Операционные системы

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

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

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

Преобразование виртуального адреса в физический происходит в два этапа:

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

на втором этапе работает страничный механизм. Полученный линейный виртуальный адрес преобразуется в искомый физический адрес. В результате преобразования линейный виртуальный адрес представляется в том виде, в котором он используется при страничной организации памяти, а именно в виде пары (номер страницы, смещение в странице).

Благодаря тому, что размер страницы выбран равным степени двойки, эта задача решается простым отделением некоторого количества младших двоичных разрядов. При этом в старших разрядах содержится номер виртуальной страницы, а в младших -- смещение искомого элемента относительно начала страницы. Так, если размер страницы равен 2k, то смещением является содержимое младших k разрядов, а остальные, старшие разряды содержат номер виртуальной страницы, которой принадлежит искомый адрес. Далее преобразование адреса происходит так же, как при страничной организации: старшие разряды линейного виртуального адреса, содержащие номер виртуальной страницы, заменяются номером физической страницы, взятым из таблицы страниц, а младшие разряды виртуального адреса, содержащие смещение, остаются без изменения.

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

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

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

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

Рис.12. Еще одна схема преобразования виртуального адреса в физический для сегментно-страничной организации памяти

На рис. 12 показана схема преобразования виртуального адреса в физический для данного метода.

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

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

К номеру физической страницы пристыковывается младшая часть виртуального адреса -- смещение.

Разделяемые сегменты памяти

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

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

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

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

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

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

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

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

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

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

На основании рассмотренного ранее представим основные особенности организации виртуальной памяти.

При страничной организации вся имеющаяся физическая память разбивается на блоки фиксированной длины, называемые физическими страницами. Размер таких блоков в различных системах устанавливается по-разному. Однако любая конкретная система работает с блоками только определенных размеров. При этом, естественно, возникают споры об оптимальных размерах этих физических страниц. С одной стороны, очевидно, необходимо уменьшать размер страницы, чтобы избежать проблемы внутренней фрагментации, т.е. размещения на странице объема данных меньшего, чем ее значение. С другой стороны, увеличение количества страниц, как следствие уменьшения их объема, приводит к недопустимой нагрузке на систему, с точки зрения которой заполнение одной страницы представляет из себя единую операцию. Поэтому существуют компромиссные решения - организация дополнительных структур - кластеров.

Страничный кластер - это совокупность физических страниц, объединяемых в единое целое для выполнения организаций обмена.

Однако только создания физических страниц, естественно, недостаточно. Необходимо создать механизм, позволяющий адресовать эти структуры и находить соответствующие страницы по обычным адресам, указанным в программе. Этот механизм чаще всего реализуется как некоторое обобщение базирования и косвенной адресации.

Существует много вариантов реализации таблицы соответствия страниц. Можно построить небольшую ассоциативную память, предназначенную для быстрого преобразования адресов. Ассоциативная память - это память, в которой к ячейкам обращаются по их содержимому, а не по адресу. Однако вследствие большого объема ВП использование ассоциативной памяти не рентабельно.

Работу с таблицами можно осуществить не только аппаратными, но и программными средствами.

Вследствие высокой стоимости хранения в ассоциативной памяти полной информации о соответствии страниц, можно хранить в оперативной памяти лишь часть данных соответствия страниц. В ряде систем для этого предусмотрена возможность работы с буфером быстрой переадресации ( TLB - Table Lookalside Buffer). Внутренняя структура такого буфера в значительной степени меняется от системы к системе и от машины к машине. В простейшем варианте выделяется некоторое количество ячеек, содержащих виртуальные адреса и адреса начала соответствующих физических страниц. Эти ячейки используются для хранения сведений об адресах последних физических страниц, к которым были сделаны запросы и, конечно, об адресах соответствующих им логических страниц. Это значит, что к перечисленным в буфер страницам возможен быстрый доступ, не требующий дополнительной обработки управляющих таблиц и дополнительных обращений к памяти.

Содержимое буфера динамически изменяется в соответствии с адресацией различных операндов, выполняющейся программой. В случае обращения к операнду, находящемуся на странице вне буфера переадресации, соответствующий элемент замещает один из ранее образованных элементов таблицы. В TLB элементы упорядочиваются по времени поступления, т.е. в нижней части находятся элементы, поступившие последними.

Для замещения элементов можно применить алгоритм FIFO (first input - first output), обеспечивающий всякий раз удаление элемента из первой строки таблицы. Для многих программ упорядочивание страниц по времени первого обращения совпадает с упорядочиванием последнего обращения, поэтому алгоритм FIFO совпадает с алгоритмом замещения LRU (lеast recently used), который замещает наименее используемый элемент. Однако возможно дальнейшее использование страниц, помещенных в начало таблицы. Это не очень удобно и соответственно можно ввести некоторую динамику в алгоритм LPU, причем, здесь возможны самые различные конструктивные решения:

возможен способ работы, при котором учитывается точное время каждого обращения к памяти;

упорядочивание элементов по частоте обращения (для этого используется алгоритм LFU (least frequently used)), который замещает наименее часто используемый элемент.

Эффективность использования TLB определяется двумя свойствами исполняемых программ. Для эффективной работы TLB необходимы с одной стороны степень локализации обращений, т.е. необходимо, чтобы обработка на каждом временном интервале информации происходила из сравнительно небольшой области памяти.

Но, с другой стороны, выполнение соответствующих операций, требующих памяти не более буфера, должно занимать достаточно длительное время.

Применительно к буферу TLB повышение скорости изменения области локализации и ее укрупнение имеют принципиально одинаковые последствия, но в целом влияют совершенно по-разному на производительность работы системы.

Понятие локализации обращений связано не только с одной программой. Естественно, что её можно распространить и на всю совокупность одновременно выполняющихся программ.

Ранее было отмечено, что важно помещать в ассоциативную память информацию об интенсивно используемых страницах. Но можно подумать, не следует ли удалять из памяти мало используемые страницы.

ОС с виртуализацией позволяют выделить независимое понятие логической памяти, не имеющее непосредственной связи с понятием физической памяти, и устанавливают динамическое соответствие между ними с помощью механизма сегментации и механизма страничной организации.

Виртуальная (логическая) память - это адресное пространство, разбитое на стандартные блоки, располагающиеся на внешних ЗУ. Для постоянного поддержания в специальной таблице информации о соответствии между виртуальными адресами и физическим размещением данных на внешних устройствах существует специальный системный механизм, называемый механизмом управления вспомогательной памятью. В системах одной ВП такие уже знакомые понятия, как разделы, функции управления памятью и т.д. можно определить по отношению к самой ВП.

Основным достоинством ВП является то, что она предоставляет программистам средство увеличения размеров памяти, в которой выполняются традиционные операции управления. Конечно, это вовсе не означает, что увеличиваются размеры областей основной памяти, выделяемых программам для выполнения. Соответствие между виртуальной и реальной памятью достигается с помощью механизма, называемого супервизором страниц, который на основе обращений к памяти работающих программ динамически организует запись требуемых логических страниц в физические.

В системах со страничной организацией предусматривается обработка особых случаев, возникающих всякий раз, когда при попытке преобразования очередного адреса соответствующего элемента не оказывается не только в ассоциативной вспомогательной таблице, но и в таблице страниц. При этом, супервизор страниц имеет собственную управляющую таблицу, где перечислены физические страницы, доступные для размещения новой информации.

Если при выполнении какой-либо программы возникает необходимость в подкачке новой страницы с внешнего устройства, то до завершения процесса ввода программа переводится в состояние ожидания.

Применение страничного механизма в мультипрограммных системах снимает проблему фрагментации и проблему непрерывности, т.к. при этом допускается устанавливать произвольное соответствие между логическими и физическими страницами. Однако эффективность систем с ВП в значительной степени зависит от интенсивности процесса подкачки. При этом нужно учитывать ряд принципиальных ограничений:

невозможность динамического распределения абсолютно всех физических страниц (например, там, где хранится ядро ОС резидентные механизмы подсистем);

ограничения, связанные с системой ввода-вывода (при стандартных методах доступа может возникнуть необходимость во временном закреплении страниц в памяти до окончания процесса обмена, в котором эти страницы участвуют);

определенная часть данных тоже чаще всего помещается в статическую часть памяти ( например, сами таблицы или сегменты).

Для реализации ВП имеются различные возможности управления основной памятью.

Стратегия выборки определяет правило - когда и в каком объеме производить выборку информации из ВП за один раз. Одна из крайностей этой стратегии состоит в том, что статический связывающий загрузчик загружает все содержимое ВП перед выполнением. Другая заключается в том, чтобы осуществлять загрузку в последний возможный момент, т.е. в момент обращения к сегменту или части сегмента. В этом случае (загрузка по требованию) должно быть принято решение сколько загружать.

Недостатками первой загрузки являются возможная потеря основной памяти и времени на ввод-вывод, когда в пределах данного интервала времени или прогона требуется доступ только к небольшой части ВП.

Недостатки второй загрузки заключаются в том, что это может привести к большим системным накладным расходам и потреблению чрезвычайно большого количества времени на ввод-вывод, особенно в ситуации, близкой к насыщению, когда во время одного прогона одна и та же программа может быть многократно загружена и замещена.

Стратегия замещения определяет, куда в рабочей памяти, т.е. в памяти, где происходит непосредственное выполнение программ, загрузить содержимое ВП или ее части.

Стратегия замещения в системах с динамическим распределением памяти состоит в том, что необходимо решать, что перемещать или выталкивать из рабочей памяти, когда нет достаточного места для массива информации, который должен быть загружен.

Ранее использовались понятия - загрузка и связывание программ - на интуитивном уровне. Дадим полное определение данных процессов.

На этапе загрузки происходит выделение памяти, необходимой для выполнения данной программы, а также осуществляется её привязка к конкретным физическим устройствам и присоединение к ней ранее скомпилированных программ.

При связывании программ отдельные программы компонуются в единую программу независимо от процессов распределения ресурсов и запуска.

Набор системных программ, которые выполняют перемещение, связывание и загрузку, называется связывающим загрузчиком.

Выводы

1.При страничной организации вся имеющаяся физическая память разбивается на блоки фиксированной длины, называемые физическими страницами.

2.Виртуальная (логическая) память - это адресное пространство, разбитое на стандартные блоки, располагающиеся на внешних запоминающих устройствах.

3. Механизм, позволяющий адресовать кластеры и находить соответствующие страницы по обычным адресам, указанным в программе, чаще всего реализуется как некоторое обобщение базирования и косвенной адресации.

4. Работу с таблицами соответствия страниц можно осуществить как аппаратными, так и программными средствами.

Литература

1. Дейтел Х.М., Дейтел П.Дж., Чофнес Д.Р. Операционные системы. - М.: Бином, 2007.

2. Лорин Г., Дейтел Х.М. Операционные системы. - М.: Финансы и статистика, 1984.

3. Таненбаум Э. Современные операционные системы. - М.: Питер, 2006.

4. Шоу А. Логическое проектирование операционных систем. - М.: Мир, 1981.

Размещено на Allbest.ru