2011. Машбук (1114722), страница 62
Текст из файла (страница 62)
133. Распределение перемещаемыми разделами.По мере функционирования операционной системы после завершений тех илииных процессов пространство оперативной памяти становится все более и более232фрагментированным: в памяти присутствует множество небольших участков свободногопространства, суммарный объем которых позволяет поместить достаточно большойпроцесс, но каждый из этих участков меньше размера этого процесса. Для борьбы сфрагментацией используется специальный процесс компрессии. Данная модель позволяетиспользовать компрессию за счет того, что исполняемый код процессов можетперемещаться по оперативной памяти.Очевидно, что в общем случае операция компрессии достаточно трудоемкая,поэтому существует ряд подходов для ее организации.
С одной стороны, компрессияможет быть локальной, когда система для высвобождения необходимого пространствапередвигает небольшое количество процессов (например, два процесса). С другойстороны, возможен вариант, когда в некоторый момент система приостанавливаетвыполнение всех процессов и начинает их перемещать, например, к начальному адресуоперативной памяти, тогда в конце ОЗУ окажется вся свободная память.
Таким образом,стратегии здесь могут быть разными.Что касается аппаратной поддержки, то здесь она аналогична предыдущей модели:требуются аппаратные средства защиты памяти (регистры границ или же ключи защиты)и аппаратные средства, позволяющие осуществлять перемещение процессов (вбольшинстве случаев для этих целей используется регистр базы, который в некоторыхслучаях может совпадать с одним из регистров границ). Используемые алгоритмы такжедостаточно очевидны и могут напоминать алгоритмы, рассмотренные при обсуждениипредыдущей модели.Основным достоинством данной модели распределения памяти являетсяликвидация фрагментации памяти. Отметим, что для систем, ориентированных на работув мультипрограммном пакетном режиме (когда почти каждый процесс является более илименее большой вычислительной задачей), задача дефрагментации (или компрессии) неимеет существенного значения, поскольку для многочасовых вычислительных задачредкая минутная приостановка для совершения компрессии на эффективность системы невлияет.
Соответственно, данная модель хорошо подходит для такого класса систем.Если же, напротив, система предназначена для обработки большого потока задачпользователей, работающих в интерактивном режиме, то компрессия будет достаточночастой, а продолжительность компрессии, с точки зрения пользователя, будет достаточнобольшой, что, в конечном счете, будет отрицательно сказываться на эффективностиподобной системы.К недостаткам данной модели необходимо отнести опять-таки ограничениепредельного размера прикладного процесса размером физической памяти.
И, так илииначе, это накладные расходы, связанные с компрессией. В одних системах онинесущественны, в других — напротив, имеют большое значение.5.4Страничное распределениеОб этой модели распределения оперативной памяти уже шла речь ранее, но тогдаперед нами стояла задача лишь ввести читателя в курс дела, - в этом же разделе будутобсуждаться более подробно современные подходы страничной организации памяти.Данная модель основывается на том, что все адресное пространство может бытьпредставлено совокупностью блоков фиксированного размера (Рис.
134), которыеназываются страницами. Есть виртуальное адресное пространство — это топространство, с адресами которого оперирует программа, и физическое адресноепространство — это то пространство, которое есть в наличии в компьютере.Соответственно, при страничном распределении памяти существуют программноаппаратные средства, позволяющие устанавливать соответствие между виртуальными ифизическими страницами.
Механизм преобразования виртуального адреса в физическийобсуждался ранее, он достаточно прост: берется номер виртуальной страницы и233заменяется соответствующим номером физической страницы. Также отмечалось, что дляэтих целей используется т.н. таблица страниц, которая целиком является аппаратной,что на самом деле является большим упрощением. Если рассмотреть современныемашины с современным объемом виртуального адресного пространства, то окажется, чтоэта таблица будет очень большой по размеру. Соответственно, возникает важный вопрос,как осуществлять указанное отображение виртуальных адресов в физические.Виртуальноеадресное пр-во0123виртуальнаястраницаПространствофизической памяти0123×…K–3K–2K–1…L–1××Рис.
134. Страничное распределение.Ответ на поставленный вопрос, как всегда, неоднозначный и имеет нескольковариантов. Первое решение, приходящее на ум, — это полное размещение таблицыпреобразования адресов в аппаратной части компьютера, но это решение применимо лишьв тех системах, где количество страниц незначительное. Примером такой системы можетслужить машина БЭСМ-6, которая имела 32 виртуальные страницы, и вся таблица с 32строками располагалась в процессоре. Если же таблица получается большой, товозникают следующие проблемы: во-первых, высокая стоимость аппаратной поддержки, аво-вторых, необходимость полной перезагрузки таблицы при смене контекстов. Но приэтом скорость преобразования оказывается довольно высокой.Альтернативой служит решение, предполагающее хранение данной таблицы воперативной памяти, тогда каждое преобразование происходит через обращение к ОЗУ,что совсем неэффективно.
К аппаратуре предъявляются следующие требования: долженбыть регистр, ссылающийся на начало таблицы в ОЗУ, а также должно аппаратноподдерживаться обращение в оперативную память по адресу, хранящемуся в указанномрегистре, извлечение данных из таблицы и осуществление преобразования.Возможно оптимизировать рассмотренный подход за счет использованиякэширования L1 или L2. С одной стороны, поскольку к таблице страниц происходитпостоянное обращение, странички из данной таблицы «зависают» в КЭШе. Но, если вкомпьютере используется всего один КЭШ и для потока управления, и для потока данных,то в этом случае через него направляется еще и поток преобразования страниц.
Посколькуэти потоки имеют свои особенности, то добавление дополнительного потока со своимииндивидуальными характеристиками приведет к снижению эффективности системы.Стоит также отметить, что в современных системах таблицы страниц каждогопроцесса могут оказаться достаточно большими, мультипрограммные ОСподдерживают обработку сотен или даже тысяч процессов, поэтому держать всю таблицустраниц в оперативной памяти также оказывается дорогим занятием. С другой стороны,если в ОЗУ хранить лишь оперативную часть этой таблицы, то возникают проблемы,связанные со сменой процессов: необходимо будет часть таблицы откачивать вовнешнюю память, а часть — наоборот, подкачивать, что является достаточно трудоемкой234задачей. Соответственно, возникает проблема организации эффективной работы стаблицей страниц, чтобы возникающие накладные расходы не приводили к деградациисистемы.Помимо указанных подходов к размещению таблицы страниц, каждый из которыхимеет свои преимущества и недостатки, в реальности применяют смешанные, илигибридные, решения.Что касается используемых алгоритмов и способов организации данных длямодели страничного распределения памяти, то традиционно применяются решения,связанные с иерархической организацией этих таблиц.Типовая структура записи таблицы страниц (Рис.
135) содержит информацию ономере физической страницы, а также совокупность атрибутов, необходимых дляописания статуса данной страницы. Среди атрибутов может быть атрибутприсутствия/отсутствия страницы, атрибут режима защиты страницы (чтение, запись,выполнение), флаг модификации содержимого страницы, атрибут, характеризующийобращения к данной странице, чтобы иметь возможность определения «старения»страницы, атрибут блокировки кэширования и т.д. Итак, в каждой записи можетприсутствовать целая совокупность атрибутов, которые аппаратно интерпретируемы:например, при попытке записать данные в страницу, закрытую на запись, произойдетпрерывание.εδγβαНомер физической страницыРис. 135.
Модельная структура записи таблицы страниц. Здесь: α — присутствие/отсутствие; β — защита (чтение, чтение/запись, выполнение); γ —изменения; δ — обращение (чтение, запись, выполнение); ε — блокировкакэширования.В качестве одного из первых решений оптимизации работы с памятью сталоиспользование т.н. TLB-таблиц (Translation Look-aside Buffer — таблица быстрогопреобразования адресов, Рис. 136). Данный метод подразумевает наличие аппаратнойтаблицы относительно небольшого размера (порядка 8 – 128 записей). Данная таблицыконцептуально содержит три столбца: первый столбец — это номер виртуальнойстраницы, второй — это номер физической страницы, в которой находится указаннаявиртуальная страница, а третий столбец содержит упомянутые выше атрибуты.Виртуальный адрес состоит из номера виртуальной страницы (VP) и смещения вней (offset). Страница изымает из этого адреса номер виртуальной страницы иосуществляет оптимизированный поиск (т.е.
поиск не последовательный, а параллельный)этого номера по TLB-таблице. Если искомый номер найден, то система автоматически науровне аппаратуры осуществляет проверку соответствия атрибутов, и если проверкауспешна, то происходит подмена номера виртуальной страницы номером физическойстраницы, и, таким образом, получается физический адрес.Если же при поиске происходит промах (номер виртуальной странице не найден),то в этом случае система обращается в программную таблицу, выкидывает самую старуюзапись из TLB, загружает в нее найденную запись из программной таблицы, и затемвычисляется физический адрес. Таким образом, получается, что TLB-таблица являетсянекоторым КЭШем.Модели отработки промаха могут быть различными.
![](https://s.studizba.com/z.php?f=/templates/si/i/noavatar.png&w=100&h=100&t=1"){kind=avatar}
