Рисунок 12. Распределение памяти перемещаемыми разделами
В дополнение к функциям, которые выполняет ОС при распределении памяти динамическими разделами, в данном случае она должна еще время от времени копировать содержимое разделов из одного места памяти в другое, корректируя таблицы свободных и занятых областей. Эта процедура называется "сжатием". Сжатие может выполняться либо при каждом завершении задачи, либо только тогда, когда для вновь поступившей задачи нет свободного раздела достаточного размера. Так как программы перемещаются по оперативной памяти в ходе своего выполнения, то преобразование адресов из виртуальной формы в физическую должно выполняться динамическим способом.
41.Страничное распределение памяти.
Виртуальное адресное пространство процесса делится на части одинакового, фиксированного для данной системы размера, называемые виртуальными страницами. Вся оперативная память машины также делится на части такого же размера, называемые физическими страницами. Размер страницы выбирается кратным степени двойки. При загрузке процесса часть его виртуальных страниц помещается в оперативную память, а остальные - на диск. Для каждого процесса ОС создает таблицу страниц – информационную структуру, содержащую записи обо всех виртуальных страниц процесса.
Дескриптор страницы включает в себя следующую информацию:
номер физической страницы, в которую загружена данная виртуальная страница;
признак присутствия;
признак модификации;
признак обращения.
Признаки присутствия, модификации и обращения в большинстве моделей современных процессоров устанавливаются аппаратно. Таблицы страниц, также как и описываемые ими страницы, размещаются в оперативной памяти. Адрес таблицы страниц включается в контекст соответствующего процесса. При активизации очередного процесса в специальный регистр процессора загружается адрес таблицы страниц данного процесса. При каждом обращении к памяти происходит чтение из таблицы страниц информации о виртуальной странице, к которой произошло обращение. Если данная виртуальная страница находится в оперативной памяти, то выполняется преобразование виртуального адреса в физический. Если же нужная виртуальная страница в данный момент выгружена на диск, то происходит так называемое страничное прерывание. Выполняющийся процесс переводится в состояние ожидания, и активизируется другой процесс из очереди готовых. Параллельно программа обработки страничного прерывания находит на диске требуемую виртуальную страницу и пытается загрузить ее в оперативную память. Если в памяти имеется свободная физическая страница, то загрузка выполняется немедленно, если же свободных страниц нет, то решается вопрос, какую страницу следует выгрузить из оперативной памяти. В данной ситуации может быть использовано много разных критериев выбора, наиболее популярные из них следующие:
дольше всего не использовавшаяся страница;
первая попавшаяся страница;
страница, к которой в последнее время было меньше всего обращений.
После того, как выбрана страница, которая должна покинуть оперативную память, анализируется ее признак модификации (из таблицы страниц). Если выталкиваемая страница с момента загрузки была модифицирована, то ее новая версия должна быть переписана на диск. Если нет, то cоответствующая физическая страница просто объявляется свободной.
42.Таблицы страниц для больших объемов памяти.
Размер страницы влияет также на количество записей в таблицах страниц. Чем меньше страница, тем более объемными являются таблицы страниц процессов и тем больше места они занимают в памяти. Учитывая, что в современных процессорах максимальный объем виртуального адресного пространства процесса, как правило, не меньше 4 Гбайт, то при размере страницы 4 Кбайт и длине записи 4 байта для хранения таблицы страниц может потребоваться 4 Мбайт памяти.
Что придумали:
1) Многоуровневые таблицы страниц. Достоинства:
не надо иметь в памяти постоянно всю таблицу страниц, а только таблицу разделов; Недостатки:
дополнительный этап преобразования адреса
Для каждого раздела строится собственная таблица страниц. Количество дескрипторов в таблице и их размер подбираются такими, чтобы объем таблицы оказался равным объему страницы. Например, в процессоре Pentium при размере страницы 4 Кбайт длина дескриптора страницы составляет 4 байта и количество записей в таблице страниц, помещающейся на страницу, равняется соответственно 1024. Каждая таблица страниц описывается дескриптором, структура которого полностью совпадает со структурой дескриптора обычной страницы. Эти дескрипторы сведены в таблицу разделов, называемую также каталогом страниц. Физический адрес таблицы разделов активного процесса содержится в специальном регистре процессора и поэтому всегда известен операционной системе. Страница, содержащая таблицу разделов, никогда не выгружается из памяти, в противном случае работа виртуальной памяти была бы невозможна.
Рисунок 13. Схема преобразования виртуального адреса для двухуровневой структуризации адресного пространства
1.Путем отбрасывания k+n младших разрядов в виртуальном адресе определяется номер раздела, к которому принадлежит данный виртуальный адрес.
2.По этому номеру из таблицы разделов извлекается дескриптор соответствующей таблицы страниц. Проверяется, находится ли данная таблица страниц в памяти. Если нет, происходит страничное прерывание и система загружает нужную страницу с диска.
3.Далее из этой таблицы страниц извлекается дескриптор виртуальной страницы, номер которой содержится в средних п разрядах преобразуемого виртуального адреса. Снова выполняется проверка наличия данной страницы в памяти и при необходимости ее загрузка.
4.Из дескриптора определяется номер (базовый адрес) физической страницы, в которую загружена данная виртуальная страница. К номеру физической страницы пристыковывается смещение, взятое из к младших разрядов виртуального адреса. В результате получается
искомый физический адрес.
2) Инвертированные таблицы страниц Достоинства:
гораздо меньше по объёму. Недостатки:
не совсем ясно, как в ней искать виртуальный адрес.
Этот подход применяется на машинах PowerPC, некоторых рабочих станциях Hewlett-Packard,
IBM RT, IBM AS/400 и ряде других.
В этой таблице содержится по одной записи на каждый страничный кадр физической памяти. Существенно, что достаточно одной таблицы для всех процессов. Таким образом, для хранения функции отображения требуется фиксированная часть основной памяти, независимо от разрядности архитектуры, размера и количества процессов. Например, для компьютера Pentium c 256 Мбайт оперативной памяти нужна таблица размером 64 Кбайт строк.
Несмотря на экономию оперативной памяти, применение инвертированной таблицы имеет существенный минус – записи в ней (как и в ассоциативной памяти) не отсортированы по возрастанию номеров виртуальных страниц, что усложняет трансляцию адреса. Один из способов решения данной проблемы – использование хеш-таблицы виртуальных адресов. При этом часть виртуального адреса, представляющая собой номер страницы, отображается в хеш-таблицу с использованием функции хеширования. Каждой странице физической памяти соответствует одна запись в хеш-таблице и инвертированной таблице страниц. Виртуальные адреса, имеющие одно значение хеш-функции, сцепляются друг с другом. Обычно длина цепочки не превышает двух записей.
43.Алгоритмы замещения страниц.
1) Оптимальный (нереализуемый)
Каждая страница должна быть помечена количеством команд, которые выполняются до первого обращения к странице. Суть: на выгрузку выбирается страница, имеющая пометку наибольшим значением.
2)Исключение недавно использованных страниц
Бит R – бит обращения, бит M – бит модификации. Суть:
при запуске процесса R=0, M=0 для всех страниц.
При каждом прерывании по таймеру бит R сбрасывается
При возникновении ошибки отсутствия страницы ОС просматривает все дескрипторы страниц и делит их на четыре категории:
Класс 0: ни обращений, ни модификации Класс 1: нет обращений, есть модификация Класс 2: есть обращения, нет модификации Класс 3: есть обращения, есть модификация
Алгоритм удаляет произвольную страницу низшего класса.
3)Алгоритм «первый пришёл, первый ушёл» (FIFO)
Страницы хранятся в связанном списке, по порядку загрузки. Выгружается та страница, которая стоит в начале списка (загружена первой)
Достоинства:
простой алгоритм.
4) «Второй шанс»
Как в FIFO, но если у первой страницы бит R=0, то она удаляется, а если бит R=1, то он сбрасывается, а страница отправляется в конец списка. Если ко всем страницам есть обращение – вырождается в FIFO.
5) «Часы»
Циклический список. Если R=0, страница выгружается, на её место загружается новая. Если R=1, то R сбрасывается, стрелка идёт дальше.
6)LRU – Least recently used
1Связанный список всех страниц. Первая страница – только что использованная. Использовали – переместили в начало.
Недостатки:
очень долгий даже на аппаратном уровне.
2 Страницам ввести счётчик. Удаляются страницы с наименьшим счётчиком Использовали - +1.
3
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
|
|
|
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
|
|
|
|
1 |
1 |
0 |
1 |
1 |
|
|
|
|
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
|
|
|
|
0 |
0 |
0 |
0 |
0 |
|
|
|
|
|
Если использовали страницу, элементы строки k увеличиваются на 1, элементы столбца k обнуляются. Удаляются страницы с наименьшим значением строки.
7) Алгоритм нечастого использования
Программный счётчик, при каждом прерывании от таймера ОС сканирует все находящиеся в памяти страницы, если R=1, счётчик увеличивается на 1. Таким образом, кандидатом на освобождение оказывается страница с наименьшим значением счетчика, как страница, к которой реже всего обращались. Главный недостаток алгоритма NFU состоит в том, что он ничего не забывает. Например, страница, к которой очень часто обращались в течение некоторого времени, а потом обращаться перестали, все равно не будет удалена из памяти, потому что ее счетчик содержит большую величину. Например, в многопроходных компиляторах страницы, которые активно использовались во время первого прохода, могут надолго сохранить большие значения счетчика, мешая загрузке полезных в дальнейшем страниц.
К счастью, возможна небольшая модификация алгоритма, которая позволяет ему "забывать". Достаточно, чтобы при каждом прерывании по времени содержимое счетчика сдвигалось вправо на 1 бит, а уже затем производилось бы его увеличение для страниц с установленным флагом обращения. Другим, уже более устойчивым недостатком алгоритма является длительность процесса сканирования таблиц страниц.
8) «Рабочий набор»
Рабочий набор - множество страниц (к), которое процесс использовал до момента времени (t). Т.е. можно записать функцию w(k,t).
Рисунок 14. Зависимость рабочего набора w(k,t) от количества запрошенных страниц
Т.е. рабочий набор выходит в насыщение, значение w(k,t) в режиме насыщения может служить для рабочего набора, который необходимо загружать до запуска процесса.
Алгоритм заключается в том, чтобы определить рабочий набор, найти и выгрузить страницу, которая не входит в рабочий набор. Этот алгоритм можно реализовать, записывая, при каждом обращении к памяти, номер страницы в специальный сдвигающийся регистр, затем удалялись бы дублирующие страницы. Но это дорого. В принципе можно использовать множество страниц, к которым обращался процесс за последние t секунд.
Текущее виртуальное время (Tv) - время работы процессора, которое реально использовал процесс.
Время последнего использования (Told) - текущее время при R=1, т.е. все страницы проверяются на R=1, и если да то текущее время записывается в это поле.
Теперь можно вычислить возраст страницы (не обновления) Tv-Told, и сравнить с t, если больше, то страница не входит в рабочий набор, и страницу можно выгружать.
Получается три варианта:
если R=1, то текущее время запоминается в поле время последнего использования
если R=0 и возраст > t, то страница удаляется
если R=0 и возраст =< t, то эта страница входит в рабочий набор
9) WSClock
Алгоритм основан на алгоритме "часы", но использует рабочий набор. Используются битов R и M, а также время последнего использования. Это достаточно реальный алгоритм, который используется на практике.
Рисунок 15. Работа алгоритма WSClock