Просмтор этого файла доступен только зарегистрированным пользователям. Но у нас супер быстрая регистрация: достаточно только электронной почты!

Текст из файла (страница 2)

Описанную выше модель также можно применить для анализа систем пакетной обработки. Например, рассмотрим компьютерный центр, в котором среднее время ожидания ввода-вывода задачами равно 80 %. Однажды утром подаются на выпол­нение 4 задания, как показано на рис. 4.4, а. Первая задача, поступившая в 10 утра, требует 4 мин работы процессора. Тогда при 80 % времени ожидания ввода-выво­да за каждую минуту своего нахождения в памяти задача использует только 12 с времени процессора, даже если нет никаких других параллельных заданий, также желающих занять процессор. Остальные 48 с процесс проводит в ожидании вво­да-вывода. Таким образом, задача должна находиться в памяти по крайней мере 20 мин для того, чтобы процессор сделал работу, требующую на самом деле всего 4 мин, и это все при отсутствии конкуренции на право использования процессора.

Что же происходит дальше? С 10:00 до 10:10 утра в памяти находится целиком первая задача и выполняется половина работы (2 мин работы процессора). Когда в 10:10 поступает второе задание, загрузка процессора увеличивается с 0,20 до 0,36 вследствие более высокой степени многозадачности (см. рис. 4.3). Однако при циклическом планировании каждое задание получает для себя половину времени процессора, поэтому за каждую минуту нахождения в памяти выполняется часть задачи, требующая 0,18 мин работы процессора. Заметим, что добавление вто­рой задачи обходится первой задаче всего в 10 % ее производительности. Время использования процессора за минуту реального времени уменьшилось с 0,20 мин до 0,18 мин.

В 10:15 утра поступает третье задание. В этот момент для первой задачи про­цессор отработал 2,9 мин, для второй — 0,9 мин. Степень многозадачности теперь равна 3, каждое задание получает для себя 0,16 мин работы процессора за минуту реального времени, как показано на рис. 4.4, б. Тогда с 10:15 до 10:20 утра для каж­дого из трех заданий процессор работает по 0,8 мин. В 10:20 утра поступает чет­вертая задача. На рис. 4.4, в представлена полная последовательность событий.

Рис. 4.4. Время поступления и рабочие требования четырех задач (а); загруженность процессора для количества задач от 1 до 4 при 80 % ожидания ввода-вывода (б); последовательность событий при поступлении и завершении обработки задач (в). Числа над горизонтальными линиями показывают время процессора в минутах, получаемое каждой задачей в каждом интервале времени

Настройка адресов и защита

Многозадачность вносит две существенные проблемы, требующие решения, — это настройка адресов для перемещения программы в памяти и защита. Посмотрите на рис. 4.2. Из рисунка становится ясно, что разные задачи будут запущены по раз­личным адресам. Когда программа компонуется (то есть в едином адресном про­странстве объединяются основной модуль, написанные пользователем процедуры и библиотечные процедуры), компоновщик должен знать, с какого адреса будет начинаться программа в памяти.

Например, предположим, что первая команда представляет собой вызов про­цедуры с абсолютным адресом 100 внутри двоичного файла, создаваемого компо­новщиком. Если эта программа загружается в раздел 1 (по адресу 100 К), команда обратится к абсолютному адресу 100, который находится внутри операционной системы. А нужно вызвать процедуру по адресу 100 К + 100. Если же программа загружается во второй раздел, команду нужно переадресовать на 200 К + 100 и т. д. Эта проблема известна как проблема перемещения программ в памяти или на­стройки адресов.

Одним из возможных решений является модификация команд во время за­грузки программы в память. В программе, загружаемой в первый раздел, к каждо­му адресу прибавляется 100 К, в программе, которая загружается во второй раз­дел, к адресам добавляется 200 К и т. д. Чтобы выполнить подобную настройку адресов во время загрузки, компоновщик должен включить в двоичную програм­му список или битовый массив с информацией о том, какие слова в программе яв­ляются адресами (и их нужно перераспределить), а какие — кодами машинных команд, постоянными или другими частями программы, которые не нужно изме­нять. Таким образом, работает операционная система OS/MFT.

Настройка адресов во время загрузки не решает проблемы защиты. Вредонос­ные программы всегда могут создать новую команду и перескочить на нее. По­скольку при такой системе программы предпочитают использовать абсолютную адресацию памяти, а не адреса относительно какого-либо регистра, не существует способа, который позволил бы запретить программе построение команды, обра­щающейся к любому слову в памяти для его чтения или записи. В многопользова­тельских системах крайне нежелательно разрешать процессам чтение или запись в область памяти, принадлежащую другим пользователям.

Для защиты компьютера 360 компания IBM приняла следующее решение: она разделила память на блоки по 2 Кбайт и назначила каждому блоку 4-битовый за­щитный код. Регистр PSW (Program Status Word - слово состояния программы) содержал 4-битовый ключ. Аппаратура IBM 360 перехватывала все попытки ра­ботающих процессов обратиться к любой части памяти, чей защитный код отли­чался от содержимого регистра слова состояния программы. Так как только операционная система могла изменять коды защиты и ключи, предотвращалось вмешательство пользовательских процессов в дела друг друга и в работу операци­онной системы.

Альтернативное решение сразу обеих проблем (защиты и перераспределения) заключается в оснащении машины двумя специальными аппаратными регистра­ми, называемыми базовым и предельным регистрами. При планировании процес­са в базовый регистр загружается адрес начала раздела памяти, а в предельный регистр помещается длина раздела. К каждому автоматически формируемому ад­ресу перед его передачей в память прибавляется содержимое базового регистра. Таким образом, если базовый регистр содержит величину 100 К, команда CALL 100 будет превращена в команду CALL 100K+100 без изменения самой команды. Кроме того, адреса проверяются по отношению к предельному регистру для гарантии, что они не используются для адресации памяти вне текущего раздела. Базовый и пре­дельный регистры защищаются аппаратно, чтобы не допустить их изменений пользовательскими программами.

Неудобство этой схемы заключается в том, что требуется выполнять операции сложения и сравнения при каждом обращении к памяти. Операция сравнения мо­жет быть выполнена быстро, но сложение — это медленная операция, что обуслов­лено временем распространения сигнала переноса, за исключением тех случаев, когда употребляется специальная микросхема сложения.

Такая схема использовалась на первом суперкомпьютере в мире CDC 6600. В центральном процессоре Intel 8088 для первых IBM PC применялась упрощен­ная версия этой модели: были базовые регистры, но отсутствовали предельные. Сейчас такую схему можно встретить лишь в немногих компьютерах.

Подкачка

Организация памяти в виде фиксированных разделов проста и эффективна для работы с пакетными системами. Каждое задание после того, как доходит до на­чала очереди, загружается в раздел памяти и остается там до своего завершения. До тех пор пока в памяти может храниться достаточное количество задач для обеспечения постоянной занятости центрального процессора, нет причин что-либо усложнять.

Но совершенно другая ситуация сложилась с системами разделения време­ни или персональными компьютерами, ориентированными на работу с графикой. Оперативной памяти иногда оказывается недостаточно для того, чтобы вместить все текущие активные процессы, и тогда избыток процессов приходится хранить на диске, а для обработки динамически переносить их в память.

Существуют два основных подхода к управлению памятью, зависящие (отчас­ти) от доступного аппаратного обеспечения. Самая простая стратегия, называемая свопингом (swapping) или обычной подкачкой, заключается в том, что каждый процесс полностью переносится в память, работает некоторое время и затем це­ликом возвращается на диск. Другая стратегия, носящая название виртуальной па­мяти, позволяет программам работать даже тогда, когда они только частично на­ходятся в оперативной памяти. Ниже мы изучим свопинг, а вторую стратегию рассмотрим в разделе «Виртуальная память» данной главы.

Р
абота системы свопинга проиллюстрирована на рис. 4.5. На начальной стадии в памяти находится только процесс А. Затем создаются или загружаются с диска процессы В и С. На рис. 4.5, г процесс А выгружается на диск. Затем появляет­ся процесс D, а процесс В завершается. Наконец, процесс А снова возвращается в память. Так как теперь процесс А имеет другое размещение в памяти, его адреса должны быть перенастроены или программно во время загрузки в память, или (более заманчивый вариант) аппаратно во время выполнения программы.

Рис. 4.5. Распределение памяти изменяется по мере того, как процессы поступают в память и покидают ее. Заштрихованы неиспользуемые области памяти

Основная разница между фиксированными разделами на рис. 4.2 и непосто­янными разделами на рис. 4.5 заключается в том, что во втором случае количе­ство, размещение и размер разделов изменяются динамически по мере поступ­ления и завершения процессов, тогда как в первом варианте они фиксированы. Гибкость схемы, в которой нет ограничений, связанных с определенным коли­чеством разделов, и каждый из разделов может быть очень большим или совсем маленьким, улучшает использование памяти, но, кроме того, усложняет опера­ции размещения процессов и освобождения памяти, а также отслеживание проис­ходящих изменений.

Когда в результате подкачки процессов с диска в памяти появляется множе­ство неиспользованных фрагментов, их можно объединить в один большой учас­ток, передвинув все процессы в сторону младших адресов настолько, насколько это возможно. Такая операция называется уплотнением или сжатием памяти. Обычно ее не выполняют, потому что на нее уходит много времени работы про­цессора. Например, на машине с 256 Мбайт оперативной памяти, которая может копировать 4 байта за 40 не, уплотнение всей памяти займет около 2,7 с.

Еще один момент, на который стоит обратить внимание: сколько памяти долж­но быть предоставлено процессу, когда он создается или скачивается с диска? Если процесс имеет фиксированный никогда не изменяющийся размер, размещение происходит просто: операционная система предоставляет точно необходимое ко­личество памяти, ни больше, ни меньше, чем нужно.

Однако если область данных процесса может расти, например, в результате динамического распределения памяти из кучи, как происходит во многих языках программирования, проблема предоставления памяти возникает каждый раз, когда процесс пытается увеличиться. Когда участок неиспользованной памяти располо­жен рядом с процессом, его можно отдать в пользу процесса, таким образом, позво­лив процессу вырасти на размер этого участка. Если же процесс соседствует с дру­гим процессом, для его увеличения нужно или переместить достаточно большой свободный участок памяти, или перекачать на диск один или больше процессов, чтобы создать незанятый фрагмент достаточного размера. Если процесс не может расти в памяти, а область на диске, предоставленная для подкачки, переполнена, процесс будет вынужден ждать освобождения памяти или же будет уничтожен.

Если предположить, что большинство процессов будут увеличиваться во вре­мя работы, вероятно, сразу стоит предоставлять им немного больше памяти, чем требуется, а всякий раз, когда процесс скачивается на диск или перемещается в памяти, обрабатывать служебные данные, связанные с перемещением или подкач­кой процессов, больше не умещающихся в предоставленной им памяти. Но когда процесс выгружается на диск, должна скачиваться только действительно исполь­зуемая часть памяти, так как очень расточительно также перемещать и дополнительную память. На рис. 4.6, а можно увидеть конфигурацию памяти с предостав­лением пространства для роста двух процессов.

Характеристики

Список файлов книги