Деревянко А.С., Солощук М.Н. Операционные системы.Часть I. Построение и функционирование операционных систем

Подождите немного. Документ загружается.

111

Виртуальный адрес теперь состоит из трех частей: номера сегмента,

номера страницы в сегменте и смещения в странице. Аппарат трансляции

адресов, представленный на рисунке 3.8, по крайней мере трехшаговый:

• регистр адреса дескриптора указывает на таблицу сегментов, из

нее выбирается дескриптор сегмента, а из последнего – адрес

таблицы страниц;

• из таблицы страниц выбирается дескриптор страницы, а из него

номер страничного кадра;

• реальный адрес получается сложением базового адреса

страничного кадра со смещением в странице.

Рисунок 3.8 Трансляция адресов. Cегментно-страничная модель

Такой аппарат трансляции адресов поддерживается во многих

современных процессорных архитектурах. Иногда алгоритм вычисления

адреса состоит и из большего числа шагов. Серьезным недостатком этой

модели является многоступенчатость трансляции адресов. Эта проблема

решается на аппаратном уровне путем применения

сверхбыстродействующей (обычно ассоциативной) памяти для хранения

части таблиц.

Поскольку в модели, приведенной на рисунке 3.8, каждый сегмент

имеет собственную таблицу страниц, сами таблицы страниц могут

занимать значительный объем в памяти. Простейшее решение этой

112

проблемы представляет Windows 3.x: в системе существует единственная

таблица страниц. Сегментная часть трансляции адреса имеет, таким

образом, на выходе адрес в общем для всех процессов виртуальном

страничном пространстве, объем которого превышает объем реальной

памяти не более, чем в 4 раза. Подобное же, хотя и более гибкое и

защищенное решение, представляет VSE: система обеспечивает общий

объем виртуальной памяти (до 2 Гбайт), который разбивается на разделы

(до 12 статических и до 200 динамических), суммарный объем адресных

пространств всех разделов не превышает общего объема виртуальной

памяти. Простота решения, однако, может существенно сказываться на его

эффективности: во-первых, из-за ограничений на размер виртуальной

памяти, во-вторых, из-за необходимости выделять смежные дескрипторы в

таблице страниц для страниц, смежных в виртуальной памяти. Поэтому

действительно многозадачные системы применяют множественные

таблицы страниц и включают память, занимаемую таблицами страниц, в

страничный обмен. Вытеснение и загрузка частных таблиц страниц

производится либо исключительно самой ОС (Unix), либо ОС использует

для этого имеющиеся аппаратные средства (так, ОС, ориентированные на

Intel-Pentium, используют каталоги страниц).

С точки зрения программиста, он имеет дело с сегментами, API

управления памятью – такой же, как и в сегментной модели. Страничная

часть адресации для процессов совершенно прозрачна, но зато эта часть

используется ОС для эффективной организации свопинга.

3.7. Плоская модель

Начиная с модели Intel 80386, в микропроцессорах Intel-Pentium

адрес состоит из 16-разрядного номера сегмента и 32-разрядного

смещения. 32-разрядное поле смещения позволяет адресовать до 4 Гбайт в

113

пределах одного сегмента, что более чем достаточно для большинства

мыслимых приложений и позволяет реализовать действительно "плоскую"

(flat) модель виртуальной памяти процесса, представляющую собой

линейное непрерывное пространство адресов..

Однако при размере страницы 4 Кбайт таблица страниц должна

содержать более 10

элементов и занимать 4 Мбайт памяти. Для экономии

памяти аппаратура трансляции адреса микропроцессора поддерживает

таблицы страниц двух уровней. Страничная таблица верхнего уровня

называется каталогом страниц. Старшие 10 байт 32-разрядного смещения

являются номером элемента в страничном каталоге. Элемент страничного

каталога адресует таблицу страниц второго уровня. Следующие 10 байт

смещения являются номером элемента в таблице страниц второго уровня.

Элемент таблицы второго уровня адресует страничный кадр в реальной

памяти, а младшие 12 байт смещения являются смещением в странице.

Сегментная часть аппарата трансляции адреса оказывается излишней, но в

Intel-Pentium она не может быть отключена, но тот же эффект достигается,

если каждому процессу назначается только один сегмент и для процесса

создается таблица сегментов, содержащая только один элемент. Поле

base этого элемента адресует страничный каталог процесса, а каждый

элемент страничного каталога – одну таблицу страниц. Структуры

элементов каталога страниц и таблицы страниц второго уровня идентичны,

каждая таблица страниц (каталог или таблица второго уровня) содержит

1024 элемента и сама занимает страничный кадр в памяти. Таблицы

страниц участвуют в страничном обмене так же, как и страницы,

содержащие любые другие данные и коды.

В 4-Гбайтном адресном пространстве появляется возможность

разместить не только коды и данные процесса, но и объекты,

используемые им совместно с другими процессами, в том числе и модули

самой ОС. В этом случае обращение процесса к ОС происходит как

114

обращение к процедуре, размещенной в адресном пространстве самого

процесса. В современных ОС структура адресного пространства процесса

обычно бывает следующей:

• самая младшая часть адресного пространства обычно для

процесса недоступна, она используется ОС для поддержки

реального режима; размер этой части адресного пространства

обычно не менее 4 Мбайт, что соответствует одному элементу

страничного каталога;

• далее размещается частное адресное пространство процесса,

содержащее его коды, локальные данные, стек;

• выше размещаются "прикладные" общие области памяти,

используемые несколькими процессами совместно;

• еще выше – системные модули, работающие в

непривилегированном режиме, эти модули совместно

используются всеми процессами;

• наконец, в самой верхней части размещаются системные модули,

работающие в режиме ядра (уровень привилегий – 0), эти модули

также используются совместно.

Совместное использование памяти обеспечивается либо тем, что

элементы каталогов разных процессов адресуют одну и ту же таблицу

страниц второго уровня, либо тем, что таблицы страниц второго уровня

разных процессов адресуют один и тот же страничный кадр. В первом

случае виртуальные адреса совместно используемых объектов являются

одинаковыми для всех процессов, во втором – разными. Все системы

используют первый способ для системных модулей, но разные способы –

для "прикладных" общих областей памяти.

Большинство разработчиков приложений горячо приветствовали

введение плоской модели памяти в современных ОС (OS/2 Warp, Windows

95, Windows NT), так как представление виртуального адреса в виде

115

одного 32-разрядного слова избавляет программиста от необходимости

различать ближние и дальние указатели и упрощает программирование. Но

справедливы и предупреждения о том, что отказ от сегментного

структурирования виртуального адресного пространства кое в чем

ограничивает возможности программиста [23]. Большая же эффективность

плоской модели памяти является объективным фактором, так как, во-

первых, оперирование с 32-разрядными адресными словами уменьшает

число команд в программе, а во-вторых, в 4-Гбайтном виртуальном

адресном пространстве процесса могут быть размещены и процедуры,

реализующие системные вызовы, таким образом, обращения процесса к

ОС происходят, как к собственным локальным процедурам и не требуют

переключений контекста.

Несколько усложняется защита памяти при фактическом отказе от

сегментирования. В Intel-Pentium в аппаратном дескрипторе сегмента

предусмотрено пять двоичных разрядов, которые могут быть

использованы для целей защиты, а в дескрипторе страницы – только два

таких разряда. Однако объединение средств защиты на уровне каталога

страниц и таблиц второго уровня образует достаточно богатые

возможности. Надежность защиты памяти в современных ОС определяется

только тем, насколько активно и аккуратно эти возможности

используются.

3.8. Одноуровневая модель

Дальнейшее расширение разрядной сетки процессоров может

привести к появлению совершенно новых моделей памяти. Сейчас трудно

с уверенностью прогнозировать, какая модель будет доминировать, на

сегодняшний день большинство 64-разрядных ОС представляют собой

клоны Unix, и расширенный виртуальный адрес используется в них для

116

отображения в память файлов. Более активно использует 64-разрядный

адрес AS/400 [27]. На примере последней мы и рассмотрим одноуровневую

(single-level) модель памяти. Эта модель была реализована уже в System/38

и в ранних моделях AS/400 на базе 48-разрядного адреса, но мы

сосредоточимся на ее 64-разрядной реализации в Advanced Series на

процессоре Power PC

Отметим, прежде всего, что эта "новая" модель памяти на самом деле

является "хорошо забытой старой": в вычислительной системе Atlas

(Англия, 1996 г.) – первой системе с виртуальной памятью – была

реализована именно эта модель. Впоследствии эта модель не нашла

применения из-за ограниченных возможностей аппаратных средств,

современное же состояние аппаратных средств позволяет вновь к ней

вернуться на качественно ином уровне.

64-разрядное адресное слово позволяет процессу иметь плоскую

виртуальную память размером до 16 Эбайт (эксабайт). В AS/400 эта

возможность позволяет реализовать два принципиально важных свойства

модели памяти:

• в виртуальное адресное пространство процесса включается не

только оперативная память (memory), но вся память (storage) – и

оперативная, и внешняя – имеющаяся в системе;

• все процессы работают в одном и том же виртуальном адресном

пространстве, разделяя его.

В традиционных системах любые объекты – обрабатываемые или

выполняемые – должны быть прежде размещены в памяти. Это не

обязательно означает их размещения в реальной оперативной памяти,

такое размещение может быть отложено и выполняться по требованию

механизмами подкачки сегментов или страниц, но виртуальная память

процесса должна быть сформирована – в виде таблиц сегментов и/или

страниц. В системе с одноуровневой памятью, строго говоря, концепция

117

памяти отсутствует, она заменена концепцией пространства (space).

Новосозданный процесс сразу получает свое распоряжение пространство

(виртуальное адресное пространство), в котором уже размещены все

имеющиеся в системе объекты, в том числе и программные коды процесса.

Имеется также достаточно пространства для размещения любых новых

объектов. Для работы с объектом процесс должен не размещать его в

памяти, а должен только получить его адрес в пространстве. Для процесса

прозрачно местонахождение объекта – в оперативной или на внешней

памяти. Физически все объекты размещаются именно на внешней памяти,

а оперативная память (ее размер исчисляется сотнями Мбайт)

используется почти исключительно как пул страничных кадров.

Одноуровневая модель делает излишним API, связанный с

управлением памятью, поскольку процессам нет необходимости

запрашивать и освобождать память. Системные вызовы этой группы

заменяются вызовами доступа к объектам. Защита памяти, таким образом,

реализуется в рамках более общего механизма контроля доступа, который

мы подробнее рассмотрим в главе 10. Задача же совместного

использования памяти решается совершенно элементарно, так как все

процессы работают в одном виртуальном адресном пространстве.

Плоская структура адресного пространства в одноуровневой модели

снимает необходимость в сегментной фазе динамической трансляции

адреса. В процессоре Power PC имеется возможность программного

отключения трансляции сегмента из аппаратного процесса трансляции

адреса. AS/400 может работать как в режиме с сегментацией, так и без нее.

Режим с сегментацией включается только при повышенном уровне

защиты.

Размер страницы в современных моделях AS/400 – 4Кбайт. Даже в

процессоре Intel 80386 таблица страниц для 32-разрядного адресного

пространства не размещается в оперативной памяти и применяется

118

двухэтапная трансляция номера страницы, как же решается эта проблема

для 64-разрядного адресного пространства? Здесь применяется так

называемая инверсная таблица страниц. В оперативной памяти хранятся

дескрипторы не всех виртуальных страниц, а только тех, которые уже

размещены в оперативной памяти. Поскольку виртуальное адресное

пространство общее для всех процессов, таблица страниц также одна. При

трансляции виртуального адреса требуемая страница станчла ищется в

таблице страниц реальной памяти, а при неуспешном результате такого

поиска – на внешней памяти. Для поиска в таблице страниц применяется

метод хеширования. 64-разрядный виртуальный адрес путем несложных

преобразований, состоящих их ряда побитовых логических операций,

преобразуется в номер элемента таблицы страниц. Число элементов в

таблице страниц зависит от размера оперативной памяти в системе и

выбирается таким образом, что таблица страниц занимает фиксированный

процент реальной оперативной памяти. Поскольку разрядность номера

элемента значительно меньше разрядности виртуального адреса, в

процессе преобразования виртуальных адресов неизбежны коллизии –

случаи преобразования разных виртуальных адресов в один и тот же номер

элемента. Поэтому в элементе таблицы страниц зарезервировано место для

нескольких (восьми) дескрипторов страниц и после выбора элемента

продолжается линейный поиск страницы в элементе таблицы. В таблице

страниц также предусмотрена область переполнения – для случая, если

число коллизий на один элемент таблицы превысит размер элемента, но на

практике до ее использования дело не доходит.

Механизм поиска в таблице страниц может показаться достаточно

сложным и времяемким, но, во-первых, архитектура микропроцессора

Power PC включает в себя конвейер, а во-вторых, значительный объем

ассоциативного буфера страниц (512 и более элементов) позволяет более

чем в 90% случаев даже не производить поиск в таблице страниц.

119

В случае, если страница не найдена в таблице, генерируется

прерывание-ловушка – страничный отказ. Модуль управления памятью в

микроядре при обработке этой ловушки рассматривает виртуальный адрес

как адрес на внешней памяти и передает его подсистеме ввода-вывода для

подкачки страницы в оперативную память. Подкачка может потребовать

освобождения страничного кадра – применяется дисциплина замещения

LRU в пределах страничного пула, выделенного данному процессу. В

системе предусмотрена также возможность использования реальных

адресов памяти – оперативной и внешней, но команды, работающие с

ними, используются только ниже уровня интерфейса MI и недоступны

даже для OS/400.

КОНТРОЛЬНЫЕ ВОПРОСЫ

1. Часто единственным достоинством виртуальной памяти

называют возможность обеспечить для процесса объем виртуального

адресного пространства, превышающий объем реальной памяти. Назовите

другие достоинства виртуальной памяти.

2. В чем достоинства и недостатки преобразования виртуальных

адресов в реальные во время выполнения программы? Какая часть работы

по этому преобразованию выполняется аппаратным обеспечением, а какая

– ОС?

3. Иногда считают, что виртуальная память может быть

обеспечена только в системах с аппаратной поддержкой динамической

трансляции адреса. Докажите, что это не так.

4. Почему при поиске свободной памяти стратегия "самый

подходящий" оказывается хуже, чем "первый подходящий".

5. Сравните сегментную и страничную модели виртуальной

памяти. Какая из них представляется вам лучшей и почему?

120

6. Дополните приведенные в разделе 3.5. соображения по поводу

выбора размера страницы.

7. Смоделируйте ситуацию применения дисциплины вытеснения

FCFS, в которой увеличение числа реальных страниц приведет к

увеличению числа страничных отказов.

8. Что такое кластерная подкачка страниц? Почему в

современных ОС она становится все более популярной?

9. Каким образом ОС может определять, к каким страницам

будут обращения в ближайшее время?

10. Большой размер виртуальной памяти процесса может

приводить к тому, что даже таблица страниц не будет помещаться в

реальной памяти. Какими путями решается эта проблема в современных

ОС?

11. Каким образом снижение стоимости памяти влияет на

дисциплины управления памятью?

12. Какие принципиальные изменения в концепции памяти может

повлечь за собой увеличение разрядности адреса?