лекции. Введениеоперационная система (ОС)
 Скачать 1.95 Mb.
|
|
4.4 Сегментная и сегментно - страничная организация памяти Существуют две другие схемы организации управления памятью: сегментная и сегментно- страничная. Сегменты, в отличие от страниц, могут иметь переменный размер. Идея сегментации изложена во введении. При сегментной организации виртуальный адрес по- прежнему является двумерным и состоит из двух полей – номера сегмента и смещения внутри сегмента. Однако в отличие от страничной организации, где линейный адрес преобразован в двумерный операционной системой для удобства отображения, здесь двумерность адреса является следствием представления пользователя о процессе не в виде линейного массива байтов, а как набор сегментов переменного размера (данные, код, стекѕ). Программисты, пишущие на языках низкого уровня, должны иметь представление о сегментной организации, явным образом меняя значения сегментных регистров (это хорошо видно по текстам программ, написанных на Ассемблере). Логическое адресное пространство – набор сегментов. Каждый сегмент имеет имя, размер и другие параметры (уровень привилегий, разрешенные виды обращений, флаги присутствияѕ ). В отличие от страничной схемы, где пользователь задает только один адрес, который разбивается на номер страницы и смещение прозрачным для программиста образом, в сегментной схеме пользователь специфицирует каждый адрес двумя величинами: именем сегмента и смещением. Каждый сегмент – линейная последовательность адресов, начинающаяся с 0. Максимальный размер сегмента определяется разрядностью процессора (при 32- разрядной адресации это 2 32 байт или 4 Гбайт). Размер сегмента может меняться динамически (например, сегмент стека). В элементе таблицы сегментов помимо физического адреса начала сегмента обычно содержится и длина сегмента. Если размер смещения в виртуальном адресе выходит за пределы размера сегмента, возникает исключительная ситуация. Логический адрес – упорядоченная пара v=(s,d), номер сегмента и смещение внутри сегмента. В системах, где сегменты поддерживаются аппаратно, эти параметры обычно хранятся в таблице дескрипторов сегментов, а программа обращается к этим дескрипторам по номерам-селекторам. При этом в контекст каждого процесса входит набор сегментных регистров, содержащих селекторы текущих сегментов кода, стека, данных и т. д. и определяющих, какие сегменты будут использоваться при разных видах обращений к памяти. Это позволяет процессору уже на аппаратном уровне определять допустимость обращений к памяти, упрощая реализацию защиты информации от повреждения и несанкционированного доступа. Рис. 4.8 Преобразование логического адреса при сегментной организации памяти Аппаратная поддержка сегментов распространена мало (главным образом на процессорах Intel). В большинстве ОС сегментация реализуется на уровне, не зависящем от аппаратуры. Хранить в памяти сегменты большого размера целиком так же неудобно, как и хранить процесс непрерывным блоком. Напрашивается идея разбиения сегментов на страницы. При сегментно-страничной организации памяти происходит двухуровневая трансляция виртуального адреса в физический. В этом случае логический адрес состоит из трех полей: номера сегмента логической памяти, номера страницы внутри сегмента и смещения внутри страницы. Соответственно, используются две таблицы отображения – таблица сегментов, связывающая номер сегмента с таблицей страниц, и отдельная таблица страниц для каждого сегмента. 5 АППАРАТНО - НЕЗАВИСИМЫЙ УРОВЕНЬ УПРАВЛЕНИЯ ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТЬЮ В данной лекции рассмотрена аппаратно-независимая часть подсистемы управления виртуальной памятью, которая связана с конкретной аппаратной реализацией с помощью аппаратно-зависимой части. Большинство ОС используют сегментно-страничную виртуальную память. Для обеспечения нужной производительности менеджер памяти ОС старается поддерживать в оперативной памяти актуальную информацию, пытаясь угадать, к каким логическим адресам последует обращение в недалеком будущем. Решающую роль здесь играет удачный выбор стратегии замещения, реализованной в алгоритме выталкивания страниц. 5.1 Исключительные ситуации при работе с памятью Из материала предыдущей лекции следует, что отображение виртуального адреса в физический осуществляется при помощи таблицы страниц. Для каждой виртуальной страницы запись в таблице страниц содержит номер соответствующего страничного кадра в оперативной памяти, а также атрибуты страницы для контроля обращений к памяти. Что же происходит, когда нужной страницы в памяти нет или операция обращения к памяти недопустима? Естественно, что операционная система должна быть как-то оповещена о происшедшем. Обычно для этого используется механизм исключительных ситуаций (exceptions). При попытке выполнить подобное обращение к виртуальной странице возникает исключительная ситуация "страничное нарушение" (page fault), приводящая к вызову специальной последовательности команд для обработки конкретного вида страничного нарушения. Страничное нарушение может происходить в самых разных случаях: при отсутствии страницы в оперативной памяти, при попытке записи в страницу с атрибутом "только чтение" или при попытке чтения или записи страницы с атрибутом "только выполнение". В любом из этих случаев вызывается обработчик страничного нарушения, являющийся частью операционной системы. Ему обычно передается причина возникновения исключительной ситуации и виртуальный адрес, обращение к которому вызвало нарушение. Нас будет интересовать конкретный вариант страничного нарушения - обращение к отсутствующей странице, поскольку именно его обработка во многом определяет производительность страничной системы. Когда программа обращается к виртуальной странице, отсутствующей в основной памяти, операционная система должна выделить страницу основной памяти, переместить в нее копию виртуальной страницы из внешней памяти и модифицировать соответствующий элемент таблицы страниц. Повышение производительности вычислительной системы может быть достигнуто за счет уменьшения частоты страничных нарушений, а также за счет увеличения скорости их обработки. Время эффективного доступа к отсутствующей в оперативной памяти странице складывается из: обслуживания исключительной ситуации (page fault); чтения (подкачки) страницы из вторичной памяти (иногда, при недостатке места в основной памяти, необходимо вытолкнуть одну из страниц из основной памяти во вторичную, то есть осуществить замещение страницы); возобновления выполнения процесса, вызвавшего данный page fault. Для решения первой и третьей задач ОС выполняет до нескольких сот машинных инструкций в течение нескольких десятков микросекунд. Время подкачки страницы близко к нескольким десяткам миллисекунд. Проведенные исследования показывают, что вероятности page fault 5x10 -7 оказывается достаточно, чтобы снизить производительность страничной схемы управления памятью на 10%. Таким образом, уменьшение частоты page faults является одной из ключевых задач системы управления памятью. Ее решение обычно связано с правильным выбором алгоритма замещения страниц. 5.2 Стратегии управления страничной памятью Программное обеспечение подсистемы управления памятью связано с реализацией следующих стратегий: Стратегия выборки (fetch policy) - в какой момент следует переписать страницу из вторичной памяти в первичную. Существует два основных варианта выборки - по запросу и с упреждением. Алгоритм выборки по запросу вступает в действие в тот момент, когда процесс обращается к отсутствующей странице, содержимое которой находится на диске. Его реализация заключается в загрузке страницы с диска в свободную физическую страницу и коррекции соответствующей записи таблицы страниц. Алгоритм выборки с упреждением осуществляет опережающее чтение, то есть кроме страницы, вызвавшей исключительную ситуацию, в память также загружается несколько страниц, окружающих ее (обычно соседние страницы располагаются во внешней памяти последовательно и могут быть считаны за одно обращение к диску). Такой алгоритм призван уменьшить накладные расходы, связанные с большим количеством исключительных ситуаций, возникающих при работе со значительными объемами данных или кода; кроме того, оптимизируется работа с диском. Стратегия размещения (placement policy) - в какой участок первичной памяти поместить поступающую страницу. В системах со страничной организацией все просто - в любой свободный страничный кадр. В случае систем с сегментной организацией необходима стратегия, аналогичная стратегии с динамическим распределением. Стратегия замещения (replacement policy) - какую страницу нужно вытолкнуть во внешнюю память, чтобы освободить место в оперативной памяти. Разумная стратегия замещения, реализованная в соответствующем алгоритме замещения страниц, позволяет хранить в памяти самую необходимую информацию и тем самым снизить частоту страничных нарушений. Замещение должно происходить с учетом выделенного каждому процессу количества кадров. Кроме того, нужно решить, должна ли замещаемая страница принадлежать процессу, который инициировал замещение, или она должна быть выбрана среди всех кадров основной памяти. 5.3 Алгоритмы замещения страниц Итак, наиболее ответственным действием менеджера памяти является выделение кадра оперативной памяти для размещения в ней виртуальной страницы, находящейся во внешней памяти. Напомним, что мы рассматриваем ситуацию, когда размер виртуальной памяти для каждого процесса может существенно превосходить размер основной памяти. Это означает, что при выделении страницы основной памяти с большой вероятностью не удастся найти свободный страничный кадр. В этом случае операционная система в соответствии с заложенными в нее критериями должна: найти некоторую занятую страницу основной памяти; переместить в случае надобности ее содержимое во внешнюю память; переписать в этот страничный кадр содержимое нужной виртуальной страницы из внешней памяти; должным образом модифицировать необходимый элемент соответствующей таблицы страниц; продолжить выполнение процесса, которому эта виртуальная страница понадобилась. Заметим, что при замещении приходится дважды передавать страницу между основной и вторичной памятью. Процесс замещения может быть оптимизирован за счет использования бита модификации (один из атрибутов страницы в таблице страниц). Бит модификации устанавливается компьютером, если хотя бы один байт был записан на страницу. При выборе кандидата на замещение проверяется бит модификации. Если бит не установлен, нет необходимости переписывать данную страницу на диск, ее копия на диске уже имеется. Подобный метод также применяется к read-only-страницам, они никогда не модифицируются. Эта схема уменьшает время обработки page fault. Существует большое количество разнообразных алгоритмов замещения страниц. Все они делятся на локальные и глобальные. Локальные алгоритмы, в отличие от глобальных, распределяют фиксированное или динамически настраиваемое число страниц для каждого процесса. Когда процесс израсходует все предназначенные ему страницы, система будет удалять из физической памяти одну из его страниц, а не из страниц других процессов. Глобальный же алгоритм замещения в случае возникновения исключительной ситуации удовлетворится освобождением любой физической страницы, независимо от того, какому процессу она принадлежала. Глобальные алгоритмы имеют ряд недостатков. Во-первых, они делают одни процессы чувствительными к поведению других процессов. Например, если один процесс в системе одновременно использует большое количество страниц памяти, то все остальные приложения будут в результате ощущать сильное замедление из-за недостатка кадров памяти для своей работы. Во-вторых, некорректно работающее приложение может подорвать работу всей системы (если, конечно, в системе не предусмотрено ограничение на размер памяти, выделяемой процессу), пытаясь захватить больше памяти. Поэтому в многозадачной системе иногда приходится использовать более сложные локальные алгоритмы. Применение локальных алгоритмов требует хранения в операционной системе списка физических кадров, выделенных каждому процессу. Этот список страниц иногда называют резидентным множеством процесса. В одном из следующих разделов рассмотрен вариант алгоритма подкачки, основанный на приведении резидентного множества в соответствие так называемому рабочему набору процесса. Эффективность алгоритма обычно оценивается на конкретной последовательности ссылок к памяти, для которой подсчитывается число возникающих page faults. Эта последовательность называется строкой обращений (reference string). Мы можем генерировать строку обращений искусственным образом при помощи датчика случайных чисел или трассируя конкретную систему. Последний метод дает слишком много ссылок, для уменьшения числа которых можно сделать две вещи: для конкретного размера страниц можно запоминать только их номера, а не адреса, на которые идет ссылка; несколько подряд идущих ссылок на одну страницу можно фиксировать один раз. Как уже говорилось, большинство процессоров имеют простейшие аппаратные средства, позволяющие собирать некоторую статистику обращений к памяти. Эти средства обычно включают два специальных флага на каждый элемент таблицы страниц. Флаг ссылки (reference бит) автоматически устанавливается, когда происходит любое обращение к этой странице, а уже рассмотренный выше флаг изменения (modify бит) устанавливается, если производится запись в эту страницу. Операционная система периодически проверяет установку таких флагов, для того чтобы выделить активно используемые страницы, после чего значения этих флагов сбрасываются. Рассмотрим ряд алгоритмов замещения страниц. Алгоритм FIFO. Выталкивание первой пришедшей страницы Простейший алгоритм. Каждой странице присваивается временная метка. Реализуется это просто созданием очереди страниц, в конец которой страницы попадают, когда загружаются в физическую память, а из начала берутся, когда требуется освободить память. Для замещения выбирается старейшая страница. К сожалению, эта стратегия с достаточной вероятностью будет приводить к замещению активно используемых страниц, например страниц кода текстового процессора при редактировании файла. Заметим, что при замещении активных страниц все работает корректно, но page fault происходит немедленно. Аномалия Билэди (Belady) На первый взгляд кажется очевидным, что чем больше в памяти страничных кадров, тем реже будут иметь место page faults. Удивительно, но это не всегда так. Как установил Билэди с коллегами, определенные последовательности обращений к страницам в действительности приводят к увеличению числа страничных нарушений при увеличении кадров, выделенных процессу. Это явление носит название "аномалии Билэди" или "аномалии FIFO". Система с тремя кадрами (9 faults) оказывается более производительной, чем с четырьмя кадрами (10 faults), для строки обращений к памяти 012301401234 при выборе стратегии FIFO. Рис. 5.1 Аномалия Билэди: (a) - FIFO с тремя страничными кадрами; (b) - FIFO с четырьмя страничными кадрами Аномалию Билэди следует считать скорее курьезом, чем фактором, требующим серьезного отношения, который иллюстрирует сложность ОС, где интуитивный подход не всегда приемлем. Оптимальный алгоритм (OPT) Одним из последствий открытия аномалии Билэди стал поиск оптимального алгоритма, который при заданной строке обращений имел бы минимальную частоту page faults среди всех других алгоритмов. Такой алгоритм был найден. Он прост: замещай страницу, которая не будет использоваться в течение самого длительного периода времени. Каждая страница должна быть помечена числом инструкций, которые будут выполнены, прежде чем на эту страницу будет сделана первая ссылка. Выталкиваться должна страница, для которой это число наибольшее. Этот алгоритм легко описать, но реализовать невозможно. ОС не знает, к какой странице будет следующее обращение. (Ранее такие проблемы возникали при планировании процессов - алгоритм SJF). Зато мы можем сделать вывод, что для того, чтобы алгоритм замещения был максимально близок к идеальному алгоритму, система должна как можно точнее предсказывать обращения процессов к памяти. Данный алгоритм применяется для оценки качества реализуемых алгоритмов. Выталкивание дольше всего не использовавшейся страницы. Алгоритм LRU Одним из приближений к алгоритму OPT является алгоритм, исходящий из эвристического правила, что недавнее прошлое - хороший ориентир для прогнозирования ближайшего будущего. Ключевое отличие между FIFO и оптимальным алгоритмом заключается в том, что один смотрит назад, а другой вперед. Если использовать прошлое для аппроксимации будущего, имеет смысл замещать страницу, которая не использовалась в течение самого долгого времени. Такой подход называется least recently used алгоритм (LRU). LRU - хороший, но труднореализуемый алгоритм. Необходимо иметь связанный список всех страниц в памяти, в начале которого будут хранится недавно использованные страницы. Причем этот список должен обновляться при каждом обращении к памяти. Много времени нужно и на поиск страниц в таком списке. В [ Таненбаум, 2002 ] рассмотрен вариант реализации алгоритма LRU со специальным 64- битным указателем, который автоматически увеличивается на единицу после выполнения каждой инструкции, а в таблице страниц имеется соответствующее поле, в которое заносится значение указателя при каждой ссылке на страницу. При возникновении page fault выгружается страница с наименьшим значением этого поля. Как оптимальный алгоритм, так и LRU не страдают от аномалии Билэди. Существует класс алгоритмов, для которых при одной и той же строке обращений множество страниц в памяти для n кадров всегда является подмножеством страниц для n+1 кадра. Эти алгоритмы не проявляют аномалии Билэди и называются стековыми (stack) алгоритмами. Выталкивание редко используемой страницы. Алгоритм NFU Поскольку большинство современных процессоров не предоставляют соответствующей аппаратной поддержки для реализации алгоритма LRU, хотелось бы иметь алгоритм, достаточно близкий к LRU, но не требующий специальной поддержки. Программная реализация алгоритма, близкого к LRU, - алгоритм NFU(Not Frequently Used). Для него требуются программные счетчики, по одному на каждую страницу, которые сначала равны нулю. При каждом прерывании по времени (а не после каждой инструкции) операционная система сканирует все страницы в памяти и у каждой страницы с установленным флагом обращения увеличивает на единицу значение счетчика, а флаг обращения сбрасывает. 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. |