- •Введение
- •Управление ресурсами: общие сведения
- •Управление процессами
- •2.1 Состояния процессов и переходы между ними
- •Стратегии и дисциплины планирования загрузки процессоров
- •Стратегия одинакового среднего времени ожидания
- •Дисциплина планирования fifo
- •Справедливая стратегия
- •Дисциплина планирования rr
- •Влияние величины кванта времени на величину средней задержки ответа
- •Стратегия максимальной пропускной способности
- •Дисциплина планирования sjf
- •Дисциплина планирования srt
- •Дисциплина планирования hrrn
- •Стратегия приоритетного планирования
- •Дисциплина лотерейного планирования
- •Дисциплины планирования с множеством очередей
- •Планирование с последовательным прохождением очередей
- •Дисциплина планирования vrr
- •Планирование на основе множества очередей с обратными связями
- •2.3 Планирование в многопользовательской системе – справедливое планирование
- •2.4 Планирование загрузки процессоров в операционных системах реального времени – частотно-монотонное планирование
- •2.5 Планирование загрузки процессоров в многопроцессорных системах
- •Многопроцессорная система с главным процессором
- •Организация с собственным планировщиком для каждого процессора
- •Симметричная многопроцессорная организация (smp)
- •Разбиение системных таблиц
- •Смещение моментов прерывания таймера
- •Стратегия планирования загрузки процессоров в многопроцессорной системе
- •Стратегия распределения загрузки
- •Стратегия максимальной производительности при параллельных вычислениях – бригадное планирование
- •Метод расщепление цикла
- •Метод редукции высоты дерева
- •Параллельное вычисление по альтернативным ветвям
- •Бригадное планирование процессов в многопроцессорной системе
- •2.6 Синхронизация выполнения процессов
- •Алгоритмы взаимоисключения с активным ожиданием
- •Алгоритм 1
- •Алгоритм 2
- •Алгоритм 3
- •Алгоритм 4
- •Алгоритм 5
- •Алгоритм Деккера
- •Алгоритм Петерсона
- •Алгоритм на основе команды процессора "проверить и установить"
- •Алгоритм на основе команды процессора "обменять данные"
- •Недостатки алгоритмов с активным ожиданием
- •Алгоритмы взаимоисключения с блокировкой процессов
- •Открытие объекта синхронизации
- •Закрытие объекта синхронизации
- •Вхождение в критическую секцию
- •Выход из критической секции
- •Замечания по реализации примитивов синхронизации
- •Мониторы
- •2.7 Взаимная блокировка процессов (тупики)
- •Необходимые условия возникновения тупика
- •Методы борьбы с тупиками
- •Предотвращение тупиков
- •Нарушение ожидания дополнительных ресурсов
- •Нарушение неперераспределимости ресурсов
- •Нарушение условия кругового ожидания
- •Устранение тупиков
- •Обнаружение тупиков
- •Управление памятью
- •3.1 Иерархическая модель памяти
- •Оценка среднего времени доступа к данным при использовании многоуровневой модели памяти
- •Локализация ссылок при обращении к памяти
- •3.2 Виртуальная память
- •Предпосылки создания виртуальной памяти
- •Архитектура виртуальной памяти
- •Подсистема трансляции адресов
- •Метод прямого отображения
- •Метод ассоциативного отображения
- •Метод комбинированного отображения
- •Архитектура виртуального адресного пространства
- •Сегментная организация виртуальной памяти
- •Страничная организация виртуальной памяти
- •Сегментно-страничная организация виртуальной памяти
- •Отображение файла на виртуальное адресное пространство
- •Совместное использование данных в оперативной памяти
- •3.3 Основные стратегии управления памятью
- •Стратегии выборки данных
- •Стратегии размещения данных
- •Выделение памяти по стратегии первого подходящего
- •Выделение памяти по стратегии наиболее подходящего
- •Выделение памяти по стратегии наименее подходящего
- •Стратегии замещения данных
- •Замещение с немедленной перезаписью и замещение с буферизацией
- •Замещение с локальной и глобальной областью видимости
- •3.4 Управление виртуальной памятью
- •Выборка в системе виртуальной памяти
- •Реализация выборки по требованию
- •Размещение в системе виртуальной памяти
- •Замещение в системе виртуальной памяти
- •Стратегия выталкивания случайной страницы
- •Оптимальная стратегия
- •Дисциплина fifo – выталкивание наиболее старой страницы
- •Дисциплина lru – выталкивание дольше всего неиспользуемой страницы
- •Дисциплина lfu – выталкивание страницы с наименьшей частотой обращений
- •Дисциплина nru – выталкивание страницы, не используемой в последнее время
- •Часовой алгоритм
- •Управление резидентным множеством страниц процесса
- •Понятие рабочего множества страниц процесса
- •Управление резидентными множествами на основе рабочих множеств
- •Глобальное замещение, динамическое резидентное множество
- •Локальное замещение, фиксированное резидентное множество
- •Локальное замещение, динамическое резидентное множество
- •Алгоритм на основе оценки частоты прерываний – дисциплина pff (Page Fault Frequency)
- •Алгоритм с переменным пробным интервалом – дисциплина vsws
- •Влияние размера страницы
- •Оптимизация работы дискового накопителя
- •Оптимизация механических перемещений головок диска
- •Основы устройства и функционирования дисковых накопителей
- •Стратегии оптимизации механических перемещений головок диска
- •Стратегия fcfs – Fist Come First Served
- •Стратегия sstf – Shortest Seek Time First
- •Стратегия scan – Scanning
- •Стратегия n-step scan – n-step Scanning
- •Системный дисковый кэш
- •Структура системного дискового кэша
- •Хэширование, хэш-функции и хэш-очереди
- •Структура блока и очередей дискового кэша
- •Работа системного дискового кэша
- •Упреждающее чтение
- •Реализация дискового кэша на основе виртуальной памяти
- •3.6 Надежность операционной системы при использовании системного дискового кэша
- •Буферизация ввода-вывода на пользовательском уровне
- •3.7 Процессорный кэш
- •Отображение участков озу на процессорный кэш
- •Случайное отображение участков озу в процессорный кэш
- •Детерминированное отображение участков озу в процессорный кэш
- •Комбинированное отображение участков озу в процессорный кэш
- •Работа процессорного кэша в режиме записи данных
- •3.8 Динамическое распределение памяти
- •Куча (heap)
- •Алгоритмы динамического распределения памяти
- •Отложенное объединение свободных блоков
- •Оптимизация списка свободных блоков
- •Метод парных меток для поддержания списка блоков кучи
- •Специальные алгоритмы динамического распределения памяти из кучи
- •Метод близнецов (или метод двойников)
- •Алгоритм выделения блоков памяти одинакового размера
- •Заключение
- •Библиографический список
- •Оглавление
- •394026 Воронеж, Московский просп., 14
Оптимизация списка свободных блоков
Наиболее простым и в то же время весьма эффективным способом оптимизации структуры списка свободный блоков является метод парных меток, рассмотрим его.
Метод парных меток для поддержания списка блоков кучи
Операция слияния освобождаемых блоков памяти выполнялась бы гораздо проще, если бы список свободных блоков был бы упорядочен по их адресам с возможностью быстрого доступа к соседним, относительно освобождаемого блока, блокам.
Существует простое и эффективное решение для организации такого упорядоченного списка, известное как метод парных меток. При этом, вместо традиционного списка свободных блоков кучи, поддерживается единый упорядоченный двусвязный список свободных и занятых блоков кучи.
Структура списка свободных и занятых блоков, построенного методом парных меток, показана на рис. 56.
Рис.56. Организация списка по методу парных меток
Организация списка по методу парных меток приводит к незначительным накладным расходам памяти кучи, т.к. в начале и в конце каждого блока требуется хранить его размер, причем для занятых блоков размер берется со знаком "минус", что служит индикатором занятости блока. Но, получаемый выигрыш в простоте и эффективности освобождения памяти, перекрывает эти накладные расходы.
Теперь, имея адрес начала произвольного блока, и используя информацию о размере блоков, легко рассчитать адреса предшествующего или последующего блоков.
Адрес предшествующего блока определяется по формуле , где - адрес текущего блока. Взятие модуля необходимо на случай, если предыдущий блок занят, и его размер хранится как отрицательное число.
Адрес следующего блока определяется по формуле .
Алгоритм освобождения блока памяти с автоматическим объединением примыкающих блоков при использовании метода парных меток для организации списка, может быть, например, следующим (см. рис. 57).
Рис.57. Алгоритм освобождения памяти при использовании для организации списка блоков метода парных меток
Данный алгоритм освобождения памяти может быть очень просто реализован на любом языке программирования, например, реализация данного алгоритма на языке C выглядит следующим образом.
void free(void *block) { // переходим на начало блока управления памятью __int32 *p = ((__int32*)block) - 1; // снимаем признак занятости блока в первой метке *p = –*p; // если предыдущий блок свободен – // выполняем слияние с ним // если следующий блок свободен – // выполняем слияние также и с ним if (p[–1] > 0) {p –= p[–1]; *p += p[*p];} if (p[*p] > 0) *p += p[*p]; // копируем первую метку во вторую метку // в конце блока p[*p – 1] = *p; }
В приведенной программе учитывается, что пользователи под адресом начала блока понимают адрес, начиная с которого они могут размещать свои данные. Нам же, перед началом освобождения памяти, необходимо переместить этот адрес на фактическое начало блока, определяемое структурой списка по методу парных меток.
Специальные алгоритмы динамического распределения памяти из кучи
Метод первого подходящего, реализованный на базе списка с использованием метода парных меток, оказывается достаточно эффективным и универсальным решением. Но в некоторых случаях, например в ядре операционной системы, или при решении задач реального времени, скорость выделения/освобождения блоков памяти приобретает первостепенное значение, так, что можно даже смириться с некоторым увеличением фрагментации памяти, в сравнении с методом первого подходящего.
Существует несколько оптимизированных алгоритмов динамического распределения памяти, способных существенно повысить быстродействие в частных случаях.