Хмелевский И.В., Битюцкий В.П. Организация ЭВМ и систем. Однопроцессорные ЭВМ. Часть 3

Подождите немного. Документ загружается.

бразить схемой, представленной на рис. 9.13, причем под номером физической

страницы понимается ее базовый адрес.

Виртуальная

память n-й

программы

Рис. 9.12. Упрощенная схема страничной организации памяти

ОП

ВП

ОП

Тип

памяти

Номер

физической

страницы

ОП ВП

Физическая память

Страничная

таблица

Если страничная таблица указывает на размещение требуемой информации во

внешней памяти (ВП), то обращение к ОП не может состояться немедленно, так как

операционная система должна организовывать загрузку в ОП из ВП нужной

страницы.

Для каждой из программ, обрабатываемых в мультипрограммном режиме, ор-

ганизуется своя виртуальная память и создается своя страничная таблица

, при этом

все программы делят между собой одну физическую память (ОП и ВП).

Страничные таблицы программ хранятся в ОП, и обращение к нужной строке

активной страничной таблицы в ОП происходит по

адресу, который определяется

номером активной программы и номером виртуальной страницы.

Рг номера

программы

N(n, P)

Страничная таблица

n-й программы

Физический адрес

Номер физической

страницы из стра-

ничной таблицы

Номер вир-

туальной

страницы

Номер

байта

Виртуальный адрес

Рис. 9.13. Формирование физического адреса

Следует иметь в виду, что механизм организации страничной адресации в ре-

альных вычислительных системах, даже на процессорах поколения I80386, сущест-

венно сложнее описанного выше. В частности, для обращения к страничной таблице

соответствующей программы операционная система должна первоначально обра-

титься к каталогу, в котором хранятся базовые адреса страничных таблиц соответ-

ствующих программ.

Перемещение модифицированных страниц из ОП в ВП в боль-

шинстве случаев осуществляется не напрямую, а через кэшированную область ОП

(дисковый кэш), поскольку велика вероятность обращения к недавно удаленной

странице. Такой механизм позволяет ускорить процесс подкачки страницы при по-

вторном обращении.

Для ускорения преобразования адресов обычно используется небольшая

сверхоперативная память, куда

передается из ОП страничная таблица активной про-

граммы. Кроме того, во внутренней памяти процессора обычно формируется свод-

ная таблица, содержащая сведения о номерах виртуальных и соответствующих фи-

зических страниц для нескольких недавно использовавшихся страниц, в том числе

принадлежащих разным программам. Так, внутрикристальный кэш процессора

I80386 содержит информацию, необходимую для доступа к 32

страницам памяти, к

которым недавно выполнялось обращение. В этом варианте сверхоперативная па-

мять, используемая при преобразовании адресов, строится как

ассоциативная. Об-

ращение к ней идет не по адресу, а по содержанию хранимой в ячейке информации

– номеру программы и номеру виртуальной страницы.

9.4.2. СЕГМЕНТНО-СТРАНИЧНАЯ ОРГАНИЗАЦИЯ ПАМЯТИ

До сих пор предполагалось, что виртуальная память, которой располагает про-

граммист, представляет собой непрерывный массив с единой нумерацией байтов.

Такое логическое адресное пространство называют еще

плоским или линейным.

Между тем программа обычно состоит из нескольких массивов-подпрограмм, одной

или нескольких секций данных. При программировании длина таких массивов (про-

граммных модулей) получается произвольной (различной), поэтому удобно, чтобы

каждый массив имел свою собственную нумерацию байтов,

начинающуюся с нуля.

Желательно также, чтобы составленная таким образом программа могла работать

при динамическом распределении памяти, не требуя от программиста усилий по

объединению различных ее частей в единый массив. В современных вычислитель-

ных системах эта задача решается путем использования особого метода преобразо-

вания виртуальных адресов в физические, называемого

сегментно-страничной ор-

ганизацией памяти.

Виртуальная память каждой программы делится на части, называемые

сег-

ментами

, с независимой адресацией байтов внутри каждой части. При этом к вирту-

альному адресу добавляются дополнительные разряды левее номера страницы.

Эти разряды определят номер сегмента.

Возникает определенная иерархия в организации программ, состоящая из че-

тырех ступеней: программа-сегмент-страница-байт. Этой иерархии программ соот-

ветствует иерархия таблиц, служащих для перевода виртуальных

адресов в физи-

ческие. Программная таблица для каждой программы, загруженной в систему, ука-

зывает начальный адрес соответствующей сегментной таблицы. Сегментная табли-

ца перечисляет сегменты данной программы с указанием начального адреса стра-

ничной таблицы, относящейся к данному сегменту. Страничная таблица определяет

расположение каждой из страниц сегмента в памяти. Страницы сегмента могут рас

полагаться не подряд – часть страниц данного сегмента может находиться в ОП, ос-

тальные во внешней памяти.

Следует отметить, что страничная организация памяти, сегментация памяти и

разнообразные их комбинации и сочетания возникли в ранних универсальных вы-

числительных машинах, таких как IBM 360/370. В РС механизм сегментно-

страничной адресации появился существенно позднее. Первыми процессорами

фирмы Intel, имеющими аппаратную поддержку механизма сегментации памяти, яв-

лялись процессоры I80286. Однако наиболее широко защищенный режим (многоза-

дачность, виртуальная память) стал использоваться с появлением 32-разрядных

процессоров, в частности процессоров I80386, имеющих аппаратную поддержку ме-

ханизма сегментно-страничной

организации памяти. Такая поддержка позволила

разработчикам системного программного обеспечения строить логическое адресное

пространство памяти в соответствии с потребностями, определяемыми функцио-

нальным назначением ЭВМ. Процессор I80386 может работать как в реальном, так и

защищенном режимах и поддерживает следующие варианты логической организа-

ции памяти:

- плоское (линейное) логическое адресное пространство, представляющее со-

бой массив

байтов со сплошной нумерацией;

- сегментированное логическое адресное пространство, состоящее из некото-

рого числа сегментов, каждый из которых содержит переменное число байтов;

- страничное логическое адресное пространство, состоящее из большого чис-

ла страниц, каждая из которых включает фиксированное число байтов;

- сегментно-страничное адресное пространство, состоящее из некоторого чис-

ла

сегментов, которые, в свою очередь, состоят из целого числа страниц.

Процессор I80386 поддерживает 16000 сегментов различного объема. Размер

каждого сегмента может достигать 4 Гбайт, что позволяет реализовывать управле-

ние виртуальной памятью емкостью до 64 Тбайт (в многозадачном режиме 16000

сегментов – для каждой новой задачи).

Перечисленные возможности позволяют программисту, в случае необходимо-

сти, использовать защищенный режим и

разбить виртуальную память ЭВМ на сег-

менты. При этом каждому модулю программных кодов можно присвоить свой собст-

венный логический сегмент памяти. Пользуясь моделью сегментной адресации, про-

граммист может разделить логическое адресное пространство, например, на сег-

менты данных, кодов программ, стека и несколько дополнительных сегментов. Это

будет способствовать достаточно простой реализации

механизмов, обеспечиваю-

щих защиту отдельных модулей, разделение информации между сегментами, а так-

же совместную или раздельную их обработку.

Виртуальную память можно поделить также на страницы. В отличие от сегмен-

тов, для которых допускаются переменные размеры и размещение в ОП, наиболее

приемлемые для программных модулей страницы имеют фиксированный размер

4 Кбайт и

жесткую привязку к адресам памяти. Страничная организация памяти при-

дает алгоритмам перекачки данных в процедурах размещения, запоминания и поис-

ка более рациональную форму благодаря равномерности распределения блоков

памяти в адресном пространстве. В любой программе можно объединить основные

принципы каждого из рассмотренных способов управления памятью, если, допустим,

логическое адресное пространство разделить на

сегменты, а для управления физи-

ческой памятью применить методы страничной организации. Размер страницы

4 Кбайт хорошо подходит для функционирования операционных систем и для под-

систем ВВ дисков, а также обеспечивает хороший коэффициент удачных обращений

для внутрикристального кэш страниц. Следует отметить, что с появлением процес-

соров Pentium возникла возможность поддержки страниц размером 4 Мбайт

. Однако

при дальнейшем изложении материала размер страницы подразумевается 4 Кбайт.

Следует, однако, иметь в виду, что

виртуальной памяти как физического объ-

екта

не существует (в отличие от кэш-памяти), хотя она и имеет определенную ап-

паратную поддержку. Виртуальная память является "порождением" операционной

системы, поэтому и законы ее функционирования зависят от конкретного типа опе-

рационной системы.

Кроме того, фирмы-изготовители в процессе совершенствования аппаратной

части стремятся сохранить преемственность поколений процессоров. Это позволяет

использовать в новых моделях программное обеспечение, уже написанное для вы-

числительных систем, построенных на базе более ранних моделей процессоров, но

делает

алгоритмы обращения к памяти более консервативными. Такая преемствен-

ность достигается в основном двумя путями:

- Созданием новых моделей процессоров, расширенные системы команд ко-

торых "накрывают" системы команд прежних моделей. Так, все процессоры

фирмы Intel семейства I80х86, в том числе 32-разрядные (I80386, I80486,

Pentium, Pentium Pro), включают в себя как подмножество системы команд и

архитектуры нижестоящих моделей,

начиная с базовой модели I8088;

- Созданием новых операционных систем, поддерживающих возможность эму-

ляции прежних структур логического адресного пространства памяти. Так, все

версии операционной системы MS-DOS, включая последние (например,

MS DOS 6.22), поддерживали реальный режим, эмулирующий фактически ад-

ресное пространство PC/XT.

Для иллюстрации изложенного очень коротко рассмотрим процесс эволюции

первых поколений IBM PC.

Как уже отмечалось, первые МП

фирмы Intel появились в конце 60-х годов. За-

тем появились процессоры I8086 и I8088, положившие начало целому семейству

МП. Они имели 20-разрядную ША и совершенно идентичную внутреннюю структуру,

т.е. имели 16-разрядное АЛУ, но I8086 подключался к 16-разрядной ШД, а I8088 – к

8-разрядной. В 1981 году фирма IBM выпустила свою первую модель IBM PC, по-

строенную на базе процессора I8088.

Она имела ОП емкостью 256 Кбайт и два

floppy-диска (f-диска) по 160 Кбайт. IBM PC работал под управлением первой версии

операционной системы MS DOS-1.00, созданной с расчетом более широких возмож-

ностей процессора, в частности прямоадресуемой памяти объемом 1 Мбайт. Под

прямоадресуемой памятью понимается то адресное пространство, которое доступно

процессору при данной разрядности ША.

Уже в 1981 году фирма IBM

начала выпуск более совершенной модели компью-

тера IBM PC/XT, построенной на базе процессора I8086. Эта модель выпускалась до

1984 года. Она имела ОП емкостью 640 Кбайт, винчестер емкостью 10 Мбайт и два

f-диска по 360 Кбайт. Для модели XT была написана вторая версия операционной

системы MS DOS-2.00, полностью поддерживающая указанную конфигурацию уст-

ройств PC. Эта версия операционной системы явилась "родоначальницей" всех

по-

следующих версий MS DOS, под управлением которых работали все последующие

модели PC фирмы IBM.

Именно с появлением на рынке модели IBM PC/XT началось массовое внедре-

ние PC в хозяйственную и научную деятельность человека. В результате было на-

работано огромное количество прикладных программ, возможность использования

которых необходимо было предусмотреть в более поздних моделях PC фирмы IBM.

Упрощенная структура прямоадресуемой

памяти компьютера IBM PC/XT, рабо-

тающего под управлением MS DOS-2.00, изображена на рис. 9.14.

Из структуры следует, что для пользователя была доступна только область

прямоадресуемой памяти объемом 640 Кбайт (ОП), из которой непосредственно под

прикладные программы отводился участок между адресами 70 Кбайт и 640 Кбайт,

т.е. не более 570 Кбайт памяти. Верхняя зона прямоадресуемой памяти между ад-

ресами 640 Кбайт

и 1024 Кбайт объемом 384 Кбайт отводилась под системные нуж-

ды и к ОП не относилась.

Системное ПЗУ

Видеоадаптер

Сетевой адаптер

Область

прикладных

программ

DOS, драйверы,

резидентные

программы

1024 К

640 К

70 К

0 К

Кбайт

570

Кбайт

384

Кбайт

ОП

Рис. 9.14. Упрощенная структура прямоадресуемой памяти PC/XT

Однако очень скоро, особенно с появлением электронных таблиц, такой объем

ОП перестал удовлетворять пользователей. Частичное решение проблемы расши-

рения объема ОП было найдено посредством использования плат

EMS-памяти, или

expanded memory. Первоначально это было физическое устройство в виде отдель-

ной платы с БИС памяти (обычно общим объемом от 2 до 30 Мбайт), устанавливае-

мой в слот расширения шины ISA. Но процессор не мог обращаться с ней напрямую

– не позволяла разрядность ША и существующая операционная система, поэтому

для общения процессора с EMS-памятью были использованы свободные

от систем-

ных программ участки прямоадресуемой памяти в зоне адресов

640К-1024 Кбайт, называемые

окнами. При этом процессор не мог общаться с участ-

ками EMS-памяти, размер которых превышал размер окна, что было существенным

ограничением. Между тем использование EMS-памяти решало многие проблемы,

связанные с недостаточным объемом ОП (всего 640 Кбайт).

Так, например, в одной из конфигураций вычислительных систем роль прохода

ко всей EMS-памяти играло окно размером 64 Кбайт.

Данное окно, называемое так-

же

страничным кадром EMS, делилось на страницы размером 16 Кбайт. Страницы

такого окна (страничного кадра) могли располагаться в несвязных свободных облас-

тях системной памяти (объемом не менее 16 Кбайт) между адресами 640 Кбайт и

1024 Кбайт. Таким образом, окно размером 64 Кбайт содержало в себе 4 страницы.

Условно отображение адресного пространства на страницы EMS-памяти можно изо-

бразить схемой, приведенной на рис. 9.15 (для упрощения

рисунка все страницы ок-

на расположены подряд в одной общей свободной зоне системной памяти).

Совершенствование технологии производства СБИС привело к тому, что необ-

ходимость в специальной плате EMS-памяти со временем исчезла, поскольку раз-

работанные БИС памяти имели объемы, существенно превышающие объемы плат

EMS-памяти, используемые в IBM PC/XT. При этом понятие EMS-памяти сохрани

лось в последующих моделях компьютеров.

Процессор I80386 имеет 32-разрядную ША и может напрямую обращаться к ОП

емкостью 4 Гбайт. Однако вследствие отмеченной уже необходимости использова-

ния наработанного ранее программного обеспечения на компьютерах более поздних

моделей операционные системы, в частности MS DOS-6.22, предоставляют процес-

сору для прямой адресации только участок ОП размером 1 Мбайт с адреса 0

Кбайт

до 1024 Кбайт. Логическая структура такого участка рассматривалась выше. Таким

образом,

MS DOS-6.22 фактически эмулировала адресное пространство компьютера

IBM PC/XT и предоставляла в распоряжение пользователя ОП объемом

только

640 Кбайт. Вся остальная часть физического ОП компьютера (выше адреса

1024 Кбайт) считалась

extended memory, на которой средствами MS DOS можно

эмулировать

EMS (expanded memory) необходимого объема. Общение процессора с

EMS-памятью возможно только через окна, расположенные в поле адресов от

640 Кбайт до 1024 Кбайт. Такой подход позволял решать задачи, которые написаны

для более ранних моделей компьютеров и "привыкли" использовать EMS-память.

Режим процессора в этом случае называется

реальным и означает, что в память

компьютера, работающего под управлением, например, MS DOS-6.22,

невозможно

ввести программу, размер которой

превышает 640 Кбайт, и она требует сегмента-

ции.

Системное ПЗУ

Память видео-

адаптера

0К

640К

1024К

ОП

Кадр EMS-

памяти

(

64 Кбайт

)

16 Кбайт

Расширение

о 32 Мбайт

EMS-память

Рис. 9.15 Отображение адресного пространства на страницах EMS-памяти

Пространство

адресов прямо-

адресуемой

памяти

16 Кбайт

Между тем столь жесткие ограничения на объем ОП в базовых версиях

MS DOS совершенно не устраивали многих пользователей, тем более, что в других

операционных системах (Unix, OS/2, Windows) их не было. Поэтому для MS DOS

разрабатывались дополнительные пакеты программ, расширяющие ее возможности,

например DOS для графических библиотек (DOS 4GL).

9.5. ЗАЩИТА ПАМЯТИ

Если в памяти одновременно могут находиться несколько независимых про-

грамм, необходимы специальные меры по предотвращению или ограничению обра-

щений одной программы к областям памяти, используемым другими программами.

Аналогичная проблема возникает и при выполнении отдельных модулей больших

программ. Причинами несанкционированного обращения к чужим зонам памяти мо-

гут быть внезапное прекращение выполнения процессором

программы в результате

сбоя в аппаратуре ЭВМ, вхождение в бесконечный командный цикл, ошибки в поль-

зовательской программе, особенно при ее отладке. Последствия таких сбоев в нор-

мально функционирующих ЭВМ особенно опасны, если разрушению подвергаются

программы операционной системы, поскольку после этого вычислительная система

может начать вести себя непредсказуемо.

Для того, чтобы

воспрепятствовать разрушению одних программ другими, дос-

таточно защитить область памяти данной программы от попыток записи в нее со сто-

роны других программ, а в некоторых случаях и своей программы (

защита от запи-

си). При этом допускается обращение других программ к этой области памяти для

считывания данных.

В других случаях, например, при ограничениях на доступ к информации, хра-

нящейся в системе, необходимо иметь возможность запрещать другим программам

производить как запись, так и считывание в данной области памяти. Такая защита от

записи и считывания помогает отладке программы. При этом осуществляется кон-

троль каждого случая выхода за область памяти своей программы.

Для облегчения отладки программ желательно выявлять и такие характерные

ошибки в программах, как попытки использования данных вместо команд (или на-

оборот) в собственной программе, хотя эти ошибки могут и не разрушать ин-

формацию.

Можно

выделить следующие варианты дифференцированной защиты при раз-

личных операциях с памятью:

• Задается отношение к области памяти чужой программы, определяющее, от-

носится защита памяти только к операции записи или к любому обращению

в память.

• Задается одно из следующих отношений к области памяти собственной про-

граммы:

- разрешается доступ к данному блоку как для записи, так и для счи-

тывания;

- разрешается только считывание;

- разрешается обращение любого вида, но по адресу, взятому только из

счетчика команд;

- разрешается обращение по адресу из любого регистра,

кроме счетчика

команд.

Если нарушается защита памяти, исполнение программы приостанавливается

и вырабатывается запрос прерывания по нарушению защиты памяти.

Защита от вторжения программы в чужие области памяти может быть органи-

зована различным образом. При этом реализация защиты не должна заметно сни-

жать производительность процессора и требовать слишком больших аппаратных за-

трат. Рассмотрим

наиболее распространенные способы реализации защиты памяти.

9.5.1. ЗАЩИТА ОТДЕЛЬНЫХ ЯЧЕЕК ПАМЯТИ

В небольших управляющих вычислительных устройствах, работающих, напри-

мер, в составе АСУ ТП, необходимо обеспечить возможность отладки новых про-

грамм параллельно с функционированием находящихся в памяти рабочих программ,

управляющих технологическим процессом. Этого можно достичь выделением в каж-

дой ячейке памяти специального

разряда защиты. Установка 1 в этот разряд за-

прещает производить запись в данную ячейку. Это так называемый метод

кон-

трольного разряда.

В системах с мультипрограммной обработкой и сегментацией памяти защища-

ют не отдельные ячейки, а области памяти или блоки, на которые делится память.

При этом часто предусматривают возможность указывать для различных программ

различные допустимые режимы обращения к отдельным областям или блокам па-

мяти (сегментам).

9.5.2. МЕТОД ГРАНИЧНЫХ РЕГИСТРОВ

Идея метода состоит в том, что вводят два граничных регистра, указывающих

верхнюю и нижнюю границы области памяти, куда программа имеет право доступа.

Схема функционирования такой системы защиты изображена на рис. 9.16.

При каждом обращении к памяти проверяется, находится ли используемый ад-

рес в установленных границах. При выходе за границы обращение к памяти

подав-

ляется и формируется запрос прерывания, передающий управление операционной

системе. Содержание граничных регистров устанавливается операционной системой

перед тем, как для очередной целевой программы начнется активный цикл. Если

для динамического распределения памяти используется базовый регистр, то он од-

новременно определяет и нижнюю границу. Верхняя граница подсчитывается опе-

рационной системой в соответствии с длиной программы в ОП.

Память

α + N

РгА

Схема

сравнения

N ячеек

Разрешенная

область памяти

x >

α +N

ывание

РгВ

РгН

x ≥ α

≤

α + N

Разрешение

обращения

Схема

сравнения

РгН - регистр нижней границы;

РгВ - регистр верхней границы;

- адрес нижней границы допустимой зоны обращений;

N - количество ячеек разрешенной зоны памяти

Рис. 9.16. Защита памяти с помощью граничных регистров

Прерывание

РгН – регистр нижней границы;

РгВ – регистр верхней границы;

α – адрес нижней границы допустимой зоны обращений;

N – количество ячеек разрешенной зоны памяти.

Таким образом, рассмотренный метод позволяет предотвратить выход про-

граммы из отведенной ей зоны памяти, что оказывается удобным при решении не-

больших задач в режиме линейной адресации внутри сегмента, т.е. когда исполняе-

мая программа целиком входит в сегмент ОП и располагается в последовательных

адресах единой области памяти.

9.5.3. МЕТОД КЛЮЧЕЙ ЗАЩИТЫ

По сравнению с предыдущим данный метод является более гибким. Он позво-

ляет организовывать доступ программы к областям памяти, расположенным не

подряд.

Память в логическом отношении делится на блоки (этот вопрос достаточно под-

робно рассматривался в п. 9.4). Каждому блоку памяти ставится в соответствие код,

называемый

ключом защиты памяти. При этом каждой программе, принимающей

участие в мультипрограммной обработке, присваивается код

ключа программы.

Доступ программы к данному блоку памяти для чтения и записи разрешен, если

ключи совпадают или один из них имеет код 0.

Метод ключей защиты не исключает использование метода контрольного раз-

ряда для защиты отдельных ячеек памяти и метода граничных регистров для защи-

ты отдельных зон памяти. В современных ЭВМ эти методы

часто используются со-

вместно и тесно переплетаются.

Рассмотрим очень коротко методы защиты памяти, используемые в вычисли-

тельных системах, построенных на базе микропроцессора I80386. Блоками памяти,

подлежащими защите в таких системах, являются

сегменты и страницы. Система

защиты построена на принципах, широко используемых в микропроцессорах, а

именно:

- Проверка атрибутов доступа (ключей защиты) перед предоставлением воз-

можности обращения к памяти.

- Кольцевая структура иерархических уровней привилегированности (приори-

тетов), организованная так, чтобы предотвратить искажение наиболее важных

программ, находящихся в центре, ошибками, имеющими место на внешних

уровнях, где вероятность их возникновения наиболее высока. Механизм на ба-

зе уровней привилегий

обеспечивает достаточно надежную защиту. При этом

уровень привилегии задачи равен уровню привилегии активного на текущий

момент программного сегмента или активной страницы.

Дескриптор сегмента или страницы включает в себя битовое поле, определяю-

щее один из четырех допустимых уровней привилегий для соответствующего сег-

мента (см. рис. 9.3).

Нулевой уровень является наиболее привилегированным, т.е. с

наиболее ограниченным доступом к сегменту или странице. Уровень привилегии 3

является самым

низким и характеризует наиболее доступные сегмент или страницу.

Программы могут иметь доступ к данным или программным сегментам только с

та-

ким

же уровнем привилегий или с менее ограниченным доступом (т.е. с более высо-

кими номерами уровня привилегий).

С помощью этих четырех уровней защиты и системы проверки атрибутов дос-

тупа в процессоре организуется многозадачный режим за счет обособления про-

грамм друг от друга и от операционной системы. Механизм защиты предотвращает

аварийную ситуацию в какой-либо программе при возникновении

сбоя в системе.

Систему защиты памяти посредством задачно-пользовательских атрибутов и уров-

ней приоритетов, используемую в процессоре I80386, можно изобразить схемой,

приведенной на рис. 9.17.

Рис. 9.17. Система защиты памяти ЭВМ на процессоре I80386

Задача А

Задача В

Прикладные програм-

мы (Р=3)

Межзадачное распространение

ошибок, предотвращаемое

проверкой атрибутов доступа

Прикладной сервис (Р=2)

Системный сервис (Р=1)

Ядро (Р=0)

Межуровневое

распространение

ошибок, предот-

вращаемое систе-

мой приоритетов

Задача С

Функционирование изображенной структуры можно проиллюстрировать сле-

дующим примером. Пусть данные хранятся на уровне P=2. Тогда доступ к ним воз-

можен для программ, находящихся на уровнях P=2, 1 или 0. Для программ с P=3 они

недоступны. Аналогично программа прикладного сервиса с P=2 может быть вызвана

сегментами или процедурами, находящимися на уровнях P=2, 1 или 0, но не на

уровне P=3.

Выше речь

шла о непосредственном обращении к данным или программам.

Однако команда CALL может вызывать сегменты программ с более высоким, чем те-

кущая программа, уровнем привилегий, используя для этого специально установ-

ленные точки входа. Эти точки входа называются шлюзами (или вентилями) вызова.

Таким образом, менее привилегированная процедура может вызвать более

привилегированную, обращаясь к ней через дескриптор шлюза вызова, определяю-

щий доступную точку входа. Этот способ обращения использовался также в процес-

сорах I80286 и I80486. Он позволяет программам пользователя обращаться за об-

служиванием к ОС. При этом допускаются обращения только к определенным про-

цедурам, которые

санкционируются путем введения в систему соответствующего

шлюза. Тем самым исключается возможность несанкционированного обращения

менее привилегированных процедур к более привилегированным, что позволяет за-

щитить их от возможных искажений.

Аппаратная внутрикристальная реализация механизма иерархической защиты

памяти и проверка атрибутов доступа, предусматриваемая в составе операционной

системы, позволяют предотвращать подавляющее большинство аварийных ситуа-

ций (в

соответствии с одной из оценок, приведенной в литературе, до 95% отказов,

происходящих в многопользовательских многозадачных системах из-за некоррект-

ной работы с памятью).

9.6. АЛГОРИТМЫ УПРАВЛЕНИЯ МНОГОУРОВНЕВОЙ ПАМЯТЬЮ

Будем рассматривать двухуровневую память со страничной организацией, со-

стоящую из оперативной (верхний уровень) и внешней (нижний уровень) памятей.

Если при выполнении программы обнаруживается, что страница с нужными данными

(операндами, куском программы) отсутствует в памяти верхнего уровня, она переда-

ется туда из памяти нижнего уровня. Если при этом в памяти верхнего

уровня нет

для нее свободного места, то она замещает одну из страниц, находящихся в ОП.

При этом если в замещаемую страницу во время ее пребывания в ОП производи-

лась запись, то она должна быть передана в память нижнего уровня (заменит там

свою устаревшую копию).

Эти операции передачи информации между уровнями памяти

вызывают про-

стои процессора и, следовательно, потери производительности вычислительной

системы, поэтому следует стремиться уменьшить число таких операций в процессе

выполнения программы. Очевидно, что число этих операций обмена информацией

зависит от того, какая информация отсылается из памяти верхнего уровня, так как к

этой информации возможно обращение в процессе дальнейшего выполнения про-

граммы.

Приведем формализованную модель процесса обмена информацией между

верхним и нижним уровнями памяти. Пусть программа вместе с исходными данными

состоит из k страниц, которым присвоены номера 1, 2, ..., k, тогда программу можно

рассматривать как множество страниц:

Q = {1,2, …, k}.

Все страницы программы постоянно хранятся в памяти нижнего уровня, а, кро-

ме того, r из них могут находиться в

памяти верхнего уровня (оперативной памяти),

при этом

1 < r < k.

Выполнение программы порождает последовательность обращений к страни-

цам памяти. Рассматриваем эту последовательность как реализацию некоторого

случайного процесса:

, q

, …, q

где q

– случайная дискретная величина, принимающая в момент времени t значение

одного из номеров страниц программы (q

∈ Q).

Если S

– совокупность страниц в памяти верхнего уровня в момент t, причем в

любой момент в этой памяти присутствует r страниц программы, то изменение со-

стояния памяти верхнего уровня после обращения q

описывается следующими со-

отношениями: