу по его дескриптору, локальное ядро узнает из индекса (локального) о том, что файл удаленный, формулирует запрос, включающий в себя вызываемую функцию, и посылает его на удаленную машину. В запросе содержится указатель на удаленный индекс, по которому процесс-спутник сможет идентифицировать сам удаленный файл.

Получив результат выполнения любой системной функции, ядро может для его обработки прибегнуть к услугам специальной программы (по завершении которой ядро закончит работу с функцией), ибо не всегда локальная обработка результатов, применяемая в однопроцессорной системе, подходит для системы с несколькими процессорами. Вследствие этого возможны изменения в семантике системных алгоритмов, направленные на обеспечение поддержки выполнения удаленных системных функций. Однако, при этом в сети циркулирует минимальный поток сообщений, обеспечивающий минимальное время реакции системы на поступающие запросы.

13.4 РАСПРЕДЕЛЕННАЯ МОДЕЛЬ БЕЗ ПЕРЕДАТОЧНЫХ ПРОЦЕССОВ

Использование передаточных процессов (процессов-спутников) в "прозрачной" распределенной системе облегчает слежение за удаленными файлами, однако при этом таблица процессов удаленной системы перегружается процессами-спутниками, бездействующими большую часть времени. В других схемах для обработки удаленных запросов используются специальные процессы-серверы (см. и ). Удаленная система располагает набором (пулом) процессов-серверов, время от времени назначаемых ею для обработки поступающих удаленных запросов. После обработки запроса процесс-сервер возвращается в пул и переходит в состояние готовности к выполнению обработки других запросов. Сервер не сохраняет пользовательский контекст между двумя обращениями, ибо он может обрабатывать запросы сразу нескольких процессов. Следовательно, каждое поступающее от процесса-клиента сообщение должно включать в себя информацию о среде его выполнения, а именно: коды идентификации пользователя, текущий каталог, сигналы и т. д. Процессы-спутники получают эти данные в момент своего появления или во время выполнения системной функции.

Когда процесс открывает удаленный файл, ядро удаленной системы назначает индекс для последующих ссылок на файл. Локальная машина располагает таблицей пользовательских дескрипторов файла, таблицей файлов и таблицей индексов с обычным набором записей, причем запись в таблице индексов идентифицирует удаленную машину и удаленный индекс. В тех случаях, когда системная функция (например, read) использует дескриптор файла, ядро посылает сообщение, указывающее на ранее назначенный удаленный индекс, и передает связанную с процессом информацию: код идентификации пользователя, максимально-допустимый размер файла и т. п. Если удаленная машина имеет в своем распоряжении процесс-сервер, взаимодействие с клиентом принимает вид, описанный ранее, однако связь между клиентом и сервером устанавливается только на время выполнения системной функции.

Если вместо процессов-спутников воспользоваться услугами серверов, управление потоком данных, сигналами и удаленными устройствами может усложниться. Поступающие в большом количестве запросы к удаленной машине при отсутствии достаточного числа серверов должны выстраиваться в очередь. Для этого нужен протокол более высокого уровня, чем тот, который используется в основной сети. В модели, использующей спутник, с другой стороны, перенасыщенность запросами исключается, ибо все запросы клиента обрабатываются синхронно. Клиент может иметь не более одного запроса, ожидающего обработки.

Обработка сигналов, прерывающих выполнение системной функции, при использовании серверов также усложняется, поскольку удаленной машине приходится при этом искать соответствующий сервер, обслуживающий выполнение функции. Не исключается даже и такая возможность, что в связи с занятостью всех серверов запрос на выполнение системной функции находится в состоянии ожидания обработки. Условия для возникновения конкуренции складываются и тогда, когда сервер возвращает результат выполнения системной функции вызывающему процессу и ответ сервера заключает в себе посылку через сеть соответствующего сигнального сообщения. Каждое сообщение должно быть помечено таким образом, чтобы удаленная система могла распознать его и в случае необходимости прервать работу процессов-серверов. При использовании спутников тот процесс, который обслуживает выполнение запроса клиента, идентифицируется автоматически, и в случае поступления сигнала проверка того, закончена ли обработка запроса или нет, не составляет особого труда.

Наконец, если вызываемая клиентом системная функция заставляет сервер приостановиться на неопределенное время (например, при чтении данных с удаленного терминала), сервер не может вести обработку других запросов, чтобы освободить тем самым серверный пул. Если к удаленным устройствам обращаются сразу несколько процессов и если при этом количество серверов ограничено сверху, имеет место вполне ощутимое узкое место. При использовании спутников этого не происходит, поскольку спутник выделяется каждому процессу-клиенту. Еще одна проблема, связанная с использованием серверов для удаленных устройств, будет рассмотрена в упражнении 13.14.

Несмотря на преимущества, которые предоставляет использование процессов-спутников, потребность в свободных записях таблицы процессов на практике становится настолько острой, что в большинстве случаев для обработки удаленных запросов все-таки прибегают к услугам процессов-серверов.

Рисунок 13.12. Концептуальная схема взаимодействия с удаленными файлами на уровне ядра

13.5 ВЫВОДЫ

В данной главе нами были рассмотрены три схемы работы с расположенными на удаленных машинах файлами, трактующие удаленные файловые системы как расширение локальной. Архитектурные различия между этими схемами показаны на Рисунке 13.12. Все они в свою очередь отличаются от многопроцессорных систем, описанных в предыдущей главе, тем, что здесь процессоры не используют физическую память совместно. Система с периферийными процессорами состоит из сильносвязанного набора процессоров, совместно использующих файловые ресурсы центрального процессора. Связь типа Newcastle обеспечивает скрытый ("прозрачный") доступ к удаленным файлам, но не средствами ядра операционной системы, а благодаря использованию специальной Си-библиотеки. По этой причине все программы, предполагающие использовать связь данного типа, должны быть перекомпилированы, что в общем-то является серьезным недостатком этой схемы. Удаленность файла обозначается с помощью специальной последовательности символов, описывающих машину, на которой расположен файл, и это является еще одним фактором, ограничивающим мобильность программ.

В "прозрачных" распределенных системах для доступа к удаленным файлам используется модификация системной функции mount. Индексы в локальной системе содержат отметку о том, что они относятся к удаленным файлам, и локальное ядро посылает на удаленную систему сообщение, описывающее запрашиваемую системную функцию, ее параметры и удаленный индекс. Связь в "прозрачной" распределенной системе поддерживается в двух формах: в форме вызова удаленной процедуры (на удаленную машину посылается сообщение, содержащее перечень операций, связанных с индексом) и в форме вызова удаленной системной функции (сообщение описывает запрашиваемую функцию). В заключительной части главы рассмотрены вопросы, имеющие отношение к обработке дистанционных запросов с помощью процессов-спутников и серверов.

13.6 УПРАЖНЕНИЯ

*1. Опишите реализацию системной функции exit в системе с периферийными процессорами. В чем разница между этим случаем и тем, когда процесс завершает свою работу по получении неперехваченного сигнала? Каким образом ядру следует сохранить дамп содержимого памяти?

2. Процессы не могут игнорировать сигналы типа SIGKILL; объясните, что происходит в периферийной системе, когда процесс получает такой сигнал.

*3. Опишите реализацию системной функции exec в системе с периферийными процессорами.

*4. Каким образом центральному процессору следует производить распределение процессов между периферийными процессорами с тем, чтобы сбалансировать общую нагрузку?

*5. Что произойдет в том случае, если у периферийного процессора не окажется достаточно памяти для размещения всех выгруженных на него процессов? Каким образом должны производиться выгрузка и подкачка процессов в сети?

6. Рассмотрим систему, в которой запросы к удаленному файловому серверу посылаются в случае обнаружения в имени файла специального префикса. Пусть процесс вызывает функцию execl("/../sftig/bin/sh", "sh", 0); Исполняемый модуль находится на удаленной машине, но должен выполняться в локальной системе. Объясните, каким образом удаленный модуль переносится в локальную систему.

7. Если администратору нужно добавить в существующую систему со связью типа Newcastle новые машины, то как об этом лучше всего проинформировать модули Си-библиотеки?

*8. Во время выполнения функции exec ядро затирает адресное пространство процесса, включая и библиотечные таблицы, используемые связью типа Newcastle для слежения за ссылками на удаленные файлы. После выполнения функции процесс должен сохранить возможность обращения к этим файлам по их старым дескрипторам. Опишите реализацию этого момента.

*9. Как показано в разделе 13.2, вызов системной функции exit в системах со связью типа Newcastle приводит к посылке сообщения процессу-спутнику, заставляющего последний завершить свою работу. Это делается на уровне библиотечных подпрограмм. Что происходит, когда локальный процесс получает сигнал, побуждающий его завершить свою работу в режиме ядра?

*10. Каким образом в системе со связью типа Newcastle, где удаленные файлы идентифицируются добавлением к имени специального префикса, пользователь может, указав в качестве компоненты имени файла ".." (родительский каталог), пересечь удаленную точку монтирования?

11. Из главы 7 нам известно о том, что различные сигналы побуждают процесс сбрасывать дамп содержимого памяти в текущий каталог. Что должно произойти в том случае, если текущим является каталог из удаленной файловой системы? Какой ответ вы дадите в том случае, если в системе используется связь типа Newcastle?

*12. Какие последствия для локальных процессов имело бы удаление из системы всех процессов-спутников или серверов?

*13. Подумайте над тем, как в "прозрачной" распределенной системе следует реализовать алгоритм link, параметрами которого могут быть два имени удаленных файлов, а также алгоритм exec, связанный с выполнением нескольких внутренних операций чтения. Рассмотрите две формы связи: вызов удаленной процедуры и вызов удаленной системной функции.

*14. При обращении к устройству процесс-сервер может перейти в состояние приостанова, из которого он будет выведен драйвером устройства. Естественно, если число серверов ограничено, система не сможет больше удовлетворять запросы локальной машины. Придумайте надежную схему, по которой в ожидании завершения ввода-вывода, связанного с устройством, приостанавливались бы не все процессы-серверы. Системная функция не прекратит свое выполнение, пока все серверы будут заняты.

Рисунок 13.13. Конфигурация с терминальным сервером

*15. Когда пользователь регистрируется в системе, дисциплина терминальной линии сохраняет информацию о том, что терминал является операторским, ведущим группу процессов. По этой причине, когда пользователь на клавиатуре терминала нажимает клавишу "break", сигнал прерывания получают все процессы группы. Рассмотрим конфигурацию системы, в которой все терминалы физически подключаются к одной машине, но регистрация пользователей логически реализуется на других машинах (Рисунок 13.13). В каждом отдельном случае система создает для удаленного терминала getty-процесс. Если запросы к удаленной системе обрабатываются с помощью набора процессов-серверов, следует отметить, что при выполнении процедуры открытия сервер останавливается в ожидании подключения. Когда выполнение функции open завершается, сервер возвращается обратно в серверный пул, разрывая свою связь с терминалом. Каким образом осуществляется рассылка сигнала о прерывании, вызываемого нажатием клавиши "break", по адресам процессов, входящих в одну группу?

*16. Разделение памяти - это особенность, присущая локальным машинам. С логической точки зрения, выделение общей области физической памяти (локальной или удаленной) можно осуществить и для процессов, принадлежащих разным машинам. Опишите реализацию этого момента.

*17. Рассмотренные в главе 9 алгоритмы выгрузки процессов и подкачки страниц по обращению предполагают использование локального устройства выгрузки. Какие изменения следует внести в эти алгоритмы для того, чтобы создать возможность поддержки удаленных устройств выгрузки?

*18. Предположим, что на удаленной машине (или в сети) случился фатальный сбой и локальный протокол сетевого уровня зафиксировал этот факт. Разработайте схему восстановления локальной системы, обращающейся к удаленному серверу с запросами. Кроме того, разработайте схему восстановления серверной системы, утратившей связь с клиентами.

*19. Когда процесс обращается к удаленному файлу, не исключена возможность того, что в поисках файла процесс обойдет несколько машин. В качестве примера возьмем имя "/usr/src/uts/3b2/os", где "/usr" - каталог, принадлежащий машине A, "/usr/src" - точка монтирования корня машины B, "/usr/src/uts/3b2" - точка монтирования корня машины C. Проход через несколько машин к месту конечного назначения называется "мультискачком" (multihop). Однако, если между машинами A и C существует непосредственная сетевая связь, пересылка данных через машину B была бы неэффективной. Опишите особенности реализации "мультискачка" в системе со связью Newcastle и в "прозрачной" распределенной системе.

В настоящее время все разрабатываемые в коммерческих целях ИС имеют распределенную архитектуру, которая подразумевает использование глобальных и/или локальных сетей.

Исторически первыми получила широкое распространение файл-серверная архитектура, поскольку ее логика проста и перевести на такую архитектуру уже находящиеся в эксплуатации ИС –проще всего. Затем она была трансформирована в архитектуру сервер-клиент, которую можно трактовать как ее логическое продолжение. Современные системы, используемые в глобальной сети INTERNET в основном относятся к архитектуре распределенных объектов (см. Рис. III ‑15 )

ИС можно представить состоящую из следующих составных частей (Рис. III‑16)

III.03.2. a Файл-серверные приложения.

Это исторически первая распределенная архитектура (Рис. III‑17). Организуется она предельно просто: на сервере находятся только данные, а все остальное относится к клиентской машине. Поскольку локальные сети достаточно дешевы, и в силу того, что при такой архитектуре прикладное ПО автономно, такая архитектура достаточно часто используется и сейчас. Можно сказать, что это вариант клиент-серверной архитектуры, при которой на сервере находятся только файлы данных. Разные персональные компьютеры взаимодействуют только по средствам общего хранилища данных, поэтому программы, написанные в расчете на один компьютер проще всего адаптировать под такую архитектуру.

Плюсы:

Плюсы файл-серверной архитектуры:

Простота организации;

Не противоречит необходимым требованиям к БД к поддержанию целостности и надежности.

Перегрузка сети;

Непредсказуемость реакции на запрос.

Эти недостатки объясняются тем, что любой запрос к БД приводит к перекачке по сети к значительным объемам информации. Например, для выборки из таблиц одной или нескольких строк перекачивается вся таблица на клиентскую машину и уже там СУБД производит выборку. Значительный сетевой трафик особенно чреват при организации удаленного доступа к БД.

III.03.2. b Клиент-серверные приложения.

В данном случае имеет место распределение обязанностей между сервером и клиентом. В зависимости от того, как они разделены различают толстого и тонкого клиента .

В модели «тонкий клиент” вся работа приложения и управление данны­ми выполняются на сервере. Пользовательский интерфейс в этих системах "переселяется" на персональный компьютер, а само программное приложение выполняет функции сервера, т.е. выполняет все процессы приложения и управляет данными. Модель тонкого клиента можно также реализовать там, где клиенты компьютеры или рабочие станции. Сетевые устройства запускают Internet-броузер и пользовательский интерфейс, реализованный внутри системы.

Главный недостаток модели тонкого клиента - большая загруженность сервера и сети. Все вычисления выполняются а сервере, а это может привести к значительному сетевое трафику между клиентом и сервером. В современных компьютерах достаточно вычислительной мощности, но она практически не используется в модель/тонкого клиента банка

Напротив, модель толстого клиента использует вычислительную мощность локальных машин: само приложение помещаются на клиентский компьютер. Примером архитектуры такого типа могут служить системы банкоматов, в которых банкомат является клиентом, а сервер -центральным компьютером, обслуживающим базу данных по расчетам с клиентами

III.03.2. c Двух- и трехуровневые архитектура клиент-сервер.

Все рассмотренные выше архитектуры являются двухуровневыми. В них различается уровень клиента и уровень сервера. Строго говоря, ИС состоит из трех логических уровней:

· Уровень пользователя;

· Уровень приложения:

· Уровень данных.

Поэтому в двухуровневой модели, где задействованы только два уровня, возникает проблема с масштабируемостью и производительностью, если выбрана модель тонкий клиент, либо проблемы связанные с управлением системы, если взята модель толстый клиент. Избежать этих проблем можно, если применять модель, состоящую из трех уровней, где два из них сервера(Рис. III‑21).

Сервер данных

Фактически сервер приложения и сервер данных могут располагаться на одной машине, но выполнять функции друг друга они не могут. Трехуровневая модель хороша тем, что в ней логически разделены выполнение приложения и управление данными.

Таблица III‑5 Применение разных типов архитектур

Архитектура	Приложение
Двухуровневая тонкий клиент	1 Наследуемые системы, в которых не целесообразно разделять выполнение приложения и управление данными. 2 Приложения с интенсивными вычислениями, но малыми объемами управления данными. 3 Приложения с большими объемами данных, но малым количеством вычислений.
Двухуровневый толстый клиент	1 Приложения, где пользователю требуется интенсивная обработка данных, то есть визуализация данных. 2 Приложения с относительно постоянным набором функций пользователя, применяемых к среде с хорошо отлаженным системным управлением.
Трехуровневый сервер-клиент	1 Большие приложения с сотами и тысячами клиентов 2 Приложения, в которых часто меняются и данные и методы их обработки. 3 Приложения, в которых выполняются интеграции данных из многих источников.

Такая модель подходит многим типам приложений, но ограничивает разработчиков ИС, которые должна решать, где предоставить сервисы, обеспечивать поддержку масштабируемости, разрабатывать средства для подключения новых клиентов.

III.03.2. d Архитектура распределенных объектов.

Более общий подход обеспечивает архитектура распределенных объектов, основными компонентами которой являются объекты. Они предоставляют набор услуг через свои интерфейсы. Другие объекты посылают запросы, при этом не делается различий между клиентом и сервером. Объекты могут располагаться на разных компьютерах в сети и взаимодействовать по средствам промежуточного ПО, по аналогии системной шины, которая позволяет подключать различные устройства и поддерживать взаимодействие между аппаратными устройствами.

…

Диспетчер драйвер ODBC

Драйвер 1

Драйвер К

БД 1

БД К

Работа с SQL

…

Архитектура ODBC включает компоненты:

1. Приложение (например, ИС). Оно выполняет задачи: запрашивает соединение с источником данных, посылает SQL – запросы к источнику данных, описывает область хранения и формат для SQL – запросов, обрабатывает ошибки и оповещает о них пользователя, осуществляет фиксацию или откат транзакций, запрашивает соединение с источником данных.

2. Диспетчер устройств. Он загружает драйвера по требованию приложений, предлагает единый интерфейс всем приложениям, причем интерфейс администратора ODBC одинаков и независим то того, с какой СУБД приложение будет взаимодействовать. Диспетчер драйверов, поставляемый Microsoft, является динамически загружаемой библиотекой DLL.

3. Драйвер зависит от СУБД. Драйвер ODBC – это динамическая библиотека DLL, которая реализует функции ODBC и взаимодействует с источником данных. Драйвер – это программа, которая обрабатывает запрос какой-то функции специфично для СУБД (может модифицировать запросы в соответствии с СУБД) и возвращает результат приложению. Каждая СУБД, поддерживающая технологию ODBC, должна предоставить разработчикам приложений драйвер для этой СУБД.

4. Источник данных содержит управляющую информацию, задаваемую пользователем, информацию об источнике данных и используется для доступа к конкретной СУБД. При этом используются средства ОС и сетевой платформы.

Динамическая модель

Эта модель предполагает много аспектов, для представления которых на языке UML используется как минимум 5 диаграмм см. пп. 2.04.2- 2.04.5.

Рассмотрим аспект управления. Модель управления дополняет структурные модели.

Каким бы образом не была описана структура системы, она состоит из набора структурных единиц (функций или объектов). Чтобы они функционировали как единое целое, ими надо управлять, а информация по управлению отсутствует в статических диаграммах. В моделях управления проектируется поток управления между системами.

Можно выделить два основных типа управления в программных системах.

1. Централизованное управление.

2. Управление, основанное на событиях.

Централизованное управление может быть:

· Иерархическим - по принципу «вызов-возврат» (именно так чаще всего работает учебные программы)

· Модель диспетчера , которая применяется для параллельных систем.

В модели диспетчера предполагается, что один из компонентов системы – диспетчер. Он управляет как запуском, так и завершением систем и координацией остальных процессов системы. Процессы могут работать параллельно друг другу. Под процессом понимается программа, подсистема или процедура, которая работает на данный момент. Эта модель может применяться также в последовательных системах, где управляющая программа вызывает отдельные подсистемы в зависимости от каких-то переменных состояния (через оператор case ).

Управление событиями предполагает отсутствие какой-либо подпрограммы ответственной за управление. Управление осуществляется внешними событиями: нажатие клавиши мыши, нажатие клавиатуры, изменения показания датчиков, изменения показания таймера ит.д. Каждое внешнее событие кодируется и помещается в очередь событий. Если реакция на событие в очереди предусмотрена, то вызывается та процедура (подпрограмма), которая и осуществляет реакцию на это событие. События, на которые реагирует система, могут происходить либо в других подсистемах, либо во внешнем окружении системы.

Примером такого управления является организация приложений в ОС Windows.

Все описанные ранее структурной модели можно реализовать с помощью централизованного управления или управления, основанного на событиях.

Пользовательский интерфейс

При разработки модели интерфейса следует учитывать не только задачи проектируемого ПО, но и особенности мозга, связанные с восприятием информации.

III.03.4. a Психофизические особенности человека, связанные с восприятием и обработкой информации.

Часть мозга, которую условно можно назвать процессором восприятия, постоянно, без участия сознания, перерабатывает поступающую информацию, сравнивает ее с прошлым опытом и помещает ее в хранилище.

Когда зрительный образ привлекает наше внимание, тогда интересующая нас информация поступает краткосрочную память. Если же наше внимание не было привлечено, то информация в хранилище пропадает, замещаясь следующими порциями.

В каждый момент времени фокус внимания может фиксироваться в одной точке, поэтому если возникает необходимость одновременного отслеживания нескольких ситуаций, то фокус перемещается с одного отслеживаемого объекта на другой. При этом внимание рассредоточивается, и какие-то детали могут быть упущены. Существенно и то, что восприятие во многом основано на мотивации.

При смене кадра мозг на некоторое время блокируется: он осваивает новую картинку, выделяя наиболее существенные детали. Это значит, что если необходима быстрая реакция пользователя, то резко менять картинки не стоит.

Краткосрочная память - самое узкое место в системе обработки информации человека. Ее емкость равна 7±2 несвязанных объекта. Невостребованная информация хранится в ней не более 30 секунд. Чтобы не забыть какую-нибудь важную для нас информацию, мы обычно повторяем ее про себя, обновляя информацию в краткосрочной памяти. Таким образом, при проектировании интерфейсов следует иметь в виду, что подавляющему большинству сложно, например, запомнить и ввести на другом экране числа, содержащие более пяти цифр.

Несмотря на то, что емкость и время хранения долгосрочной памяти неограниченны, доступ к информации весьма непрост. Механизм извлечения информации из долгосрочной памяти имеет ассоциативный характер. Для улучшения запоминания информации ее привязывают тем данным, которые память уже хранит и позволяет легко получить. Поскольку доступ к долгосрочной памяти затруднен, целесообразно рассчитывать не на то, что пользователь вспомнит информацию, а на то, что пользователь узнает ее.

III.03.4. b Основные критерии оценки интерфейсов

Многочисленные опросы и обследования, проводимые ведущими фирмами по разработке программного обеспечения, показали, что пользователи ценят в интерфейсе:

1)простоту освоения и запоминания - конкретно оценивают время освоения и продолжительность сохранения информации и памяти;

2)скорость достижения результатов при использовании системы, которая определяется количеством вводимых или выбираемых мышью команд и настроек;

3)субъективную удовлетворенность при эксплуатации системы (удобство работы, утомляемость и т. д.).

Причем для пользователей-профессионалов, постоянно работающих с одним и тем же пакетом, на первое место достаточно быстро выходят второй и третий критерии, а для пользователей-непрофессионалов, работающих с программным обеспечением периодически и выполняющих сравнительно несложные задачи - первый и третий.

С этой точки зрения на сегодняшний день наилучшими характеристиками для пользователей-профессионалов обладают интерфейсы со свободной навигацией, а для пользователей-непрофессионалов - интерфейсы прямого манипулирования. Давно замечено, что при выполнении операции копирования файлов при прочих равных условиях большинство профессионалов используют оболочки типа Far, а непрофессионалы - «перетаскивание объектов» Windows.

III.03.4. c Типы интерфейсов пользователя

Различают следующие типы пользовательских интерфейсов:

Примитивные

Со свободной навигацией

Прямого манипулирования.

Интерфейс примитивный

Примитивным называется интерфейс, который организует взаимодействие с пользователем и используется в консольном режиме. Единственное отклонение от последовательного процесса, который обеспечивается данными, заключается в организации цикла для обработки нескольких наборов данных.

Интерфейс Меню.

В отличие от примитивного интерфейса, позволяет пользователю выбирать операцию из специального списка, выводимого ему программой. Эти интерфейсы предполагают реализацию множества сценариев работы, последовательность действий в которых определяется пользователями. Древовидная организация меню предполагает, что поиск пункта более чем двух уровневого меню оказывается довольно сложной задачей.

(Материал сайта http://se.math.spbu.ru)

Введение.

В настоящее время практически все большие программные системы являются распределенными. Распределенная система - система, в которой обработка информации сосредоточена не на одной вычислительной машине, а распределена между несколькими компьютерами. При проектировании распределенных систем, которое имеет много общего с проектированием ПО в общем, все же следует учитывать некоторые специфические особенности.

Существует шесть основных характеристик распределенных систем.

1. Совместное использование ресурсов. Распределенные системы допускают совместное использование как аппаратных (жестких дисков, принтеров), так и программных (файлов, компиляторов) ресурсов.
2. Открытость. Это возможность расширения системы путем добавления новых ресурсов.
3. Параллельность. В распределенных системах несколько процессов могут одновременно выполнятся на разных компьютерах в сети. Эти процессы могут взаимодействовать во время их выполнения.
4. Масштабируемость . Под масштабируемостью понимается возможность добавления новых свойств и методов.
5. Отказоустойчивость. Наличие нескольких компьютеров позволяет дублирование информации и устойчивость к некоторым аппаратным и программным ошибкам. Распределенные системы в случае ошибки могут поддерживать частичную функциональность. Полный сбой в работе системы происходит только при сетевых ошибках.
6. Прозрачность. Пользователям предоставляется полный доступ к ресурсам в системе, в то же время от них скрыта информация о распределении ресурсов по системе.

Распределенные системы обладают и рядом недостатков.

1. Сложность . Намного труднее понять и оценить свойства распределенных систем в целом, их сложнее проектировать, тестировать и обслуживать. Также производительность системы зависит от скорости работы сети, а не отдельных процессоров. Перераспределение ресурсов может существенно изменить скорость работы системы.
2. Безопасность . Обычно доступ к системе можно получить с нескольких разных машин, сообщения в сети могут просматриваться и перехватываться. Поэтому в распределенной системе намного труднее поддерживать безопасность.
3. Управляемость . Система может состоять из разнотипных компьютеров, на которых могут быть установлены различные версии операционных систем. Ошибки на одной машине могут распространиться непредсказуемым образом на другие машины.
4. Непредсказуемость . Реакция распределенных систем на некоторые события непредсказуема и зависит от полной загрузки системы, ее организации и сетевой нагрузки. Так как эти параметры могут постоянно изменятся , поэтому время ответа на запрос может существенно отличаться от времени.

Из этих недостатков можно увидеть, что при проектировании распределенных систем возникает ряд проблем, которые надо учитывать разработчикам.

1. Идентификация ресурсов . Ресурсы в распределенных системах располагаются на разных компьютерах, поэтому систему имен ресурсов следует продумать так, чтобы пользователи могли без труда открывать необходимые им ресурсы и ссылаться на них. Примером может служить система URL(унифицированный указатель ресурсов), которая определяет имена Web-страниц.
2. Коммуникация . Универсальная работоспособность Internet и эффективная реализация протоколов TCP/IP в Internet для большинства распределенных систем служат примером наиболее эффективного способа организации взаимодействия между компьютерами. Однако в некоторых случаях, когда требуется особая производительность или надежность, возможно использование специализированных средств.
3. Качество системного сервиса . Этот параметр отражает производительность, работоспособность и надежность. На качество сервиса влияет ряд факторов: распределение процессов, ресурсов, аппаратные средства и возможности адаптации системы.
4. Архитектура программного обеспечения . Архитектура ПО описывает распределение системных функций по компонентам системы, а также распределение этих компонентов по процессорам. Если необходимо поддерживать высокое качество системного сервиса, выбор правильной архитектуры является решающим фактором.

Задача разработчиков распределенных систем - спроектировать программное и аппаратное обеспечение так, чтобы предоставить все необходимые характеристики распределенной системы. А для этого требуется знать преимущества и недостатки различных архитектур распределенных систем. Выделяется три типа архитектур распределенных систем.

1. Архитектура клиент/сервер . В этой модели систему можно представить как набор сервисов, предоставляемых серверами клиентам. В таких системах серверы и клиенты значительно отличаются друг от друга.
2. Трехзвенная архитектура . В этой модели сервер предоставляет клиентам сервисы не напрямую, а посредством сервера бизнес-логики .

Про первые две модели было сказано уже не раз, остановимся подробнее на третьей.

1. Архитектура распределенных объектов . В этом случае между серверами и клиентами нет различий и систему можно представить как набор взаимодействующих объектов, местоположение которых не имеет особого значения. Между поставщиком сервисов и их пользователями не существует различий.

Эта архитектура широко применяется в настоящее время и носит также название архитектуры веб-сервисов . Веб-сервис - это приложение, доступное через Internet и предоставляющее некоторые услуги, форма которых не зависит от поставщика (так как используется универсальный формат данных - XML) и платформы функционирования. В данное время существует три различные технологии, поддерживающие концепцию распределенных объектных систем. Это технологии EJB, CORBA и DCOM.

Для начала несколько слов о том, что такое XML вообще. XML - универсальный формат данных, который используется для предоставления Web-сервисов. В основе Web-сервисов лежат открытые стандарты и протоколы: SOAP, UDDI и WSDL.

1. SOAP (Simple Object Access Protocol ), разработанный консорциумом W3C, определяет формат запросов к Web-сервисам. Сообщения между Web-сервисом и его пользователем пакуются в так называемые SOAP-конверты (SOAP envelopes , иногда их ещё называют XML-конвертами). Само сообщение может содержать либо запрос на осуществление какого-либо действия, либо ответ - результат выполнения этого действия.
2. WSDL (Web Service Description Language). Интерфейс Web-сервиса описывается в WSDL-документах (а WSDL - это подмножество XML). Перед развертыванием службы разработчик составляет ее описание на языке WSDL, указывает адрес Web-сервиса, поддерживаемые протоколы, перечень допустимых операций, форматы запросов и ответов.
3. UDDI (Universal Description, Discovery and Integration) - протокол поиска Web- сервисов в Internet (http://www.uddi.org/ ). Представляет собой бизнес-реестр, в котором провайдеры Web-сервисов регистрируют службы, а разработчики находят необходимые сервисы для включения в свои приложения.

Из доклада может показаться, что Web-сервисы - наилучшее и безальтернативное решение, и вопрос только в выборе средств разработки. Однако это не так. Альтернатива Web-службам существует, это семантический Web (Semantic Web ), о необходимости создания которого уже пять лет назад говорил создатель WWW Тим Бернерс-Ли .

Если задача Web-сервисов - облегчить коммуникацию между приложениями, то семантический Web призван решить гораздо более сложную проблему - с помощью механизмов метаданных повысить эффективность ценность информации, которую можно найти в Сети. Сделать это можно, отказавшись от документно-ориентированного подхода в пользу объектно-ориентированного.

Список литературы

1. Соммервилл И. Инженерия программного обеспечения.
2. Драница А. Java против.NET. - "Компьютерра ", #516.
3. Ресурсы интернет.