Контроль и диагностика оперативных запоминающих устройств

Размещено на http://www.allbest.ru/

ГОБУ СПО Павловский сельскохозяйственный техникум

Курсовой проект

По дисциплине: Техническое обслуживание вычислительных сетей

на тему: Контроль и диагностика ОЗУ

Содержание

Введение

1. Теоритический раздел

1.1 Определение

1.2 Типы памяти

1.3 Базовая память

1.4 Принципы управления и распределения оперативной памяти

2. Практическая часть

2.1 Алгоритмы динамического управления памятью

2.2 Идентификация

2.3 Принципы реализации контроля и диагностики

2.4 Тестирование памяти ОЗУ

2.5 Контрольные биты страниц

2.6 Разработка алгоритма управления оперативной памяти

Заключение

Список материала используемого в проекте

Введение

В настоящее время существуют множество операционных программ, которые в достаточной степени эффективности и надежности, управляют оперативной памятью. К таким системам можно отнести Windows, Unix и т.д. Прогресс электроники привел к значительному улучшению элементов памяти. А именно таких параметров, модулей памяти, как объем, надежность, оперативность и компактность. Память применяется везде, где есть элемент, обрабатывающий информацию (процессор, контроллер). В следствии этого, появились новые, более мощные системы управления способные использовать ресурсы оперативной памяти. Это привело к увеличению скорости обработки информации и к увеличению мощности программных средств и следовательно самой мощи, всего компьютера в целом. Например, подсистема управления оперативной памятью MS-DOS базировалась на использовании блоков управления памятью MCB. Такое "управление" памятью полностью основано на джентльменском соглашении между программами о сохранении целостности операционной системы, так как любая программа может выполнить запись данных по любому адресу. Программа может легко разрушить системные области MS-DOS или векторную таблицу прерываний. На сегодняшний день существует приложение Windows, которое выполняется в защищенном режиме, поэтому оно не может адресоваться к любым областям памяти. Это сильно повышает надежность операционной системы. Цель курсовой работы состоит в изучении функционирования и взаимодействие операционной системы с оперативной памятью. Так же будет выполнен анализ основных типов, параметров оперативной памяти применяемых в системных платах персонального компьютера. Далее будет представлена программная часть с обработкой и ходом выполнение команд и размещение в оперативной памяти.

1. Аналитический раздел

1.1 Определение

Оперативная (или рабочая) память компьютера - ОЗУ (Оперативное Запоминающее Устройство) - собрана на полупроводниковых кристаллах (чипах - chip) и хранит информацию, только пока компьютер включен. При выключении питания ее содержимое теряется. Иногда, эту память называют еще памятью с произвольным доступом.(Random Access Memory - RAM). Всю память с произвольным доступом (RAM) можно разделить на два типа: 1. DRAM (динамическая RAM) 2. SRAM (статическая RAM).

1.2 Типы памяти

Память типа DRAM

Динамическая оперативная память (Dynamic RAM - DRAM) используется в большинстве систем оперативной памяти персональных компьютеров. Основное преимущество этого типа памяти состоит в том, что ее ячейки интегрированы плотно, т.е. в небольшую микросхему можно поместить множество битов, а значит, на их основе можно построить память большей емкости. Ячейки памяти в микросхеме DRAM - это крошечные конденсаторы, которые удерживают заряды. Проблемы, связанные с памятью этого типа, вызваны тем, что она динамическая, т.е. должна постоянно регенерироваться, так как в противном случае электрические заряды в конденсаторах памяти будут "стекать", и данные будут потеряны. Регенерация происходит, когда контроллер памяти системы берет крошечный перерыв и обращается ко всем строкам данных в микросхемах памяти. Большинство систем имеет контроллер памяти (обычно встраиваемый в набор микросхем системной платы), который настроен на соответствующую промышленным стандартам частоту регенерации, равную 15 мкс. Регенерация памяти, к сожалению, "отнимает время" у процессора: каждый цикл регенерации по длительности занимает несколько циклов центрального процессора. Некоторые системы позволяют изменить параметры регенерации с помощью программы установки параметров CMOS, но увеличение времени между циклами регенерации может привести к тому, что в некоторых ячейках памяти заряд "стечет", а это вызовет сбой памяти. В устройствах DRAM для хранения одного бита используется только один транзистор и пара конденсаторов, поэтому они более вместительны, чем микросхемы других типов памяти. Транзистор для каждого однозарядного регистра DRAM использует для чтения состояния смежного конденсатора. Если конденсатор заряжен, в ячейке записана-1; если заряда нет - записан 0. Разработчики DRAM нашли возможность осуществления передачи данных с помощью асинхронного интерфейса. С асинхронным интерфейсом процессор должен ожидать, пока DRAM закончит выполнение своих внутренних операций, которые обычно занимают около 60 нс. С синхронным управлением DRAM происходит защелкивание информации от процессора под управлением системных часов. Триггеры запоминают адреса, сигналы управления и данных, что позволяет процессору выполнять другие задачи. После определенного количества циклов данные становятся доступны, и процессор может считывать их с выходных линий. Другое преимущество синхронного интерфейса заключается в том, что системные часы задают только временные границы, необходимые DRAM. Это исключает необходимость наличия множества стробирующих импульсов. В результате упрощается ввод, т. к. контрольные сигналы адреса данных могут быть сохранены без участия процессора и временных задержек. Подобные преимущества также реализованы и в операциях вывода. К первому поколению высокоскоростных DRAM главным образом относят EDO DRAM, SDRAM и RDRAM, а к следующему - DDR SDRAM, Direct RDRAM, SLDRAM и т. д.

SDRAM

SDRAM (Synchronous DRAM) - это тип динамической оперативной памяти DRAM, работа которой синхронизируется с шиной памяти. SDRAM передает информацию в высокоскоростных пакетах, Использующих высокоскоростной синхронизированный интерфейс. SDRAM позволяет избежать использования большинства циклов ожидания, необходимых при работе асинхронной DRAM, поскольку сигналы, по которым работает память такого типа, синхронизированы с тактовым генератором системной платы.

DDR SDRAM (SDRAM II)

DDR SDRAM (Double Data Rate SDRAM) является синхронной памятью, реализующей удвоенную скорость передачи данных по сравнению с обычной SDRAM. DDR SDRAM не имеет полной совместимости с SDRAM, хотя использует метод управления, как у SDRAM, и стандартный 168-контактный разъем DIMM. DDR SDRAM достигает удвоенной пропускной способности за счет работы на обеих границах тактового сигнала (на подъеме и спаде), а SDRAM работает только на одной. Direct Rambus DRAM - это высокоскоростная динамическая память с произвольным доступом, разработанная Rambus, Inc. Она обеспечивает высокую пропускную способность по сравнению с большинством других DRAM. Direct Rambus DRAMs представляет интегрированную на системном уровне технологию.

Память типа SRAM

Существует тип памяти, совершенно отличный от других, - статическая оперативная память (Static RAM - SRAM). Она названа так потому, что, в отличии от динамической оперативной памяти, для сохранения ее содержимого не требуется периодической регенерации. Но это не единственное ее преимущество. SRAM имеет более высокое быстродействие чем динамическая оперативная память, и может работать на той же частоте, что и современные процессоры. Время доступа SRAM не более 2 нс, это означает, что такая память может работать синхронно с процессорами на частоте 500 МГц или выше. Однако для хранения каждого бита в конструкции SRAM используется кластер из 6 транзисторов. Использование транзисторов без каких либо конденсаторов означает, что нет необходимости в регенерации. Пока подается питание, SRAM будет помнить то, что сохранено. Микросхемы SRAM не используются для всей системной памяти потому, что по сравнению с динамической оперативной памятью быстродействие SRAM намного выше, но плотность ее намного ниже, а цена довольно высокая. Более низкая плотность означает, что микросхемы SRAM имеют большие габариты, хотя их информационная емкость намного меньше. Большое число транзисторов и кластиризованное их размещение не только увеличивает габариты SRAM, но и значительно повышает стоимость технологического процесса по сравнению с аналогичными параметрами для микросхем DRAM. Все выше перечисленные модули памяти размещаются в компьютере на главной системной плате или на отдельных платах памяти. Перед обработкой и выводом на экран данные сначала помещаются в память. Например, файлы прикладных программ обычно располагаются на жёстком диске. Когда Вы запускаете программу, её файлы загружаются в память для дальнейшей обработки. Также память обеспечивает временное хранение данных и прикладных программ. В общем случае, чем больше памяти установлено в компьютере, тем более сложные прикладные программы могут выполняться Вашим компьютером. Память служит для хранения данных (документов), обрабатываемых в текущий момент компьютером. Выполняемая программа, как и значительная часть операционной системы DOS, хранится в оперативной памяти. С точки зрения внутренних механизмов оболочки оперативная память делится на две части: основную и расширенную. Оперативная память Вашей системы может быть следующих видов: - обычная или базовая память; - дополнительная память; - расширенная память; - верхняя память.

1.3 Базовая память

Операционная система MS DOS, а, следовательно, и уподобляющее большинство работающих под ее управлением программ могут использовать лишь первый мегабайт памяти, который часто называют базовой памятью. Эта память в рамках ДОС поделена на две неравные части: первые 640 К (1К = 1024 байт) отводятся для программ пользователя и отдельных частей самой ДОС и называются стандартной памятью (conventional memory). Для использования стандартной памяти не нужны никакие дополнительные драйверы, поскольку операционная система MS-DOS изначально создана для работы в адресах 0-640 Кбайт. Оставшиеся 384 К зарезерервированы для памяти видеоадаптеров и ПЗУ и называются верхним блоком памяти (UMB - Uper Memory Block). В то же время в компьютерах IBM AT имеется возможность адресовать память объемом до 16 Mb, если в них используется микропроцессор 80286, или до 4 Gb, если используется микропроцессор 80386 или 80486. Объем непосредственно адресуемой оперативной памяти определяется разрядностью адресной шины микропроцессора. Микропроцессоры 8088 и 8086 имеют 20-разрядную шину, поэтому адресуют 2 в степени 20 = 1048576 байт = 1 Мb. Микропроцессор 80286 оснащен 24-разрядной шиной и адресует 2 в степени 24 = 16 777 216 байт = 16 Mb. 32-разрядная шина 80386 и 80486 микропроцессоров адресует 2 в степени 32 = 4294967296байт=4Gb. Дополнительная память. Память ПК, остающаяся за вычетом первого мегабайта (т.е. за вычетом базовой памяти), называется дополнительной (Extended Memory). Дополнительная память является естественным дополнением к обычной (базовой) памяти компьютера, на что и указывает само её название. Однако единственный (но, к сожалению, определяющий) факт, в котором нет никакой естественности, заключается в том, что подавляющему большинству программ MS DOS она не доступна! Чтобы использовать дополнительную память, процессор компьютера должен работать в специальном режиме, называемом защищённым. А операционнная система MS DOS не поддерживает этого режима процессора. Таким образом, владелец современного компьютера IBM AT, оснащенного памятью, скажем, в 8 Mb, часто либо вообще не использует дополнительные 7 Mb, либо размещает в них электронный диск или буферную кэш-память для дисков. В версии Турбо Паскаля 7.0 (точнее, в пакете Borland Pascal with Objects 7.0) введена поддержка защищенного режима микропроцессоров 80286/ 80386/80486, в котором используется дополнительная память. Однако эта поддержка не касается стандартных средств работы с дополнительной памятью. Тем не менее отдельные программы MS DOS применяют технологию "расширения MS DOS", которая позволяет им воспользоваться преимуществами дополнительной памяти. Примером таких программ служат Lotus 1-2-3 (Lotus Development Corporation) и Paradox 386 (Borland International). Компьютеры же на базе микропроцессоров Intel 8086 и 8088 не могут иметь дополнительную память, т.к. не имеют защищённого режима. Эти микропроцессоры функционируют исключительно в реальном режиме и поэтому не годятся для работы с программами, использующими дополнительную память. Дополнительную память иногда называют XMS-памятью; XMS - сокращение от eXtended Memory Specification (спецификация дополнительной памяти). Не путайте эту аббревиатуру с другой - EMS (Expanded Memory Расширенная память Ранние IBM-совместимые ПК типа IBM PC/XT оснащались микропроцессорами 8088 или 8086, способными работать с оперативной памятью емкостью не более 1 Мбайт. Несмотря на значительные размеры этой памяти, в ряде прикладных программ ее оказывается недостаточио. Такие программы вынуждены интенсивно использовать диск для размещения больших объемов данных, что сильно снижает их производительность. Поэтому почти одновременно с появлением компьютеров IBM PC/XT начались поиски путей повышения производительности крупных прикладных пропоим (табличных процессоров, систем управления базами данных и т.п.) за счет использования оперативной памяти большего чем 1 Мбайт размера. Эти поиски привели к выработке соглашения между ведущими фирмами-разработчиками программно-аппаратных средств, которое известно как EMS LIM (от Expanded Memory Specification - спецификация расширенной памяти, удовлетворяющая стандарту фирм Lotus-Intel-Microsoft). В соответствии с этим стандартом ПК оснащаются специальными EMS-платами, содержащими собственно расширенную память микросхемы, обеспечивающие доступ к ней. Память, организованная по принципам спецификации EMS, называется расширенной памятью. На компьютерах с микропроцессорами 80386 и 80486 расширенная память может эмулироваться программно. Начиная с версии 4.0 операционная система MS DOS поставляется с драйверами расширенной памяти XMAEM.SYS и XMA2EMS.SYS. В DOS 5.0 их функции выполняет драйвер EMM386.SYS. Последний на ПК с микропроцессорами 80386/80486 обеспечивает эмуляцию расширенной памяти, т.е. программно реализует функции EMS-платы и преобразует дополнительную память в расширенную. Кроме того, драйвер EMM386.SYS создает блоки верхней памяти (UMB). Для функционирования драйвера EMM386.SYS требуется обеспечить поддержку расширенной памяти, которую осуществляет драйвер HIMEM.SYS. При этом драйвер HIMEM.SYS должен быть загружен до драйвера EMM386.SYS, поэтому строка DEVICE=HIMEM.SYS в файле CONFIG.SYS должна предшествовать строке DEVICE=EMM386.SYS. Таким образом, дополнительная память - это просто добавочная память. Расширенная память - это специальная добавочная память, удовлетворяющая требованиям спецификации EMS. Следует отметить, что термины "дополнительная" и "расширенная" память применяются только в операционной системе DOS. В других операционных системах, например, в OS/2, Unix или Windows NT можно использовать всю память компьютера. В этих операционных системах память называется просто "памятью". Верхняя память Помимо базовой, расширенной и дополнительной памяти, в ПК существует еще так называемая верхняя память (не путайте с верхним блоком памяти!). Как известно, 20-разрядный адрес при работе ПК в реальном режиме образуется путем сложения двух 16-разрядных слов - сегмента и смещения. Перед сложением сегмент смещается на 4 разряда влево (умножается на 16), что и обеспечивает 20-разрядный результат сложения - адрес конкретного байта. Формальное сложение сегмента и смещения может привести к переполнению 20-разрядной адресной сетки. Действительно, если, например, сегмент S=$FFFF, а смещение O=$0010, то сложение $FFFF*16 + $0010 дает значение $100000, для представления которого требуется уже 21 разряд. Поскольку в ПК применяется 20-разрядная шина, переполнение результата не может использоваться, и "лишний" 21-й разряд просто теряется, т.е, адресация с сегментом S= $FFFF и смещением O> $000F эквивалентна адресации с сегментом S= $0000 и смещением O= O - $0010. В адресной шине IBM AT имеется 21-й разряд, но его использование обычно запрещено. Однако в таких компьютерах предусмотрена возможность программного управления 21-м разрядом. Если этот разряд разблокировать, программе, работающей в реальном режиме процессора, станут доступны еще почти 64 К (без 16 байт). Эта часть памяти и называется верхней (High Memory Area). MS DOS версии 5.0 и некоторые совместимые с ней операционные системы других фирм (например, DR-DOS фирмы Digital Research версии 4.0 и выше) могут размещать в верхней памяти свои резидентные части, тем самым освобождая драгоценную стандартную память для программ пользователя. Таким образом, существуют 4 вида оперативной памяти: * базовая - с адресами от $00000 до $FFFFF; * верхняя - с адресами от $100000 до $10FFEF; * дополнительная - с адресами от $100000 до $FFFFFFFF; * расширенная - организуется специальными аппаратными средствами на компьютерах с микропроцессорами 8088, 8086, 80286 и может программно эмулироваться на процессорах 80386 и 80486.

1.4 Принципы управления и распределения оперативной памяти

Основной ресурс системы, распределением которого занимается ОС - это оперативная память (ОП). Поэтому организация памяти оказывает большое влияние на структуру и возможности ОС. Используемые в операционных системах алгоритмы распределения ОП многообразны. Причинами этого многообразия являются: · многоуровневая структура памяти (регистровая, оперативная, внешняя) · стремление обеспечить пользователя характеристиками, отличными от реальных (виртуальная память) · необходимость согласования распределения ОП с распределением центрального процессора Самый простой случай управления памятью - ситуация, когда диспетчер памяти отсутствует, и в системе может быть загружена только одна программа. Именно в таком режиме работают CP/M и RT-11 SJ (Single-Job, однозадачная). В этих системах программы загружаются с фиксированного адреса PROG_START. В CP/M это 0x100; в RT-11 - 01000. В адресах от 0 до начала программы находятся вектора прерываний, а в RT-11 - также и стек программы. В этом случае управление памятью со стороны системы состоит в том, что загрузчик проверяет, поместится ли загружаемый модуль в пространство от PROG_START до SYS_START. Если объем памяти, который использует программа, не будет меняться во время ее исполнения, то на этом все управление и заканчивается. Однако программа может использовать динамическое управление памятью, например функцию malloc(). В этом случае уже код malloc() должен следить за тем, чтобы не залезть в системные адреса. Как правило, динамическая память начинает размещаться с адреса PROG_END = PROG_START + PROG_SIZE. PROG_SIZE в данном случае обозначает полный размер программы, то есть размер ее кода, статических данных и области, выделенной под стек. Функция malloc() поддерживает некоторую структуру данных, следящую за тем, какие блоки памяти из уже выделенных были освобождены. При каждом новом запросе она сначала ищет блок подходящего размера в своей структуре данных и, только когда этот поиск завершится неудачей, откусывает новый блок памяти у системы. Для этого используется переменная, которая в библиотеке языка C называется brklevel. Изначально эта переменная равна PROG_END, ее значение увеличивается при выделении новых блоков, но в некоторых случаях может и уменьшаться. Это происходит, когда программа освобождает блок, который заканчивается на текущем значении brklevel. Потребности отдельных программ в ресурсе памяти в процессе обработки могут меняться, что заранее, до запуска программы, не может быть учтено. В связи с этим необходимо распределять память динамически непосредственно в ходе вычислительного процесса, т.е. осуществлять динамическое распределение памяти.

2. Практическая часть

2.1 Алгоритмы динамического упpавления памятью

Динамическое распределение памяти (его еще иногда называют управлением кучей (pool или heap)) представляет собой нетривиальную проблему. Действительно, активное использование функций malloc/free может привести к тому, что вся доступная память будет разбита на блоки маленького размера, и попытка выделения большого блока завершится неудачей, даже если сумма длин маленьких блоков намного больше требуемой. Это явление называется фрагментацией памяти. Кроме того, большое количество блоков требует длительного поиска. В зависимости от решаемой задачи используются различные алгоритмы поиска свободных блоков памяти. Действительно, программа может требовать множество блоков одинакового размера, или нескольких фиксированных размеров. Это сильно облегчает решение проблемы фрагментации и поиска. Возможны ситуации, когда блоки освобождаются в порядке, обратном тому, в котором они выделялись. Это позволяет свести выделение памяти к стековой структуре. Возможны ситуации, когда некоторые из занятых блоков можно переместить по памяти. Так, например, функцию realloc() в ранних реализациях системы UNIX можно было использовать именно для этой цели. В стандартных библиотеках языков высокого уровня, таких как malloc/free/realloc в C, new/dispose в Pascal и т.д., как правило, используются алгоритмы, рассчитанные на худший случай: программа требует блоки случайного размера в случайном порядке и освобождает их также случайным образом. Возможны алгоритмы распределения памяти двух типов: когда размер блока является характеристикой самого блока, и когда его сообщают отдельно при освобождении. К первому типу относится malloc/free, ко второму - GetMem/FreeMem в Turbo Pascal. В первом случае с каждым блоком ассоциируется некоторый дескриптор, который содержит длину этого блока и еще информацию. Этот дескриптор может храниться отдельно от блока, или быть его заголовком. Иногда дескриптор состоит из двух меток - в начале блока и в его конце. Для чего это может быть полезно, будет рассказано ниже. Обычно все свободные блоки памяти объединяются в двунаправленный связанный список. Список должен быть двунаправленным для того, чтобы из него в любой момент можно было извлечь любой блок. Впрочем, если все действия по извлечению блока производятся после поиска, то можно слегка усложнить пpоцедуpу поиска и всегда сохранять указатель на пpедыдущий блок. Это pешает пpоблему извлечения и можно огpаничиться однонапpавленным списком. Беда только в том, что многие алгоpитмы пpи объединении свободных блоков извлекают их из списка в соответствии с адpесом, поэтому для таких алгоpитмов двунапpавленный список необходим. Поиск в списке может вестись двумя способами: до нахождения первого подходящего (first fit) блока или до блока, размер которого ближе всего к заданному - наиболее подходящего (best fit). Для нахождения наиболее подходящего мы обязаны просматривать весь список, в то время как первый подходящий может оказаться в любом месте, и среднее время поиска будет меньше. Кроме того, в общем случае best fit увеличивает фрагментацию памяти. Действительно, если мы нашли блок с размером больше заданного, мы должны отделить "хвост" и пометить его как новый свободный блок. Понятно, что в случае best fit средний размер этого хвоста будет маленьким, и мы в итоге получим большое количество мелких блоков, которые невозможно объединить, так как пространство между ними занято. При использовании first fit с линейным двунаправленным списком возникает специфическая проблема. Если каждый раз просматривать список с одного и того же места, то большие блоки, расположенные ближе к началу, будут чаще удаляться. Соответственно, мелкие блоки будут иметь тенденцию скапливаться в начале списка, что увеличит среднее время поиска. Простой способ борьбы с этим явлением состоит в том, чтобы просматривать список то в одном направлении, то в другом. Более радикальный и еще более простой метод состоит в том, что список делается кольцевым, и поиск каждый начинается с того места, где мы остановились в прошлый раз. В это же место добавляются освободившиеся блоки. В ситуациях, когда размещаются блоки нескольких фиксированных размеров, алгоритмы best fit оказываются лучше. Однако библиотеки распределения памяти рассчитывают на худший случай, и в них обычно используются алгоритмы first fit. В случае работы с блоками нескольких фиксированных размеров напрашивается такое решение: создать для каждого типоразмера свой список. Интересный вариант этого подхода для случая, когда различные размеры являются степенями числа 2, как 512 байт, 1Кбайт, 2Кбайта и т.д., называется алгоритмом близнецов. Он состоит в том, что мы ищем блок требуемого размера в соответствующем списке. Если этот список пуст, мы берем список блоков вдвое большего размера. Получив блок большего размера, мы делим его пополам. Ненужную половину мы помещаем в соответствующий список свободных блоков. Одно из преимуществ этого метода состоит в простоте объединения блоков при их освобождении. Действительно, адрес блока-близнеца получается простым инвертированием соответствующего бита в адресе нашего блока. Нужно только проверить, свободен ли этот близнец. Если он свободен, то мы объединяем братьев в блок вдвое большего размера, и т.д. Алгоритм близнецов значительно снижает фрагментацию памяти и резко ускоряет поиск блоков. Наиболее важным преимуществом этого подхода является то, что даже в наихудшем случае время поиска не превышает. Это делает алгоритм близнецов труднозаменимым для ситуаций, когда необходимо гарантированное время реакции - например, для задач реального времени. Часто этот алгоритм или его варианты используются для выделения памяти внутри ядра ОС. Например, функция kmalloc, используемая в ядре ОС Linux, основана именно на алгоритме близнецов. Разработчик программы динамического распределения памяти обязан решить еще одну важную проблему, а именно - объединение свободных блоков. Наилучшим из известных универсальных алгоритмов динамического распределения памяти является алгоритм парных меток с объединением свободных блоков в двунаправленный кольцевой список и поиском по принципу first fit. Этот алгоритм обеспечивает приемлемую производительность почти для всех стратегий распределения памяти, используемых в прикладных программах. Такой алгоритм используется практически во всех реализациях стандартной библиотеки языка C и во многих других ситуациях. Другие известные алгоритмы либо просто хуже, чем этот, либо проявляют свои преимущества только в специальных случаях. К основным недостаткам этого алгоритма относится отсутствие верхней границы времени поиска подходящего блока, что делает его неприемлемым для задач реального времени. Некоторые системы программирования используют специальный метод освобождения динамической памяти, называемый сборкой мусора. Этот метод состоит в том, что ненужные блоки памяти не освобождаются явным образом. Вместо этого используется некоторый более или менее изощренный алгоритм, следящий за тем, какие блоки еще нужны, а какие - уже нет. Самый простой метод- отличать используемые блоки от ненужных - считать, что блок, на который есть ссылка, нужен, а блок, на который ни одной ссылки не осталось - не нужен. Для этого к каждому блоку присоединяют дескриптор, в котором подсчитывают количество ссылок на него. Каждая передача указателя на этот блок приводит к увеличению счетчика ссылок на 1, а каждое уничтожение объекта, содержавшего указатель - к уменьшению. Все остальные методы сборки мусора так или иначе сводятся к поддержанию базы данных о том, какие объекты на кого ссылаются. Использование такой техники возможно практически только в интерпретируемых языках типа Lisp или Prolog, где с каждой операцией можно ассоциировать неограниченно большое количество действий. Многозадачная или многопрограммная ОС также должны использовать тот или иной алгоритм размещения памяти. Такие алгоритмы могут быть похожи на работу malloc. Однако режим работы ОС может вносить существенные упрощения в алгоритм. Так, например, пpоцедуpа управления памятью MS DOS рассчитана на случай, когда программы выгружаются из памяти только в порядке, обратном тому, в каком они туда загружались. Это позволяет свести управление памятью к стековой дисциплине. Каждой программе в MS DOS отводится блок памяти. С каждым таким блоком ассоциирован дескриптор, называемый MCB - Memory Control Block. Этот дескриптор содержит размер блока, идентификатор программы, которой принадлежит этот блок и признак того, является ли данный блок последним в цепочке. Нужно отметить, что программе всегда принадлежит несколько блоков, но это уже несущественные детали. Другая малосущественная деталь та, что размер сегментов и их адреса отсчитываются в параграфах размером 16 байт. После запуска.com-файл получает сегмент размером 64К, а.exe - всю доступную память. Обычно.exe-модули сразу после запуска освобождают ненужную им память и устанавливают brklevel на конец своего сегмента, а потом увеличивают brklevel и наращивают сегмент по мере необходимости. Естественно, что наращивать сегмент можно только за счет следующего за ним в цепочке MCB, и MS DOS разрешит делать это только в случае, если этот сегмент не принадлежит никакой программе. При запуске программы DOS берет последний сегмент в цепочке, и загружает туда программу, если этот сегмент достаточно велик. Если он недостаточно велик, DOS "говорит" Not enough memory и отказывается загружать программу. При завершении программы DOS освобождает все блоки, принадлежавшие программе. При этом соседние блоки объединяются. Пока программы, действительно, завершаются в порядке, обратном тому, в котором они запускались, - все вполне нормально. Другое дело, что в реальной жизни возможны отклонения от этой схемы. Например, неявно предполагается, что TSR-программы (Terminate, but Stay Resident) никогда не пытаются завершиться. Другой пример - отладчики обычно загружают программу в обход обычной DOS-овской функции LOAD & EXECUTE, а при завершении отлаживаемой программы сами освобождают память из-под нее. В системах с динамической сборкой первые две проблемы не так остры, потому что память выделяется и освобождается небольшими кусочками, по блоку на каждый объектный модуль, поэтому код программы обычно не занимает непрерывного пространства. Соответственно, такие системы часто разрешают и данным программы занимать несмежные области памяти. Для достижения гибкого динамического распределения памяти, устранения ее фрагментации, а также создания значительных удобств для программирования в современных ОС широко используется виртуальная память. При этом на всех этапах подготовки программ, включая загрузку в оперативную память, программа представляется в виртуальных адресах и лишь при самом исполнении машиной команды производится преобразование виртуальных адресов в адреса действующей памяти (в так называемые физические адреса). Это преобразование составляет содержание динамического распределения памяти. Объем виртуального адресного пространства может даже превосходить всю доступную реальную память на ЭВМ. Содержимое виртуальной памяти, неиспользуемой программой, хранится на некотором внешнем устройстве (внешней памяти). По необходимости части этой виртуальной памяти отображаются в реальную память. Ни о внешней памяти, ни о ее отображении в реальную память программа ничего не знает. Она написана так, как будто бы виртуальная память существует в действительности.

Основная концепция виртуальной памяти

При страничной организации основная память делится на блоки фиксированного размера, обычно называемые рамка страниц. Каждая программа пользователя делится на блоки сответствующего размера, называемые страницами. Страницы организуются в логическом адресном пространстве, а рамки cтраниц - в физическом. Поскольку страницы и рамки страниц имеют различные идентификаторы, возникают интересные ситуации, касающиеся взаимосвязи между логическим адресным пространством (ЛАП) и физическим адресным пространством ФАП). 1. ЛАП < ФАП. В этом случае основной акцент делается на повышение эффективности использования памяти. 2. ЛАП = ФАП. Страничная организация служит не только для увеличения эффективности использования памяти, но и для расширения возможности разделенного использования процедур (т.е. несколькими пользователями). Возможно использование эффективного оверлейного механизма, реализованного аппаратно. 3. ЛАП > ФАП. Этот случай предполагает виртуальную память и дает наибольшие преимущества. Мы будем рассматривать управление страницами применительно к последнему случаю. Выбор между случаями 1 и 2 обычно находится в зависимости от структуры Устройства Управления Памятью (УУП) и задач проектировщика операционной системы. Пользователь, располагая ЛАП из m страниц, будет иметь k страниц, отведенных под интерпретатор, и m - k страниц рабочего пространства. Описанный подход эффективен для системы с разделением времени.

2.2 Идентификация

Страницы и рамки страниц с набжают числовыми идентификаторами, устанавливаемыми по следующему правилу. Пусть p есть размер страницы в словах (например, 512). Пусть т есть размер основной памяти в словах, такой, что m=n*p по модулю 1024 есть 0; р по модулю 2К есть 0 и i*p=j*1024. Таким образом, основная память состоит из участков по 1К слов в каждом. Кроме этого, размер страницы есть степень числа 2, а 1К памяти содержит четное число страниц. Набор целых чисел 0, 1, 2,...,п-1 соответствует идентификаторам страничных рамок. Пусть М есть размер программы пользователя в словах. Для размещения этой программы в памяти необходимо N страниц, так что М=N*p. Набор целых чисел от 0 до п-1 соответствует идентификаторам страниц пользователя. Заметим, что требование равенства нулю m по модулю р не является обязательным. Это означает, что программа пользователя не должна заполнять целиком все страницы. Последняя страница может быть заполнена лишь частично. Используя двоичную арифметику, - представление страницы степенью числа 2 легко реализуемо. Фактически в большинстве машин имеются команды сдвига, делающие генерацию виртуального адреса очень простой операцией. Требование задания М кратным 1К является результатом стандартизации. В последнее время принято считать, что размер 8К, 16К и даже 64К более предпочтителен.

2.3 Принципы реализации систем контроля и диагностики

Системы контроля ЭВМ представляют собой совокупность программных и аппаратных средств, использующихся для определения технического состояния ЭВМ и поддержания необходимого уровня эффективности ее работы. В зависимости от метода, положенного в основу контроля ЭВМ различают 2 вида контроля: программный и аппаратный. Каждый из них может использоваться как в оперативном режиме, так и в режиме профилактических проверок, причем контроль может быть как автоматическим, так и с привлечением операторов. Программный контроль, основан на использовании специальных программ, контролирующих работу машины. Он подразделяется на программно-логический и тестовый.

MemTest86

MemTest86 - одна из лучших утилит для тестирования модулей ОЗУ компьютера. Если компьютер без видимой на то причины начал "выпадать в синий экран", первым делом необходимо проверить оперативную память. Отличным инструментом для этого является MemTest86.

Тестировать память необходимо в течении довольно длительного времени (в зависимости от объема ОЗУ, желательно не менее часа). Отсутствие ошибок за такой период времени свидетельствует о надежности и исправном состоянии модулей ОЗУ.

SuperRam

SuperRam - бесплатная программа для тестирования и оптимизации оперативной памяти компьютера. Работает со всеми типами модулей ОЗУ. Благодаря простому интерфейсу, может использоваться даже неопытными пользователями. Программа SuperRam позволяет:

* произвести тестирование памяти компьютера в разных режимах и оценить ее по 10-бальной системе (отдельно по каждому режиму работы и общая оценка);

* освободить часть занятой оперативной памяти и повысить тем самым общую производительность компьютера. Освобождение памяти производится в полностью автоматическом режиме. Пользователю достаточно просто указать, сколько нужно освободить места, и дождаться окончания процесса;

* просмотреть текущую статистику использования памяти в наглядном графическом режиме.

Программа имеет русскоязычный интерфейс и очень проста в использовании. В ней отсутствуют всякие технические термины, непонятные аббревиатуры и т.д., благодаря чему даже "чайники" смогут ею пользоваться. В программе также имеется встроенная справочная система (на английском языке). Большинство данных представляются в виде разнообразных графиков и диаграмм.

память динамический оперативный виртуальный

HeapMemView

HeapMemView - небольшая бесплатная портативная программа, предоставляющая пользователю расширенные возможности по контролю использования оперативной памяти компьютера различными процессами. Отображает очень подробную статистическую информацию...

Программно-логический контроль основан на том, что в основную рабочую программу вводятся дополнительные операции, при выполнении которых получается избыточная информация, необходимая для обнаружения и исправления ошибки. Часто прибегают к двойному просчету, при этом контрольная операция сводится к установлению факта совпадения двух результатов. К ним также относятся: контроль четности, сверка контрольной суммы. Тестовый контроль предназначен для проверки работоспособности машины с помощью тестовых программ. Тестовая программа содержит готовый результат расчета, в случае несовпадения результатов расчета с информацией, не связанной в тесте - фиксируется ошибка. Тесты подразделяются:

1. наладочные;

2. проверочные;

3. диагностические.

Наладочные - служат для проверки правильности функционирования узлов и блоков ЭВМ при наладке после монтажа. Они позволяют выявить грубые ошибки, допущенные при сборке. Проверочные - предназначены для периодической проверки работоспособности ЭВМ и обнаружения неисправностей в процессе эксплуатации. Диагностические - в дополнение к проверочным позволяют локализовать место неисправности. В построении системы автоматического контроля работы ЭВМ тесты играют самую значительную роль. В любом компьютере (вычислительной системе) работа начинается с выполнения проверочных тестов, запускаемых при включении питания (POST - Power On Self Test). Такой тест выполняется после получения сигнала начального сброса любым современным процессором (начиная с i386). В него включаются обычно действия, обеспечивающие все управляющие ПЗУ и большинство логических схем. Тест считается успешным, если после его окончания содержимое регистров EAX=EDX=0.

2.4 Тестирование памяти

Дефекты ЗУ могут быть связаны как с неисправностью непосредственно модулей ЗУ, так и с дефектами внешнего оборудования (замыкания/разрывы линий шин адреса и данных, дефекты блока питания, тактирующих генераторов, схем регенерации памяти, превышение нагрузочной способности выходов и т.п.). Они могут проявляться в виде замыкания разрядов адресов, замыкания разрядов данных, отдельных неисправных ячеек, искажений отдельных ячеек при нагревании, пульсациях питания и т.п. Для ПЗУ с пережигаемыми перемычками из поликристаллического кремния возможно "зарастание" перемычек. В остальных типах возможно самопроизвольное стирание. При разработке программного обеспечения тестирования ЗУ следует обратить внимание на релоцируемость программ, т.е. возможность перемещения их в памяти, необходимость восстановление стека и системных переменных после тестирования соответствующих ячеек памяти, обход участков, занятых внешними устройствами, отображенными на память и т.п. Тестирование ПЗУ сводится, как правило, к проверке корректности контрольной суммы данных, хранящихся в нем. Приведем далее некоторые типы тестов, применяемые для диагностирования ОЗУ [2]. Все нули (все единицы). Во все ячейки ОЗУ производится запись нулей (единиц), после чего производится последовательное считывание и проверка этой информации. Развитием этого теста является сканирующий. Производится запись нулей (единиц) во все ячейки ОЗУ, затем выполняется последовательное считывание и проверка. После этого во все ячейки записываются единицы (нули) и процесс повторяется. Сканирующий тест используется для проверки ОЗУ в условиях максимальной статической помехи, вызванной суммарным током утечки всех ячеек ОЗУ, находящихся в одном состоянии. Адресный. В каждую ячейку ОЗУ записывается код собственного адреса (сумма старшего и младшего байтов), затем производится последовательное считывание и проверка этой информации. Адресный тест обеспечивает проверку адресных дешифраторов ОЗУ. Шахматный. В ОЗУ записывается байты данных, содержащие чередующиеся нули и единицы в шахматном порядке. Подобный порядок образуется, например, при записи в соседние строки последовательности вида 5555h, AААAh, 5555h, AААAh,… При этом должен учитываться размер строки в матрице ОЗУ. Затем производится последовательное считывание и проверка этой информации. Шахматный тест используется для проверки взаимовлияния ячеек, содержащих информацию, записанную в обратном коде. Чередующиеся строки 0 и 1. В смежные строки ОЗУ записывается байты данных вида 0000h, FFFFh, 0000h, FFFFh, … Также следует учитывать размер строки в матрице ОЗУ. Затем производится последовательное считывание и проверка этой информации. Этот тест используется для проверки взаимовлияния адресных шин по строкам. Чередующиеся столбцы 0 и 1. В ячейки ОЗУ записывается такая информация, чтобы смежные столбцы ОЗУ содержали информацию в обратном коде, затем производится последовательное считывание и проверка этой информации. Этот тест используется для проверки взаимовлияния адресных шин по столбцам. Запись и запись/считывание вперед и назад. По всем адресам ОЗУ записываются нули, затем производится последовательное считывание и проверка этой информации. После проверки каждой очередной ячейки в нее записывается информация в обратном коде (единицы). После проверки последней ячейки и записи в нее единиц процедура повторяется от старшего адреса к младшему с чтением единиц, их проверкой и записью нулей. Этот тест используется для проверки взаимовлияния соседних ячеек при смене в них информации. Марширующий. Во все ячейки ОЗУ записываются единицы, затем производится последовательное считывание информации с проверкой и заменой ее на нули. После обращения к последнему адресу процедура повторяется с данными в обратном коде, т.е. последовательное считывание нулей, начиная с первой ячейки, с проверкой и заменой ее на единицы. После обращения к последнему адресу процедура повторяется с данными в обратном коде, т.е. с нулями, и в обратном направлении - от последней ячейки к первой. После обращения к первой ячейке процедура повторяется. Считываются нули и на их место записываются единицы. После обращения к последнему адресу выполняется чтение с проверкой единиц всех ячеек ОЗУ - от первой до последней. Этот тест является модификацией теста "запись и запись/считывание вперед и назад". Дополнительная адресация. Во все ячейки ОЗУ записывается фоновый набор единиц (нулей), затем производится считывание ячейки, начиная с первой, с последующей проверкой и записью в нее противоположной информации. Каждое второе обращение выполняется по адресу, код которого является дополнением к предыдущему. Этот тест предназначен для проверки адресных цепей, информация которых в этом тесте подвергается максимальному изменению. Долбление. Во все ячейки ОЗУ записывается тестовая информация, после чего производится многократное считывание по каждому адресу с последующей проверкой по всем адресам. Процедура повторяется при замене информации в каждой ячейке на информацию в обратном коде. Этот тест предназначен для проверки способности ячеек выдерживать многократные обращения по считыванию. Разрушение считыванием. В первую ячейку ОЗУ записывается, считывается и проверяется тестовое слово (все единицы). Выполняется приращение адреса и тестовое слово записывается во вторую ячейку. После этого информация из первой и второй ячеек считывается и проверяется. Процедура продолжается до тех пор, пока во все ячейки ОЗУ не будет записано тестовое слово. К нулевой ячейке производится n обращений, к первой - (n-1), к последней - одно. Тест "разрушение считыванием" используется для проверки взаимовлияния ячеек ОЗУ при записи в них одной и той же информации. Бегущий. В первую ячейку записываются единицы (нули), а во все остальные - фоновые нули (единицы). Затем все адреса последовательно считываются с проверкой; последней считывается первая ячейка с последующей записью в нее нулей (единиц). Последовательность операций повторяется для второй ячейки, третьей и т.д., вплоть до последней. Тест "бегущий" предназначен для обнаружения сбоев в ОЗУ, вызванных переходными процессам в разрядных цепях, так как перемещение 1 на фоне 0 (или наоборот) создает наихудшие условия для усилителей считывания. Пинг-понг. В первую ячейку ОЗУ записываются единицы, а во все остальные - нули. Затем последовательно считываются и проверяются ячейки 2,1, затем 3,1; 4,1 и т.д. пока все пары переходов, включающие ячейку 1, не будут проверены. После этого в ячейку 1 записываются нули, а во вторую - единицы. В той же последовательности операции повторяются для ячейки 2 и т.д. Цикл повторяется для инверсной информации. С помощью этого теста проверяется правильность функционирования накопительной части ОЗУ, дешифратора, а также влияние записи на сохранность информации. Галопирующий. В первую ячейку ОЗУ записываются единицы, а в остальные - нули. Затем последовательно считываются и проверяются ячейки 2,1,2, затем 3,1,3 и т.д., пока все пары переходов, включая ячейку 1, не будут проверены. После этого в ячейку 1 записываются нули, и информация считывается. Последовательность операций повторяется для ячейки 2,3 и т.д. вплоть до последней. По эффективности этот тест эквивалентен тесту "пинг-понг". Тест Баттерфильда. Все ячейки заполняются единицами, затем каждая третья ячейка начиная с первой заполняется нулями. Проверяется содержимое по всем адресам, затем программа дважды сдвигает слово, заполненное нулями, используя вторую и третью ячейки в качестве регистра сдвига. После третьего прохода во всех битах должны быть нули и операция повторяется с занесением единиц в каждую третью ячейку. Система контроля неисправностей В современной ЭВМ при управлении некоторым технологическим или экономическим причинам цена ошибки многократно возрастает. Для повышения надежности работы необходимо применять систему автоматического контроля работы и устранения ошибок. Ознакомившись с принципами контроля, покажем, какими путями реализуется система автоматического контроля в целом. Система контроля неисправностей (СКН) ЭВМ представляет собой совокупность программных и аппаратных свойств, используемых для определения технического состояния ЭВМ и поддержания необходимого уровня ее работы. Рассмотрим принцип действия системы контроля. Возникновение ошибки в каком-либо устройстве вызывает срабатывание системы прерываний, при этом выполнение основной программы приостанавливается и начинает работать система диагностики, которая во взаимодействии с системой контроля выполняет следующие функции.

2.5 Контрольные биты страниц

С каждым элементом таблицы связывается набор контрольных битов. Эти биты служат для указания стратегии управления страницами. Количество и тип этих битов определяются примененным УУП. Биты, приведенные ниже, характерны для аппаратной части большинства систем. 1. БИТ-ПРИСУТСТВИЯ указывает, находится ли страница в данный момент в основной памяти. 2. БИТ(Ы)-АКТИВНОСТИ указывает на использование за последнее время данной страницы процедурами страничного обмена. 3. БИТ-ИЗМЕНЕНИЯ указывает на то, что содержимое страницы памяти изменялось (или не изменялось) с момента ее загрузки в память. Бит присутствия анализируется при каждой адресной ссылке программы пользователя. Равенство его нулю означает, что страница была удалена из памяти. Бит изменения определяет необходимость записи страницы на диск при ее замене в памяти. Единичное его значение означает, что в содержимом страницы были сделаны изменения, и, следовательно, она должна быть записана на диск. (Нулевое значение предполагает использование прежней копии.) В системах, в которых страницы инструкций (в противоположность страницам данных) являются реентерабельными, бит изменения никогда не устанавливается.

2.6 Разработка алгоритма управления оперативной памятью

Ниже приведён алгоритм управления оперативной памятью в системе Linux. В основе всего лежат страницы памяти. В ядре они описываются структурой mem_map_t. typedef struct page { /* these must be first (free area handling) */ struct page *next; struct page *divv; struct inode *inode; unsigned long offset; struct page *next_hash; atomic_t count; unsigned long flags; /* atomic flags, some possibly updated asynchronously */ struct wait_queue *wait; struct page **pdivv_hash; struct buffer_head * buffers; } mem_map_t; В системе применяется множество ссылок, которые в свою очередь используются для управления ОП.

Одна страница может находиться в разных списках, например и в списке страниц в страничном кеше и в списке страниц относящихся к отображенному в память файлу (inode).В структуре, описывающей последний, можно найти и обратную ссылку, что очень удобно. Все страницы адресуются глобальным указателем mem_map mem_map_t * mem_map Адресация происходит наиболее интерестно. Если раньше (в ранних версиях ядра) в структуре page было отдельное поле указывающее на физический адрес (map_nr), то теперь он вычисляется. Алгоритм вычисления можно обнаружить в следующей функции ядра. static inline unsigned long page_address(struct page * page) { return PAGE_OFFSET + PAGE_SIZE * (page - mem_map); } Свободные страницы хранятся в особой структуре free_area static struct free_area_struct free_area[NR_MEM_TYPES][NR_MEM_LISTS]; где первое поле отвечает за тип области: Ядра, Пользователя, DMA и т.д. И обрабатываются по очень интересному алгоритму.

Страницы делятся на свободные непрерывные области размера 2 в степени x умноженной на размер страницы ((2^x)*PAGE_SIZE). Области одного размера лежат в одной области массива.