11. Распределение памяти.

Физическая память

Ниже представлена карта физической памяти перед тем, как будет выполнен любой процесс. Левый столбец представляет начальный адрес инструкции, отмеченные значения являются приблизительными. Средний столбец включает в себя название инструкции. Крайний правый столбец представляет имя соответствующей процедуры или переменной или комментарий входа.

0x110000 свободна memory_end или high_memory

mem_map mem_init()

inode_table inode_init()

ннформ. устройства device_init()+

0x100000 добав. pg_tables paging_init()

0x0A0000 не используется

0x060000 свободна

low_memory_start

0x006000 код ядра + данные

floppy_track_buffer

bad_pg_table занято page_fault_handlers для

bad_page уничтожения процесса, если он

находится вне памяти.

0x002000 pg0 первая таблица страниц в ядре

0x001000 swapper_pg_dir каталог страниц ядра

0x000000 нулевая страница

+ устройство, захватывающее память (main.c): profil_buffer, con_init, psaux_init, rd_init, scsi_dev_init. Заметьте, что не вся память помечена как FREE или RESERVRVED (mem_init).

Страницы, помеченные как RESERVED принадлежат ядру и никогда не освобождаются или переставляются.

Память пользовательского процесса

0xc0000000 невидимое ядро не используется

начальный стек

место для расширения стека 4 страницы

0x60000000 стабильно записанные биьлиотеки

brk не используется

распределенная память

end_data не инициализированные данные

end_code инициализированные данные

0x00000000 текст

Данные управления памятью в таблице процессов

краткое описание некоторых данных, содержащихся в таблице процессов, которые используются для управления памятью:

Ограничения на память процесса: ulong start_code, end_code, end_data, brk, start_stack;

Определение нарушения страницы: ulong min_flt, maj_flt, cmin_flt, cmaj_flt;

Локальная таблица дескриптора: struct desc_struct ltd[32] представляет собой локальную таблицу дескриптора задачи.

rss количество резидентных страниц.

swappable: если - 0, тогда страницы процесса не замещаются.

kernel_stack_page: указатель на страницу, размещенную при распараллеливании.

saved_kernel_stack: V86 режим работы.

struct tss

Сегмент стека esp0 указатель на стек ядра (kernel_stack_page) ss0 сегмент стека ядра (0х10) esp1 = ss1 = esp2 = ss2 = 0 неиспользуемые привилегированные уровни.

Секторы сегмента: ds = es = fs = gs = ss = 0x17, cs = 0x0f все указатели на сегменты в текущем ltd[].

cr3: указывает на директорию страниц для данного процесса.

ltd: _LTD(n) селектор для LTD текущей задачи.

6.5 Инициализация памяти

В start_kernel (main.c) имеются 3 переменные, связанные с инициализацией памяти:

memory_start начинается от 1MB. Изменяется посредством инициализации устройства.

memory_end конец физической памяти: 8MB, 16MB и т.д.

low_memory_start конец кода и данных ядра, загружаемых первоначально.

Каждое устройство при инициализации по-своему берет memory_stsrt и возвращает измененное значение, если оно выделяет пространство начиная с memory_stsrt (просто захватывая его). paging_init() инициализирует таблицы страниц в swapper_pg_dir (начинающиеся с 0хс0000000), чтобы накрыть всю физическую память начиная с memory_start и кончая memory_end. В действительности первые 4МВ обрабатываются в startup_32 (head.s). memory_start увеличивается, если добавляется какая-либо новая page_tables. При пребывании по обращению по пустому указателю в ядре первая страница обнуляется.

В shed_init() ltd и tss дескрипторы задачи task[0] устанавливаются в GDT, и загружаются в TR и DTR (единственный случай, когда это делается явно). TRAP GATE (0х80) устанавливается для system_call(). Флаг вложенной задачи сбрасывается при подготовке к переходу в пользовательский режим. Таймер включается. task_struct для task[0] в полном объеме появляется в .

Далее с помощью mem_init() создается mem_map, чтобы отражать текущее использование физических страниц. Это состояние, которое отражается в карте физической памяти, описанной в предыдущем разделе.

Linux переходит в пользовательский режим посредством iret после сохранения в стеке ss, esp и т.п.

21. Процесс планирования осуществляется частью ОС - планировщиком. Он может принимать решения о выборе для исполнения нового процесса находящихся в состоянии готовность в следующих 4 случаях:

1. Когда процесс переводится из состояния исполнение в состояние завершил исполнение.

2. Когда процесс переводится из состояния исполнение в состояние ожидание.

3. Когда процесс переводится из состояния исполнение в состояние готовность (например, после прерывания от таймера).

4. Когда процесс переводится из состояния ожидание в состояние готовность (завершилась операция ввода-вывода или произошло другое событие).

В случаях 1 и 2 процесс, находившийся в состоянии исполнение не может дальше исполняться, и для выполнения необходимо выбрать новый процесс. В случаях 3 и 4 планирование может не проводиться, процесс, который исполнялся до прерывания, может продолжать свое выполнение после обработки прерывания. Если планирование осуществляется только в случаях 1 и 2, говорят, что имеет место невытесняющее (nonpreemptive) планирование. В противном случае говорят о вытесняющем (preemptive) планировании.