Операционные системы 2011 (1114689), страница 19
Текст из файла (страница 19)
текущей программе становится доступно другое окно,состоящее тоже из L регистров. Структура регистрового окна представима в видеследующей последовательности регистров (Рис. 50). Первая группа регистров – регистрыформальных параметров (включая адреса возврата), вторая – регистры локальныхпараметров, третья – регистры фактических параметров.
Каждый из регистров окнаотображается на один из регистров базового регистрового файла. Далее, следующеерегистровое окно, которое получит программа при обращении к подпрограмме, имеетпересечение с текущим окном, через начало и конец регистрового окна. Это означает, чтоесли в текущей программе мы загрузили значения на регистры, через которые будемпередавать фактические параметры, то при обращении к подпрограмме она в своём новом61окне получит фактические параметры через соответствующие формальные параметры.При этом локальные регистры текущей подпрограммы сохранять не нужно.Итак, весь имеющийся регистровый файл, состоящий из K физических регистров,разбит на N окон, в каждом из которых регистры имеют номера от 0 до L–1.Соответственно, в системе организована логика таким способом, что все окнарасположены в циклическом списке: нулевое окно пересекается с первым, первое — совторым, и так далее, вплоть до N–1-ого окна, которое пересекается снова с нулевым.Также в системе имеется команда смены окна.
Соответственно, при обращении кподпрограмме через пересекающиеся точки передаются адреса возвратов, а внутри окнаможно работать с регистрами, причем при обращении к подпрограмме не встаетнеобходимость их сохранения.Имеются два управляющих регистра: указатель текущего окна (CWP) и указательсохранённого окна (SWP). Суть заключается в том, что количество регистровых оконограничено. И если глубина вложенности больше, чем количество регистровых окон, товозникает проблема.
В этом случае какое-то окно необходимо сохранить в ОП или стеке,чтобы потом его использовать. При этом эффективность, естественно, начнёт падать.Считается, что наиболее оптимальный эффект оптимизации достигается при четырехокнах – это означает, что средний уровень вложенности подпрограмм не более четырех.Недостатком такого решения является фиксированный размер каждого окна, что напрактике часто оказывается неоптимальным (т.к. иногда требуется больше регистров,иногда — меньше).Ниже на Рис.
51 приведены простейшая последовательность действий при входе ивыходе из подпрограмм. Простой пример работы с двумя регистровыми окнамипредставлен на Рис. 52.62000Окно 0Окно 1L–1…L–10Окно N–1Окно 0L–1Окно 1…Окно N–10K–1МножествофизическихрегистровL–1Виртуальные регистрыРис. 49. Регистровые окна.Рис. 50.
Структура регистрового окна.63CWP — указательтекущего окна (currentwindow pointer)SWP — указательсохраненного окна(saved window pointer)ннететдаРис. 51. Регистровые окна. Вход и выход из подпрограммы.Рис. 52. Пример работы с регистровыми окнами.Модель организации регистровой памяти в Intel Itanium (Рис. 53). Рассмотримболее эффективную модель работы с регистровыми окнами. В современных компьютерахимеется возможность варьирования размера регистрового окна.
В частности, в 64разрядных процессорах Itanium компании Intel размер окна динамический. В данномпроцессоре в регистровом файле, состоящем из 128 регистров, первые 32 регистра (сномерами от 0 до 31) являются общими, а на регистрах с номерами от 32 по 127организуются регистровые окна, причем окно может быть произвольного размера(например, от регистра GR до регистра с номером 32+N, где N=0..95).
Такая организацияпозволяет оптимизировать работу с точки зрения входов-выходов из функций и заменыфункциональных контекстов.64Рис. 53. Модель организации регистровой памяти в Intel Itanium.1.2.6.4 Способы решения проблем мультипрограммного режима: системныйстекБудем рассматривать системы, в которых имеется аппаратная поддержка стека. Этоозначает, что имеется регистр, который ссылается на вершину стека, и есть некоторыймеханизм, который поддерживает работу со стеком. Использование системного стекаможет частично решать проблему минимизации накладных расходов при сменеобрабатываемой программы.
В частности, этот механизм может использоваться приобработке прерывания: если в системе возникает прерывание, процессор просто сохраняетв стеке содержимое необходимых регистров («малое упрятывание»). Если же возникнетвторое прерывание, то процессор поверх предыдущих данных скинет в стек новоесодержимое регистров, чтобы обработать вновь пришедшее прерывание.Регистровый буфер (специальныерегистры или КЭШ L1)Вершина стекаSP (указатель стека)Оперативная памятьКоманды работы со стеком:PUSH — добавить новыйэлемент.POP — изъять элемент извершины стекаОснование стекаРис. 54. Системный стек.Но у данного подхода есть и недостаток.
Поскольку стек располагается воперативной памяти, то при каждой обработке прерывания процессору придетсяобращаться к оперативной памяти, что сильно снижает производительность системы причастых возникновениях прерываний. Решений может быть несколько (Рис. 54). Вопервых, в процессоре могут использоваться специальные регистры, исполняющие рольбуфера, аккумулирующего вершину стека непосредственно в процессоре. Во-вторых,работу со стеком можно организовать посредством буферизации в КЭШе первогоуровня (L1), но при кэшировании стека мы добавляем ещё один поток информации.651.2.6.5 Способы решения проблем мультипрограммного режима: виртуальнаяпамятьПерейдём теперь к проблеме организации, использования и управленияоперативной памятью.
Рассмотренные выше проблемы перемещаемости программы поОЗУ и фрагментации памяти связаны с необходимостью наличия т.н. аппаратавиртуальной памяти, т.е. аппаратного средства процессора, которое обеспечиваетпреобразование (установление соответствия) логических адресов, используемых внутрипрограммы, в те адреса физической оперативной памяти, в которой размещаетсяпрограмма во время выполнения.Что понимается под виртуальной памятью и виртуальным адреснымпространством? Неформально виртуальное адресное пространство можно определитькак то адресное пространство, которое используется внутри программ (написанных,например, на языках программирования высокого уровня). Ведь когда программист пишетпрограмму, оперируя теми или иными адресами, он зачастую не задумывается, к какимфизическим адресам эти адреса будут привязаны. В исполняемом модуле используетсят.н.
программная (логическая, виртуальная) адресация. Виртуальные адреса существуют«вне машины». Соответственно, стоит проблема установления соответствия междупрограммной адресацией и физической памятью. И эта проблема решается за счетаппарата виртуальной памяти.Реализацией одной из моделей аппарата виртуальной памяти является аппаратбазирования адресов. Механизм базирования адресов основан на двоякой интерпретации(Рис. 55) получаемых в ходе выполнения программы исполнительных адресов (Aисп.прог.).С одной стороны, его можно интерпретировать как абсолютный исполнительный адрес,когда физический адрес в некотором смысле соответствует исполнительному адресупрограммы (Aисп.физ.= Aисп.прог.).
Например, требуется «прочитать ячейку с адресом(абсолютным адресом) 0», или «передать управление по адресу входа в обработчикпрерывания». С другой стороны, исполнительный адрес программы можнопроинтерпретировать как относительный адрес, т.е. адрес, зависящий от местадислокации программы в ОЗУ (адрес относительно точки загрузки программы). Инымисловами, имеется оперативная память с ячейками с номерами от 0 до некоторого L–1, и,начиная с некоторого адреса K, расположена программа. Тогда адрес Aисп.прог.
внутрипрограммы можно трактовать, как отступ от физической ячейки с адресом K на величинуAисп.прог.. Для реализации модели базирования используется специальный регистр базы, вкоторый в момент загрузки процесса в оперативную память операционная системазаписывает начальный адрес загрузки (т.е. K). Тогда реальный физический адресполучается, исходя из формулы Aисп.физ.= Aисп.прог.+<Rбазы>.Рис.
55. Базирование адресов – решение проблемы перемещаемости программы поОЗУ.Таким образом, базирование адресов – это средство отображения виртуальногоадресного пространства программы в физическую память «один в один». Аппаратбазирования позволяет разрешить проблему перемещаемости программ по ОЗУ,поскольку процесс можно загрузить в любую область памяти.
Но при этом необходимопомнить, что программа представляется в виде непрерывной области виртуальной памяти,которая загружается в непрерывный фрагмент физической памяти. Поэтому для решения66проблемы фрагментации аппарата базирования недостаточно, и используются болееразвитые механизмы организации ОЗУ и виртуальной памяти.Развитием аппарата виртуальной памяти является аппарат страничнойорганизации памяти. Ниже мы рассмотрим модельный сильно упрощенный примерстраничной памяти (наша цель – рассмотрение основных концепций). Данная модельпредставляет все адресное пространство оперативной памяти в виде последовательностиблоков фиксированного размера, называемых страницами.
Страница — это областьадресного пространства фиксированного размера: обычно размер страницы кратенстепени двойки – будем считать, что размер страницы 2k. Тогда структура адресапредставима в виде двух полей (Рис. 56): правые k разрядов представляют адрес внутристраницы, а оставшиеся разряды отвечают за номер страницы. Тогда количествовиртуальных страниц в системе ограничено разрядностью поля «Номер виртуальнойстраницы» в адресе.Итак, виртуальное адресное пространство — это множество виртуальныхстраниц, доступных для использования в программе. Физическое адресноепространство — это оперативная память, подключенная к данному компьютеру.Физическая память может иметь произвольный размер по отношению к размерувиртуальной памяти (число физических страниц может быть меньше, больше или равночислу виртуальных страниц).0ая страницаСтруктура адреса:k k-1ая1 страница…Номер страницы0Номер в страницеКоличество страницограничено размеромполя «Номер страницы»Рис.
56. Страничная организация памяти.В центральном процессоре имеется аппаратная (регистровая) таблица, называемаятаблицей страниц, предназначенная для организации отображения между виртуальнымии физическими адресами при страничной организации памяти. Количество строк в этойтаблице определяется максимальным числом виртуальных страниц, которое зависит отсхем работы процессора и максимальной адресной разрядности процессора. Каждойвиртуальной странице исполняемой программы ставится в соответствие строка таблицыстраниц с тем же номером (нулевой странице соответствует нулевая строка и т.п.). Внутрикаждой записи таблицы страниц находится номер физической страницы, в которойразмещается соответствующая виртуальная страница программы.
![](https://s.studizba.com/z.php?f=/templates/si/i/noavatar.png&w=100&h=100&t=1"){kind=avatar}
