Операционные системы

б - процессор, основная память и кэш-память (М');

в - процессор, основная память, кэш-память и микропроцессор с собственной микропрограммной памятью (М”), микропамятью (СМ) для хранения операндов микрокоманд и собственной кэш-памятью (М”')

Промежуточная память - кэш-память - невелика по объему, но значительно быстрее основной. Такая память тоже доступна процессору, но необязательно доступна программам системы. Ведь если бы кэш-память была доступна всем программам, она ничем бы не отличалась от основной!

Малая память обычно называется кэш-памятью или скрытым буфером, если она полностью скрыта. При этом адресация ячеек кэш-памяти и управление перемещениями информации между ней и основной памятью полностью возлагаются на логику системы.

Основная память, т.е. память, к которой может быть организован прямой доступ центрального процессора за данными или командами, часто является критическим и ограничивающим ресурсом. Далее мы рассмотрим основные программные методы и аппаратуру для распределения пространства основной памяти и ее использования.

Статическая настройка адресов

С появлением первых ОС появилось понятие "статической настройки адресов", обеспечивающей возможность физического размещения скомпилированной программы в любом месте памяти. Рассмотрим исторический аспект развития статической настройки.

Первые версии базисных систем с мультипрограммированием допускали выполнение фиксированного числа программ и применение весьма примитивных механизмов распределения ресурсов. Вся память делилась на разделы, размеры и число которых считались неизменными в течение всего периода функционирования вычислительной системы. Компиляторы формировали программы, предназначавшиеся для выполнения только в определенных разделах. Компилятор работал в том же разделе, где впоследствии выполнялась получаемая программа. Фактически система обеспечивала разделение вычислительной установки на несколько ЭВМ с независимым распределением ресурсов, но при этом совместно использовавших процессор и внешние устройства. Затем появилась реализация идеи внутренней очереди заданий.

В системах со статическим определением разделов для каждого раздела существовала своя очередь, и планирование выполнения заданий из разных разделов осуществлялось независимо. Конечно, в очереди, соответствующей данному разделу, находились только те задания, программы которых компилировались специально для выполнения в этом разделе.

Таким образом, статический метод настройки предопределяет статический алгоритм распределения памяти, т.е. вся необходимая основная память для пользовательских программ и данных назначается до начала выполнения программы, а все адреса настраиваются так, чтобы отразить это назначение.

Однако подобный подход порождал много проблем. Во-первых, появлялась необходимость разделения на разделы. При выборе размеров разделов приходилось учитывать потребности выполнения программ различных размеров, т.е. метод фиксированных разделов может оказаться крайне неэффективным, если в больших разделах довольно часто приходится выполнять программы, требующие небольших объемов памяти. Второй недостаток подобной системы состоит в том, что программы распределяются по разделам, а затем их выполнение планируется независимо друг от друга.

Динамическая настройка адресов

Дальнейшее развитие ЭВМ привело к обеспечению возможности работы с виртуальной памятью.

Виртуальная память допускает использование разделов, суммарный размер которых превышает общий объем физической основной памяти в системе. Механизмы сегментной и страничной организации устанавливают соответствие виртуальных и физических адресов и перемещение в нужные моменты времени определенных страниц в основную память. Выделяемое пространство виртуальной памяти физически реализуется на устройствах прямого доступа в виде образов областей основной памяти. Механизмы поддержки виртуальной памяти мы рассмотрим в следующих лекциях.

Более подробно остановимся на распределении памяти.

Существуют две операции, необходимые для подготовки программы к выполнению. Это, обычно, следующие за компиляцией операции:

сборка независимо скомпилированных частей одной программы;

настройка программы на конкретное размещение в памяти.

Рассмотрим операцию настройки.

Во-первых, настройку можно осуществлять во время написания программы, т.е. программа пишется в абсолютных адресах.

Во-вторых, настройку можно осуществлять во время компиляции, т.е. избегать перенастройки при повторных вызовах.

При статической настройке адресов:

предполагается, что компилятор создает программу, обладающую свойством переместимости;

в системе имеется настраивающий загрузчик (часто этот этап обработки называется просто этапом загрузки).

При динамической настройке:

процессы распределения данных и физических устройств и распределения областей основной памяти полностью разделены;

распределение памяти и настройка программы, которая заключается в установлении соответствия между адресным пространством и конкретной физической областью памяти, может выполняться многократно и каждый раз по-разному.

В системах, имеющих механизм виртуальной памяти, загрузка является неявной функцией среды выполнения. Загрузчик теряет свое значение как один из основных системных элементов и включается в среду выполнения, где иногда распадается на функцию выборки программ и функцию управления памятью.

Рассмотрим основные аргументы в пользу динамического и статического перемещения и настройки. Во-первых, дадим еще одно определение виртуальной памяти. Виртуальная память или пространство имен - есть система памяти, которую видит типичный пользователь, т.е. пространство настраиваемых (перемещаемых) эффективных адресов. Пространство реальных адресов иногда еще называют пространством ячеек (динамическая настройка обычно выполняется аппаратурой).

Достоинства статического перемещения состоят в следующем:

возможность использования стандартной и экономичной адресации на аппаратном уровне;

простота связывающего загрузчика и его взаимодействие с другими системными компонентами.

К недостаткам можно отнести следующие особенности.

Так как в системе со статическим распределением памяти наиболее общим является назначение большой непрерывной области памяти каждому пользователю для задания или шага задания, одним из возможных последствий в мультипрограммной среде является фрагментация основной памяти, т.е. память может стать подобием шахматной доски из-за неиспользуемых, а часто непригодных для использования дыр.

Фрагментация возникает как следствие динамического управления мультипрограммной смесью, при котором возможно размещение на месте уже завершившихся новых программ с меньшими требованиями по отношению к памяти. В результате затрудняется не только динамическое обслуживание запросов на выделение дополнительной памяти, но и запуск новых программ.

Кроме этого, средства перекрытия позволяют пользователю при выполнении заданий с большими требованиями к памяти сократить объемы ее использования. В схеме перекрытия программы то помещаются в память, то исключаются из нее, но любая программа всегда будет помещаться в одну и ту же область памяти в течение многократного использования. Связывание и перемещение происходит только однажды, в начале выполнения.

Более гибкая схема, где исполняемая программа могла бы помещаться в различные области памяти, требует следующих условий:

связывание и перемещение необходимы при каждой загрузке;

программы не изменяют сами себя;

никакие абсолютные адреса не встречаются в данных;

неизменяемые программы должны быть строго отделены от своих изменяемых данных;

статическое перемещение затрудняет для пользователей разделение одной и той же копии процедур в основной памяти, обычно для каждого пользователя назначается отдельная копия.

Рассмотрим аргументы в пользу динамического перемещения:

динамическая настройка делает возможным гибкое и эффективное использование основной памяти и в то же время создает удобный для пользователя интерфейс в виде виртуальной памяти;

хотя аппаратура для настройки адресов более сложна, распределение памяти может быть выполнено динамически, т.е. по требованию, а не статически перед выполнением;

память, к которой не было обращений в недавнем прошлом, может быть освобождена, т.к. система имеет возможность задерживать назначение памяти до момента первой адресной ссылки к блоку команд или данных, и таким же образом откладывается загрузка и связывание конкретной процедуры;

степень фрагментации памяти может уменьшиться, т.к. единицы распределения областей могут быть маленькими;

в пределах одного прогона процедура может быть легко помещена в различные области памяти и вытеснена оттуда;

легко разделять одну копию процедуры несколькими процессами;

пользователю предоставляется большое непрерывное пространство виртуальной памяти, и он освобождается от каких-либо задач управления, относящихся к перекрытию и учету памяти. Естественно, что в этом случае система несет почти полную ответственность за управление памятью и считается, что может выполнить эти функции более эффективно, чем индивидуальные пользователи.

Эти преимущества должны превышать дополнительную стоимость и сложность как аппаратуры, так и программного обеспечения при использовании динамического перемещения и настройки.

Типы виртуальной памяти

Организация виртуальной памяти или пространства имен зависит от аппаратуры отображения, которая выполняет преобразование пространства имен в пространство ячеек. Существуют два вида организации виртуальной памяти (ВП). Простейшей и самой очевидной формой ВП является непрерывное линейное пространство, соответствующее нашей обычной точке зрения на память. ВП - это большая, линейно адресуемая последовательность элементов (слов, байтов и т.д.) с адресами, обычно образующими последовательность 1, 2, …, n, где n=2k. Это называется относительным пространством имен.

Многосегментная ВП разделяет пространство имен на набор сегментов Si, где каждый Si есть непрерывное линейное пространство. Сегмент - это определяемый пользователем объект, который может рассматриваться как логически независимая процедура, блок или массив данных. Можно рассматривать программный сегмент как те коды, которые становятся или являются перемещаемым объектным модулем. Адреса могут быть заданы в форме пары [S,W], где S - идентификатор сегмента, W - идентификатор слова (или число). Иногда можно манипулировать именами сегментов, так же как и обычными адресами, т.е. некоторая функция может быть применена к сегменту Si, чтобы породить другое имя Sj. Это нарушает до некоторой степени независимость сегментов, и более желательными являются системы, не допускающие обработку имен. По ряду причин ВП представляется в форме логических сегментов.

Механизм страничной организации позволяет постоянно перемещать динамически используемую информацию из основной памяти во внешнюю и обратно, устанавливая, в частности, соответствие между любой частью выведенных им во внешнюю память данных и определенным интервалом адресного пространства. Механизм сегментации в большей степени относится к средствам обеспечения связей между программами и их совместного выполнения.

ОС со страничной и сегментной организацией имеют два преимущества.

Во-первых, устраняется ограничение, связанное с необходимостью учета при программировании конкретных объемов основной памяти. Во-вторых, облегчается решение проблемы фрагментации, т.к. появляются средства сопоставления смежным участкам ВП несмежных физической памяти.

Выводы

1.Под первичной или основной памятью подразумевается набор адресуемых ячеек, доступных программам, написанным на машинном языке. В основной памяти находятся программы и данные, доступ к которым осуществляется с помощью механизма формирования адресов.

2. Статический метод настройки адресов предопределяет статический алгоритм распределения памяти, т.е. вся необходимая основная память для пользовательских программ и данных назначается до начала выполнения программы, а все адреса настраиваются так, чтобы отразить это назначение.

3. При динамической настройке процессы распределения данных и физических устройств и распределения областей основной памяти полностью разделены, и распределение памяти и настройка программы может выполняться многократно и каждый раз по-разному.

Лекция 8. Организация виртуальной оперативной памяти. Задачи управления виртуальной памятью: размещение, перемещение, преобразование адресов, замещение

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.6, 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 6. 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:

размещение данных в запоминающих устройствах разного типа, например, часть кодов программы -- в оперативной памяти, а часть -- на диске; выбор образов процессов или их частей для перемещения из оперативной памяти на диск и обратно;

перемещение по мере необходимости данных между памятью и диском; Q преобразование виртуальных адресов в физические.

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.

Отметим, что 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 (swapping) -- образы процессов выгружаются на диск и возвращаются в оперативную память целиком;

виртуальная память (virtual memory) -- между оперативной памятью и диском перемещаются части (сегменты, страницы и т. п.) образов процессов.

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.

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 ОС. 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.

Страничная виртуальная память организует перемещение данных между памятью и диском страницами -- частями виртуального адресного пространства, фиксированного и сравнительно небольшого размера.

Сегментная виртуальная память предусматривает перемещение данных сегментами -- частями виртуального адресного пространства произвольного размера, полученными с учетом смыслового значения данных,

Сегментно-страничная виртуальная память использует двухуровневое деление: виртуальное адресное пространство делится на сегменты, а затем сегменты делятся на страницы. Единицей перемещения данных здесь является страница. Этот способ управления памятью объединяет в себе элементы обоих предыдущих подходов.

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. 7 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.7. 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:

номер физической страницы, в которую загружена данная виртуальная страница;

признак присутствия, устанавливаемый в единицу, если виртуальная страница находится в оперативной памяти;

признак модификации страницы, который устанавливается в единицу всякий раз, когда производится запись по адресу, относящемуся к данной странице;

признак обращения к странице, называемый также битом доступа, который устанавливается в единицу при каждом обращении по адресу, относящемуся к данной странице.

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 информация. 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. 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.8).



Рис.8. 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 номер 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.

Отсюда следует простая схема преобразования виртуального адреса в физический (рис.9). 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.

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).

Из этого дескриптора извлекается номер соответствующей физической страницы -- n.

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.

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.

Рис.9. Схема преобразования виртуального адреса в физический при страничной организации памяти

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). Процессор Pentium позволяет использовать также страницы размером до 4 Мбайт одновременно 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.10). 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 n 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. 10. Структура виртуального адресного пространства с разделами

Проследим более подробно схему преобразования адресов для случая двухуровневой структуризации виртуального адресного пространства:

путем отбрасывания k+n младших разрядов в виртуальном адресе определяется номер раздела, к которому принадлежит данный виртуальный адрес;

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;

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

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.

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.11).

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.

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.11. 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:

базовый физический адрес сегмента в оперативной памяти;

размер сегмента;

правила доступа к сегменту;

признаки модификации, присутствия и обращения к данному сегменту, а также некоторая другая информация.

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 .

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 все виртуальные сегменты образуют одно непрерывное линейное виртуальное адресное пространство.

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.

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.

...