Лекции по операционным системам, страница 10

Реализация аппарата защиты памяти может быть достаточно простой: в процессоре могут быть специальные регистры (регистры границ), в которых устанавливаются границы диапазона доступных для исполняемой задачи адресов оперативной памяти. Соответственно, когда устройство управления в центральном процессоре вычисляет очередной исполнительный адрес (это может быть адрес следующей команды или же адрес необходимого операнда), автоматически проверяется, принадлежит ли полученный адрес заданному диапазону. Если адрес принадлежит диапазону, то продолжается обработка задачи, иначе же в системе возникает прерывание (т.н. прерывание по защите памяти). Отметим, что предложенная модель в реальной аппаратуре может быть реализована множеством способов, но главное, что при постановке программы на обработку операционная система (программным способом) задает значения указанных регистров границ, а дальнейшая проверка адресов осуществляется аппаратным способом.

Рассмотрим следующий круг возникающих при мультипрограммном режиме проблем. Предположим, в нашей мультипрограммной системе имеется единственное печатающее устройство, и есть несколько программ, которые выводят свои данные на печать данному устройству. Соответственно, если каждая программа будет иметь доступ к командам управления конечных физических устройств, то при совместной работе в режиме мультипрограммирования эти программы будут вперемешку обращаться к печатающему устройству и печатать на нем порции своих данных, что в итоге приведет к невозможности интерпретации напечатанной информации.

Другим примером может служить только что обсуждавшийся механизм защиты памяти. Значения указанных регистров границ устанавливаются посредством специальных машинных команд. Представьте ситуацию, когда к указанным командам смогут обращаться произвольные программы: тогда смысла в аппарате защиты памяти просто не будет — любая программа сможет обойти этот режим подменой своих регистров границ.

Рассмотрение представленных примеров должно наводить на мысль, что система должна каким-то способом ранжировать и в соответствии с этим ранжированием ограничивать доступ пользователей различных категорий к машинным командам. Решением стала аппаратная возможность работы центрального процессора в двух режимах: в режиме работы операционной системы (или привилегированном режиме, или режиме супервизора) и в пользовательском режиме (или непривилегированном режиме, еще раньше использовался термин математического режима). В режиме работы ОС процессор исполняет абсолютно все команды, представленные в программе. Если же программа исполняется в пользовательском режиме, то ей доступны для исполнения лишь некоторое подмножество машинных команд (если же при обработке такой программы встретится недопустимая команда, то в системе возникнет прерывание по запрещенной команде).

Тогда возникает вопрос, что должна делать программа, обрабатываемая в пользовательском режиме, для печати, например, своих данных. Решений здесь может быть достаточно много, одним из которых может быть наличие в системе специальных команд, интерпретируемых как обращения к операционной системе (которые в некоторых системах рассматриваются как прерывания, в других системах — не как прерывания; мы будем рассматривать их как прерывания по обращению к операционной системе). Тогда программа, работающая в непривилегированном режиме, может вызывать команды обращения к операционной системе, а через параметры, положим, передавать необходимые данные, которые могут свидетельствовать о желании данной программы распечатать какую-то информацию на устройстве печати. Тогда схема организации печати данных на устройстве печати может выглядеть следующим образом. Операционная система получает от пользователей (т.е. от пользовательских программ) заказы на печать, и для каждой из программы она формирует некоторую таблицу или область памяти, в которой будет аккумулироваться информация, которую необходимо вывести на принтер. Тогда каждый запрос программ на печать порции данных не является реальным обращением к устройству печати, но свидетельствует лишь о том, что передаваемая порция данных должна быть распечатана, а ОС их аккумулирует. Реальная печать будет осуществляться при возникновении одного из трех событий. Во-первых, программа, посылающая данные на печать, успешно завершилась. Это означает, что гарантированно она не будет более посылать данные на печать. Во-вторых, в программе обнаружилась фатальная ошибка, что ведет к безусловному завершению этой программы, что опять-таки гарантирует отсутствие будущих запросов данной программы на печать. И, в-третьих, операционная система может получить (от некоторого виртуального оператора, т.н. планировщика) команду разгрузить буфер печати данной конкретной программы.

И, наконец, еще одна серьезная проблема, которая может возникнуть при организации мультипрограммного режима, связана с тем, что в выполняемой в текущий момент программе встретилась семантическая ошибка — программа зациклилась. Соответственно, если в этом цикле не встречаются команды, которые могут привести к тем или иным прерываниям, то в этом случае вся вычислительная система «зависает»: никакие новые задачи не ставятся на счет и пр. Решение данной проблемы может быть довольно простым: необходима функция управления временем. Это означает, что операционная система должна контролировать время использования центрального процессора программами пользователя. Для этих целей компьютеру требуется прерывание по таймеру. Резюмируя, можно сказать, что для реализации мультипрограммного режима необходимо наличие аппарата прерываний, и этот аппарат, как минимум, должен включать в себя аппарат прерывания по таймеру. В этом случае зацикленная программа будет периодически прерываться, управление периодически будет попадать операционной системе, что даст возможность поставить на счет другую программу либо снять со счета (например, по команде пользователя) эту зависшую программу.

Итак, требуются три аппаратных средства компьютера, необходимых для поддержки мультипрограммного режима: аппарат защиты памяти, специальные режимы исполнения команд и аппарат прерываний, состоящий, как минимум, из аппарата прерывания по таймеру. Отметим, что специальных режимов может быть больше двух: т.е. часть команд доступна всем программам, часть команд могут выполняться лишь в защищенном режиме, еще часть — в более защищенном режиме, и т.д.

Может возникнуть резонный вопрос, как происходит включение режима супервизора. Ответ здесь будет зависеть от архитектуры конкретной системы. Например, в некоторых архитектурах считается, что операционная система занимает некоторое предопределенное адресное пространство физической памяти. И если управление попадает на эту область, то включается режим операционной системы. А вот выключение режима операционной системы может происходить программно: например, операционная система, запуская процесс, может предварительно программным способом установить его в непривилегированный режим.

1.2.6.2Проблемы, возникающие при исполнении программ

Рассмотрим круг проблем, которые, так или иначе, возникают при исполнении программ.

Вложенные обращения к подпрограммам (Рис. 44.). Несколько лет назад проводились исследования, которые анализировали распределение времени исполнения программы на разных компонентах программного кода, и выяснилось, что в системах, рассчитанных не только (и не столько) для выполнения математических вычислений (например, в системах обработки текстовой информации), порядка 70% времени тратится на обработку входов и выходов из подпрограмм. Это объясняется тем, что при обращении к подпрограмме необходимо зафиксировать адрес возврата, сформировать параметры, передаваемые вызываемой подпрограмме, как-то сохранить регистровый контекст (т.е. сохранить содержимое тех регистров, которые использовались в программе на данном текущем уровне).

1. Вложенные обращения к подпрограммам.

Накладные расходы при смене обрабатываемой программы. Это аналогичная проблема, связанная со сменой обрабатываемых программ (или процессов): операционная система должна сохранить контексты процессов. К этому необходимо добавить, что в современных компьютерах количество одновременно обрабатываемых процессов очень велико, что лишь увеличивает объем возникающих накладных расходов.

Перемещаемость программы по ОЗУ (Рис. 45.). Рассмотрим процесс получения исполняемого кода программы. После того, как исходный текст программы попадает на вход компилятору, образуется объектный модуль. А уже из пользовательских модулей и библиотечных формируется исполняемый код, т.е. тот модуль, который можно загрузить в оперативную память и начать его исполнять, причем момент создания исполняемого модуля и момент запуска его на исполнение разнесены во времени. Исторически первые исполняемые модули настраивались на те адреса оперативной памяти, в рамках которых он должен был исполняться. Это означает, что если память в данный момент занята другой программой, то эту программу поставить на счет не удастся (пока память не освободится). И, соответственно, возникает проблема перемещаемости программы по ОЗУ: ресурс свободной памяти в ОЗУ может быть достаточно большим, чтобы в ней разместилась вновь запускаемая программа, но в силу привязки каждой программы к конкретным адресам ОЗУ эту программу запустить не удается.

1. Перемещаемость программы по ОЗУ.

Фрагментация памяти. Положим, что предыдущая проблема, связанная с перемещаемостью кода, решена в нашей системе: любой исполняемый модуль может быть загружен в произвольное место ОЗУ для дальнейшего выполнения. Но в этом случае возникает иная проблема.

Пускай наша система работает в мультипрограммном режиме. И в начале работы были запущены на исполнение Программа 1, Программа 2 и т.д., вплоть до некоторого номера K. Со временем некоторые задачи завершаются, а, соответственно, место, занимаемое ими в ОЗУ, высвобождается. Операционная система способна оценивать свободное пространство оперативной памяти и из буфера программ, готовых к исполнению, выбрать ту программу, которая может поместиться в свободный фрагмент памяти. Но зачастую размер загружаемой программы несколько меньше того фрагмента, который был свободен. И постепенно проявляется т.н. проблема фрагментации оперативной памяти (Рис. 46.). В некоторый момент может оказаться, что в ОЗУ находится несколько процессов, между которыми имеются фрагменты свободной памяти, каждый из которых не достаточен для того, чтобы загрузить какую-либо готовую к исполнению программу. Но количество подобных фрагментов может быть настолько большим, что суммарно свободное пространство ОЗУ позволил бы разместить в нем хотя бы один готовый к исполнению процесс. Таким образом, система начинает деградировать: имея ресурс свободной памяти, мы не можем его использовать, а это означает, что система используется в усеченном качестве.

1. Фрагментация памяти.

После того, как мы указали основные проблемы, возникающие при исполнении программ, рассмотрим, как эти проблемы могут решаться.

1.2.6.3Регистровые окна

Одно из более или менее новых решений, предназначенное для минимизации накладных расходов, связанных с обращениями к подпрограммам, основано на использовании в современных процессорах т.н. регистровых окон (register windows). Суть этого решения заключается в следующем (Рис. 47.). В процессоре имеется некоторое количество K физических регистров, предназначенных для использования в пользовательских программах. Эти регистры пронумерованы от 0 до K–1. Также имеется понятие регистрового окна — это набор регистров, по количеству меньший K, который в каждый момент времени доступен для программы пользователя. Соответственно, эти K физических регистров разделяются на регистровые окна некоторым способом. Один из способов предполагает, что с нулевого физического регистра начинается нулевое физическое окно, причем в этом нулевом физическом окне программе пользователя доступны физические регистры с номерами от 0 до L–1. Первое физическое окно представляет собою очередные L регистров, которые внутри окна также имеют нумерацию от 0 до L–1, но в реальности им соответствуют физические регистры с номерами, начинающимися с L–1. Т.е. окна организованы таким способом, что последний регистр предыдущего окна отображается на тот же физический регистр, что и нулевой регистр следующего окна.

Итак, имеющиеся K физических регистров разбиты на N окон, в каждом из которых регистры имеют номера от 0 до L–1. Соответственно, в системе организована логика таким способом, что все окна расположены в циклическом списке: нулевое окно пересекается с первым, первое — со вторым, и так далее, вплоть до N–1-ого окна, которое пересекается снова с нулевым. Также в системе имеется команда смены окна. Соответственно, при обращении к подпрограмме через пересекающиеся точки передаются адреса возвратов, а внутри окна можно работать с регистрами, причем при обращении к подпрограмме не встает необходимость их сохранения. Считается, что достигается эффект оптимизации при четырех окнах, что означает, что средний уровень вложенности подпрограмм не более четырех. Недостатком такого решения является фиксированный размер каждого окна, что на практике часто оказывается неоптимальным (т.к. иногда требуется больше регистров, иногда — меньше). Ниже на Рис. 48. приведены схемы работы с регистровыми окнами.

1. Регистровые окна.

1. Регистровые окна. Вход и выход из подпрограммы.

Модель организации регистровой памяти в Intel Itanium. В современных компьютерах имеется возможность варьирования размера регистрового окна. В частности, в 64-разрядных процессорах Itanium компании Intel размер окна динамический. В данном процессоре в регистровом файле первые 32 регистра (с номерами от 0 до 31) являются общими, а на регистрах с номерами от 32 по 127 организуются регистровые окна, причем окно может быть произвольного размера (например, от 32-ого регистра до регистра с номером 32+N, где N=0..95). Такая организация позволяет оптимизировать работу с точки зрения входов-выходов из функций и замены функциональных контекстов.

1.2.6.4Системный стек

Будем рассматривать системы, в которых имеется аппаратная поддержка стека. Это означает, что имеется регистр, который ссылается на вершину стека, и есть некоторый механизм, который поддерживает работу со стеком. Системный стек может применяться для оптимизации работ, связанных со сменой контекстов программ. В частности, этот механизм может использоваться при обработке прерывания: если в системе возникает прерывание, процессор просто скидывает в стек содержимое необходимых регистров. Если же возникнет второе прерывание, то процессор поверх предыдущих данных скинет в стек новое содержимое регистров, чтобы обработать вновь пришедшее прерывание.