Управление памятью

Назад                                                        Начало                                                        Вперёд


ГЛАВА 5


Управление памятью

Функции ОС по управлению памятью

Под памятью (memory) здесь подразумевается оперативная память компьютера. В отличие от памяти жесткого диска, которую называют внешней памятью (storage), оперативной памяти для сохранения информации требуется постоянное электропитание.

Память является важнейшим ресурсом, требующим тщательного управления со стороны мультипрограммной операционной системы. Особая роль памяти объясняется тем, что процессор может выполнять инструкции протравы только в том случае, если они находятся в памяти. Память распределяется как между модулями прикладных программ, так и между модулями самой операционной системы.

В ранних ОС управление памятью сводилось просто к загрузке программы и ее данных из некоторого внешнего накопителя (перфоленты, магнитной ленты или магнитного диска) в память. С появлением мультипрограммирования перед ОС были поставлены новые задачи, связанные с распределением имеющейся памяти между несколькими одновременно выполняющимися программами.

Функциями ОС по управлению памятью в мультипрограммной системе являются:

Помимо первоначального выделения памяти процессам при их создании ОС должна также заниматься динамическим распределением памяти, то есть выполнять запросы приложений на выделение им дополнительной памяти во время выполнения. После того как приложение перестает нуждаться в дополнительной памяти, оно может возвратить ее системе. Выделение памяти случайной длины в случайные моменты времени из общего пула памяти приводит к фрагментации и, вследствие этого, к неэффективному ее использованию. Дефрагментация памяти тоже является функцией операционной системы.

Во время работы операционной системы ей часто приходится создавать новые служебные информационные структуры, такие как описатели процессов и потоков, различные таблицы распределения ресурсов, буферы, используемые процессами для обмена данными, синхронизирующие объекты и т. п. Все эти системные объекты требуют памяти»» В некоторых ОС заранее (во время установки) резервируется некоторый фиксированный объем памяти для системных нужд. В других же ОС используется более гибкий подход, при котором память для системных целей выделяется динамически. В таком случае разные подсистемы ОС при создании своих таблиц, объектов, структур и т. п. обращаются к подсистеме управления памятью с запросами.

Защита памяти — это еще одна важная задача операционной системы, которая состоит в том, чтобы не позволить выполняемому процессу записывать или читать данные из памяти, назначенной другому процессу. Эта функция, как правило, реализуется программными модулями ОС в тесном взаимодействии с аппаратными средствами.

Типы адресов

Для идентификации переменных и команд на разных этапах жизненного цикла программы используются символьные имена (метки), виртуальные адреса и физические адреса (рис. 5.1).

Совокупность виртуальных адресов процесса называется виртуальным адресным пространством. Диапазон возможных адресов виртуального пространства у всех процессов является одним и тем же. Например, при использовании 32-разрядных виртуальных адресов этот диапазон задается границами 0000000016и FFFFFFFF16. Тем не менее каждый процесс имеет собственное виртуальное адресное пространство — транслятор присваивает виртуальные адреса переменным и кодам каждой программе независимо (рис. 5.2).

Рис. 5.1. Типы адресов

Рис. 5.2. Виртуальные адресные пространства нескольких программ

Совпадение виртуальных адресов переменных и команд различных процессов не приводит к конфликтам, так как в том случае, когда эти переменные одновремеино присутствуют в памяти, операционная система отображает их на разные физические адреса1.

1 В том случае, когда необходимо, чтобы несколько процессов разделяли общие данные или коды, операционная система отображает соответствующие участки виртуального адресного пространства этих Процессов на один и тот же участок физической памяти. См. раздел «Разделяемые сегменты памяти»

В разных операционных системах используются разные способы структуризации виртуального адресного пространства. В одних ОС виртуальное адресное пространство процесса подобно физической памяти представлено в виде непрерывной линейной последовательности виртуальных адресов. Такую структуру адресного пространства называют также плоской (flat). При этом виртуальным адресом является единственное число, представляющее собой смещение относительно начала (обычно это значение 000...000) виртуального адресного пространства (рис. 5.3, а). Адрес такого типа называют линейным виртуальным адресом.

В других ОС виртуальное адресное пространство делится на части, называемые сегментами (или секциями, или областями, или другими терминами). В этом случае помимо линейного адреса может быть использован виртуальный адрес, представляющий собой пору чисел (и, т), где n определяет сегмент, а т — смещение внутри сегмента (рис. 5.3, б).

Существуют и более сложные способы структуризации виртуального адресного пространства, когда виртуальный адрес образуется тремя или даже более числами.

Рис. 5.3. Типы виртуальных адресных пространств: плоское (а), сегментированное (б)

Задачей операционной системы является отображение индивидуальных виртуальных адресных пространств всех одновременно выполняющихся процессов на общую физическую память. При этом ОС отображает либо все виртуальное адресное пространство, либо только определенную его часть. Процедура преобразования виртуальных адресов в физические должна быть максимально прозрачна для пользователя и программиста.

Существуют два принципиально отличающихся подхода к преобразованию виртуальных адресов в физические.

В первом случае замена виртуальных адресов на физические выполняется один раз для каждого процесса во время начальной загрузки программы в память. Специальная системная программа — перемещающий загрузчик — на основании имеющихся у нее исходных данных о начальном адресе физической памяти, в которую предстоит загружать программу, а также информации, предоставленной транслятором об адресно-зависимых элементах программы, выполняет загрузку программы, совмещая ее с заменой виртуальных адресов физическими.

Второй способ заключается в том, что программа загружается в память в неизмененном виде в виртуальных адресах, то есть операнды инструкций и адреса переходов имеют те значения, которые выработал транслятор. В наиболее простом случае, когда виртуальная и физическая память процесса представляют собой единые непрерывные области адресов, операционная система выполняет преобразование виртуальных адресов в физические по следующей схеме. При загрузке операционная система фиксирует смещение действительного расположения программного кода относительно виртуального адресного пространства. Во время выполнения программы при каждом обращении к оперативной памяти выполняется преобразование виртуального адреса в физический. Схема такого преобразования показана на рис. 5.4. Пусть, например, операционная система использует линейно-структурированное виртуальное адресное пространство и пусть некоторая программа, работающая под управлением этой ОС, загружена в физическую память начиная с физического адреса S. ОС запоминает значение начального смещения S и во время выполнения программы помещает его в специальный регистр процессора. При обращении к памяти виртуальные адреса данной программы преобразуются в физические путем прибавления к ним смещения S. Например, при выполнении инструкции MOV пересылки данных, находящихся по адресу VA, виртуальный адрес VA заменяется физическим адресом VA+S.

Рис. 5.4. Схема динамического преобразования адресов

Последний способ является более гибким: в то время как перемещающий загрузчик жестко привязывает программу к первоначально выделенному ей участку памяти, динамическое преобразование виртуальных адресов позволяет перемещать программный код процесса в течение всего периода его выполнения. Но использование перемещающего загрузчика более экономично, так как в этом случае преобразование каждого виртуального адреса происходит только один раз во время загрузки, а при динамическом преобразовании — при каждом обращении по данному адресу.

В некоторых случаях (обычно в специализированных системах), когда заранее точно известно, в какой области оперативной памяти будет выполняться программа, транслятор выдает исполняемый код сразу в физических адресах.

Необходимо различать максимально возможное виртуальное адресное пространство процесса и назначенное (выделенное) процессу виртуальное адресное пространство. В первом случае речь идет о максимальном размере виртуального адресного пространства, определяемом архитектурой компьютера, на котором работает ОС, и, в частности, разрядностью его схем адресации (32-битная, 64-битная и т. п.). Например, при работе на компьютерах с 32-разрядными процессорами Intel Pentium операционная система может предоставить каждому процессу виртуальное адресное пространство до 4 Гбайт (232). Однако это значение представляет собой только потенциально возможный размер виртуального адресного пространства, который редко на практике бывает необходим процессу. Процесс использует только часть доступного ему виртуального адресного пространства.

Назначенное виртуальное адресное пространство представляет собой набор виртуальных адресов, действительно нужных процессу для работы. Эти адреса первоначально назначает программе транслятор на основании текста программы, когда создает кодовый (текстовый) сегмент, а также сегмент или сегменты данных, с которыми программа работает. Затем при создании процесса ОС фиксирует назначенное виртуальное адресное пространство в своих системных таблицах. В ходе своего выполнения процесс может увеличить размер первоначального назначенного ему виртуального адресного пространства, запросив у ОС создания дополнительных сегментов или увеличения размера существующих. В любом случае операционная система обычно следит за корректностью использования процессом виртуальных адресов — процессу не разрешается оперировать с виртуальным адресом, выходящим за пределы назначенных ему сегментов.

Максимальный размер виртуального адресного пространства ограничивается только разрядностью адреса, присущей данной архитектуре компьютера, и, как правило, не совпадает с объемом физической памяти, имеющимся в компьютере.

Сегодня для машин универсального назначения типична ситуация, когда объем виртуального адресного пространства превышает доступный объем оперативной памяти. В таком случае операционная система для хранения данных виртуального адресного пространства процесса, не помещающихся в оперативную память, использует внешнюю память, которая в современных компьютерах представлена жесткими дисками (рис. 5,5, а). Именно на этом принципе основана виртуальная память — наиболее совершенный механизм, используемый в операционных системах для управления памятью.

 

Рис. 5.5. Соотношение объемов виртуального адресного пространства и физической памяти: виртуальное адресное пространство превосходит объем физической памяти (а), виртуальное адресное пространство меньше объема физической памяти (б)

Однако соотношение объемов виртуальной и физической памяти может быть и обратным. Так, в мини-компьютерах 80-х годов разрядности поля адреса нередко не хватало для того, чтобы охватить всю имеющуюся оперативную память. Несколько процессов могло быть загружено в память одновременно и целиком (рис. 5.5, б).

Необходимо подчеркнуть, что виртуальное адресное пространство и виртуальная память — это различные механизмы и они не обязательно реализуются в операционной системе одновременно. Можно представить себе ОС, в которой поддерживаются виртуальные адресные пространства для процессов, но отсутствует механизм виртуальной памяти. Это возможно только в том случае, если размер виртуального адресного пространства каждого процесса меньше объема физической памяти.

Содержимое назначенного процессу виртуального адресного пространства, то есть коды команд, исходные и промежуточные данные, а также результаты вычислений, представляет собой образ процесса.

Во время работы процесса постоянно выполняются переходы от прикладных кодов к кодам ОС, которые либо явно вызываются из прикладных процессов как системные функции, либо вызываются как реакция на внешние события или на исключительные ситуации, возникающие при некорректном поведении прикладных кодов. Для того чтобы упростить передачу управления от прикладного кода к коду ОС, а также для легкого доступа модулей ОС к прикладным данным (например, для вывода их на внешнее устройство), в большинстве ОС ее сегменты разделяют виртуальное адресное пространство с прикладными сегментами активного процесса. То есть сегменты ОС и сегменты активного процесса образуют единое виртуальное адресное пространство.

Обычно виртуальное адресное пространство процесса делится на две непрерывные части: системную и пользовательскую. В некоторых ОС (например, Windows NT, OS/2) эти части имеют одинаковый размер — по 2 Гбайт, хотя в принципе деление может быть и другим, например 1 Гбайт — для ОС, и 2 Гбайт — для прикладных программ1. Часть виртуального адресного пространства каждого процесса, отводимая под сегменты ОС, является идентичной для всех процессов. Поэтому при смене активного процесса заменяется только вторая часть виртуального адресного пространства, содержащая его индивидуальные сегменты, как правило, — коды и данные прикладной программы (рис. 5.6). Архитектура современных процессоров отражает эту особенность структуры виртуального адресного пространства, например, в процессорах Intel Pentium существует два типа системных таблиц: одна — для описания сегментов, общих для всех процессов, а другая — для описания индивидуальных сегментов данного процесса. 

1 Деление виртуального адресного пространства на две непрерывные области не является обязательным — можно представить себе ОС, которая обходится без него и чередует свои сегменты и сегменты прикладных программ, размещая их в виртуальном адресном пространстве в произвольном порядке.

При смене процесса первая таблица остается неизменной, а вторая заменяется новой.

Рис. 5.6. Общая и индивидуальные части виртуальных адресных пространств

Описанное выше назначение двух частей виртуального адресного пространства — для сегментов ОС и для сегментов прикладной программы — является типичным, но не абсолютным. Имеются и исключения из общего правила. В некоторых ОС существуют системные процессы, порожденные для решения внутренних задач ОС. В этих процессах Отсутствуют сегменты прикладной программы, по они могут расположить некоторые свои сегменты (сегменты ОС) в общей части виртуального адресного пространства, а некоторые — в индивидуальной части, обычно предназначенной для прикладных сегментов. И наоборот, в общей, системной части виртуального адресного пространства размещаются сегменты прикладного кода, предназначенные для совместного использования несколькими прикладными процессами.

Механизм страничной памяти в большинстве универсальных операционных систем применяется ко всем сегментам пользовательской части виртуального адресного пространства процесса. Исключения могут составлять специализированные ОС, например ОС реального времени, в которых некоторые сегменты жестко фиксируются в оперативной памяти и соответственно никогда не выгружаются на диск — это обеспечивает быструю реакцию определенных приложений на внешние события.

Системная часть виртуальной памяти в ОС любого типа включает область, подвергаемую страничному вытеснению (paged), и область, на которую страничное вытеснение не распространяется (non-paged). В не вытесняемой области размещаются модули ОС, требующие быстрой реакции и/или постоянного присутствия в памяти, например диспетчер потоков или код, который управляет заменой страниц памяти. Остальные модули ОС подвергаются страничному вытеснению, как и пользовательские сегменты.

Обычно аппаратура накладывает свои ограничения на порядок использования виртуального адресного пространства. Некоторые процессоры (например, MIPS) предусматривают для определенной области системной части адресного пространства особые правила отображения на физическую память. При этом виртуальный адрес прямо отображается на физический адрес (последний либо полностью соответствует виртуальному адресу, либо равен его части). Такая особая область памяти не подвергается страничному вытеснению, и поскольку достаточно трудоемкая процедура преобразования адресов исключается, то доступ к располагаемым здесь кодам и данным осуществляется очень быстро.

Алгоритмы распределения памяти

Следует ли назначать каждому процессу одну непрерывную область физической памяти или можно выделять память «кусками»? Должны ли сегменты программы, загруженные в память, находиться на одном месте в течение всего периода выполнения процесса или можно ее время от времени сдвигать? Что делать, если сегменты программы не помещаются в имеющуюся память? Разные ОС по-разному отвечают на эти и другие базовые вопросы управления памятью. Далее будут рассмотрены наиболее общие подходы к распределению памяти, которые были характерны для разных периодов развития операционных систем. Некоторые из них сохранили актуальность и широко используются в современных ОС, другие же представляют в основном только познавательный интерес, хотя их и сегодня можно встретить в специализированных системах.

На рис. 5.7 все алгоритмы распределения памяти разделены на два класса: алгоритмы, в которых используется перемещение сегментов процессов между оперативной памятью и диском, и алгоритмы, в которых внешняя память не привлекается.

Рис. 5.7. Классификация методов распределения памяти


Распределение памяти фиксированными разделами

Простейший способ управления оперативной памятью состоит в том, что память разбивается на несколько областей фиксированной величины, называемых разделами. Такое разбиение может быть выполнено вручную оператором во время старта системы или во время ее установки. После этого границы разделов не изменяются.

Очередной новый процесс, поступивший на выполнение, помещается либо в общую очередь (рис. 5.8, а), либо в очередь к некоторому разделу (рис. 5.8, 6).

Рис. 5.8. Распределение памяти фиксированными разделами: с общей очередью (а), с отдельными очередями (б)

Подсистема управления памятью в этом случае выполняет следующие задачи:

При очевидном преимуществе — простоте реализации, данный метод имеет существенный недостаток — жесткость. Так как в каждом разделе может выполняться только один процесс, то уровень мультипрограммирования заранее ограничен числом разделов. Независимо от размера программы она будет занимать весь раздел. Так, например, в системе с тремя разделами невозможно выполнять одновременно более трех процессов, даже если им требуется совсем мало памяти. С другой стороны, разбиение памяти на разделы не позволяет выполнять процессы, программы которых не помещаются ни в один из разделов, но для которых было бы достаточно памяти нескольких разделов.

Такой способ управления памятью применялся в ранних мультипрограммных ОС. Однако и сейчас метод распределения памяти фиксированными разделами находит применение в системах реального времени, в основном благодаря небольшим затратам на реализацию. Детерминированность вычислительного процесса систем реального времени (заранее известен набор выполняемых задач, их требования к памяти, а иногда и моменты запуска) компенсирует недостаточную гибкость данного способа управления памятью.

Распределение памяти динамическими разделами

В этом случае память машины не делится заранее на разделы. Сначала вся память, отводимая для приложений, свободна. Каждому вновь поступающему на выполнение приложению на этапе создания процесса выделяется вся необходимая ему память (если достаточный объем памяти отсутствует, то приложение не принимается на выполнение и процесс для него не создается). После завершения процесса память освобождается, и на это место может быть загружен другой процесс. Таким образом, в произвольный момент времени оперативная память представляет собой случайную последовательность занятых и свободных участков (разделов) произвольного размера. На рис. 5.9 показано состояние памяти в различные моменты времени при использовании динамического распределения. Так, в момент t0 в памяти находится только ОС, а к моменту t1 память разделена между 5 процессами, причем процесс П4, завершаясь, покидает память. На освободившееся от процесса П4 место загружается процесс П6, поступивший в момент t3.

Функции операционной системы, предназначенные для реализации данного метода управления памятью, перечислены ниже.

Рис. 5.9. Распределение памяти динамическими разделами

По сравнению с методом распределения памяти фиксированными разделами данный метод обладает гораздо большей гибкостью, но ему присущ очень серьезный недостаток — фрагментация памяти. Фрагментация — это наличие большого числа несмежных участков свободной памяти очень маленького размера (фрагментов). Настолько маленького, что ни одна из вновь поступающих программ не может поместиться ни в одном из участков, хотя суммарный объем фрагментов может составить значительную величину, намного превышающую требуемый объем памяти.

Распределение памяти динамическими разделами лежит в основе подсистем управления памятью многих мультипрограммных операционных системах 60-70-х годов, в частности такой популярной операционной системы, как OS/360.

Перемещаемые разделы

Одним из методов борьбы с фрагментацией является перемещение всех занятых участков в сторону старших или младших адресов, так, чтобы вея свободная память образовала единую свободную область (рис. 5.10). В дополнение к функциям, которые выполняет ОС при распределении памяти динамическими разделами* в данном случае она должна еще время от времени копировать содержимое разделов из одного места памяти в другое, корректируя таблицы свободных и занятых областей. Эта процедура называется сжатием. Сжатие может выполняться либо при каждом завершении процесса, либо только тогда, когда для вновь создаваемого процесса нет свободного раздела достаточного размера. В первом случае требуется меньше вычислительной работы при корректировке таблиц свободных и занятых областей, а во втором — реже выполняется процедура сжатия.

Рис. 5.10. Распределение памяти перемещаемыми разделами

Так как программы перемещаются по оперативной памяти в ходе своего выполнения, то в данном случае невозможно выполнить настройку адресов с помощью перемещающего загрузчика. Здесь более подходящим оказывается динамическое преобразование адресов.

Хотя процедура сжатия и приводит к более эффективному использованию памяти, она может потребовать значительного времени, что часто перевешивает преимущества данного метода.

Концепция сжатия применяется и при использовании других методов распределения памяти, когда отдельному процессу выделяется не одна сплошная область памяти, а несколько несмежных участков памяти произвольного размера (сегментов). Такой подход был использован в ранних версиях OS/2, в которых память распределялась сегментами, а возникавшая при этом фрагментация устранялась путем периодического перемещения сегментов.

Свопинг и виртуальная память

Необходимым условием для того, чтобы программа могла выполняться, является ее нахождение в оперативной памяти. Только в этом случае процессор может извлекать команды из памяти и интерпретировать их, выполняя заданные действия. Объем оперативной памяти, который имеется в компьютере, существенно сказывается на характере протекания вычислительного процесса. Он ограничивает число одновременно выполняющихся программ и размеры их виртуальных адресных пространств. В некоторых случаях, когда все задачи мультипрограммной смеси являются вычислительными (то есть выполняют относительно мало операций ввода-вывода, разгружающих центральный процессор), для хорошей загрузки процессора может оказаться достаточным всего 3-5 задач. Однако если вычислительная система загружена выполнением интерактивных задач, то для эффективного использования процессора может потребоваться уже несколько десятков, а то и сотен задач. Эти рассуждения хорошо иллюстрирует рис. 5.11, на котором показан график зависимости коэффициента загрузки процессора от числа одновременно выполняемых процессов и доли времени, проводимого этими процессами в состоянии ожидания ввода-вывода.

Рис. 5.11. Зависимость загрузки процессора от числа задач и интенсивности ввода-вывода

Большое количество задач, необходимое для высокой загрузки процессора, требует большого объема оперативной памяти. В условиях, когда для обеспечения приемлемого уровня мультипрограммирования имеющейся оперативной памяти недостаточно, был предложен метод организации вычислительного процесса, при котором образы некоторых процессов целиком или частично временно выгружаются на диск.

В мультипрограммном режиме помимо активного процесса, то есть процесса, коды которого в настоящий момент интерпретируются процессором, имеются приостановленные процессы, находящиеся в ожидании завершения ввода-вывода или освобождения ресурсов, а также процессы в состоянии готовности, стоящие в очереди к процессору. Образы таких неактивных процессов могут быть временно, до следующего цикла активности, выгружены на диск. Несмотря на то что коды и данные процесса отсутствуют в оперативной памяти, ОС «знает» о его существовании и в полной мере учитывает это при распределении процессорного времени и других системных ресурсов. К моменту, когда подходит очередь выполнения выгруженного процесса, его образ возвращается с диска в оперативную память. Если при этом обнаруживается, что свободного места в оперативной памяти не хватает, то на диск выгружается другой процесс.

Такая подмена (виртуализация) оперативной памяти дисковой памятью позволяет повысить уровень мультипрограммирования — объем оперативной памяти компьютера теперь не столь жестко ограничивает количество одновременно выполняемых процессов, поскольку суммарный объем памяти, занимаемой образами этих процессов, может существенно превосходить имеющийся объем оперативной памяти. Виртуальным называется ресурс, который пользователю или пользовательской программе представляется обладающим свойствами, которыми он в действительности не обладает. В данном случае в распоряжение прикладного программиста предоставляется виртуальная оперативная память, размер которой намного превосходит всю имеющуюся в системе реальную оперативную память. Пользователь пишет программу, а транслятор, используя виртуальные адреса, переводит ее в машинные коды так, как будто в распоряжении программы имеется однородная оперативная память большого объема. В действительности же все коды и данные, используемые программой, хранятся на дисках и только при необходимости загружаются в реальную оперативную память. Понятно, однако, что работа такой «оперативной памяти» происходит значительно медленнее.

Виртуализация оперативной памяти осуществляется совокупностью программных модулей ОС и аппаратных схем процессора и включает решение следующих задач:

Очень важно то, что все действия по организации совместного использования диска и оперативной памяти ••*• выделение места для перемещаемых фрагментов, настройка адресов, выбор кандидатов на загрузку и выгрузку — осуществляются операционной системой и аппаратурой процессора автоматически, без участия программиста, и никак не сказываются на логике работы приложений.

ПРИМЕЧАНИЕ 

Уже достаточно давно пользователи столкнулись с проблемой размещения в памяти программы, размер которой превышает имеющуюся в наличии свободную память. Одним из первых решений было разбиение программы на части, называемые оверлеями. Когда первый оверлей заканчивал свое выполнение, он вызывал другой оверлей. Все оверлеи хранились на диске и перемещались между памятью и диском средствами операционной системы на основании явных директив программиста, содержащихся в программе. Этот способ, несмотря на внешнее сходство, имеет принципиальное отличие от виртуальной памяти, заключающееся в том, что разбиение программы на части и планирование их загрузки в оперативную память должны были выполняться заранее программистом во время написания программы.

Виртуализация памяти может быть осуществлена на основе двух различных подходов:

Свопинг представляет собой частный случай виртуальной памяти и, следовательно, более простой в реализации способ совместного использования оперативной памяти и диска. Однако подкачке свойственна избыточность: когда ОС решает активизировать процесс, для его выполнения, как правило, не требуется загружать в оперативную память все его сегменты полностью — достаточно загрузить небольшую часть кодового сегмента с подлежащей выполнению инструкцией и частью сегментов Данных, с которыми работает эта инструкция, а также отвести место под сегмент стека. Аналогично при освобождении памяти для загрузки нового процесса очень часто вовсе не требуется выгружать другой процесс на диск целиком, достаточно вытеснить на диск только часть его образа. Перемещение избыточной информации замедляет работу системы, а также приводит к неэффективному использованию памяти. Кроме того, системы, поддерживающие свопинг, имеют еще один очень существенный недостаток: они не способны загрузить для выполнения процесс, виртуальное адресное пространство которого превышает имеющуюся в наличии свободную память.

1 В некоторых современных ОС, например версиях UNIX, основанных на коде SVR4, механизм свопинга используется как дополнительный к виртуальной памяти, включающийся только при серьезных перегрузках системы.

Именно из-за указанных недостатков свопинг как основной механизм управления памятью почти не используется в современных ОС1. На смену ему пришел более совершенный механизм виртуальной памяти, который, как уже было сказано, заключается в том, что при нехватке места в оперативной памяти на диск выгружаются только части образов процессов.

Ключевой проблемой виртуальной памяти, возникающей в результате многократного изменения местоположения в оперативной памяти образов процессов или их частей, является преобразование виртуальных адресов в физические. Решение этой проблемы, в свою очередь, зависит от того, какой способ структуризации виртуального адресного пространства принят в данной системе управления памятью. В настоящее время все множество реализаций виртуальной памяти может быть представлено тремя классами.

Для временного хранения сегментов и страниц на диске отводится либо специальная область, либо специальный файл, которые во многих ОС по традиции продолжают называть областью, или файлом свопинга, хотя перемещение информации между оперативной памятью и диском осуществляется уже не в форме полного замещения одного процесса другим, а частями. Другое популярное название этой области — страничный файл (page file, или paging file). Текущий размер страничного файла является важным параметром, оказывающим влияние на возможности операционной системы: чем больше страничный файл, тем больше приложений может одновременно выполнять ОС (при фиксированном размере оперативной памяти). Однако необходимо понимать, что увеличение числа одновременно работающих приложений за счет увеличения размера страничного файла замедляет их работу, так как значительная часть времени при этом тратится на перекачку кодов и данных из оперативной памяти на диск и обратно. Размер страничного файла в современных ОС является настраиваемым параметром, который выбирается администратором системы для достижения компромисса между уровнем мультипрограммирования и быстродействием системы.

Страничное распределение

На рис. 5.12 показана схема страничного распределения памяти. Виртуальное адресное пространство каждого процесса делится на части одинакового, фиксированного для данной системы размера, называемые виртуальными страницами (virtual pages). В общем случае размер виртуального адресного пространства процесса не кратен размеру страницы, поэтому последняя страница каждого процесса дополняется фиктивной областью.

Вся оперативная память машины также делится на части такого же размера, называемые физическими страницами (или блоками, или кадрами). Размер страницы выбирается равным степени двойки: 512, 1024, 4096 байт и т. д. Это позволяет упростить механизм преобразования адресов.

Рис. 5.12. Страничное распределение памяти

При создании процесса ОС загружает в оперативную память несколько его виртуальных страниц (начальные страницы кодового сегмента и сегмента данных). Копия всего виртуального адресного пространства процесса находится на диске. Смежные виртуальные страницы не обязательно располагаются в смежных физических страницах. Для каждого процесса операционная система создает таблицу страниц — информационную структуру, содержащую записи обо всех виртуальных страницах процесса. 

Запись таблицы, называемая дескриптором страницы, включает следующую информацию:

Признаки присутствия, модификации и обращения в большинстве моделей современных процессоров устанавливаются аппаратно, схемами процессора при выполнении операции с памятью. Информация из таблиц страниц используется для решения вопроса о необходимости перемещения той или иной страницы между памятью и диском, а также для преобразования виртуального адреса в физический. Сами таблицы страниц, так же как и описываемые ими страницы, размещаются в оперативной памяти. Адрес таблицы страниц включается в контекст соответствующего процесса. При активизации очередного процесса операционная система загружает адрес его таблицы страниц в специальный регистр процессора.

При каждом обращении к памяти выполняется поиск номера виртуальной страницы, содержащей требуемый адрес, затем по этому номеру определяется нужный элемент таблицы страниц, и из него извлекается описывающая страницу информация1. Далее анализируется признак присутствия, и, если данная виртуальная страница находится в оперативной памяти, то выполняется преобразование виртуального адреса в физический, то есть виртуальный адрес заменяется указанным в записи таблицы физическим адресом. Если же нужная виртуальная страница в данный момент выгружена на диск, то происходит так называемое страничное прерывание. Выполняющийся процесс переводится в состояние ожидания, и активизируется другой процесс из очереди процессов, находящихся в состоянии готовности. Параллельно программа обработки страничного прерывания находит на диске требуемую виртуальную страницу (для этого операционная система должна помнить положение вытесненной страницы в страничном файле диска) и пытается загрузить ее в оперативную память. Если в памяти имеется свободная физическая страница, то загрузка выполняется немедленно, если же свободных страниц нет, то на основании принятой в данной системе стратегии замещения страниц решается вопрос о том, какую страницу следует выгрузить из оперативной памяти.

После того как выбрана страница, которая должна покинуть оперативную память, обнуляется ее бит присутствия и анализируется ее признак модификации. Если выталкиваемая страница за время последнего пребывания в оперативной памяти была модифицирована, то ее новая версия должна быть переписана на диск. Если нет, то принимается во внимание, что на диске уже имеется предыдущая копия этой виртуальной страницы, и никакой записи на диск не производится. Физическая страница объявляется свободной. Из соображений безопасности в некоторых системах освобождаемая страница обнуляется, с тем чтобы невозможно было использовать содержимое выгруженной страницы.

1 Здесь не учитывается возможность кэширования записей из таблицы страниц, которая рассматривается несколько позже.

Для хранения информации о положении вытесненной страницы в страничном файле ОС может использовать поля таблицы страниц или же другую системную структуру данных (например, дескриптор сегмента при сегментно-страничной организации виртуальной памяти).

Виртуальный адрес при страничном распределении может быть представлен в виде пары (р, sv), где р — порядковый номер виртуальной страницы процесса (нумерация страниц начинается с 0), a sv — смещение в пределах виртуальной страницы. Физический адрес также может быть представлен в виде пары (n, sf), где n — номер физической страницы, a sf — смещение в пределах физической страницы. Задача подсистемы виртуальной памяти состоит в отображении (р, sv) в (n, sf).

Прежде чем приступить к рассмотрению схемы преобразования виртуального адреса в физический, остановимся на двух базисных свойствах страничной организации.

Первое из них состоит в том, что объем страницы выбирается равным степени двойки — 2k. Из этого следует, что смещение s может быть получено простым отделением k младших разрядов в двоичной записи адреса, а оставшиеся старшие разряды адреса представляют собой двоичную запись номера страницы (при этом неважно, является страница виртуальной или физической). Например, если размер страницы 1 Кбайт (210), то из двоичной записи адреса 50718 = 101 000 111 0012 можно определить, что он принадлежит странице, номер которой в двоичном выражении равен 102 и смещен относительно ее начала на 1 000 111 0012 байт (рис. 5.13).

Рис. 5.13. Двоичное представление адресов

Из рисунка хорошо видно, что номер страницы и ее начальный адрес легко могут быть получены один из другого дополнением или отбрасыванием k нулей, соответствующих смещению. Именно по этой причине часто говорят, что таблица страниц содержит начальный физический адрес страницы в памяти (а не но^ мер физической страницы), хотя на самом деле в таблице указаны только старшие разряды адреса. Начальный адрес страницы называется базовым адресом.

Второе свойство заключается в том, что в пределах страницы непрерывная последовательность виртуальных адресов однозначно отображается в непрерывную последовательность физических адресов, а значит, смещения в виртуальном и физическом адресах sv и sf равны между собой (рис. 5.14).

Рис. 5.14. При отображении виртуального адреса в физический смещение не изменяется

Отсюда следует простая схема преобразования виртуального адреса в физический (рис. 5.15). Младшие разряды физического адреса, соответствующие смещению, получаются переносом такого же количества младших разрядов из виртуального адреса. Старшие разряды физического адреса, соответствующие номеру физической страницы, определяются из таблицы страниц, в которой указывается соответствие виртуальных и физических страниц.

Итак, пусть произошло обращение к памяти по некоторому виртуальному адресу. Аппаратными схемами процессора выполняются следующие действия:

1. Из специального регистра процессора извлекается адрес AT таблицы страниц активного процесса. На основании начального адреса таблицы страниц, номера виртуальной страницы р (старшие разряды виртуального адреса) и длины отдельной записи в таблице страниц L (системная константа) определяется адрес нужного дескриптора в таблице страниц: a=AT+(pxL).

2. Из этого дескриптора извлекается номер соответствующей физической страницы — n.

3. К номеру физической страницы присоединяется смещение s (младшие разряды виртуального адреса).

Типичная машинная инструкция требует 3-4 обращений к памяти (выборка команды, извлечение операндов, запись результата). И при каждом обращении происходит либо преобразование виртуального адреса в физический, либо обработка страничного прерывания. Время выполнения этих операций в значительной степени влияет на общую производительность вычислительной системы, поэтому столь большое внимание разработчиков уделяется оптимизации виртуальной памяти.

Рис. 5.15. Схема преобразования виртуального адреса в физический при страничной организации памяти

Именно для уменьшения времени преобразования адресов во всех процессорах предусмотрен аппаратный механизм получения физического адреса по виртуальному. С той же целью размер страницы выбирается равным степени двойки, благодаря чему двоичная запись адреса легко разделяется на номер страницы и смещение, и в результате в процедуре преобразования адресов более длительная операция сложения заменяется операцией присоединения (конкатенации). Используются и другие способы ускорения преобразования, такие, например, как кэширование таблицы страниц — хранение наиболее активно используемых записей в быстродействующих запоминающих устройствах, в частности в регистрах процессора.

Другим важным фактором, влияющим на производительность системы, является частота страничных прерываний, на которую, в свою очередь, влияют размер страницы и принятые в данной системе правила выбора страниц для выгрузки и загрузки. При неправильно выбранной стратегии замещения страниц могут возникать ситуации, когда система тратит большую часть времени впустую, на подкачку страниц из оперативной памяти на диск и обратно.

При выборе страницы на выгрузку могут быть использованы различные критерии, смысл которых сводится к одному: на диск выталкивается страница, к которой в будущем начиная с данного момента дольше всего не будет обращений. Поскольку точно предсказать ход вычислительного процесса невозможно, то невозможно точно определить страницу, подлежащую выгрузке. В таких условиях решение принимается на основе неких эмпирических критериев, часто основывающихся на предположении об инерционности вычислительного процесса. Так, например, из того, что страница не использовалась долгое время, делается вывод о том, что она, скорее всего, не будет использоваться и в ближайшее время. Однако привлечение критериев такого рода не исключает ситуаций, когда сразу после выгрузки страницы к ней происходит обращение и она снова должна быть загружена в память. Вероятность таких «напрасных» перемещений настолько велика, что в некоторых реализациях виртуальной памяти вообще отказываются от количественных критериев и предпочитают случайный выбор, при котором на диск выгружается первая попавшаяся страница. Возникающее при этом некоторое увеличение интенсивности страничного обмена компенсируется снижением вычислительных затрат на поддержание и анализ критерия выборки страниц на выгрузку.

Наиболее популярным критерием выбора страницы на выгрузку является число обращений к ней за последний период времени. Вычисление этого критерия происходит следующим образом. Операционная система ведет для каждой страницы программный счетчик. Значения счетчиков определяются значениями признаков доступа. Всякий раз, когда происходит обращение к какой-либо странице, процессор устанавливает в единицу признак доступа в относящейся к данной странице записи таблицы страниц. ОС периодически просматривает признаки доступа всех страниц во всех существующих в данный момент записях таблицы страниц. Если какой-либо признак оказывается равным 1 (было обращение), то система сбрасывает его в 0, увеличивая при этом на единицу значение связанного с этой страницей счетчика обращений. Когда возникает необходимость удалить какую-либо страницу из памяти, ОС находит страницу, счетчик обращений которой имеет наименьшее значение. Для того чтобы критерий учитывал интенсивность обращений за последний период, ОС с соответствующей периодичностью обнуляет все счетчики.

Интенсивность страничного обмена может быть также снижена в результате так называемой упреждающей загрузки, в соответствии с которой при возникновении страничного прерывания в память загружается не одна страница, содержащая адрес обращения, а сразу несколько прилегающих к ней страниц. Здесь используется эмпирическое правило: если обращение произошло по некоторому адресу, то велика вероятность того, что следующие обращения произойдут по соседним адресам.

Другим важным резервом повышения производительности системы является правильный выбор размера страницы. Каким же должен быть оптимальный размер страницы? С одной стороны, чтобы уменьшить частоту страничных прерываний, следовало бы увеличивать размер страницы. С другой стороны, если страница велика, то велика и фиктивная область в последней виртуальной странице каждого процесса. Если учесть, что в среднем в каждом процессе фиктивная область составляет половину страницы, то в сумме при большом объеме страницы потери могут составить существенную величину. Из приведенных соображений еледует, что выбор размера страницы является сложной оптимизационной задачей, требующей учета многих факторов. На практике же разработчики ОС и процессоров ограничиваются неким рациональным решением, пригодным для широкого класса вычислительных систем. Типичный размер страницы составляет несколько килобайт, например, наиболее распространенные процессоры х86 и Pentium компании Intel, а также операционные системы, устанавливаемые на этих процессорах, поддерживают страницы размером 4096 байт (4 Кбайт)1.

1 Процессор Pentium позволяет использовать также страницы размером до 4 Мбайт одно- ' временно со страницами объемом 4 Кбайт.

Размер страницы влияет также на количество записей в таблицах страниц. Чем меньше страница, тем более объемными являются таблицы страниц процессов и тем больше места они занимают в памяти. Учитывая, что в современных процессорах максимальный объем виртуального адресного пространства процесса, как правило, не меньше 4 Гбайт (232), то при размере страницы 4 Кбайт (212) и длине записи 4 байта для хранения таблицы страниц может потребоваться 4 Мбайт памяти! Выходом в такой ситуации является хранение в памяти только той части таблицы страниц, которая активно используется в данный период времени — так как сама таблица страниц хранится в таких же страницах физической памяти, что и описываемые ею страницы, то принципиально возможно временно вытеснять часть таблицы страниц из оперативной памяти.

Именно такой результат может быть достигнут путем более сложной структуризации виртуального адресного пространства, при котором все множество виртуальных адресов процесса делится на разделы, а разделы делятся на страницы (рис. 5.16). Все страницы имеют одинаковый размер, а разделы содержат одинаковое количество страниц. Если размер страницы и количество страниц в разделе выбрать равными степени двойки (2k и 2" соответственно), то принадлежность виртуального адреса к разделу и странице, а также смещение внутри страницы можно определить очень просто: младшие k двоичных разрядов дают смещение, следующие п разрядов представляют собой номер виртуальной страницы, а оставшиеся старшие разряды (обозначим их количество т) содержат номер раздела.

Для каждого раздела строится собственная таблица страниц. Количество дескрипторов в таблице и их размер подбираются такими, чтобы объем таблицы оказался равным объему страницы. Например, в процессоре Pentium при размере страницы 4 Кбайт длина дескриптора страницы составляет 4 байта и количество записей в таблице страниц, помещающейся на страницу, равняется соответственно 1024. Каждая таблица страниц описывается дескриптором, структура которого полностью совпадает со структурой дескриптора обычной страницы. Эти дескрипторы сведены в таблицу разделов, называемую также каталогом страниц. Физический адрес таблицы разделов активного процесса содержится в специальном регистре процессора и поэтому всегда известен операционной системе. Страница, содержащая таблицу разделов, никогда не выгружается из памяти, в противном случае работа виртуальной памяти была бы невозможна.

Выгрузка страниц с таблицами страниц позволяет сэкономить память, но при этом приводит к дополнительным временным затратам при получении физического адреса. Действительно, может случиться так, что та таблица страниц, которая содержит нужный дескриптор, в данный момент выгружена на диск, тогда процесс преобразования адреса приостанавливается до тех пор, пока требуемая страница не будет снова загружена в память. Для уменьшения вероятности отсутствия страницы в памяти используются различные приемы, основным из которых является кэширование.

Рис. 5.16. Структура виртуального адресного пространства с разделами

Проследим более подробно схему преобразования адресов для случая двухуровневой структуризации виртуального адресного пространства (рис. 5.17).:

1. Путем отбрасывания k+n младших разрядов в виртуальном адресе определяется номер раздела, к которому принадлежит данный виртуальный адрес.

2. По этому номеру из таблицы разделов извлекается дескриптор соответствующей таблицы страниц. Проверяется, находится ли данная таблица страниц в памяти. Если нет, происходит страничное прерывание и система загружает нужную страницу с диска.

3. Далее из этой таблицы страниц извлекается дескриптор виртуальной страницы, номер которой содержится в средних п разрядах преобразуемого виртуального адреса. Снова выполняется проверка наличия данной страницы в памяти и при необходимости ее загрузка.

4. Из дескриптора определяется номер (базовый адрес) физической страницы, в которую загружена данная виртуальная страница. К номеру физической страницы пристыковывается смещение, взятое из k младших разрядов виртуального адреса. В результате получается искомый физический адрес.

Рис. 5.17. Схема преобразования виртуального адреса для двухуровневой структуризации адресного пространства

Страничное распределение памяти может быть реализовано в упрощенном варианте, без выгрузки страниц на диск. В этом случае все виртуальные страницы всех процессов постоянно находятся в оперативной памяти. Такой вариант страничной организации хотя и не предоставляет пользователю преимуществ работы с виртуальной памятью большого объема, но сохраняет другое достоинство страничной организации — позволяет успешно бороться с фрагментацией физической памяти. Действительно, во-первых, программу можно разбить на части и загрузить в разрозненные участки свободной памяти, во-вторых, при загрузке виртуальных страниц никогда не образуется неиспользуемых остатков, так как размеры виртуальных и физических страниц совпадают. Такой режим работы системы управления памятью используется в некоторых специализированных ОС, когда требуется высокая реактивность системы и способность выполнять переменный набор приложений (пример — ОС семейства Novell NetWare 3.x и 4.x).

Сегментное распределение

При страничной организации виртуальное адресное пространство процесса делится на равные части механически, без учета смыслового значения данных. В одной странице могут оказаться и коды команд, и инициализируемые переменные, и массив исходных данных программы. Такой подход не позволяет обеспечить дифференцированный доступ к разным частям программы, а это свойство могло бы быть очень полезным во многих случаях. Например, можно было бы запретить обращаться с операциями записи в сегмент программы, содержащий коды команд, разрешив эту операцию для сегментов данных.

Кроме того, разбиение виртуального адресного пространства на «осмысленные» части делает принципиально возможным совместное использование фрагментов программ разными процессами. Пусть, например, двум процессам требуется одна и та же подпрограмма, которая к тому же обладает свойством реентерабельности . Тогда коды этой подпрограммы могут быть оформлены в виде отдельного сегмента и включены в виртуальные адресные пространства обоих процессов. При отображении в физическую память сегменты, содержащие коды подпрограммы из обоих виртуальных пространств, проецируются на одну и ту же область физической памяти. Таким образом оба процесса получат доступ к одной и той же копии подпрограммы (рис. 5.18).

Итак, виртуальное адресное пространство процесса делится на части — сегменты, размер которых определяется с учетом смыслового значения содержащейся в них информации. Отдельный сегмент может представлять собой подпрограмму, массив данных и т. п. Деление виртуального адресного пространства на сегменты осуществляется компилятором на основе указаний программиста или по умолчанию, в соответствии с принятыми в системе соглашениями. Максимальный размер сегмента определяется разрядностью виртуального адреса, например при 32-разрядной организации процессора он равен 4 Гбайт. При этом максимально возможное виртуальное адресное пространство процесса представляет собой набор из N виртуальных сегментов, каждый размером по 4 Гбайт. В каждом сегменте виртуальные адреса находятся в диапазоне от 0000000016 до FFFFFFFF16. Сегменты не упорядочиваются друг относительно друга, так что общего для сегментов линейного виртуального адреса не существует, виртуальный адрес задается парой чисел: номером сегмента и линейным виртуальным адресом внутри сегмента.

1 Реентерабельность (reentrantable) — свойство повторной входимости кода, которое позволяет одновременно использовать его несколькими процессами. При выполнении реентерабельного кода процессы не изменяют его, поэтому в память достаточно загрузить только одну копию кода.

Рис. 5.18. Распределение памяти сегментами

При загрузке процесса в оперативную память помещается только часть его сегментов, полная копия виртуального адресного пространства находится в дисковой памяти. Для каждого загружаемого сегмента операционная система подыскивает непрерывный участок свободной памяти достаточного размера. Смежные в виртуальной памяти сегменты одного процесса могут занимать в оперативной памяти несмежные участки. Если во время выполнения процесса происходит обращение по виртуальному адресу, относящемуся к сегменту, который в данный момент отсутствует в памяти, то происходит прерывание. ОС приостанавливает активный процесс, запускает на выполнение следующий процесс из очереди, а параллельно организует загрузку нужного сегмента с диска. При отсутствии в памяти места, необходимого для загрузки сегмента, операционная система выбирает сегмент на выгрузку, при этом она использует критерии, аналогичные рассмотренным выше критериям выбора страниц при страничном способе управления памятью.

На этапе создания процесса во время загрузки его образа в оперативную память система создает таблицу сегментов процесса (аналогичную таблице страниц), в которой для каждого сегмента указывается:

Если виртуальные адресные пространства нескольких процессов включают один и тот же сегмент, то в таблицах сегментов этих процессов делаются ссылки на один и тот же участок оперативной памяти, в который данный сегмент загружается в единственном экземпляре.

Как видно, сегментное распределение памяти имеет очень много общего со страничным распределением.

Механизмы преобразования адресов этих двух способов управления памятью тоже весьма схожи, однако в них имеются и существенные отличия, которые являются следствием того, что сегменты в отличие от страниц имеют произвольный размер. Виртуальный адрес при сегментной организации памяти может быть представлен парой (g, s), где g — номер сегмента, a s — смещение в сегменте. Физический адрес получается путем сложения базового адреса сегмента, который определяется по номеру сегмента g из таблицы сегментов и смещения s (рис. 5.19).

Рис. 5.19. Преобразование виртуального адреса при сегментной организации памяти

В данном случае нельзя обойтись операцией конкатенации, как это делается при страничной организации памяти. Действительно, поскольку размер страницы равен степени двойки, следовательно, в двоичном виде он выражается числом с несколькими нулями в младших разрядах. Страницы имеют одинаковый размер, а значит, их начальные адреса кратны размеру страниц и выражаются также числами с нулями в младших разрядах. Именно поэтому ОС заносит в таблицы страниц не полные адреса, а номера физических страниц, которые совпадают со старшими разрядами базовых адресов. Сегмент же может в общем случае располагаться в физической памяти начиная с любого адреса, следовательно, для определения местоположения в памяти необходимо задавать его полный начальный физический адрес. Использование операции сложения вместо конкатенации замедляет процедуру преобразования виртуального адреса в физический по сравнению со страничной организацией.

Другим недостатком сегментного распределения является избыточность. При сегментной организации единицей перемещения между памятью и диском является сегмент, имеющий в общем случае объем больший, чем страница. Однако во многих случаях для работы программы вовсе не требуется загружать весь сегмент целиком, достаточно было бы одной или двух страниц. Аналогично при отсутствии свободного места в памяти не стоит выгружать целый сегмент, когда можно обойтись выгрузкой нескольких страниц.

Но главный недостаток сегментного распределения — это фрагментация, которая возникает из-за непредсказуемости размеров сегментов. В процессе работы системы в памяти образуются небольшие участки свободной памяти, в которые не может быть загружен ни один сегмент. Суммарный объем, занимаемый фрагментами, может составить существенную часть общей памяти системы, приводя к ее неэффективному использованию.

Система с сегментной организацией функционирует аналогично системе со страничной организацией: при каждом обращении к оперативной памяти выполняется преобразование виртуального адреса в физический, время от времени происходят прерывания, связанные с отсутствием нужных сегментов в памяти, при необходимости освобождения памяти некоторые сегменты выгружаются.

Одним из существенных отличий сегментной организации памяти от страничной является возможность задания дифференцированных прав доступа процесса к его сегментам. Например, один сегмент данных, содержащий исходную информацию для приложения, может иметь права доступа «только чтение», а сегмент данных, представляющий результаты, — «чтение и запись». Это свойство дает принципиальное преимущество сегментной модели памяти над страничной.

Сегментно-страничное распределение

Данный метод представляет собой комбинацию страничного и сегментного механизмов управления памятью и направлен на реализацию достоинств обоих подходов.

Так же как и при сегментной организации памяти, виртуальное адресное пространство процесса разделено на сегменты. Это позволяет определять разные права доступа к разным частям кодов и данных программы.

Перемещение данных между памятью и диском осуществляется не сегментами, а страницами. Для этого каждый виртуальный сегмент и физическая память делятся на страницы равного размера, что позволяет более эффективно использовать память, сократив до минимума фрагментацию.

В большинстве современных реализаций сегментно-страничной организации памяти в отличие от набора виртуальных диапазонов адресов при сегментной организации памяти (рис. 5.20, а) все виртуальные сегменты образуют одно непрерывное линейное виртуальное адресное пространство (рис. 5.20, б).

Координаты байта в виртуальном адресном пространстве при сегментно-страничной организации можно задать двумя способами. Во-первых, линейным виртуальным адресом, который равен сдвигу данного байта относительно границы общего линейного виртуального пространства, во-вторых, парой чисел, одно из которых является номером сегмента, а другое — смещением относительно начала сегмента. При этом в отличие от сегментной модели, для однозначного задания виртуального адреса вторым способом необходимо каким-то образом указать также начальный виртуальный адрес сегмента с данным номером. Системы виртуальной памяти ОС с сегментно-страничной организацией используют второй способ, так как он позволяет непосредственно определить принадлежность адреса некоторому сегменту и проверить права доступа процесса к нему.

Рис. 5.20. Два способа сегментации

Для каждого процесса операционная система создает отдельную таблицу сегментов, в которой содержатся описатели (дескрипторы) всех сегментов процесса. Описание сегмента включает назначенные ему права доступа и другие характеристики, подобные тем, которые содержатся в дескрипторах сегментов при сегментной организации памяти. Однако имеется и принципиальное отличие. В поле базового адреса указывается не начальный физический адрес сегмента, отведенный ему в результате загрузки в оперативную память, а начальный линейный виртуальный адрес сегмента в пространстве виртуальных адресов (на рис. 5.20 базовые физические адреса обозначены SI, S2, S3, а базовые виртуальные адреса — fl, f2, f3).

Наличие базового виртуального адреса сегмента в дескрипторе позволяет однозначно преобразовать адрес, заданный в виде пары (номер сегмента, смещение в сегменте), в линейный виртуальный адрес байта, который затем преобразуется в физический адрес страничным механизмом.

Деление общего линейного виртуального адресного пространства процесса и физической памяти на страницы осуществляется так же, как это делается при страничной организации памяти. Размер страниц выбирается равным степени двойки, что упрощает механизм преобразования виртуальных адресов в физические. Виртуальные страницы нумеруются в пределах виртуального адресного пространства каждого процесса, а физические страницы — в пределах оперативной памяти. При создании процесса в память загружается только часть страниц, остальные загружаются по мере необходимости. Время от времени система выгружает уже ненужные страницы, освобождая память для новых страниц. ОС ведет для каждого процесса таблицу страниц, в которой указывается соответствие виртуальных страниц физическим.

Базовые адреса таблицы сегментов и таблицы страниц процесса являются частью его контекста. При активизации процесса эти адреса загружаются в специальные регистры процессора и используются механизмом преобразования адресов.

Преобразование виртуального адреса в физический происходит в два этапа (рис. 5.21):

1. На первом этапе работает механизм сегментации. Исходный виртуальный адрес, заданный в виде пары (номер сегмента, смещение), преобразуется в линейный виртуальный адрес. Для этого на основании базового адреса таблицы сегментов и номера сегмента вычисляется адрес дескриптора сегмента. Анализируются поля дескриптора и выполняется проверка возможности выполнения заданной операции. Если доступ к сегменту разрешен, то вычисляется линейный виртуальный адрес путем сложения базового адреса сегмента, извлеченного из дескриптора, и смещения, заданного в исходном виртуальном адресе.

2. На втором этапе работает страничный механизм. Полученный линейный виртуальный адрес преобразуется в искомый физический адрес. В результате преобразования линейный виртуальный адрес представляется в том виде, в котором он используется при страничной организации памяти, а именно в виде пары (номер страницы, смещение в странице). Благодаря тому что размер страницы выбран равным степени двойки, эта задача решается простым отделением некоторого количества младших двоичных разрядов. При этом в старших разрядах содержится номер виртуальной страницы, а в младших — смещение искомого элемента относительно начала страницы. Так, если размер страницы равен 2k, то смещением является содержимое младших k разрядов, а остальные, старшие разряды содержат номер виртуальной страницы, которой принадлежит искомый адрес. Далее преобразование адреса происходит так же, как при страничной организации: старшие разряды линейного виртуального адреса, содержащие номер виртуальной страницы, заменяются номером физической страницы, взятым из таблицы страниц, а младшие разряды виртуального адреса, содержащие смещение, остаются без изменения.

Рис. 5.21. Преобразование виртуального адреса в физический при сегментно-страничной организации памяти

Как видно, механизм сегментации и страничный механизм действуют достаточно независимо друг от друга. Поэтому нетрудно представить себе реализацию сегментно-страничного управления памятью, в которой механизм сегментации работает по вышеописанной схеме, а страничный механизм изменен. Он реализует двухуровневую схему, в которой виртуальное адресное пространство делится сначала на разделы, а уж потом на страницы. В таком случае преобразование виртуального адреса в физический происходит в несколько этапов. Сначала механизм сегментации обычным образом, используя таблицу сегментов, вычисляет линейный виртуальный адрес. Затем из данного виртуального адреса вычленяются номер раздела, номер страницы и смещение. И далее по номеру раздела из таблицы разделов определяется адрес таблицы страниц, а затем по номеру виртуальной страницы из таблицы страниц определяется номер физической страницы, к которому пристыковывается смещение.Именно такой подход реализован компанией Intel в процессорах 1386, i486 и Pentium.

Рассмотрим еще одну возможную схему управления памятью, основанную на комбинировании сегментного и страничного механизмов. Так же как и в предыдущих случаях, виртуальное пространство процесса делится на сегменты, а каждый сегмент, в свою очередь, делится на виртуальные страницы. Первое отличие состоит в том, что виртуальные страницы нумеруются не в пределах всего адресного пространства процесса, а в пределах сегмента. Виртуальный адрес в этом случае выражается тройкой (номер сегмента, номер страницы, смещение в странице).

Загрузка процесса выполняется операционной системой постранично, при этом часть страниц размещается в оперативной памяти, а часть — на диске. Для каждого процесса создается собственная таблица сегментов, а для каждого сегмента — своя таблица страниц. Адрес таблицы сегментов загружается в специальный регистр процессора, когда активизируется соответствующий процесс.

Таблица страниц содержит дескрипторы страниц, содержимое которых полностью аналогично содержимому ранее описанных дескрипторов страниц. А вот таблица сегментов состоит из дескрипторов сегментов, которые вместо информации о расположении сегментов в виртуальном адресном пространстве содержат описание расположения таблиц страниц в физической памяти. Это является вторым существенным отличием данного подхода от ранее рассмотренной схемы сегментно-страничной организации.

Рис. 5.22. Еще одна схема преобразования виртуального адреса в физический для сегментно-страничной организации памяти

На рис. 5.22 показана схема преобразования виртуального адреса в физический для данного метода.

1. По номеру сегмента, заданному в виртуальном адресе, из таблицы сегментов извлекается физический адрес соответствующей таблицы страниц.

2. По номеру виртуальной страницы, заданному в виртуальном адресе, из таблицы страниц извлекается дескриптор, в котором указан номер физической страницы.

3. К номеру физической страницы пристыковывается младшая часть виртуального адреса — смещение.


Разделяемые сегменты памяти

Подсистема виртуальной памяти представляет собой удобный механизм для решения задачи совместного доступа нескольких процессов к одному и тому же сегменту памяти, который в этом случае называется разделяемой памятью (shared memory).

Хотя основной задачей операционной системы при управлении памятью является защита областей оперативной памяти, принадлежащей одному из процессов, от доступа к ней остальных процессов, в некоторых случаях оказывается полезным организовать контролируемый совместный доступ нескольких процессов к определенной области памяти. Например, в том случае, когда несколько пользователей одновременно работают с некоторым текстовым редактором, нецелесообразно многократно загружать его код в оперативную память. Гораздо экономичней загрузить всего одну копию кода, которая обслуживала бы всех пользователей, работающих в данное время с этим редактором (для этого код редактора должен быть реентерабельным). Очевидно, что сегмент данных редактора не может присутствовать в памяти в единственном разделяемом экземпляре — для каждого пользователя должна быть создана своя копия этого сегмента, в которой помещается редактируемый текст и значения других переменных редактора, например его конфигурация, индивидуальная для каждого пользователя, и т. п.

Другим примером применения разделяемой области памяти может быть использование ее в качестве буфера при межпроцессном обмене данными. В этом случае один процесс пишет в разделяемую область, а другой — читает.

Для организации разделяемого сегмента при наличии подсистемы виртуальной памяти достаточно поместить его в виртуальное адресное пространство каждого процесса, которому нужен доступ к данному сегменту, а затем настроить параметры отображения этих виртуальных сегментов так, чтобы они соответствовали одной и той же области оперативной памяти. Детали такой настройки зависят от типа используемой в ОС модели виртуальной памяти: сегментной или сегментно-страничной (чисто страничная организация не поддерживает понятие «сегмент», что делает невозможным решение рассматриваемой задачи). Например, при сегментной организации необходимо в дескрипторах виртуального сегмента каждого процесса указать один и тот же базовый физический адрес. При сегментно-страничной организации отображение на одну и ту же область памяти достигается за счет соответствующей настройки таблицы страниц каждого процесса.

В приведенном выше описании подразумевалось, что разделяемый сегмент помещается в индивидуальную часть виртуального адресного пространства каждого процесса (рис. 5.23, а) и описывается в каждом процессе индивидуальным дескриптором сегмента (и индивидуальными дескрипторами страниц, если используется сегментно-страничный механизм). «Попадание» же этих виртуальных сегментов на общую часть оперативной памяти достигается за счет согласованной настройки операционной системой многочисленных дескрипторов для множества процессов.

Рис. 5.23. Два способа создания разделяемого сегмента памяти

Возможно и более экономичное для ОС решение этой задачи — помещение единственного разделяемого виртуального сегмента в общую часть виртуального адресного пространства процессов, то есть в ту часть, которая обычно используется для модулей ОС (рис. 5.23, б). В этом случае настройка дескриптора сегмента (и дескрипторов страниц) выполняется только один раз, а все процессы пользуются такой настройкой и совместно используют часть оперативной памяти.

При работе с разделяемыми сегментами памяти ОС должна выполнять некоторые функции, общие для любых разделяемых между процессами ресурсов — файлов, семафоров и т. п. Эти функции состоят в поддержке схемы именования ресурсов, проверке прав доступа определенного процесса к ресурсу, а также в отслеживании количества процессов, пользующихся данным ресурсом (чтобы удалить его в случае ненадобности). Для того чтобы отличать разделяемые сегменты памяти от индивидуальных, дескриптор сегмента должен содержать поле, имеющее два значения: shared (разделяемый) или private (индивидуальный).

Операционная система может создавать разделяемые сегменты как по явному запросу, так и по умолчанию. В первом случае прикладной процесс должен выполнить соответствующий системный вызов, по которому операционная система создает новый сегмент в соответствии с указанными в вызове параметрами: размером сегмента, разрешенными над ним операциями (чтение/запись) и идентификатором. Все процессы, выполнившие подобные вызовы с одним и тем же идентификатором, получают доступ к этому сегменту и используют его по своему усмотрению, например в качестве буфера для обмена данными.

Во втором случае операционная система сама в определенных ситуациях принимает решение о том, что нужно создать разделяемый сегмент. Наиболее типичным примером такого рода является поступление нескольких запросов на выполнение одного и того же приложения. Если кодовый сегмент приложения помечен в исполняемом файле как реентерабельный и разделяемый, то ОС не создает при поступлении нового запроса новую индивидуальную для процесса копию кодового сегмента этого приложения, а отображает уже существующий разделяемый сегмент в виртуальное адресное пространство процесса. При закрытии приложения каким-либо процессом ОС проверяет, существуют ли другие процессы, пользующиеся данным приложением, и если их нет, то удаляет данный разделяемый сегмент.

Разделяемые сегменты выгружаются на диск системой виртуальной памяти по тем же алгоритмам и с помощью тех же механизмов, что и индивидуальные.


Кэширование данных

Иерархия запоминающих устройств

Память вычислительной машины представляет собой иерархию запоминающих устройств (ЗУ), отличающихся средним временем доступа к данным, объемом и стоимостью хранения одного бита (рис. 5.24). Фундаментом этой пирамиды запоминающих устройств служит внешняя память, как правило, представляемая жестким диском. Она имеет большой объем (десятки и сотни гигабайт), но скорость доступа к данным является невысокой. Время доступа к диску измеряется миллисекундами.

На следующем уровне располагается более быстродействующая (время доступа1 равно примерно 10-20 наносекундам) и менее объемная (от десятков мегабайт до нескольких гигабайт) оперативная память, реализуемая на относительно медленной динамической памяти DRAM.

Для хранения данных, к которым необходимо обеспечить быстрый доступ, используются компактные быстродействующие запоминающие устройства на основе статической памяти SRAM, объем которых составляет от нескольких десятков до нескольких сотен килобайт, а время доступа к данным обычно не превышает 8 нс.

1 Все перечисленные характеристики ЗУ быстро изменяются по мере совершенствования вычислительной аппаратуры. В данном случае важны не абсолютные значения времени доступа или объема памяти, а их соотношение для разных типов Запоминающих устройств.

И наконец, верхушку в этой пирамиде составляют внутренние регистры процессора, которые также могут быть использованы для промежуточного хранения данных. Общий объем регистров составляет несколько десятков байт, а время доступа определяется быстродействием процессора и равно в настоящее время примерно 2-3 нс.

Рис. 5.24. Иерархия запоминающих устройств

Таким образом, можно констатировать печальную закономерность — чем больше объем устройства, тем менее быстродействующим оно является. Более того, стоимость хранения данных в расчете на один бит также увеличивается с ростом быстродействия устройств. Однако пользователю хотелось бы иметь и недорогую, и быструю память. Кэш-память представляет некоторое компромиссное решение этой проблемы.

Кэш-память

Кэш-память, или просто кэш (cache), — это способ совместного функционирования двух типов запоминающих устройств, отличающихся временем доступа и стоимостью хранения данных, который за счет динамического копирования в «быстрое» ЗУ наиболее часто используемой информации из «медленного» ЗУ позволяет, с одной стороны, уменьшить среднее время доступа к данным, а с другой стороны, экономить более дорогую быстродействующую память.

Неотъемлемым свойством кэш-памяти является ее прозрачность для программ и пользователей. Система не требует никакой внешней информации об интенсивности использования данных; ни пользователи, ни программы не принимают никакого участия в перемещении данных из ЗУ одного типа в ЗУ другого типа, все это делается автоматически системными средствами.

Кэш-памятью, или кэшем, часто называют не только способ организации работы двух типов запоминающих устройств, но и одно из устройств — «быстрое» ЗУ.

Оно стоит дороже и, как правило, имеет сравнительно небольшой объем. «Медленное» ЗУ далее будем называть основной памятью, противопоставляя ее вспомогательной кэш-памяти.

Кэширование — это универсальный метод, пригодный для ускорения доступа к оперативной памяти, к диску и к другим видам запоминающих устройств. Если кэширование применяется для уменьшения среднего времени доступа к оперативной памяти, то в качестве кэша используют быстродействующую статическую память. Если кэширование используется системой ввода-вывода для ускорения доступа к данным, хранящимся на диске, то в этом случае роль кэш-памяти выполняют буферы в оперативной памяти, в которых оседают наиболее активно используемые данные. Виртуальную память также можно считать одним из вариантов реализации принципа кэширования данных, при котором оперативная память выступает в роли кэша по отношению к внешней памяти — жесткому диску. Правда, в этом случае кэширование используется не для того, чтобы уменьшить время доступа к данным, а для того, чтобы заставить диск частично подменить оперативную память за счет перемещения временно неиспользуемого кода и данных на диск с целью освобождения места для активных процессов. В результате наиболее интенсивно используемые данные «оседают» в оперативной памяти, остальная же информация хранится в более объемной и менее дорогостоящей внешней памяти.

Принцип действия кэш-памяти

Рассмотрим одну из возможных схем кэширования (рис. 5.25). Содержимое кэш-памяти представляет собой совокупность записей обо всех загруженных в нее элементах данных из основной памяти. Каждая запись об элементе данных включает в себя:

При каждом обращении к основной памяти по физическому адресу просматривается содержимое кэш-памяти с целью определения, не находятся ли там нужные данные. Кэш-память не является адресуемой, поэтому поиск нужных данных осуществляется по содержимому — по взятому из запроса значению поля адреса в оперативной памяти. Далее возможен один из двух вариантов развития событий:

Рис. 5.25. Схема функционирования кэш-памяти

Интуитивно понятно, что эффективность кэширования зависит от вероятности попадания в кэш. Покажем это путем нахождения зависимости среднего времени доступа к основной памяти от вероятности кэш-попаданий. Пусть имеется основное запоминающее устройство со средним временем доступа к данным tl и кэш-память, имеющая время доступа t2, очевидно, что t2<tl. Пусть t — среднее время доступа к данным в системе с кэш-памятью, ар — вероятность кэш-попадания. По формуле полной вероятности имеем:

t - t1(d - р) + t2p - (t2 -t1)p + t1

Среднее время доступа к данным в системе с кэш-памятью линейно зависит от вероятности попадания в кэш и изменяется от среднего времени доступа в основное запоминающее устройство t1 при р=0 до среднего времени доступа непосредственно в кэш-память t2 при р=1. Отсюда видно, что использование кэш-памяти имеет смысл только при высокой вероятности кэш-попадания.

Вероятность обнаружения данных в кэше зависит от разных факторов, таких, например, как объем кэша, объем кэшируемой памяти, алгоритм замещения данных в кэше, особенности выполняемой программы, время ее работы, уровень мультипрограммирования и других особенностей вычислительного процесса. Тем не менее в большинстве реализаций кэш-памяти процент кэш-попаданий оказывается весьма высоким — свыше 90 %. Такое высокое значение вероятности нахождения данных в кэш-памяти объясняется наличием у данных объективных свойств: пространственной и временной локальности.

Именно основываясь на свойстве временной локальности, данные, только что считанные из основной памяти, размещают в запоминающем устройстве быстрого доступа, предполагая, что скоро они опять понадобятся. Вначале работы системы, когда кэш-память еще пуста, почти каждый запрос к основной памяти выполняется «по полной программе»: просмотр кэша, констатация промаха, чтение данных из основной памяти, передача результата источнику запроса и копирование данных в кэш. Затем, по мере заполнения кэша, в полном соответствии со свойством временной локальности возрастает вероятность обращения к данным, которые уже были использованы на предыдущем этапе работы системы, то есть к данным, которые содержатся в кэше и могут быть считаны значительно быстрее, чем из основной памяти.

Свойство пространственной локальности также используется для увеличения вероятности кэш-попадания: как правило, в кэш-память считывается не один информационный элемент, к которому произошло обращение, а целый блок данных, расположенных в основной памяти в непосредственной близости с данным элементом. Поскольку при выполнении программы очень высока вероятность, что команды выбираются из памяти последовательно одна за другой из соседних ячеек, то имеет смысл загружать в кэш-память целый фрагмент программы. Аналогично если программа ведет обработку некоторого массива данных, то ее работу можно ускорить, загрузив в кэш часть или даже весь массив данных. При этом учитывается высокая вероятность того, что значительное число обращений к памяти будет выполняться к адресам массива данных.

Проблема согласования данных

В процессе работы содержимое кэш-памяти постоянно обновляется, а значит, время от времени данные из нее должны вытесняться. Вытеснение означает либо простое объявление свободной соответствующей области кэш-памяти (сброс бита действительности), если вытесняемые данные за время нахождения в кэше не были изменены, либо в дополнение к этому копирование данных в основную па*-мять, если они были модифицированы. Алгоритм замены данных в кэш-памяти существенно влияет на ее эффективность. В идеале такой алгоритм должен, во-первых, быть максимально быстрым, чтобы не замедлять работу кэш-памяти, а во-вторых, обеспечивать максимально возможную вероятность кэш-попаданий. Поскольку из-за непредсказуемости вычислительного процесса ни один алгоритм замещения данных в кэш-памяти не может гарантировать оптимальный результат, разработчики ограничиваются рациональными решениями, которые по крайней мере, не сильно замедляют работу кэша — запоминающего устройства, изначально призванного быть быстрым.

Наличие в компьютере двух копий данных — в основной памяти и в кэше — порождает проблему согласования данных. Если происходит запись в основную память по некоторому адресу, а содержимое этой ячейки находится в кэше, то в результате соответствующая запись в кэше становится недостоверной. Рассмотрим два подхода к решению этой проблемы:

В некоторых алгоритмах замещения предусматривается первоочередная выгрузка модифицированных, или, как еще говорят, «грязных» данных. Модифицированные данные могут выгружаться не только при освобождении места в кэш-памяти для новых данных, но и в «фоновом режиме», когда система не очень загружена.

Способы отображения основной памяти на кэш

Алгоритм поиска и алгоритм замещения данных в кэше непосредственно зависят от того, каким образом основная память отображается на кэш-память. Принцип прозрачности требует, чтобы правило отображения основной памяти на кэш-память не зависело от работы программ и пользователей. При кэшировании данных из оперативной памяти широко используются две основные схемы отображения: случайное отображение и детерминированное отображение.

При случайном отображении элемент оперативной памяти в общем случае может быть размещен в произвольном месте кэш-памяти. Для того чтобы в дальнейшем можно было найти нужные данные в кэше, они помещаются туда вместе со своим адресом, то есть тем адресом, который данные имеют в оперативной памяти. При каждом запросе к оперативной памяти выполняется поиск в кэше, причем критерием поиска выступает адрес оперативной памяти из запроса. Очевидная схема простого перебора для поиска нужных данных в случае кэша оказывается непригодной из-за недопустимо больших временных затрат. Для кэшей со случайным отображением используется так называемый ассоциативный поиск, при котором сравнение выполняется не последовательно с каждой записью кэша, а параллельно со всеми его записями (рис. 5.26). Признак, по которому выполняется сравнение, называется тегом (tag). В данном случае те-гом является адрес данных в оперативной памяти. Электронная реализация такой схемы приводит к удорожанию памяти, причем стоимость существенно возрастает с увеличением объема запоминающего устройства. Поэтому ассоциативная кэш-память используется в тех случаях, когда для обеспечения высокого процента попадания достаточно небольшого объема памяти.

В кэшах, построенных на основе случайного отображения, вытеснение старых данных происходит только в том случае, когда вся кэш-память заполнена и нет свободного места. Выбор данных на выгрузку осуществляется среди всех записей кэша. Обычно этот выбор основывается на тех же приемах, что и в алгоритмах замещения страниц, например выгрузка данных, к которым дольше всего не было обращений, или данных, к которым было меньше всего обращений.

Рис. 5.26. Ассоциативный поиск в кэше со случайным отображением

Второй, детерминированный способ отображения предполагает, что любой элемент основной памяти всегда отображается в одно и то же место кэш-памяти. В этом случае кэш-память разделена на строки, каждая из которых предназначена для хранения одной записи об одном элементе данных1 и имеет свой номер. Между номерами строк кэш-памяти и адресами оперативной памяти устанавливается соответствие «один ко многим»: одному номеру строки соответствует несколько (обычно достаточно много) адресов оперативной памяти.

В качестве отображающей функции может использоваться простое выделение нескольких разрядов из адреса оперативной памяти, которые интерпретируются как номер строки кэш-памяти (такое отображение называется прямым). Например, пусть в кэш-памяти может храниться 1024 записи, то есть кэш имеет 1024 строки, пронумерованные от 0 до 1023. Тогда любой адрес оперативной памяти может быть отображен на адрес кэш-памяти простым отделением 10 двоичных разрядов (рис. 5.27).

1 В действительности запись в кэше обычно содержит несколько элементов данных.

При поиске данных в кэше используется быстрый прямой доступ к записи по номеру строки, полученному путем обработки адреса оперативной памяти из запроса. Однако поскольку в найденной строке могут находиться данные из любой ячейки оперативной памяти, младшие разряды адреса которой совпадают с номером строки, необходимо выполнить дополнительную проверку. Для этих целей каждая строка кэш-памяти дополняется тегом, содержащим старшую часть адреса данных в оперативной памяти. При совпадении тега с соответствующей частью адреса из запроса констатируется кэш-попадание.

Рис. 5.27. Прямое отображение

Если же произошел кэш-промах, то данные считываются из оперативной памяти и Копируются в кэш. Если строка кэш-памяти, в которую должен быть скопирован элемент данных из оперативной памяти, содержит другие данные, то последние вытесняются из кэша. Заметим, что процесс замещения данных в кэш-памяти на основе прямого отображения существенно отличается от процесса замещения данных в кэш-памяти со случайным отображением. Во-первых, вытеснение данных происходит не только в случае отсутствия свободного места в кэше, во-вторых, никакого выбора данных на замещение не существует.

Во многих современных процессорах кэш-память строится на основе сочетания этих двух подходов, что позволяет найти компромисс между сравнительно низкой стоимостью кэша с прямым отображением и интеллектуальностью алгоритмов замещения в кэше со случайным отображением. При смешанном подходе произвольный адрес оперативной памяти отображается не на один адрес кэш-па* мяти (как это характерно для прямого отображения) и не на любой адрес кэшпамяти (как это делается при случайном отображении), а на некоторую группу адресов. Все группы пронумерованы. Поиск в кэше осуществляется вначале по номеру группы, полученному из адреса оперативной памяти из запроса, а затем в пределах группы путем ассоциативного просмотра всех записей в группе на предмет совпадения старших частей адресов оперативной памяти (рис. 5.28).

Рис. 5.28. Комбинирование прямого и случайного отображения

При промахе данные копируются по любому свободному адресу из однозначно заданной группы. Если свободных адресов в группе нет, то выполняется вытеснение данных. Поскольку кандидатов на выгрузку несколько — все записи из данной группы — алгоритм замещения может учесть интенсивность обращений к данным и тем самым повысить вероятность попаданий в будущем. Таким образом в данном способе комбинируется прямое отображение на группу и случайное отображение в пределах группы.


Схемы выполнения запросов в системах с кэш-памятью

На рис. 5.29 приведена обобщенная схема работы кэш-памяти. Большая часть ветвей этой схемы уже была подробно рассмотрена выше, поэтому остановимся здесь только на некоторых особых случаях.

Рис. 5.29. Схема выполнения запроса к памяти в системе, использующей кэширование

Из схемы видно, что когда выполняется запись, кэш просматривается только с целью согласования содержимого кэша и основной памяти. Если происходит промах, то запросы на запись не вызывают никаких изменений содержимого кэша. В некоторых же реализациях кэш-памяти при отсутствии данных в кэше они копируются туда из основной памяти независимо от того, выполняется запрос на чтение или на запись.

В соответствии с описанной логикой работы кэш-памяти следует, что при возникновении запроса сначала просматривается кэш, а затем, если произошел промах, выполняется обращение к основной памяти. Однако часто реализуется и другая схема работы кэша: поиск в кэше и в основной памяти начинается одновременно, а затем, в зависимости от результата просмотра кэша, операция в основной памяти либо продолжается, либо прерывается.

При выполнении запросов к оперативной памяти во многих вычислительных системах используется двухуровневое кэширование (рис. 5.30). Кэш первого уровня имеет меньший объем и более высокое быстродействие, чем кэш второго уровня. Кэш второго уровня играет роль основной памяти по отношению к кэшу первого уровня.

Рис. 5.30. Двухуровневое кэширование

На рис. 5.31 показана схема выполнения запроса на чтение в системе с двухуровневым кэшем. Сначала делается попытка обнаружить данные в кэше первого уровня. Если произошел промах, поиск продолжается в кэше второго уровня. Если же нужные данные отсутствуют и здесь, тогда происходит считывание данных из основной памяти. Понятно, что время доступа к данным оказывается минимальным, когда кэш-попадание происходит уже на первом уровне, несколько большим — при обнаружении данных на втором уровне и обычным временем доступа к оперативной памяти, если нужных данных нет ни в том, ни в другом кэше. При считывании данных из оперативной памяти происходит их копирование в кэш второго уровня, а если данные считываются из кэша второго уровня, то они копируются в кэш первого уровня.

При работе такой иерархической организованной памяти необходимо обеспечить непротиворечивость данных на всех уровнях. Кэши разных уровней могут согласовывать данные разными способами. Пусть, например, кэш первого уровня использует сквозную запись, а кэш второго уровня — обратную запись. (Именно такая комбинация алгоритмов согласования применена в процессоре Pentium при одном из возможных вариантов его работы.)

Рис. 5.31. Схема выполнения запроса на чтение в системе с двухуровневым кэшем

На рис. 5.32 приведена схема выполнения запроса на запись в такой системе. При модификации данных необходимо убедиться, что они отсутствуют в кэшах. В этом случае выполняется запись только в оперативную память.

Если данные обнаружены в кэше первого уровня, то вступает в силу алгоритм сквозной записи: выполняется запись в кэш первого уровня и передается запрос на запись в кэш второго уровня, играющий в данном случае роль основной памяти. Запись в кэш второго уровня в соответствии с алгоритмом обратной записи, принятом на данном уровне, сопровождается установкой признака модификации, при этом никакой записи в оперативную память не производится.

Если данные найдены в кэше второго уровня, то, так же как и в предыдущем случае, выполняется запись в этот кэш и устанавливается признак модификации.

Рассмотренные в данном разделе проблемы кэширования охватывают только такой класс систем организации памяти, в котором на каждом уровне имеется одно кэширующее устройство. Существует и другой класс систем памяти, главной отличительной особенностью которого является наличие нескольких кэшей одного уровня. Этот вариант характерен для распределенных систем обработки информации — мультипроцессорных компьютерах и компьютерных сетях.

Рис. 5.32. Схема выполнения запроса на запись в системе с двухуровневым кэшем


Выводы

  •  отслеживание наличия свободной и занятой памяти;
  •  выделение памяти процессам и освобождение памяти при завершении процессов;
  •  вытеснение кодов и данных процессов из оперативной памяти на диск (полное или частичное), когда размеры основной памяти не достаточны для размещения в ней всех процессов, и возвращение их в оперативную память, когда в ней освобождается место;
  •  настройка адресов программы на конкретную область физической памяти;
  •  защита памяти процессов от взаимного вмешательства.
  •  страничная виртуальная память организует перемещение данных между памятью и диском страницами — частями виртуального адресного пространства фиксированного и сравнительно небольшого размера (достоинства — высокая скорость обмена, низкий уровень фрагментации; недостатки — сложно организовать защиту данных, разделенных на части механически);
  •  сегментная виртуальная память предусматривает перемещение данных сегментами — частями виртуального адресного пространства произвольного размера, полученными с учетом смыслового значения данных (достоинства — «осмысленность» сегментов упрощает их защиту; недостатки — медленное преобразование адреса, высокий уровень фрагментации);
  •  сегментно-страничная виртуальная память сочетает достоинства обоих предыдущих подходов.
  •   значение элемента данных; 
  •  адрес, который этот элемент данных имеет в основной памяти;
  •  дополнительную информацию, которая используется для реализации алгоритма замещения данных в кэше и обычно включает признак модификации и признак действительности данных.

Задачи и упражнения

1. Чем ограничивается максимальный размер физической памяти, которую можно установить в компьютере определенной модели?

2. Чем ограничивается максимальный размер виртуального адресного пространства, доступного приложению?

3. Может ли прикладной процесс использовать системную часть виртуальной памяти?

4. Какое из этих двух утверждений верно?

  •  А) все виртуальные адреса заменяются на физические во время загрузки программы в оперативную память;
  •  В) виртуальные адреса заменяются на физические во время выполнения программы в момент обращения по данному виртуальному адресу.

5. В каких случаях транслятор создает объектный код программы не в виртуальных, а в физических адресах?

6. Что такое виртуальная память? Какой из следующих методов распределения памяти может рассматриваться как частный случай виртуальной памяти?

  •  А) распределение фиксированными разделами;
  •  В) распределение динамическими разделами;
  •  С) страничное распределение;
  •  D) сегментное распределение;
  •  Е) сегментно-страничное распределение.

7. Распределение памяти перемещаемыми разделами основано на применении процедуры сжатия. Имеет ли смысл использовать данную процедуру при страничном распределении? А при сегментном?

8. Поясните разные значения термина «свопинг».

9. Как величина файла подкачки влияет на производительность системы?

10. Почему размер страницы выбирается равным степени двойки? Можно ли принять такое же ограничение для сегмента?

11. На что влияет размер страницы? Каковы преимущества и недостатки большого размера страницы?

12. Пусть в некоторой программе, работающей в системе со страничной организацией памяти, произошло обращение по виртуальному адресу 012356s. Преобразуйте этот адрес в физический, учитывая, что размер страницы равен 214 байт и что таблица страниц данного процесса содержит следующий фрагмент:

Номер виртуальной страницы

Номер физической страницы

0000

0101

0001

4)010

0010

ООН

ООП

0000

13. Где хранятся таблицы страниц и таблицы сегментов?

14. Чем определяется количество таблиц сегментов, имеющихся в операционной системе в произвольный момент времени?

15. Какие характеристики содержит таблица сегментов и таблица страниц при сегментно-страничной организации памяти?

16. Пусть ОС реализует выгрузку страниц на основе критерия «выгружается страница, которая не использовалась дольше остальных». Предложите алгоритм вычисления данного критерия, использующий аппаратно- устанавливаемые биты доступа.

17. В кэше хранятся данные, которые наиболее активно используются в последнее время. Каким образом система определяет, какие данные должны быть загружены в кэш?

18. Пусть программа циклически обрабатывает данные, то есть в некотором диапазоне адресов идет последовательное обращение к данным, а затем следует возврат в начало и т. д. В системе имеется кэш, объем которого меньше объема обрабатываемых программой данных. Какой алгоритм вытеснения данных из кэша в данном случае будет эффективнее?

  •  А) выгружаются данные, которые не использовались дольше остальных; 
  •  В) выгружаются данные, выбранные случайным образом.

19. Почему загрузка и выгрузка данных из кэш-памяти производится блоками?

20. Как обеспечивается согласование данных в кэше с помощью методов обратной и сквозной записи?

21. Известно, что с помощью программных конвейеров данными могут обмениваться только процессы-родственники. В то же время все процессы в UNIX являются родственниками, так как все они — потомки специального процесса, инициализирующего систему. Почему же механизм программных конвейеров не работает для двух произвольных процессов?


Назад                                                        Начало                                                        Вперёд