Операционные системы 2011 (1114689), страница 64
Текст из файла (страница 64)
137. Иерархическая организация таблицы страниц.ФизическаяпамятьИспользуя данный подход, может оказаться, что всю таблицу страниц хранить впамяти вовсе необязательно: из-за принципа локализации будет достаточно хранитьсравнительно небольшую «внешнюю» таблицу групп страниц и некоторые таблицывторого уровня (они также имеют незначительные размеры); все необходимые таблицывторого уровня можно подкачивать по мере надобности.Подобные рассуждения можно распространить на большее число уровнейиерархии, но, начиная с некоторого момента, эффективность системы начинает сильнопадать с ростом числа уровней иерархии (из-за различных накладных расходов), поэтомуобычно число уровней ограничено четырьмя.Существует иное решение, позволяющее также обойти проблему большого размератаблицы страниц, - оно основано на использовании хеширования (на использовании т.н.хеш-таблиц). Это решение в свою очередь, базируется на использовании хеш-функции,или функции расстановки (Рис.
138). Эти функции используются в следующей задаче:пусть имеется некоторое множество значений, которое необходимо каким-то образомотобразить на множество фиксированного размера. Для осуществления этого отображенияиспользуют функцию, которая по входному значению определяет номер позиции (номеркластера, куда должно попасть это значение). Но эта функция имеет свои особенности:при ее использовании возможны коллизии, связанные с тем, что различные значениямогут оказаться в одном и том же кластере.VPoffsetVP1FP1VP2FP2F(VP)FPoffset…Хеш-функцияVPFP…ФизическаяпамятьХеш-таблицаРис. 138. Использование хеш-таблиц.237Модель преобразования адресов, основанная на хешировании, достаточно проста.Из виртуального адреса аппаратно извлекается номер виртуальной страницы, которыйподается на вход некоторой хеш-функции, отображающей значение на аппаратнуютаблицу (т.н. хеш-таблицу) фиксированного размера.
Каждая запись в данной таблицехранит начало списка коллизий, где каждый элемент списка является парой: номервиртуальной страницы — соответствующий ему номер физической страницы. Итак,перебирая соответствующий список коллизий, можно найти номер исходной виртуальнойстраницы и соответствующий номер физической страницы. Подобное решение имеет своидостоинства и недостатки: в частности, возникают проблемы с перемещением списковколлизий.Еще одним решением, позволяющим снизить размер таблицы страниц, являетсямодель использования т.н. инвертированных таблиц страниц (Рис. 139). Главнойсложностью данного решения является требование к процессору на аппаратном уровнеработать с идентификаторами процессов (их PID).
Примерами таких процессоров могутслужить процессоры серий SPARC и PowerPC.PIDVPFPoffsetoffsetFPPIDVPпоискТаблица страницРис. 139. Инвертированные таблицы страниц.В этой модели виртуальный адрес трактуется как тройка значений: PID процесса,номер виртуальной страницы и смещение в этой странице. При таком подходеиспользуется единственная таблица страниц для всей системы, и каждая строка даннойтаблицы соответствует физической странице (с номером, равным номеру этой строки).При этом каждая запись данной таблицы содержит информацию о том, какому процессупринадлежит данная физическая страница, а также какая виртуальная страница этогопроцесса размещена в данной физической странице.
Итак, имея пару PID процесса иномер виртуальной страницы, производится поиск ее в таблице страниц, и по смещениюнайденного результата определяется номер физической страницы.К достоинствам данной модели можно отнести наличие единственной таблицыстраниц, обновление которой при смене контекстов сравнительно нетрудоемкое:операционная система производит обновление тех строк таблицы, для которых всоответствующие физические страницы происходит загрузка процесса.
Отметим, что«тонким местом» данной модели является организация поиска в таблице. Если будетиспользоваться прямой поиск, то это приведет к существенным накладным расходам. Дляоптимизации этого момента возможна надстройка над этим решением болееинтеллектуальных моделей — например, модели хеширования и/или использования TLBтаблиц.Революционным достоинством страничной организации памяти стало то, чтоисполняемый в системе процесс может использовать очень незначительную частьфизического ресурса памяти, а все остальные его страницы могут размещаться вовнешней памяти (быть откачанными). Очевидно, что и страничная организация памяти238имеет свои недостатки: в частности, это проблема фрагментации внутри страницы. Всвязи с использованием страничной организации памяти встает еще одна проблема — этопроблема выбора той страницы, которая должна быть откачана во внешнюю память принеобходимости загрузить какую-то страницу из внешней памяти. Эта задача имеетмножество решений, некоторые из которых будут освещены ниже.Первым рассмотрим алгоритм NRU (Not Recently Used — не использовавшийся впоследнее время).
Этот алгоритм основан на том, что с любой страницей ассоциируютсядва признака, один из которых отвечает за обращение на чтение или запись к странице (Rпризнак), а второй — за модификацию страницы (M-признак), когда в страницу что-тозаписывается. Значение этих признаков устанавливается аппаратно. Имеется такжевозможность посредством обращения к операционной системе обнулять эти признаки.Итак, алгоритм NRU действует по следующему принципу. Изначально для всехстраниц процесса признаки R и M обнуляются. По таймеру или по возникновениюнекоторых событий в системе происходит программное обнуление всех R-признаков.Когда системе требуется выбрать какую-то страницу для откачки из оперативной памяти,это осуществляется следующим образом. Все страницы, принадлежащие данномупроцессу, делятся на 4 категории в зависимости от значений признаков R и M.Класс 0: R = 0, M = 0.
Это те страницы, в которых не происходило обращение впоследнее время и в которых не сделано ни одно изменение.Класс 1: R = 0, M = 1. Это те страницы, к которым в последний период не былообращений (поскольку программно обнулен R-признак), но в этой странице в своевремя произошло изменение.Класс 2: R = 1, M = 0.
Это те страницы, из которых за последний таймаут читаласьинформация.Класс 3: R = 1, M = 1. Это те страницы, к которым за последнее время былиобращения, в т.ч. обращения на запись, т.е. это активно используемые страницы.Соответственно, алгоритм предлагает выбирать страницу для откачиванияслучайным способом из непустого класса с минимальным номером.Следующий алгоритм, который мы рассмотрим, — это алгоритм FIFO. Если всистеме реализован этот алгоритм, то при загрузке очередной страницы в памятьоперационная система фиксирует время этой загрузки. Соответственно, данный алгоритмпредполагает откачку той страницы, которая наиболее долго располагается в ОЗУ.Очевидно, что данная стратегия зачастую оказывается неэффективной, посколькувозможна откачка интенсивно используемой страницы.
Поэтому существует целый рядмодификаций алгоритма FIFO, нацеленных на сглаживание обозначенной проблемы.Модифицированный алгоритм может иметь следующий вид. Выбирается самая«старая» страница, затем система проверяет значение признака доступа к этой странице(R-признак). Если R = 0, то эта страница откачивается. Если же R = 1, то этот признакобнуляется, а также время загрузки данной страницы переопределяется текущимвременем (иными словами, данная страница перемещается в конец очереди), после чегоалгоритм начинает свою работу с начала.Данный алгоритм имеет недостатки, связанные с ростом накладных расходов приперемещении страниц по очереди.
Поэтому этот алгоритм получил свое развитие, вчастности, в виде алгоритма «Часы».Алгоритм «Часы» подразумевает, что все страницы образуют циклический список(Рис. 140). Имеется некоторый маркер, ссылающийся на некоторую страницу в списке, иэтот маркер может перемещаться, например, только по часовой стрелке.Функционирование алгоритма достаточно просто: если значение R-признака вобозреваемой маркером странице равно нулю, то эта страница выгружается, а на ее местопомещается новая страница, после чего маркер сдвигается.
Если же R = 1, то этот признакобнуляется, а маркер сдвигается на следующую позицию.239маркер наобозреваемуюстраницу.....Рис. 140. Замещение страниц. Алгоритм «Часы».Следующая группа алгоритмов позволяют более адекватно учитывать старение ииспользование страниц и, соответственно, более адекватно осуществлять выбор страницыдля откачки.Алгоритм LRU (Least Recently Used — «наименее недавно» – наиболее давноиспользуемая страница) основан на достаточно сложной аппаратной схеме и действует последующей схеме.Пусть имеется N страниц.
![](https://s.studizba.com/z.php?f=/templates/si/i/noavatar.png&w=100&h=100&t=1"){kind=avatar}
