Контроль и диагностика оперативных запоминающих устройств

Таблица 1.

Выделение стараницы выполняется функцией get_free_pages(order). Она выделяет страницы составляющие область размера PAGE_SIZE*(2^order). Делается это следующим образом: ищется область соответствующего размера или больше. Если есть только область большего размера, то она делится на несколько маленьких и берется нужный кусок. Если свободных страниц недостаточно, то некоторые будут сброшены в область подкачки и процесс выделения начнется снова. Возвращает страницу функция free_pages(struct page, order). Высвобождает страницы, начинающиеся с page размера PAGE_SIZE*(2^order). Область возвращается в массив свободных областей в соответствующую позицию и после этого происходит попытка объединить несколько областей для создания одной большего размера. Отсутствие страницы в памяти обрабатываются ядром особо. Страница может или вообще отсутствовать или находиться в области подкачки. Весь процесс работает с виртуальными адресами, а не с физическими. Преобразование происходит посредством вычислений, используя таблицы дескрипторов, и каталоги таблиц. Linux поддерживает 3 уровня таблиц: каталог таблиц первого уровня (PGD - Page Table Directory),каталог таблиц второго уровня (PMD - Medium Page Table Diractory), и, таблица дескрипторов (PTE - Page Table Entry). Конкретным процессором могут поддерживаться не все уровни, но запас позволяет поддерживать больше возможных архитектур (Intel имеет 2 уровня таблиц, а Alpha - целых 3). Преобразование виртуального адреса в физический происходит соответственно в 3 этапа. Берется указатель PGD, имеющийся в структуре описывающий каждый процесс, преобразуется в указатель записи PMD, а последний преобразуется в указатель в таблице дескрипторов PTE. И, наконец, к реальному адресу, указывающему на начало страницы прибавляют смещение от ее начала. Хороший пример подобной процедуры можно посмотреть в функции ядра partial_clear: page_dir = pgd_offset(vma->vm_mm, address); if (pgd_none(*page_dir)) return; if (pgd_bad(*page_dir)) { printk("bad page table directory entry %p:[%lx]\n", page_dir, pgd_val(*page_dir)); pgd_clear(page_dir); return; } page_middle = pmd_offset(page_dir, address); if (pmd_none(*page_middle)) return; if (pmd_bad(*page_middle)) { printk("bad page table directory entry %p:[%lx]\n", page_dir, pgd_val(*page_dir)); pmd_clear(page_middle); return; } page_table = pte_offset(page_middle, address); Все данные об используемой процессом памяти помещаются в структуре: mm_struct struct mm_struct { struct vm_area_struct *mmap; /* Список отображенных областей */ struct vm_area_struct *mmap_avl; /* Те же области но уже в виде дерева для более быстрого поиска */ struct vm_area_struct *mmap_cache; /* Последняя найденная область */ pgd_t * pgd; /*Каталог таблиц*/ atomic_t count; int map_count; /* Количество областей*/ struct semaphore mmap_sem; unsigned long context; unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data; unsigned long start_brk, brk, start_stack; unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end; unsigned long rss, total_vm, locked_vm; unsigned long def_flags; unsigned long cpu_vm_mask; unsigned long swap_cnt; /* количество страниц для свопинга при следующем проходе */ unsigned long swap_address; /* * Это архитектурно-зависимый указатель. Переносимая часть Linux ничего не знает о сегментах. */ void * segments; }; Замечаем, что помимо вполне понятных указателей на начало данных (start_code, end_code...) кода и стека есть указатели на данные отображенных файлов (mmap). На уровне процесса работа может вестись как со страницами напрямую, так и через абстрактную структуру vm_area_struct struct vm_area_struct { struct mm_struct * vm_mm; /* параметры области виртуальной памяти */ unsigned long vm_start; unsigned long vm_end; /* Связянный список областей задачи отсортированный по адресам */ struct vm_area_struct *vm_next; pgprot_t vm_page_prot; unsigned short vm_flags; /* AVL-дерево областей, для ускоренного поиска, сортировка по адресам */ short vm_avl_height; struct vm_area_struct * vm_avl_left; struct vm_area_struct * vm_avl_right; /* Для областей используемых при отображении файлов или при работе с разделяемой памяти, иначе эта часть структуры не используется */ struct vm_area_struct *vm_next_share; struct vm_area_struct **vm_pdivv_share; struct vm_operations_struct * vm_ops; /*операции над областью */ unsigned long vm_offset; struct file * vm_file; unsigned long vm_pte; /* разделяемая память */ }; struct vm_operations_struct { void (*open)(struct vm_area_struct * area); void (*close)(struct vm_area_struct * area); void (*unmap)(struct vm_area_struct *area, unsigned long, size_t); void (*protect)(struct vm_area_struct *area, unsigned long, size_t, unsigned int newprot); int (*sync)(struct vm_area_struct *area, unsigned long, size_t, unsigned int flags); void (*advise)(struct vm_area_struct *area, unsigned long, size_t, unsigned int advise); unsigned long (*nopage)(struct vm_area_struct * area, unsigned long address, int write_access); unsigned long (*wppage)(struct vm_area_struct * area, unsigned long address, unsigned long page); int (*swapout)(struct vm_area_struct *, struct page *); pte_t (*swapin)(struct vm_area_struct *, unsigned long, unsigned long); }; Данная структура возникла из идеи виртуальной файловой системы, поэтому все операции над виртуальными областями абстрактны и могут быть специфичными для разных типов памяти, например при отображении файлов операции чтения одни, а при отображении памяти (через файл /dev/mem) совершенно другие. Первоначально vm_area_struct появилась для обеспечения нужд отображения, но постепенно распространяется и для других целей. Что делать, когда требуется получить новую область памяти. Есть целых 3 способа. 1get_free_page() 2. kmalloc - Простенькая (по возможностям) процедура с большими ограничениями по выделению новых областей и по их размеру. 3. vmalloc - Мощная процедура, работающая с виртуальной памятью, может выделять большие объемы памяти. С каждой из двух процедур в ядре связаны еще по списку свободных/занятых областей, что еще больше усложняет понимание работы с памятью. (vmlist для vmalloc, kmem_cash для kmalloc) Добавлена поддержка новой архитектуры памяти NUMA. В противовес классической UMA память делится на зоны с разным временем доступа к каждой из них. Это очень полезно и для кластерных решений. В связи с этим появились новые обертки на функции, новые структуры и найти суть стало еще сложнее. Появилась также поддержка памяти до 64Гб. Ранее для всех файловых систем был один generic_file_read и generic_file_mmap в связи с тотальным засасыванием всего подряд в память при чтении (различия делались уже только на уровне inode->readpage).

Заключение

В процессе выполнения курсовой работы, было выполнено изучение параметров, характеристик оперативной памяти. Также были изучены виды, типы, структуры и алгоритмы управления оперативной памятью. Далее был предоставлен пример работы операционной системы Linux с оперативной памятью.

Список материала используемого в проекте

1. Рихтер Джеффри "Linux для профессионалов", С-П. Русская редакция 1998. 2. Хендерсон К. "Руководство разработчика баз данных" 3. Г. Майерс "Надежность ПО" Мир, М., 1980

4. http://ru.wikipedia.org/

5. yandex.ru

Размещено на Allbest.ru