В. Столлингс - Операционные системы (1114679), страница 83
Текст из файла (страница 83)
модифицированной таким образом системе двойников использую ;ие параметрьп текущее количество блоков размером 2'; текущее количество занятых блоков размером 2'; текущее количество глобально свободных блоков размером 2' (Зто пригодные для слияния со своими двойниками. Когда двойник т блока становится глобально свободным, эти два блока сливаются В» бально свободный блок размером 2" '. Все свободные блоки в сн: двойников могут рассматриваться как глобально свободные.); текущее количество локально свободных блоков размером 2' (Это бя ' не пригодные для слияния.
Даже если двойник такого блока станай, свободным, эти два блока не сливаются, а остаются в ожидании и дующих запросов на блоки данного размера.). Выполняется следующее соотношение: .АМ,. = ~+ьт, + 1., В целом данная система двойников пытается поддерживать пул л,,,;. дных блоков и производит слияние, только когда количество локаль ., ', тх блоков превышает предопределенный порог (при наличии Бого количества локально свободных блоков возрастает вероятность блоков большего размера для удовлетворения требований системы)»'::, . тм при освобождении блока слияние не выполняется, что минимизир,,: ~ые расходы.
Никаких различий между локально и глобально св »ми при выделении блока в ответ на запрос системы не делается. Цля слияния используется критерий, согласно которому колич ю свободных блоков данного размера не должно превышать количе~» пятых блоков этого размера (т.е. должно выполняться условие е., < А, ).
Зто вполне разумный принцип для ограничения количества локально свободных блоков; эксперименты, описанные в (ВАЯК891, подтверждают, что такая схема поиводит к значительному снижению стоимости распределения памяти. Для реализации описанной схемы ее авторы определили переменную задержки О, = 4, — (т =- Ф, — 2~. -ьт, . Алгоритм схемы приведен в листинге 8 1.
Листинг 8.1. Алгоритм "ленивой" системы двойников я-.чалькое зкачекие 0- равно О выполнения операций значение Гь ия-:;еняется следуюшим образом Если тледукпая операция является запросом ка выделение1блока: Если имеется свободный блок, выбрать его Если ьыбракньтй блок локально с~~боден, О, :=- В» »- 2 инач»а П,:=. О, + 1 в т:ротиьном случае Получить два блока путем разделения больвего блока на ЛВа меньыик ~ректрсиВная операция) Выбрать один из них» пометиВ Второй как локалько свободный.
остается неизменным (при этом значение О для другик размеров блоков моягет измениться В Связи с использовакием рекурсивнссти) ~11~ Воли следующа»т операция запрос ка освсботкдение блока при В,>2 Гомети.ь блок как локально свсбодньЫ и освсбсдить его локалько Гт,:= .О, -2 При,О- = 1 Пометить блок как глобально свободный и освободить его глобально; если это возмоекно — выполнить слиЯние блоков. Ст.: =- С при 0 = О Гометить блок как глобально свободный и освободить его глобально; если это возмоькно — Вьгяолнигь ;лиякие блоков.
Выбрать опик локально свободный блск разти~ ром 2 и освободить его глобально; если это возмсктно Выполнить слиЯние блоков. О ~8 4. УПРАВЛЕНИЕ ПАМЯТЬЮ В Е1ХСХ к(пегие характеристики схем управления памятью других реализаций Ш~ПХ применим пимы и к» 1пих, однако зта операционная система имеет и свои, присущие ТОЛЬКО о еи, особенности. Вообще говоря, система управления памятью в Ь1пих весьма т » ~ложна ПЛ ВЕ98), и здесь мы дадим только краткое ее описание.
Часть 3. ва 8. Виртуальная память ртуальная память 1дппх Адресация виртуальной памяти Ь:., -Ф; 1)ппх использует трехуровневую структуру таблицы страниц, состоя ~ующих типов таблиц (каждая отдельная таблица имеет размер, равный,. '"-'"„ странице). Каталог страниц. Активный процесс имеет единый каталог страниц, ращ» которого равен одной странице. Каждая запись в каталоге страниц ука ет на одну страницу промежуточного каталога страниц.
Каталог стращ активного процесса должен находиться в активной памяти. Промежуточный каталог страниц. Промежуточный каталог страниц мо ' охватывать несколько страниц. Каждая запись промежуточного катал ' указывает на одну страницу таблицы страниц. Таблица страниц. Таблица страниц также может охватывать неско страниц. Каждая запись таблицы страниц указывает на одну виртуаль страницу процесса. Для использования трехуровневой структуры таблицы страниц вирту й адрес в 1(ппх рассматривается как состоящий из четырех частей.
Д иболее значащее) поле используется в качестве индекса в каталоге стр дующее поле служит в качестве индекса в промежуточном каталоге стр етье поле представляет собой индекс таблицы страниц, а четвертое — см е в пределах страницы памяти. Структура таблицы страниц 1.1ппх платформонезависима и разработана юты с 64-битовым процессором А1РЬа, который обеспечивает аппаратную мкку трехуровневой страничной организации. При использовании 64-бито весов использование только двух уровней может привести к тому, что таб »аталоги страниц будут очень большими.
32-битовая архитектура Реп1шпт~( задает только двухуровневым механизмом страничной организации, и, зммное обеспечение 1.шпх использует двухуровневую схему путем определе . змера промежуточного каталога„равного одной странице. Распределение страниц .4 Чтобы повысить эффективность чтения страниц из основной памяти и:,, оси страниц в нее, 1.1пих определяет механизм для работы со смежными ~ми страниц, отображаемых на смежные блоки кадров страниц. С этой ц ппх использует систему двойников.
Ядро поддерживает список групп см ... ах кадров Фиксированного размера; группа может состоять из 1, 2, 4. 81".':,, и 32 кадров страниц. При выделении и освобождении страниц в основ,-,. ~мяти доступные группы разделяются и объединяются с использованием . ~ритма двойников. Алгоритм замещения страниц Алгоритм замещения страниц 1.1пих основан на часовом алгоритме, о,, ом в разделе 8.2 (см. Рис. 8.16). В случае использования простого часово..., ~ритма с каждой страницей основной памяти связаны биты использов одификации.
В схеме, применяемой в 1.1пих, бит использования заме ',, 'Часть 3- битовой переменной возраста' значен ение которои увеличивается пр Раще"ии " странице. В Фоновом режиме 1.' Режиме щи периодически сканиру цы основной памяти и уменьшает значен страниначения их переменных возраста. Ст ани нулевым значением представляют собой " т со ои "старые** страницы, к которым некотрое время не было обращений и которы м некотооторые являются наиболее подхо я и дпдатами для замещения. Чем б я.
ем ольше значение возраста страницы, тем ча она использовалась в последнее время ы, тем чаще ремя и тем менее она подходит для заме ени . Таким образом, алгоритм, используем " 1.' емыи в 1ппх, представляет собой азновиность стратегии замещения наименее часто е асто используемых страниц. азновид- Распределение памяти ядр Фундаментом, распределения памяти я Ь дра в 1ппх является механизм распределения страниц, используемы" емыи для управления польз р . пользовательской й памятью. десь, как и в схеме виртуальной памяти, использется алгоритм двойниуов так что пам Ф о память для н ж я а , используя освобожд аться на уровне ст ани о пам у д др может выделяться р ц. Поскольку минимальное количе тв мяти, которое может быть выделено таким об ество пао таким о разом, составляет одну ст аницу„ такое распределение неэффективно в р и- но в связи с частыми запросами на выделение небольших участков памяти азн яти разного размера с малым времен м жизни.
Для повышения э ем как к со ~н Ффективности Ь(ппх использует схем .Рсо~ное распределение (з1аЬ а11оса1)оп) 1В01'1Ж94 в и е Фф ' ему, известную ной страницы. Н )оп т в пределах выделен- 4 К" а машинах Реп11пгп х га/х86 размер страницы составляет оайт, и участки памяти, выделяемые в пределах ст ани 52, 508, 2040 и 4080 байт. р х страницы, могут иметь Такое распределение является относительно сложным и е рассматривается его пол ожным и детально здесь не р е я; его полное описание можно найти в 1УАНА96).
По с ти 'ппх поддерживает множество связанных спи связанных списков, по одному для участков каждого размера. Участки могут быть аз елен лобио р д ены на меньшие или объединены вместе, поло но разделению и слиянию блоков в ал одного списка в г х р з алгоритме двойников, и перемещаться и дру ой соответственно изменению их р з з х размеров. в.5. з'ПРАвленнв нАмать10:::::::::- '.-':.: -,:.:-.:-,::..:".":,:::~~":,':::,~$ Система управления ви Руст распределение памяти и або у р ия виртуальнои памятью ЪУ1пс)отче 2000 (Ч?2К) контроли~е памяти и работу страничной организации.
![](https://s.studizba.com/z.php?f=/templates/si/i/noavatar.png&w=100&h=100&t=1"){kind=avatar}
