Лекции по ИТТ

Распараллеливаускоряетвыпроцолнезасчетотсутствияниесса

переключенияОС

содногоадреспространстванадругоеого,котороеимеет

местопривыпроцеолнении.Программыстановятсясовболеелогичны.

Особыйэффектприэтомдостигаетсявмультипр

оцессорныхсистемах.

Примермногобрабпотможетслужвыполнениечнойткить

запросовMS SQL Server.

Спонятиямипроцпотокессвязанонопонятие

Мультипрограммирование,или многозадачность

мультипрограммирования.

(multitasking) – этоспособорганизацвычислительногопроцесса,при

которомнаодномпроцессорепоперемевыполннояютс

ясразунесколько

задачпрограмм( ).

Общиекритерииэффективностимультипрограммиров

ания:

• системыпакетнойобр

аботки;

Мультипрогрвсистемпакетнойхобработки.ммирование

Главная

цельмультипртаквида:ограммирования

минимизацияпрост

оеввсех

устройствкомп

ьютера.Это,какправило,задавычислительного

характОператор. формирует

акетзаданийвводеготемилитным

способомвовнешнююпа.ОСвыбираетятьизпакетамультипрограм

мную

смесьизпрогра,такиобразом,чтобыаксимальнозагрузить

стему.

Вэтомрежименевозможногарантироватьвыполнениезад

ачив

теченииопред

еленноговремени.Мультипрограммирорганизованнование

засчетпараллельнойработыканалаилико

нтроллераипроцессора.

Переключениепроцессораоднойзаддругуючи

– инициатива

самойзадачи.Вподобныхсистемахпользовательотстраня

етсяот

вычислительногопроцесса.

Мультипвсистемазделенияхрогрвремени.мм рование

Основнойкрит

ерийсистемразделениявремени

–

организация

интерактивнойрабп льзоватты

елейснесколькимиприложениями.

Мультипрограорганизупутевыдмемированиется

лениякаждой

задаченек

отор,достатгонеботрезкальшогочновремени

–

кванта.По

завершенквантазадачипринудительноприостанавливаетсяю

соответстзаложеннымалгоритвыбирается, иинавыпомноваялнение

задача.

Системыразделенияврем ют

еньшуюпропускную

споссравнениюобносистпакетнойемамиьобрабприпрочихтки

равныхусл.Этовияхб

условлпотвременирейпереключениеао

процессоразаднзадачу.чи

ОСMS Windowsявляютпримерасисте98/NT/2000/XP,я ми

Unix

21

разделенияврем

ени.

Мультипвсистемеальногохрогрвремени. мирование

ОС

реальноговременииспользуютсяприуправлениитехничобъ скимикт

ами

илитехнологическ

ипроцессами.Ихособеявляетсянностьюаличие

предельноговременитечениик

оторогодолжнабытьвыполнена

таили

инзадача.я

Мультипрсмесьнаб( одновременнограммнаявыполнз емых

адач)

представляетсобойфиксирнабзаораванныйзрабнеепрограмм, танных

переключениекоторыхосуществпопрерываниямполраспяется

исанию.

Длясистемреальноговременива

жнаскоростьбработкипрерыв

аний.

Задмаксимальнойчазагрузкиустройств

– неакт

уальна.

Мультипрнаосновепрерыванийг. аммирование

Прерывание –

этоспособпереключенияпроцесснавы окомлнениетокара, нд

отличноготогокоторыйвыполнялся,посл

едующимвозвратом.

Различаютвнешниеаппара( ),внуиптограммныеренние

прерывания.

Внешниепрерывания

происхасинхронно,тестьпроисходятв

случайныймомврвпроцессентменивыпрограммыолн( апримерения,от

внешнихустройств),

внутренние – синхр,т.е.возникаютннопоко

нкретной

приможночинепредугадатьвозникновение

акогопрерываниянапример( ,

приделениинаноль).

Прогпрерыванияаммные

неявляютсяистинными" "пр

ерываниями.

Онивозникаютпривыполненииопределеннойкомандыпроцессораи

применяютсявтомслучае,когданеобходимовыполнитьнекоторые

привилегированныедействиянапример( ,обратикпортукомпьютера)ся.

Прерывравзнапрогоченияямписываютсяуровниприоуровни( итетов

– IRQ)Каждпрерыванийиз. обслуживаетсяобработчико

мпр ерываний

(Interrupt Service Routine).

Внешниепрерывания

–

обрабатываютсядрайверами,внутренние

–

модулямиядра,программные

– процедурамиизAPI.

1.Мультипроцессорная2.4. обработка

Мультипроцессорнаяобработка

–

этоспособорганизации

вычислительногопроцессавси несколькимитемахпроцессорами.В

отличиеорганизациимультипрограмминаодномпроцессо, реования

мультипроцессорнаяобработкапредействительнополагаетодновременное

выполнениенесколькпроцессов.Этоикуслохводит

жнениювсех

алгоритмовОС.

Симметричнаяархитектура

предполагаетоднородностьвсех

процессоровиединообразихвключениеобщуюсхему.Традиционноое

всепроце ссоприэтомыразделяютоднупамятьикакследствиенаходятся

одномко

рпусе.

При асимметричнойархитектуре

процессорым гуттличаться

22

своимитехническимихарактеристикамифункциональнойролью.

Трединогобованиекорпусаотсутствует.Сист

емаможетсостоятьиз

несколькихкорпусвкажд(мбытьжетводинмилинесколько

я кластерами.

проце)Такие. устройствасоровназываютс

Длясимметриархитектурывычислительныйнойпроцессможет

строитьсясимметричнымобразомвсепроцессоры( равноправны)или

асимметпроцессоры(различаютсяичнымфункционально)Для.

асимметричнойархитектурывозможентолькоасимметричныйспособ

организации.

В мультипроцессорныхкомпьютерах

имеетсянесколькопроцесс

оров,

каждыйизкотморыхжеттносительнонезависимоотостальныхвып лнять

своюпрограмму.Вмультипроцсуществуетобщаядлявс ссорех

процесоперационнаясистемаор,котораяв

ативнораспределяет

вычислительную агрузкумеждупроцессорами.Взаимодействиемежду

отдельнымипроцессорамиорганна бзуеспособомлеестымя

– через

общуюопера.мятьтивную

Сампосебепроцессорныйблокнеявляетсязаконченным

компьютеромипоэтом

унеможетвыполнярограммыбезостальных

блоковмультипр

оцесскомпьютерарного

– памятипер ферийных

устройств.Всеперифеустройстваявляютсяидлявсехныепроцессоров

мультипроцесистемысорнойобщими.Террраспределённостьториальную

мультипроцессорнеподдерживает

– всеегоблокирасполагаютсяводном

илин

аскоблрасположенныхизкоькоконструктивах,какобычного

компьютера.

Осндостоинствовноемультипроцессора

–

высокая

производительность,кот

ораядостигаетсязасчетпараллельной

конвейернойработынесколькихпроцессоров.Таккакприналичииобщей

памятивзаимодейс

твиепроцессорпроисхоченьбыстро, дитв

мультипроцессорымогутэ

ффективновыполнятьдажеприложенияс

высокойстепеньюсвязипода

нным.

Ещеоднимважнымсвойствоммультипроце

ссорныхсистемявляется

отказоустойчивос, е тьпособнпродработыпристьлжениюьк

азах

некоторыхэл

ементов,напримоцилиблоковессоровпамяти.Приэтом

производи,естес,снижается,новенельнедо,улякакнов бычныхсть

системах,вкото

рыхотсутствуети

збыточность.

Параллельнаяобработка.

Необходимостьпараллельнойобработки

можетвозникнуть,когдатребуетсяуменьвремярешенияданнойить

задачи,увеличитьпропускнуюспособность,улучшитьиспользование

системы.

Дляраспараллеливаниянео

бходимосоответствующимобразом

организоватьвычислен.Сюдавходитследующее: я

• состпавлениераллпрограмм,тосльныхтображениевявной

формепараллельнойобработкиспомощьюнадлежащихконстру

кций

языка,ориентирова

нногонапараллельныевычисления;

23

• автоматическоеобнаружениепараллелизма.Посл довательная

програавтоанмматл,ивирезульческизируеможетбытьатеся

выявнаяилскрытаяенаип раллельнаяобработка.П

оследняя

должнабытьпреобраз

ованаявную.

Рассмотримграф,описывающийпоследо

вательнопроцестьсов

большойпр

ограммы,представленныйнарис. Видно3,чтовыполнение.

процессаP

5 неможетн

ачатьсядозавепршенияоцессовР

2 иР 3

и,всвою

очередь,выпроцессоволнениеР

2 иР 3 нем

ожетначатьсядозавершения

процессаР

1.

чаедлявыпрограммыолнениядостаточнотрех

Вданномслу

процессоров.

Ускообрениеаботки

намультипроцессореопределяетсяотношен

ием

Рис. 1.3. Графвыпбольшнения

ойпрограммы

Конвейернаяобработка

улучшаетиспользовааппаратниеых

ресурсовдляз

аданабораногопроцессов,к изждыйкоторыхприменяетэти

ресузаранеепредусмотсыспос.Х примеромбоеннымшим

конвейернойорганизацииявляетсясб

орочныйтранспортер

напроизводстве,

накоторизделиепослмпрдвосходитвательнотадиивплдоготового

продукта.Преимущ

ествоэтспособагосостоитвтом,чтокажиздоеелие

вдольсвоегопутииспользуетоднитеже

ресурсы,икактольнекот

орый

ресурсосвобождаетс

яданнымизделием,онсразуможетбыть

использованследующизделием,неож,покапредыдущеедаяизделие

достигнетконцасб

орочнойлинии.Еслитранесетспортеранал, гичные

нетождественныеизделия, этоп следокон;есливжевсатейельныйр

изделияодинаковы,этовекторный

нвейер.

Последовательные конвейеры.

Нарис.

1.4,

а показаноустройство

обработкикоманд,вкоторомимеечетырес :сяупенивыборкакомандыз

памяти,декодиро,определениеадресавыборкаание, ранда

исполнение.

Ускорение обработки вданномустройствеизмеряетсяотношением

времени Ts,необхдляпоследовательногодимоговып лнения

L заданийто(

естьвыполнения

L цикловнаоднойобрабатывающейступени),ковр

емени

24

Tp выптожеобрлненияйнаконвейботки.Обозначимере

tj

рез ti время

обрна1ботки

-йступени,ачерез

– соотвремяетствующеедлясамой

оходятчерез

медленнойступени

(рис. 4,

б). Тогдаесли

L заданийкоманд( )пр

конвейерс

п ступенями,тоэффективностьконвейераопред

еляется

следующимвыражен

ием:

n

TS

L∑ ti

=

i =1

TP

n

∑ ti + (L − 1)t j

i =1

nL

для ti = t j

→

n + L − 1

б

Рис. 4. Четырехступенустройствообработкикоманд: ое

а – ступенико

нвейера;

б – временндиагрработыммая

Веконвейторные. ры

Внихсоздаетсямножествофункционал

ьных

элементов,каждыйизкоторыхвыпо

лняетопределеннуюр

ациюспарой

операн,принадлвумовразнымежащихкто.Этипарыподам

аютсяна

функционаустрвсемиэлементамийствоьнпарве

кторов

функципреопроводятнальныебразвания

одновременно.Для

предварительнойподготовкипреобра

зуемыхвекторовиспользуются

векторныерегис,накосрыбираютсярыхпо

длежащиеобработке

векторы.

Типичное использование

вектконвейерарного

– этопроцесс,

вырабатывающийподвумисходнымвекторам

А и В результирующийвектор

С дляарифмопетическойрац

ии С←А+В.

Вэтомслучаенаконвейер

поступамн ждинакествовых

оманд.

Классификацияархитектурмногопсистем. оцессорных

Мультипроцессоры,ориендостижениетированныесверхбольших

скоростей аботы,могутсодержатьпонесравнительноколькупростых

процессоровупрощеннымиблокамиупра

вления.

Удачнойдляразличныхмультипроцессоровявляетклас ификация

Флина,к

отораястрппризнакуоитсяодинарностиили

множественности

25

поткоимдаковнд

нных.

СтруктураОКОД(

один поткоманд,одинпотокданных

) –

однопроцессорнаяЭВМрис(.

1.5).

Рис. 1.5. СтруктураОКОД

Рис. 1.6. СтруктураОКМД

Структура ОКМД (одинпотокко,мандоданныхготоков

) –

матричнаямногопструктура.Системаоцессорнаясоднекотороержитчисло

одинаковых

сравнительнопростых

быстродействующихпроцесс

оров,

соединенныхдругомссп

амятьюданныхрегулярнымобразтак,что

образуетсясеткаматрица( ),вузлахкоторойразмещаютсяпроце

ссорырис(.

1.6)Здесь.возникаетсложнаязадраспчаалграллеливания

оритмов

решаемыхзада

чдляобеспеченрядезагрузкпроцессоров.Вислучаеэти

воплучреосышвконвейернойаютсясист

еме.

СтруктураМКОД(

мнпокгот,омандпотоквдинданных

) –

конвейернаямногопструктурарисоцессорная.(

1.7)Сист. имемает

регулярнуюструктуруввид

ецепоследоватчкисоединенныхльно

процессоров,такчтоинформациянавыходе

дногопр являетсяцессора

входнинфдляоследующегормациейвконвейернойц

епочке.

Процессорыбразуютко,нвхвейерк дторого

одинарныйпоток

данных доставляетоперандыи

зпамяти.Каждыйпроцессорбрабатывает

соответствующуючастьзадачи,передаваязульсоответствующемуаты

процессору,которыйиспольз

уетихвкачествеисходдан.Такимных

об,решениеазадачомдлянекоторых

сходанныхразвертывается

последовательновк нвце.Этопйернойбеспчке

ечиваетподведениек

каждпроцесссвоегмупотком,тоестьрукаимеетсяндмножестве

нный

потоккоманд.

мнпотоковго,мандпданныхготоков

СтруктураМКМД(

)

представленарис.

1.8.

26

Рис. 1.7. СтруктураМКОД

Рис. 1.8.

СтруктураМКМД

СущнесколькотиповтвуетМ.КнимМДотносятся:

мультипроцессорные,системы,

системы

смультиобработкой,

многомашинныесистемы,компь

ютерныесети.

1.Упр2.5. амятьювление

Оперативнаяпамять,илиОЗУграетособуюроль.Это

условлено

тем,чтопрограммаможетвыполвтомслучаенятсяькоеслиона

находитсявпамяти.Памраспределяетсятьмеждупользовательскими

системныпрограмим

амиОС.

ФункцииОСпоуправлениюпамять.

Косновнымфун

кциямОСпо

управлениюпамятьюотнося

тся:

Типыадресов.

Дляидентифкомандпрограммыиданныхкации

используютподразделяютсяадреса.Адресана

едующиевиды:

• символьныеимена

(присваивапрограммист,напримерет); ки

• виртуальныеадреса

(формируеттра,начальныйсляторадрес

авен

0);

Совокупнвиртуальныхадресостовавляет

виртуальноеадре

сное

пространство (ВАП)Виртуальное. адресноепростоп анствоедел

яется

разрядностьюком

пьютера.Для32

-разрядногоIntel Pentium

– этома

ксимум

27

FFFFFFFF,чтос ста

вляетГб4.

Сущесдваосновныхтипавупредствиртуальныхвлениядр

есов:

• линейное – адресначалаВАПвсегдар нулювен;

• делениенасегменты

,прикотоадресом

– этопарачисел(

n,гдеm),n

– номерсегмента, m

– смещение;

НазначенноеВАП

– действительнонеобхпрдлярабцессудимое

оты.

Еготакженазывают

образомпроцесса

.НазначенноеВАПможетпр

евышать

физическийобъемпамяти.Наэтомосноехвианизм

ртуальнойпамяти.

ВАПи

виртуальнаяпамять

– эторазныемеханизмыдляОС.

ожет

поддерживатьВАП,номеханизмвиртуальнойпаможетпрятиэтом

отсутствов,напримпревышения,случаефизическойтьпамятинадВАП

любогопр

оцесса.

безиспользов

ания

Алгоритраспамятиределенияы

внешней

памяти

При распределении памятификсированнымиразделами

память

изначальнораздсегментыленафиксированнойвелич

ины.

При распределении памятидинамическимиразделами

памятьв

начальныймомврсчитаентмени

тсясвободнойзаисключением( пам

яти

отведеннойподОС)Каждому. пр тцеводитсянеобходимаясуп

амять.

Еслиеенехватает,топроцесснесоздается.Впроизмомврольныйентмени

памятьпредсобойтавляетлучайнуюпоследовательностьзан

ятыхи

свободныхучастков.

Достоинстводанного

идараспределения

амяти −

большаягибко,посравнениюметодомтьраспределенияфикс

ированными

разд.Неламидостаток

– высокийуровеньфрагмент

ации.

Вметоде

распределения памятиперемещаемымиразделами

разработчикипопыталисьучестьдостоиннедоства

аткипредыдущего.

Например,дляборьбысфрагментациейприменяетсядефрагментация

–

сжатиеприкоторомв вобяпамятьбрднепрерывнуюзуобластья.

ТакойметодбылпримевранверсияхнOS/2енихНедостатокэтого.мет

ода

– низкаяпроизводител

ьность.

сиспользованием

Алгоритмыраспамятиределения

внешней

памяти.

Дляполнойзагрузкипроцессорамогутпонадин битьсягда

тни

интерактзадач.Всеондолжныибытьвныхразмещеныпамяти,большая

частькоторыхнаходитсяв

остояниижидания.Логичнобыло

навремя

ожидания,вслучаенехваткифизич

ескойпамяих,вытнаеснятьдиск,а

когданеобходимо,возвпамятьращать.Такаядменави(

ртуализация)

операдисковоймятитивнойпамятьюсущественноповыш

аетуровень

мультипрограммирования.Важно,чтовсед

йствияпоперем

ещению

происходятавтоматически,безучастия

ограммиста.

Длявиртуализациипримедваоснпяютсяо:вныхдхода

Свопинг – образ

процессав

ыгружаетсянадивозсквпамятьращаетсяцеликом.Свопинг

частоназывается

подкачкой.

Виртуальнаяпамя

ть –

обпроцессааз

выгружаетсянадивозск памяращачасте(ьягтся,ментами

страницами).

28

Реализациявиртуальнойпамяти,представленатремяклассами:

страничноераспред,сегментное, ление

-страничное

распределение.

Страспреданичноеление

. Пристраничномраспределении

виртуальнаяп

амятьделитсяначастиодинаковогофиксированногодля

даннойсистеназываемымираз, мера

виртуальнымистраницами

.Вся

оператакжемятьтивнделитсяначтакогостижеразмера,называемые

физическимистран ц

ами.

Пристраничномраспределвиртуальадрпространствоениисноее

делитсянаравныечастимеханически,безучетасмысловогозначения

данных.Воднойстраницемогутдноказатьсявременнокодпрограммыи

исходдан.Такойныеподхнепозволядбеспечт

итьраздельную

обработку,напримерз

ащиту,совместныйдоступи..

Сегментноераспред.

ление

Разбиадреспространстваниенаого

"осмысле нные"частиустраняетнедостаткистраничногораспределения

называется

сегментнымраспределением

.Примерысегментов:

код

программы,массивисходныхда

нныхипр.

Кнедостаткамсегментногораспределенияжтнестиследуо

ющие:

1Исп. операцльзслоприваниеженияформзическровании

ого

адресаприводиткпонижениюпроизводительности.

2Избыточность. .По егменкольку

твобщемслучаеможетбыть

большестр

аницы,тоследоватединицаобмеждуОЗУенальнодиском

болеекру,чтопрная

иводиткзамедлениюработы.

Сегментно-страничноераспределение.

Данныйметодпредставл

яет

собойкомбинациюстраничногосег ентного

еханизмовуправления

памятьюинапнареализацавдостоенобоихподходов.нствю

Виртуальнаяпамделитсянасегментыть,акаждсегментй

– настраницы.

ВсесовременныеОСи

спользуютименнотакспособйрганизации.

1.Кэш2.6.

-память

Кэш-память (cache) – это способсовместногофункционированиядвух

типовзапоминающихустройств,кот рыйзволяетускд заритьступчет

динамическогокопировачастоиспользуенияфориз мацииой

“медленного”в быстрзапоминающее”“ устройствоЗУ). (

Функционированиекэшпроисход

итнезаметнодляпр

ограмм и

пользователей.

Принципде

йствиякэш

-памятипредставленнарис. 9.

Рис.

1.9Принцип. действиякэш

-памяти

Каквидноизрис.

1.9записьвкэшвыполняетсяпричтении,том

случае,еслиэтиданныевкэшотсутствуют.Еслижекэш

данныеесть,то

обращекосновнпамятипроие,йвэтомсхслучаендит

считываютсяизкэш.

Содержаниекэш

-памятипредсобойтавляетовокупностьзаписей

Рис.

1.10Содержание. кэш

-памяти.

Времядоступа

пропорционально

вероятности

попаданиявкэш,

котораясоставляетменее90%.

Такаявысокаястепеньпопадания

вкэш

объясняетнекобъективныторымисвойствякомпьютерныхдами

нных:

Временнаялокальность.

Еслипробращениеизошлоп

онекотор ому

адресу,тоследуюобрабольшойщев ниероятностьюпроизойдетв

ближайшеевремя.Временнаялокальностьпозволнаде,чтоимяетться

еет

смыслкопироданныевкэш,т..ватьскоревероятвсеравкнимбудетно

обращение.

Пространственнаялока

льность.

Еслипробращениеизошлопо

некоадресу,товысокойромустепеньювероятностиближайшеевр

емя

произойдобращксосадресамниедним.Свойствопространстве

нной

локальноделаетцелекопистиобвкэшнероднуоватьазнымедин

ицу

данных,целы

йблокданных.Алгоритмдействиякэш

-памятипре

дставлен

нарис.

1.11.

Рис. 1.11Алгоритм. действиякэш

-памяти

Проблемасоглд .сованиянных

Двекопииданных:впамятикэше

порождаетпроблемусогла,товерситьованпамятиданныхкэшев

30