ВУЗ: Не указан
Категория: Не указан
Дисциплина: Не указана
Добавлен: 18.06.2021
Просмотров: 5398
Скачиваний: 6
Рис. 5.20. Два способа сегментации
Для каждого процесса операционная система создает отдельную таблицу сегментов, в которой содержатся описатели (дескрипторы) всех сегментов процесса. Описание сегмента включает назначенные ему права доступа и другие характеристики, подобные тем, которые содержатся в дескрипторах сегментов при сегментной организации памяти. Однако имеется и принципиальное отличие. В поле базового адреса указывается не начальный физический адрес сегмента, отведенный ему в результате загрузки в оперативную память, а начальный линейный виртуальный адрес сегмента в пространстве виртуальных адресов (на рис. 5.20 базовые физические адреса обозначены SI, S2, S3, а базовые виртуальные адреса — fl, f2, f3).
Наличие базового виртуального адреса сегмента в дескрипторе позволяет однозначно преобразовать адрес, заданный в виде пары (номер сегмента, смещение в сегменте), в линейный виртуальный адрес байта, который затем преобразуется в физический адрес страничным механизмом.
Деление общего линейного виртуального адресного пространства процесса и физической памяти на страницы осуществляется так же, как это делается при страничной организации памяти. Размер страниц выбирается равным степени двойки, что упрощает механизм преобразования виртуальных адресов в физические. Виртуальные страницы нумеруются в пределах виртуального адресного пространства каждого процесса, а физические страницы — в пределах оперативной памяти. При создании процесса в память загружается только часть страниц, остальные загружаются по мере необходимости. Время от времени система выгружает уже ненужные страницы, освобождая память для новых страниц. ОС ведет для каждого процесса таблицу страниц, в которой указывается соответствие виртуальных страниц физическим.
Базовые адреса таблицы сегментов и таблицы страниц процесса являются частью его контекста. При активизации процесса эти адреса загружаются в специальные регистры процессора и используются механизмом преобразования адресов.
Преобразование виртуального адреса в физический происходит в два этапа (рис. 5.21):
1. На первом этапе работает механизм сегментации. Исходный виртуальный адрес, заданный в виде пары (номер сегмента, смещение), преобразуется в линейный виртуальный адрес. Для этого на основании базового адреса таблицы сегментов и номера сегмента вычисляется адрес дескриптора сегмента. Анализируются поля дескриптора и выполняется проверка возможности выполнения заданной операции. Если доступ к сегменту разрешен, то вычисляется линейный виртуальный адрес путем сложения базового адреса сегмента, извлеченного из дескриптора, и смещения, заданного в исходном виртуальном адресе.
2. На втором этапе работает страничный механизм. Полученный линейный виртуальный адрес преобразуется в искомый физический адрес. В результате преобразования линейный виртуальный адрес представляется в том виде, в котором он используется при страничной организации памяти, а именно в виде пары (номер страницы, смещение в странице). Благодаря тому что размер страницы выбран равным степени двойки, эта задача решается простым отделением некоторого количества младших двоичных разрядов. При этом в старших разрядах содержится номер виртуальной страницы, а в младших — смещение искомого элемента относительно начала страницы. Так, если размер страницы равен 2k, то смещением является содержимое младших k разрядов, а остальные, старшие разряды содержат номер виртуальной страницы, которой принадлежит искомый адрес. Далее преобразование адреса происходит так же, как при страничной организации: старшие разряды линейного виртуального адреса, содержащие номер виртуальной страницы, заменяются номером физической страницы, взятым из таблицы страниц, а младшие разряды виртуального адреса, содержащие смещение, остаются без изменения.
Рис. 5.21. Преобразование виртуального адреса в физический при сегментно-страничной организации памяти
Как видно, механизм сегментации и страничный механизм действуют достаточно независимо друг от друга. Поэтому нетрудно представить себе реализацию сегментно-страничного управления памятью, в которой механизм сегментации работает по вышеописанной схеме, а страничный механизм изменен. Он реализует двухуровневую схему, в которой виртуальное адресное пространство делится сначала на разделы, а уж потом на страницы. В таком случае преобразование виртуального адреса в физический происходит в несколько этапов. Сначала механизм сегментации обычным образом, используя таблицу сегментов, вычисляет линейный виртуальный адрес. Затем из данного виртуального адреса вычленяются номер раздела, номер страницы и смещение. И далее по номеру раздела из таблицы разделов определяется адрес таблицы страниц, а затем по номеру виртуальной страницы из таблицы страниц определяется номер физической страницы, к которому пристыковывается смещение.Именно такой подход реализован компанией Intel в процессорах 1386, i486 и Pentium.
Рассмотрим еще одну возможную схему управления памятью, основанную на комбинировании сегментного и страничного механизмов. Так же как и в предыдущих случаях, виртуальное пространство процесса делится на сегменты, а каждый сегмент, в свою очередь, делится на виртуальные страницы. Первое отличие состоит в том, что виртуальные страницы нумеруются не в пределах всего адресного пространства процесса, а в пределах сегмента. Виртуальный адрес в этом случае выражается тройкой (номер сегмента, номер страницы, смещение в странице).
Загрузка процесса выполняется операционной системой постранично, при этом часть страниц размещается в оперативной памяти, а часть — на диске. Для каждого процесса создается собственная таблица сегментов, а для каждого сегмента — своя таблица страниц. Адрес таблицы сегментов загружается в специальный регистр процессора, когда активизируется соответствующий процесс.
Таблица страниц содержит дескрипторы страниц, содержимое которых полностью аналогично содержимому ранее описанных дескрипторов страниц. А вот таблица сегментов состоит из дескрипторов сегментов, которые вместо информации о расположении сегментов в виртуальном адресном пространстве содержат описание расположения таблиц страниц в физической памяти. Это является вторым существенным отличием данного подхода от ранее рассмотренной схемы сегментно-страничной организации.
Рис. 5.22. Еще одна схема преобразования виртуального адреса в физический для сегментно-страничной организации памяти
На рис. 5.22 показана схема преобразования виртуального адреса в физический для данного метода.
1. По номеру сегмента, заданному в виртуальном адресе, из таблицы сегментов извлекается физический адрес соответствующей таблицы страниц.
2. По номеру виртуальной страницы, заданному в виртуальном адресе, из таблицы страниц извлекается дескриптор, в котором указан номер физической страницы.
3. К номеру физической страницы пристыковывается младшая часть виртуального адреса — смещение.
Разделяемые сегменты памяти
Подсистема виртуальной памяти представляет собой удобный механизм для решения задачи совместного доступа нескольких процессов к одному и тому же сегменту памяти, который в этом случае называется разделяемой памятью (shared memory).
Хотя основной задачей операционной системы при управлении памятью является защита областей оперативной памяти, принадлежащей одному из процессов, от доступа к ней остальных процессов, в некоторых случаях оказывается полезным организовать контролируемый совместный доступ нескольких процессов к определенной области памяти. Например, в том случае, когда несколько пользователей одновременно работают с некоторым текстовым редактором, нецелесообразно многократно загружать его код в оперативную память. Гораздо экономичней загрузить всего одну копию кода, которая обслуживала бы всех пользователей, работающих в данное время с этим редактором (для этого код редактора должен быть реентерабельным). Очевидно, что сегмент данных редактора не может присутствовать в памяти в единственном разделяемом экземпляре — для каждого пользователя должна быть создана своя копия этого сегмента, в которой помещается редактируемый текст и значения других переменных редактора, например его конфигурация, индивидуальная для каждого пользователя, и т. п.
Другим примером применения разделяемой области памяти может быть использование ее в качестве буфера при межпроцессном обмене данными. В этом случае один процесс пишет в разделяемую область, а другой — читает.
Для организации разделяемого сегмента при наличии подсистемы виртуальной памяти достаточно поместить его в виртуальное адресное пространство каждого процесса, которому нужен доступ к данному сегменту, а затем настроить параметры отображения этих виртуальных сегментов так, чтобы они соответствовали одной и той же области оперативной памяти. Детали такой настройки зависят от типа используемой в ОС модели виртуальной памяти: сегментной или сегментно-страничной (чисто страничная организация не поддерживает понятие «сегмент», что делает невозможным решение рассматриваемой задачи). Например, при сегментной организации необходимо в дескрипторах виртуального сегмента каждого процесса указать один и тот же базовый физический адрес. При сегментно-страничной организации отображение на одну и ту же область памяти достигается за счет соответствующей настройки таблицы страниц каждого процесса.
В приведенном выше описании подразумевалось, что разделяемый сегмент помещается в индивидуальную часть виртуального адресного пространства каждого процесса (рис. 5.23, а) и описывается в каждом процессе индивидуальным дескриптором сегмента (и индивидуальными дескрипторами страниц, если используется сегментно-страничный механизм). «Попадание» же этих виртуальных сегментов на общую часть оперативной памяти достигается за счет согласованной настройки операционной системой многочисленных дескрипторов для множества процессов.
Рис. 5.23. Два способа создания разделяемого сегмента памяти
Возможно и более экономичное для ОС решение этой задачи — помещение единственного разделяемого виртуального сегмента в общую часть виртуального адресного пространства процессов, то есть в ту часть, которая обычно используется для модулей ОС (рис. 5.23, б). В этом случае настройка дескриптора сегмента (и дескрипторов страниц) выполняется только один раз, а все процессы пользуются такой настройкой и совместно используют часть оперативной памяти.
При работе с разделяемыми сегментами памяти ОС должна выполнять некоторые функции, общие для любых разделяемых между процессами ресурсов — файлов, семафоров и т. п. Эти функции состоят в поддержке схемы именования ресурсов, проверке прав доступа определенного процесса к ресурсу, а также в отслеживании количества процессов, пользующихся данным ресурсом (чтобы удалить его в случае ненадобности). Для того чтобы отличать разделяемые сегменты памяти от индивидуальных, дескриптор сегмента должен содержать поле, имеющее два значения: shared (разделяемый) или private (индивидуальный).
Операционная система может создавать разделяемые сегменты как по явному запросу, так и по умолчанию. В первом случае прикладной процесс должен выполнить соответствующий системный вызов, по которому операционная система создает новый сегмент в соответствии с указанными в вызове параметрами: размером сегмента, разрешенными над ним операциями (чтение/запись) и идентификатором. Все процессы, выполнившие подобные вызовы с одним и тем же идентификатором, получают доступ к этому сегменту и используют его по своему усмотрению, например в качестве буфера для обмена данными.
Во втором случае операционная система сама в определенных ситуациях принимает решение о том, что нужно создать разделяемый сегмент. Наиболее типичным примером такого рода является поступление нескольких запросов на выполнение одного и того же приложения. Если кодовый сегмент приложения помечен в исполняемом файле как реентерабельный и разделяемый, то ОС не создает при поступлении нового запроса новую индивидуальную для процесса копию кодового сегмента этого приложения, а отображает уже существующий разделяемый сегмент в виртуальное адресное пространство процесса. При закрытии приложения каким-либо процессом ОС проверяет, существуют ли другие процессы, пользующиеся данным приложением, и если их нет, то удаляет данный разделяемый сегмент.
Разделяемые сегменты выгружаются на диск системой виртуальной памяти по тем же алгоритмам и с помощью тех же механизмов, что и индивидуальные.
Кэширование данных
Иерархия запоминающих устройств
Память вычислительной машины представляет собой иерархию запоминающих устройств (ЗУ), отличающихся средним временем доступа к данным, объемом и стоимостью хранения одного бита (рис. 5.24). Фундаментом этой пирамиды запоминающих устройств служит внешняя память, как правило, представляемая жестким диском. Она имеет большой объем (десятки и сотни гигабайт), но скорость доступа к данным является невысокой. Время доступа к диску измеряется миллисекундами.
На следующем уровне располагается более быстродействующая (время доступа1 равно примерно 10-20 наносекундам) и менее объемная (от десятков мегабайт до нескольких гигабайт) оперативная память, реализуемая на относительно медленной динамической памяти DRAM.
Для хранения данных, к которым необходимо обеспечить быстрый доступ, используются компактные быстродействующие запоминающие устройства на основе статической памяти SRAM, объем которых составляет от нескольких десятков до нескольких сотен килобайт, а время доступа к данным обычно не превышает 8 нс.
1 Все перечисленные характеристики ЗУ быстро изменяются по мере совершенствования вычислительной аппаратуры. В данном случае важны не абсолютные значения времени доступа или объема памяти, а их соотношение для разных типов Запоминающих устройств.
И наконец, верхушку в этой пирамиде составляют внутренние регистры процессора, которые также могут быть использованы для промежуточного хранения данных. Общий объем регистров составляет несколько десятков байт, а время доступа определяется быстродействием процессора и равно в настоящее время примерно 2-3 нс.
Рис. 5.24. Иерархия запоминающих устройств
Таким образом, можно констатировать печальную закономерность — чем больше объем устройства, тем менее быстродействующим оно является. Более того, стоимость хранения данных в расчете на один бит также увеличивается с ростом быстродействия устройств. Однако пользователю хотелось бы иметь и недорогую, и быструю память. Кэш-память представляет некоторое компромиссное решение этой проблемы.
Кэш-память
Кэш-память, или просто кэш (cache), — это способ совместного функционирования двух типов запоминающих устройств, отличающихся временем доступа и стоимостью хранения данных, который за счет динамического копирования в «быстрое» ЗУ наиболее часто используемой информации из «медленного» ЗУ позволяет, с одной стороны, уменьшить среднее время доступа к данным, а с другой стороны, экономить более дорогую быстродействующую память.
Неотъемлемым свойством кэш-памяти является ее прозрачность для программ и пользователей. Система не требует никакой внешней информации об интенсивности использования данных; ни пользователи, ни программы не принимают никакого участия в перемещении данных из ЗУ одного типа в ЗУ другого типа, все это делается автоматически системными средствами.
Кэш-памятью, или кэшем, часто называют не только способ организации работы двух типов запоминающих устройств, но и одно из устройств — «быстрое» ЗУ.
Оно стоит дороже и, как правило, имеет сравнительно небольшой объем. «Медленное» ЗУ далее будем называть основной памятью, противопоставляя ее вспомогательной кэш-памяти.
Кэширование — это универсальный метод, пригодный для ускорения доступа к оперативной памяти, к диску и к другим видам запоминающих устройств. Если кэширование применяется для уменьшения среднего времени доступа к оперативной памяти, то в качестве кэша используют быстродействующую статическую память. Если кэширование используется системой ввода-вывода для ускорения доступа к данным, хранящимся на диске, то в этом случае роль кэш-памяти выполняют буферы в оперативной памяти, в которых оседают наиболее активно используемые данные. Виртуальную память также можно считать одним из вариантов реализации принципа кэширования данных, при котором оперативная память выступает в роли кэша по отношению к внешней памяти — жесткому диску. Правда, в этом случае кэширование используется не для того, чтобы уменьшить время доступа к данным, а для того, чтобы заставить диск частично подменить оперативную память за счет перемещения временно неиспользуемого кода и данных на диск с целью освобождения места для активных процессов. В результате наиболее интенсивно используемые данные «оседают» в оперативной памяти, остальная же информация хранится в более объемной и менее дорогостоящей внешней памяти.