127. Иерархическая организация таблицы страниц.

Используя данный подход, может оказаться, что всю таблицу страниц хранить в памяти вовсе необязательно: из-за принципа локализации будет достаточно хранить сравнительно небольшую «внешнюю» таблицу групп страниц и некоторые таблицы второго уровня (они также имеют незначительные размеры), все необходимые таблицы второго уровня можно подкачивать по мере надобности.

Подобные рассуждения можно распространить на больше число уровней иерархии, но, начиная с некоторого момента, эффективность системы начинает сильно падать с ростом числа уровней иерархии (из-за различных накладных расходов), поэтому обычно число уровней ограничено четырьмя.

Существует иное решение, позволяющее также обойти проблему большого размера таблицы страниц, которое основано на использовании хеширования (использования т.н. хеш-таблиц), базирующееся, в свою очередь, на использовании хеш-функции, или функции расстановки (Рис. 128.). Эти функции используются в следующей задаче: пускай имеется некоторое множество значений, которое необходимо каким-то образом отобразить на множество фиксированного размера. Для осуществления этого отображения используют функцию, которая по входному значению определяет номер позиции (номер кластера, куда должно попасть это значение). Но эта функция имеет свои особенности: при ее использовании возможны коллизии, связанные с тем, что различные значения могут оказаться в одном и том же кластере.

128. Использование хеш-таблиц.

Модель преобразования адресов, основанная на хешировании, достаточно проста. Из виртуального адреса аппаратно извлекается номер виртуальной страницы, который подается на вход некоторой хеш-функции, отображающей значение на аппаратную таблицу (т.н. хеш-таблицу) фиксированного размера. Каждая запись в данной таблице хранит начало списка коллизий, где каждый элемент списка является парой: номер виртуальной страницы — соответствующий ему номер физической страницы. Итак, перебирая соответствующий список коллизии, можно найти номер исходной виртуальной страницы и соответствующий номер физической страницы. Подобное решение имеет свои достоинства и недостатки: в частности, возникают проблемы с перемещением списков коллизий.

Еще одним решением, позволяющим снизить размер таблицы страниц, является модель использования т.н. инвертированных таблиц страниц (Рис. 129.). Главной сложностью данного решения является требование к процессору на аппаратном уровне работать с идентификаторами процессов (их PID). Примерами таких процессоров могут служить процессоры из линеек SPARC и PowerPC.

129. Инвертированные таблицы страниц.

В этой модели виртуальный адрес трактуется как тройка значений: PID процесса, номер виртуальной страницы и смещение в этой странице. При таком подходе используется единственная таблица страниц для всей системы, и каждая строка данной таблицы соответствует физической страницы (с номером, равным номеру этой строки). При этом каждая запись данной таблицы содержит информацию о том, какому процессу принадлежит данная физическая страница, а также какая виртуальная страница этого процесса размещена в данной физической странице. Итак, имея пару PID процесса и номер виртуальной странице, производится поиск ее в таблице страниц, и по смещению найденного результата определяется номер физической страницы.

К достоинствам данной модели можно отнести наличие единственной таблицы страниц, обновление которой при смене контекстам сравнительно нетрудоемкое: операционная система производит обновление тех строк таблицы, для которых в соответствующие физические страницы происходит загрузка процесса. Отметим, что «тонким местом» данной модели является организация поиска в таблице. Если будет использоваться прямой поиск, то это приведет к существенным накладным расходам. Для оптимизации этого момента возможно надстройка над этим решением более интеллектуальных моделей — например, модели хеширования и/или использования TLB-таблиц.

Революционным достоинством страничной организации памяти стало то, что исполняемый в системе процесс может использовать очень незначительную часть физического ресурса памяти, а все остальные его страницы могут размещаться во внешней памяти (быть откачанными). Очевидно, что и страничная организация памяти имеет свои недостатки: в частности, это проблема фрагментации внутри страницы. В связи с использованием страничной организации памяти встает еще одна проблема — это проблема выбора той страницы, которая должна быть откачана во внешнюю память при необходимости загрузить какую-то страницу из внешней памяти. Эта задача имеет множество решений, некоторые из которых будут освещены ниже.

Первым рассмотрим алгоритм NRU (Not Recently Used — не использовавшийся в последнее время). Этот алгоритм основан на том, что с любой страницей ассоциируются два признака, один из которых отвечает за обращение на чтение или запись к странице (R-признак), а второй — за модификацию страницы (M-признак), когда в страницу что-то записывается. Значение этих признаков устанавливается аппаратно. Имеется также возможность посредством обращения к операционной системе обнулять эти признаки.

Итак, алгоритм NRU действует по следующему принципу. Изначально для всех страниц процесса признаки R и M обнуляются. По таймеру или по возникновению некоторых событий в системе происходит программное обнуление всех R-признаков. Когда системе требуется выбрать какую-то страницу для откачки из оперативной памяти, она поступает следующим образом. Все страницы, принадлежащие данному процессу, делятся на 4 категории в зависимости от значения признаков R и M.

• Класс 0: R = 0, M = 0. Это те страницы, в которых не происходило обращение в последнее время и в которых не сделано ни одно изменение.

• Класс 1: R = 0, M = 1. Это те страницы, к которым в последний период не было обращений (поскольку программно обнулен R-признак), но в этой странице в свое время произошло изменение.

• Класс 2: R = 1, M = 0. Это те страницы, из которых за последний таймаут читалась информация.

• Класс 3: R = 1, M = 1. Это те страницы, к которым за последнее время были обращения, в т.ч. обращения на запись, т.е. это активно используемые страницы.

Соответственно, алгоритм предлагает выбирать страницу для откачивания случайным способом из непустого класса с минимальным номером.

Следующий алгоритм, который мы рассмотрим, — это алгоритм FIFO. Если в системе реализован этот алгоритм, то тогда при загрузке очередной страницы в память операционная система фиксирует время этой загрузки. Соответственно, данный алгоритм предполагает откачку той страницы, которая наиболее долго располагается в ОЗУ.

Очевидно, что данная стратегия зачастую оказывается неэффективной, поскольку возможна откачка интенсивно используемой страницы. Поэтому существует целый ряд модификаций алгоритма FIFO, нацеленных на сглаживание обозначенной проблемы.

Модифицированный алгоритм может иметь следующий вид. Выбирается самая «старая» страница, затем система проверяет значение признака доступа к этой странице (R-признак). Если R = 0, то эта страница откачивается. Если же R = 1, то этот признак обнуляется, а также переопределяется время загрузки данной страницы текущим временем (иными словами, данная страница перемещается в конец очереди), после чего алгоритм начинает свою работу с начала.

Данный алгоритм имеет недостатки, связанные с ростом накладных расходов при перемещении страниц по очереди. Поэтому этот алгоритм получил свое развитие, в частности, в виде алгоритма «Часы».

Алгоритм «Часы» подразумевает, что все страницы образуют циклический список (Рис. 130.). Имеется некоторый маркер, ссылающийся на некоторую страницу в списке, и этот маркер может перемещаться, например, только по часовой стрелке.

Функционирование алгоритма достаточно просто: если значение R-признака в обозреваемой маркером странице равно нулю, то эта страница выгружается, а на ее место помещается новая страница, после чего маркер сдвигается. Если же R = 1, то этот признак обнуляется, а маркер сдвигается на следующую позицию.