Лекции по операционным системам (1114738), страница 11

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

Текст из файла (страница 11)

Может возникнуть резонный вопрос, как происходит включение режима супервизора. Ответ здесь будет зависеть от архитектуры конкретной системы. Например, в некоторых архитектурах считается, что операционная система занимает некоторое предопределенное адресное пространство физической памяти. И если управление попадает на эту область, то включается режим операционной системы. А вот выключение режима операционной системы может происходить программно: например, операционная система, запуская процесс, может предварительно программным способом установить его в непривилегированный режим.

1.2.6.2Проблемы, возникающие при исполнении программ

Рассмотрим круг проблем, которые, так или иначе, возникают при исполнении программ.

Вложенные обращения к подпрограммам (Рис. 44.). Несколько лет назад проводились исследования, которые анализировали распределение времени исполнения программы на разных компонентах программного кода, и выяснилось, что в системах, рассчитанных не только (и не столько) для выполнения математических вычислений (например, в системах обработки текстовой информации), порядка 70% времени тратится на обработку входов и выходов из подпрограмм. Это объясняется тем, что при обращении к подпрограмме необходимо зафиксировать адрес возврата, сформировать параметры, передаваемые вызываемой подпрограмме, как-то сохранить регистровый контекст (т.е. сохранить содержимое тех регистров, которые использовались в программе на данном текущем уровне).

1. Вложенные обращения к подпрограммам.

Накладные расходы при смене обрабатываемой программы. Это аналогичная проблема, связанная со сменой обрабатываемых программ (или процессов): операционная система должна сохранить контексты процессов. К этому необходимо добавить, что в современных компьютерах количество одновременно обрабатываемых процессов очень велико, что лишь увеличивает объем возникающих накладных расходов.

Перемещаемость программы по ОЗУ (Рис. 45.). Рассмотрим процесс получения исполняемого кода программы. После того, как исходный текст программы попадает на вход компилятору, образуется объектный модуль. А уже из пользовательских модулей и библиотечных формируется исполняемый код, т.е. тот модуль, который можно загрузить в оперативную память и начать его исполнять, причем момент создания исполняемого модуля и момент запуска его на исполнение разнесены во времени. Исторически первые исполняемые модули настраивались на те адреса оперативной памяти, в рамках которых он должен был исполняться. Это означает, что если память в данный момент занята другой программой, то эту программу поставить на счет не удастся (пока память не освободится). И, соответственно, возникает проблема перемещаемости программы по ОЗУ: ресурс свободной памяти в ОЗУ может быть достаточно большим, чтобы в ней разместилась вновь запускаемая программа, но в силу привязки каждой программы к конкретным адресам ОЗУ эту программу запустить не удается.

1. Перемещаемость программы по ОЗУ.

Фрагментация памяти. Положим, что предыдущая проблема, связанная с перемещаемостью кода, решена в нашей системе: любой исполняемый модуль может быть загружен в произвольное место ОЗУ для дальнейшего выполнения. Но в этом случае возникает иная проблема.

Пускай наша система работает в мультипрограммном режиме. И в начале работы были запущены на исполнение Программа 1, Программа 2 и т.д., вплоть до некоторого номера K. Со временем некоторые задачи завершаются, а, соответственно, место, занимаемое ими в ОЗУ, высвобождается. Операционная система способна оценивать свободное пространство оперативной памяти и из буфера программ, готовых к исполнению, выбрать ту программу, которая может поместиться в свободный фрагмент памяти. Но зачастую размер загружаемой программы несколько меньше того фрагмента, который был свободен. И постепенно проявляется т.н. проблема фрагментации оперативной памяти (Рис. 46.). В некоторый момент может оказаться, что в ОЗУ находится несколько процессов, между которыми имеются фрагменты свободной памяти, каждый из которых не достаточен для того, чтобы загрузить какую-либо готовую к исполнению программу. Но количество подобных фрагментов может быть настолько большим, что суммарно свободное пространство ОЗУ позволил бы разместить в нем хотя бы один готовый к исполнению процесс. Таким образом, система начинает деградировать: имея ресурс свободной памяти, мы не можем его использовать, а это означает, что система используется в усеченном качестве.

1. Фрагментация памяти.

После того, как мы указали основные проблемы, возникающие при исполнении программ, рассмотрим, как эти проблемы могут решаться.

1.2.6.3Регистровые окна

Одно из более или менее новых решений, предназначенное для минимизации накладных расходов, связанных с обращениями к подпрограммам, основано на использовании в современных процессорах т.н. регистровых окон (register windows). Суть этого решения заключается в следующем (Рис. 47.). В процессоре имеется некоторое количество K физических регистров, предназначенных для использования в пользовательских программах. Эти регистры пронумерованы от 0 до K–1. Также имеется понятие регистрового окна — это набор регистров, по количеству меньший K, который в каждый момент времени доступен для программы пользователя. Соответственно, эти K физических регистров разделяются на регистровые окна некоторым способом. Один из способов предполагает, что с нулевого физического регистра начинается нулевое физическое окно, причем в этом нулевом физическом окне программе пользователя доступны физические регистры с номерами от 0 до L–1. Первое физическое окно представляет собою очередные L регистров, которые внутри окна также имеют нумерацию от 0 до L–1, но в реальности им соответствуют физические регистры с номерами, начинающимися с L–1. Т.е. окна организованы таким способом, что последний регистр предыдущего окна отображается на тот же физический регистр, что и нулевой регистр следующего окна.

Итак, имеющиеся K физических регистров разбиты на N окон, в каждом из которых регистры имеют номера от 0 до L–1. Соответственно, в системе организована логика таким способом, что все окна расположены в циклическом списке: нулевое окно пересекается с первым, первое — со вторым, и так далее, вплоть до N–1-ого окна, которое пересекается снова с нулевым. Также в системе имеется команда смены окна. Соответственно, при обращении к подпрограмме через пересекающиеся точки передаются адреса возвратов, а внутри окна можно работать с регистрами, причем при обращении к подпрограмме не встает необходимость их сохранения. Считается, что достигается эффект оптимизации при четырех окнах, что означает, что средний уровень вложенности подпрограмм не более четырех. Недостатком такого решения является фиксированный размер каждого окна, что на практике часто оказывается неоптимальным (т.к. иногда требуется больше регистров, иногда — меньше). Ниже на Рис. 48. приведены схемы работы с регистровыми окнами.

1. Регистровые окна.

1. Регистровые окна. Вход и выход из подпрограммы.

Модель организации регистровой памяти в Intel Itanium. В современных компьютерах имеется возможность варьирования размера регистрового окна. В частности, в 64-разрядных процессорах Itanium компании Intel размер окна динамический. В данном процессоре в регистровом файле первые 32 регистра (с номерами от 0 до 31) являются общими, а на регистрах с номерами от 32 по 127 организуются регистровые окна, причем окно может быть произвольного размера (например, от 32-ого регистра до регистра с номером 32+N, где N=0..95). Такая организация позволяет оптимизировать работу с точки зрения входов-выходов из функций и замены функциональных контекстов.

1.2.6.4Системный стек

Будем рассматривать системы, в которых имеется аппаратная поддержка стека. Это означает, что имеется регистр, который ссылается на вершину стека, и есть некоторый механизм, который поддерживает работу со стеком. Системный стек может применяться для оптимизации работ, связанных со сменой контекстов программ. В частности, этот механизм может использоваться при обработке прерывания: если в системе возникает прерывание, процессор просто скидывает в стек содержимое необходимых регистров. Если же возникнет второе прерывание, то процессор поверх предыдущих данных скинет в стек новое содержимое регистров, чтобы обработать вновь пришедшее прерывание.

1. Системный стек.

Но у данного подхода есть и недостаток. Поскольку стек располагается в оперативной памяти, то при каждой обработке прерывания процессору придется обращаться к оперативной памяти, что сильно снижает производительность системы при частых возникновениях прерываний. Решений может быть несколько (Рис. 49.). Во-первых, в процессоре могут использоваться специальные регистры, исполняющие роль буфера, аккумулирующего вершину стека непосредственно в процессоре. Во-вторых, работу со стеком можно организовать посредством буферизации в КЭШе первого уровня (L1).

1.2.6.5Виртуальная память

Следующий аппарат компьютера, который также сильно связан с поддержкой программного обеспечения, — это аппарат виртуальной памяти. Что понимается под виртуальной памятью и виртуальным адресным пространством? Неформально виртуальное адресное пространство можно определить как то адресное пространство, которое используется внутри программ (написанных, например, на языках программирования высокого уровня). Ведь когда программист пишет программу, оперируя теми или иными адресами, он зачастую не задумывается, где реально будут размещены, к каким физическим адресам привязаны. Виртуальные адреса существуют «вне машины». Соответственно, стоит проблема привязки виртуального адресного пространства физической памяти. И эта проблема решается за счет аппарата виртуальной памяти.

Итак, аппарат виртуальной памяти — это аппаратные средства компьютера, обеспечивающие преобразование (установление соответствия) программных адресов, используемых в программе, адресам физической памяти, в которой размещена программа при выполнении. И реализацией одной из моделей аппарата виртуальной памяти является аппарат базирования адресов.

Механизм базирования адресов основан на двоякой интерпретации получаемых в ходе выполнения программы исполнительных адресов (A_исп.^прог.). С одной стороны, его можно интерпретировать как абсолютный исполнительный адрес, когда физический адрес в некотором смысле соответствует исполнительному адресу программы (A_исп.^физ.= A_исп.^прог.). Например, требуется «прочитать ячейку с адресом (абсолютным адресом) 0», или «передать управление по адресу входа в обработчик прерывания». С другой стороны, исполнительный адрес программы можно проинтерпретировать как относительный адрес, т.е. адрес, зависящий от места дислокации программы в ОЗУ. Иными словами, имеется оперативная память с ячейками с номерами от 0 до некоторого A–1, и, начиная с некоторого адреса K, расположена программа. Тогда адрес A_исп.^прог. внутри программы можно трактовать, как отступ от физической ячейки с адресом K на величину A_исп.^прог.. Для реализации модели базирования используется специальный регистр базы, в который в момент загрузки процесса в оперативную память операционная система записывает начальный адрес загрузки (т.е. K). Тогда реальный физический адрес получается, исходя из формулы A_исп.^физ.= A_исп.^прог.+<R_базы>.

Аппарат базирования позволяет разрешить проблему перемещаемости программ по ОЗУ, поскольку процесс можно загрузить в любую область памяти. Но при этом необходимо помнить, что программа представляется в виде непрерывной области виртуальной памяти, которая загружается в непрерывный фрагмент физической памяти.

Развитием аппарата виртуальной памяти является аппарат страничной организации памяти. Ниже мы рассмотрим модельный сильно упрощенный пример страничной памяти. Данная модель представляет все адресное пространство оперативной памяти в виде последовательности страниц. Страница — это область адресного пространства фиксированного размера: обычно размер страницы кратен степени двойки, будем считать, что размер страницы 2^k. Тогда все адресное пространство представимо в виде последовательности страниц (нулевая, первая и т.д.). Сказанное означает, что структура адреса представима в виде двух полей (Рис. 50.): правые k разрядов представляют адрес внутри страницы, а оставшиеся разряды отвечают за номер страницы. Тогда количество страниц в системе ограничено разрядностью поля «Номер страницы».

1. Страничная организация памяти.

В центральном процессоре имеется аппаратная таблица, называемая таблицей страниц, предназначенная для следующих целей. Количество строк в этой таблице определяется максимальным числом виртуальных страниц, ограниченное схемами работы процессора и максимальной адресной разрядностью процессора. Каждой виртуальной странице ставится в соответствие строка таблицы страниц с тем же номером (нулевой странице соответствует нулевая строка, и т.п.). Внутри каждой записи таблицы страниц находится номер физической страницы, в которой размещается соответствующая виртуальная страница программы. Соответственно, аппарат виртуальной страничной памяти позволяет автоматически (т.е. аппаратно) преобразовывать номер виртуальной страницы на номер физической страницы посредством обращения к таблице страниц (Рис. 51.). Программных действий при таком подходе требуется минимально: при выборе операционной системой очередного процесса, который ставится на обработку на центральный процессор, она должна лишь корректно заполнить аппаратную таблицу страниц процессора для данного процесса.

1. Страничная организация памяти. Преобразование виртуального адреса в физический.

Типовая схема преобразования адресов достаточно проста (Рис. 52.). Пускай в таблице страниц имеется N строк. Это означает, что в компьютере дозволено использовать N страниц. Содержимое каждой i-ой строки таблицы — α_i, оно определяется операционной системой в момент запуска процесса. Пускай в нашем модельном примере если α_i >= 0, то это номер физической страницы, которая соответствует i-ой виртуальной странице. Если α_i < 0, то это означает, что данной страницы у программы нет, и если в ходе обработки процесса процессор обращается к строке таблицы страниц с отрицательным содержимым, происходит прерывание по защите памяти. Причин возникновения прерывания в данном случае может две. Во-первых, может оказаться, что действительно i-ой виртуальной страницы у программы нет, что свидетельствует об ошибке в программе. Во-вторых, может оказаться, что соответствующей страницы нет в оперативной памяти, она расположена на внешнем запоминающем устройстве (ВЗУ), т.е. данная i-ая виртуальная страница легальна, но в данный момент ее нет в ОЗУ. Так или иначе, операционная система анализирует причину возникновения прерывания и для последнего случая осуществляет подкачку из ВЗУ в ОЗУ требуемой страницы.

Характеристики

Список файлов лекций