Алгоритмы замещения страниц

Алгоритм замещения страниц выполняется страничным демоном. Раз в 250 мс он просыпается, чтобы сравнить количество свободных страничных блоков с системным параметром lotsfree (равным, как правило, 1/4 объема памяти). Если число свободных страничных блоков меньше, чем значение этого параметра, страничный демон начинает переносить страницы из памяти на диск, пока количество свободных страничных блоков не станет равно lotsfree. Если же количество свободных страничных блоков больше или равно lotsfree, тогда страничный демон, ничего не предпринимая, отправляется спать дальше. Если у компьютера много памяти и мало активных процессов, страничный демон спит практически все время.

Основной алгоритм часов работает, сканируя в цикле страничные блоки (как если бы они лежали на окружности циферблата часов). На первом проходе, когда стрелка часов указывает на страничный блок, сбрасывается его бит использования. На втором проходе у каждого страничного блока, к которому не было доступа с момента первого прохода, бит использования останется сброшенным, и этот страничный блок будет помещен в список свободных страниц (после записи его на диск, если он «грязный»). Страничный блок в списке свободных страниц сохраняет свое содержание, что позволяет восстановить страницу, если она потребуется прежде, чем будет перезаписана.

Изначально в Berkley UNIX использовался основной алгоритм часов, но затем было обнаружено, что при больших объемах ОЗУ проходы занимают слишком много времени. Тогда алгоритм был заменен алгоритмом часов с двумя стрелками (см. рис. 3). В этом алгоритме страничный демон поддерживает два указателя на карту памяти. При работе он сначала очищает бит использования передней стрелкой, а затем проверяет этот бит задней стрелкой. После чего перемещает обе стрелки. Если две стрелки находятся близко друг от друга, то только у очень активно используемых страниц появляется шанс, что к ним будет обращение между проходами двух стрелок. Если же стрелки разнесены на 359 градусов (то есть задняя стрелка находится слегка впереди передней), мы снова получаем исходный алгоритм часов. При каждом запуске страничного демона стрелки проходят не полный оборот, а столько, сколько необходимо, чтобы количество страниц в списке свободных страниц было не менее lotsfree.

Достоинства:

• нет проблемы внешней фрагментации

• никак не ограничены размерами физической памяти, т.е. мы часть страниц можем всегда держать во вне и через прерывания их закачивать, когда они нам нужны

Недостатки:

• проблема принятия решений об организации таблицы страниц

• при страничной организации памяти адресное пространство представляет одну модель от 0 до Ν. Т.е. мы работаем с одним пространством адресации в этом процессе. В некоторых ситуациях это бывает не очень удобно.

6. Система ввода с символьными специальными файлами. С-списки. Дисциплина линии связи.

Символьные специальные файлы, как правило, используются для устройств ввода или вывода символьного потока. Символьные специальные файлы используются такими устройствами, как клавиатуры, принтеры, сети, мыши, плоттеры и т. д. Невозможно (и даже бессмысленно) искать на мыши 124-й блок. С каждым специальным файлом связан драйвер устройства, осуществляющий управление соответствующим устройством. У каждого драйвера есть так называемый номер старшего устройства, служащий для его идентификации. Если драйвер одновременно поддерживает несколько устройств, например два диска одного типа, то каждому диску присваивается номер младшего устройства, идентифицирующий это устройство. Вместе номера главного устройства и младшего устройства однозначно обозначают каждое устройство ввода-вывода. В некоторых случаях один драйвер может управлять двумя связанными устройствами. Например, драйвер, соответствующий символьному специальному файлу /dev/tty, управляет и клавиатурой и экраном, которые часто воспринимаются как единое устройство, терминал.

Решение, реализованное в системе BSD, основано на структурах данных, присутствующих в классических системах UNIX, называемых С-списками. Каждый С-список представляет собой блок размером до 64 символов плюс счетчик и указатель на следующий блок. Символы, поступающие с терминала или любого другого символьного устройства, буферизируются в цепочках таких блоков. Когда пользовательский процесс считывает данные из /dev/tty, символы не передаются процессу напрямую из С- списков. Вместо этого они пропускаются через процедуру, расположенную в ядре и называющуюся дисциплиной линии связи. Дисциплина линии связи работает как фильтр, принимая необработанный поток символов от драйвера терминала, обрабатывая его и формируя то, что называется обработанным символьным потоком. В обработанном потоке выполняются операции локального строкового редактирования (например, удаляются отмененные пользователем символы и строки), символы возврата каретки заменяются символами переноса строки, а также выполняются другие специальные операции обработки. Обработанный поток передается процессу. Однако если процесс желает воспринимать каждый символ, введенный пользователем, он может принимать необработанный поток, минуя дисциплину линии связи.

7. NFS: Опережающее чтение на клиенте. Кэширование данных на сервере. Кэширование данных на стороне клиента. Решение проблем обновления кэша.

NFS ( Network File System ) — протокол сетевого доступа к файловым системам. Основан на протоколе вызова удалённых процедур. Позволяет монтировать удалённые файловые системы через сеть.

Механизмы кэширования

В операционной системе UNIX ввод-вывод в "блокирующем" режиме осуществляется с помощью кэша, который и позволяет реализовать опережающее чтение ("read ahead") и отсроченную запись ("delayed write"). Что касается клиентов NFS,то в этом случае производительность ввода-вывода позволяют улучшить следящие программы ("де- моны") biod (обычно их четыре) - они обеспечивают опережающее чтение и сохраняют соответствующую информацию в памяти клиента. Кроме того, система запоминает атрибуты файлов и каталогов. Запись выполняется лишь в том случае, если блок пересылки NFS полон. Если нет доступных следящих программ biod, диалог выполняется непосредственно с одним из серверов nfsd. NFS обеспечивает корректность хранящейся в кэше информации тем, что периодически опрашивает сервер. Сервер NFS выполняет запись непосредственно, без использова- ния механизма кэширования. При чтении, напротив, используется кэш.

В NFS используется кэширование на стороне клиента, данные в кэш переносят­ся поблочно и применяется упреждающее чтение, при котором чтение блока в кэш по требованию приложения всегда сопровождается чтением следующего блока по инициативе системы. Метод кэширования NFS не сохраняет семантику UNIX для разделения файлов. Вместо этого используется не раз подвергавшаяся критике семантика, при которой изменения данных в кэшируемом клиентом файле видны другому клиенту, в зависимости от временных соотношений. Клиент при очередном открытии файла, имеющегося в его кэше, проверяет у сервера, когда файл был в последний раз модифицирован. Если это произошло после того, как файл был помещен в кэш, файл удаляется из кэша и от сервера получается новая копия файла. Клиенты распространяют модификации, сделанные в кэше, с пе­риодом в 30 секунд, так что сервер может получить обновления с большой задержкой. В результате работы механизмов удаления данных из кэша и распространения модификаций данные, получаемые каким-либо клиентом, не всегда являются самыми свежими.

Помимо содержимого файлов и каталогов NFS на стороне клиента производится кэширование атрибутов файлов и каталогов, причем обновление кэша атрибутов осуществляется на периодической основе (обычно раз в несколько секунд). Это связано с тем, что по значению атрибутов можно судить о состоянии файла или каталога. Поясним данный подход на примере. При выполнении пользователем операции чтения из файла содержимое файла помещается в кэш NFS, но одновременно в кэш атрибутов помещаются атрибуты файла (время создания/обновления, размер и т. д.). Если в этот момент другой клиент производит запись в тот же самый файл, то это может привести к рассогласованию содержимого в кэшах разных клиентов. Однако поскольку на первом клиенте кэш атрибутов обновляется каждые несколько секунд, то он в состоянии определить, что атрибуты изменились (в данном случае время обновления файла), поэтому клиент должен провести операцию обновления кэша содержимого файла (данная операция выполняется автоматически)