Метод комбинированного отображения

Идея метода комбинированного отображения основана на принципе локализации ссылок, который мы рассмотрели ранее.

Действительно, если наблюдается локализация при обращении к отдельным адресам в виртуальном адресном пространстве, то будет наблюдаться локализация и при обращении к блокам памяти, причем даже в большей степени. Начав работать с адресами внутри некоторого блока, программа еще долго будет обращаться к одному и тому же блоку, значит можно применить известный принцип кэширования.

Идея метода комбинированного поблочного отображения поясняется на рис. 28.

Система комбинированного поблочного отображения работает следующим образом. В процессоре поддерживается небольшая (порядка 10 записей) ассоциативная таблица, выполняющая роль кэша при трансляции адресов. Всякий раз, при трансляции адреса быстро проверяется, не содержится ли адрес требуемого блока в ассоциативной памяти. Если содержится, то обращение к таблице отображения, расположенной в ОЗУ, не производится, и используются данные из ассоциативной таблицы. Если же нет, то выполняется обращение к таблице отображения в ОЗУ, и адрес копируется в ассоциативную таблицу. При последующих обращениях к тому же блоку, а такие обращения весьма вероятны из-за локализации ссылок, трансляция адреса будет выполнена максимально быстро.

Рис.28. Принцип комбинированного поблочного отображения

Таким образом, в ассоциативной таблице всегда представлено несколько (порядка десяти) блоков памяти, с которыми выполнялась работа в последнее время. Из-за локализации ссылок вероятность попасть в кэш весьма высока, и производительность системы трансляции адресов при комбинированном отображении может достигать 90% и более, от производительности системы ассоциативного отображения.

Архитектура виртуального адресного пространства

Рассмотрим теперь, каким образом виртуальное адресное пространство может быть разделено на блоки для выполнения поблочного отображения. Здесь тоже существует несколько альтернативных подходов, рассмотрим их.

Сегментная организация виртуальной памяти

Прежде всего отметим, что независимо от вида архитектуры адресного пространства, память в виртуальном адресном пространстве должна распределяться непрерывными сегментами. Это обусловлено особенностью архитектуры современных процессоров и общепринятой техникой программирования: процессор последовательно считывает из памяти инструкции программы, для хранения данных используются массивы.

Сегментная организация виртуальной памяти основана на прямой комбинации метода поблочного отображения и связного распределения памяти. Структура виртуального адресного пространства и взаимное соответствие виртуальных и физических адресов при сегментной организации поясняются рис. 29.

Рис.29. Соответствие виртуальных и физических адресов при сегментной организации виртуальной памяти

Заметим теперь, что виртуальная память должна не только расширять доступное адресное пространство, но также обеспечивать защиту программ и данных в памяти компьютера. Поэтому подсистеме трансляции адресов необходимо дополнительно знать размер сегментов в адресном пространстве и перечень допустимых операций с каждым из них. Эта информация должна сохраняться в таблице отображения, наряду с адресом начала сегмента.

Таким образом, для поддержания сегментной организации виртуальной памяти таблица отображений должна содержать записи следующего вида (рис. 30).

Признак доступности устанавливается для тех сегментов, которые в данный момент представлены в ОЗУ. При наличии этого бита система трансляции адресов сразу же обращается к ОЗУ, в противном случае, программа, обратившаяся к недоступному сегменту, приостанавливается, пока этот сегмент не будет перенесен с диска в ОЗУ.

Рис.30. Структура записи в таблице отображения при сегментной организации

Из всех битов контроля доступа, показанных на рис. 30, дополнительных пояснений требует только бит разрешения дополнения. Если этот бит установлен, то программе разрешается увеличить размер сегмента, если в виртуальном адресном пространстве для этого есть свободное место.

Однако сегментной организации памяти присущ существенный недостаток – она не может эффективно противостоять сегментации физического адресного пространства, т.к. в ОЗУ по-прежнему необходимо выполнять случайное размещение сегментов произвольного размера. При этом в ОЗУ могут оставаться неиспользуемые участки, размер которых оказался меньше сегментов виртуального адресного пространства. Такие участки ОЗУ не могут быть использованы для отображения на них сегментов виртуального адресного пространства – это т.н. внешняя фрагментация.

Безусловно, виртуальная память позволяет в случае необходимости легко выполнить дефрагментацию, переместив все используемые сегменты ОЗУ вплотную друг к другу. Однако дефрагментация потребует остановки программ и достаточно длительной операции пересылки данных в памяти, особенно при большом объеме ОЗУ.

Если дефрагментацию выполнять слишком часто, то производительность компьютера может заметно снизиться. Если же совсем не выполнять дефрагментацию, то потери памяти будут слишком велики. Данное противоречие не удается разрешить в рамках сегментной модели, поэтому сегментная организация виртуальной памяти в чистом виде в настоящее время практически не используется.