лекции. Введениеоперационная система (ОС)
 Скачать 1.95 Mb.
|
|
Другие алгоритмы Для полноты картины можно упомянуть еще несколько алгоритмов. Например, алгоритм Second-Chance - модификация алгоритма FIFO, которая позволяет избежать потери часто используемых страниц с помощью анализа флага обращений (бита ссылки) для самой старой страницы. Если флаг установлен, то страница, в отличие от алгоритма FIFO, не выталкивается, а ее флаг сбрасывается, и страница переносится в конец очереди. Если первоначально флаги обращений были установлены для всех страниц (на все страницы ссылались), алгоритм Second-Chance превращается в алгоритм FIFO. Данный алгоритм использовался в Multics и BSD Unix. В компьютере Macintosh использован алгоритм NRU (Not Recently-Used), где страница- "жертва" выбирается на основе анализа битов модификации и ссылки. Интересные стратегии, основанные на буферизации страниц, реализованы в VAX/VMS и Mach. Имеется также и много других алгоритмов замещения. Объем этого курса не позволяет рассмотреть их подробно. Подробное описание различных алгоритмов замещения можно найти в монографиях [ Дейтел, 1987 ], [ Цикритис, 1977 ], [ Таненбаум, 2002 ] и др. 5.4 Управление количеством страниц, выделенным процессу. Модель рабочего множества В стратегиях замещения, рассмотренных в предыдущем разделе, прослеживается предположение о том, что количество кадров, принадлежащих процессу, нельзя увеличить. Это приводит к необходимости выталкивания страницы. Рассмотрим более общий подход, базирующийся на концепции рабочего множества, сформулированной Деннингом [ Denning, 1996 ]. Итак, что делать, если в распоряжении процесса имеется недостаточное число кадров? Нужно ли его приостановить с освобождением всех кадров? Что следует понимать под достаточным количеством кадров? Трешинг (Thrashing) Хотя теоретически возможно уменьшить число кадров процесса до минимума, существует какое-то число активно используемых страниц, без которого процесс часто генерирует page faults. Высокая частота страничных нарушений называется трешинг (thrashing, иногда употребляется русский термин "пробуксовка", см. Рис. 5.2). Процесс находится в состоянии трешинга, если при его работе больше времени уходит на подкачку страниц, нежели на выполнение команд. Такого рода критическая ситуация возникает вне зависимости от конкретных алгоритмов замещения. Рис. 5.2 Частота page faults в зависимости от количества кадров, выделенных процессу Часто результатом трешинга является снижение производительности вычислительной системы. Один из нежелательных сценариев развития событий может выглядеть следующим образом. При глобальном алгоритме замещения процесс, которому не хватает кадров, начинает отбирать кадры у других процессов, которые в свою очередь начинают заниматься тем же. В результате все процессы попадают в очередь запросов к устройству вторичной памяти (находятся в состоянии ожидания), а очередь процессов в состоянии готовности пустеет. Загрузка процессора снижается. Операционная система реагирует на это увеличением степени мультипрограммирования, что приводит к еще большему трешингу и дальнейшему снижению загрузки процессора. Таким образом, пропускная способность системы падает из-за трешинга. Эффект трешинга, возникающий при использовании глобальных алгоритмов, может быть ограничен за счет применения локальных алгоритмов замещения. При локальных алгоритмах замещения если даже один из процессов попал в трешинг, это не сказывается на других процессах. Однако он много времени проводит в очереди к устройству выгрузки, затрудняя подкачку страниц остальных процессов. Критическая ситуация типа трешинга возникает вне зависимости от конкретных алгоритмов замещения. Единственным алгоритмом, теоретически гарантирующим отсутствие трешинга, является рассмотренный выше не реализуемый на практике оптимальный алгоритм. Итак, трешинг - это высокая частота страничных нарушений. Hеобходимо ее контролировать. Когда она высока, процесс нуждается в кадрах. Можно, устанавливая желаемую частоту page faults, регулировать размер процесса, добавляя или отнимая у него кадры. Может оказаться целесообразным выгрузить процесс целиком. Освободившиеся кадры выделяются другим процессам с высокой частотой page faults. Для предотвращения трешинга требуется выделять процессу столько кадров, сколько ему нужно. Hо как узнать, сколько ему нужно? Необходимо попытаться выяснить, как много кадров процесс реально использует. Для решения этой задачи Деннинг использовал модель рабочего множества, которая основана на применении принципа локальности. Модель рабочего множества Рассмотрим поведение реальных процессов. Процессы начинают работать, не имея в памяти необходимых страниц. В результате при выполнении первой же машинной инструкции возникает page fault, требующий подкачки порции кода. Следующий page fault происходит при локализации глобальных переменных и еще один - при выделении памяти для стека. После того как процесс собрал большую часть необходимых ему страниц, page faults возникают редко. Таким образом, существует набор страниц (P 1 , P 2 , ... P n ), активно использующихся вместе, который позволяет процессу в момент времени t в течение некоторого периода T производительно работать, избегая большого количества page faults. Этот набор страниц называется рабочим множеством W(t,T) (working set) процесса. Число страниц в рабочем множестве определяется параметром Т, является неубывающей функцией T и относительно невелико. Иногда T называют размером окна рабочего множества, через которое ведется наблюдение за процессом (см. Рис. 5.3). Рис. 5.3 Пример рабочего множества процесса Легко написать тестовую программу, которая систематически работает с большим диапазоном адресов, но, к счастью, большинство реальных процессов не ведут себя подобным образом, а проявляют свойство локальности. В течение любой фазы вычислений процесс работает с небольшим количеством страниц. Когда процесс выполняется, он двигается от одного рабочего множества к другому. Программа обычно состоит из нескольких рабочих множеств, которые могут перекрываться. Hапример, когда вызвана процедура, она определяет новое рабочее множество, состоящее из страниц, содержащих инструкции процедуры, ее локальные и глобальные переменные. После ее завершения процесс покидает это рабочее множество, но может вернуться к нему при новом вызове процедуры. Таким образом, рабочее множество определяется кодом и данными программы. Если процессу выделять меньше кадров, чем ему требуется для поддержки рабочего множества, он будет находиться в состоянии трешинга. Принцип локальности ссылок препятствует частым изменениям рабочих наборов процессов. Формально это можно выразить следующим образом. Если в период времени (t-T, t) программа обращалась к страницам W(t,T), то при надлежащем выборе T с большой вероятностью эта программа будет обращаться к тем же страницам в период времени (t, t+T). Другими словами, принцип локальности утверждает, что если не слишком далеко заглядывать в будущее, то можно достаточно точно его прогнозировать исходя из прошлого. Понятно, что с течением времени рабочий набор процесса может изменяться (как по составу страниц, так и по их числу). Наиболее важное свойство рабочего множества - его размер. ОС должна выделить каждому процессу достаточное число кадров, чтобы поместилось его рабочее множество. Если кадры еще остались, то может быть инициирован другой процесс. Если рабочие множества процессов не помещаются в память и начинается трешинг, то один из процессов можно выгрузить на диск. Решение о размещении процессов в памяти должно, следовательно, базироваться на размере его рабочего множества. Для впервые инициируемых процессов это решение может быть принято эвристически. Во время работы процесса система должна уметь определять: расширяет процесс свое рабочее множество или перемещается на новое рабочее множество. Если в состав атрибутов страницы включить время последнего использования t i (для страницы с номером i), то принадлежность i-й страницы к рабочему набору, определяемому параметром t в момент времени t будет выражаться неравенством: t-T < t i < t. Алгоритм выталкивания страниц WSClock, использующий информацию о рабочем наборе процесса, описан в [ Таненбаум, 2002 ]. Другой способ реализации данного подхода может быть основан на отслеживании количества страничных нарушений, вызываемых процессом. Если процесс часто генерирует page faults и память не слишком заполнена, то система может увеличить число выделенных ему кадров. Если же процесс не вызывает исключительных ситуаций в течение некоторого времени и уровень генерации ниже какого-то порога, то число кадров процесса может быть урезано. Этот способ регулирует лишь размер множества страниц, принадлежащих процессу, и должен быть дополнен какой-либо стратегией замещения страниц. Несмотря на то что система при этом может пробуксовывать в моменты перехода от одного рабочего множества к другому, предлагаемое решение в состоянии обеспечить наилучшую производительность для каждого процесса, не требуя никакой дополнительной настройки системы. 5.5 Страничные демоны Подсистема виртуальной памяти работает производительно при наличии резерва свободных страничных кадров. Алгоритмы, обеспечивающие поддержку системы в состоянии отсутствия трешинга, реализованы в составе фоновых процессов (их часто называют демонами или сервисами), которые периодически "просыпаются" и инспектируют состояние памяти. Если свободных кадров оказывается мало, они могут сменить стратегию замещения. Их задача - поддерживать систему в состоянии наилучшей производительности. Примером такого рода процесса может быть фоновый процесс - сборщик страниц, реализующий облегченный вариант алгоритма откачки, основанный на использовании рабочего набора и применяемый во многих клонах ОС Unix (см., например,[ Bach, 1986 ]). Данный демон производит откачку страниц, не входящих в рабочие наборы процессов. Он начинает активно работать, когда количество страниц в списке свободных страниц достигает установленного нижнего порога, и пытается выталкивать страницы в соответствии с собственной стратегией. Но если возникает требование страницы в условиях, когда список свободных страниц пуст, то начинает работать механизм свопинга, поскольку простое отнятие страницы у любого процесса (включая тот, который затребовал бы страницу) потенциально вело бы к ситуации thrashing, и разрушало бы рабочий набор некоторого процесса. Любой процесс, затребовавший страницу не из своего текущего рабочего набора, становится в очередь на выгрузку в расчете на то, что после завершения выгрузки хотя бы одного из процессов свободной памяти уже может быть достаточно. В ОС Windows 2000 аналогичную роль играет менеджер балансного набора (Working set manager), который вызывается раз в секунду или тогда, когда размер свободной памяти опускается ниже определенного предела, и отвечает за суммарную политику управления памятью и поддержку рабочих множеств. 5.6 Программная поддержка сегментной модели памяти процесса Реализация функций операционной системы, связанных с поддержкой памяти, - ведение таблиц страниц, трансляция адреса, обработка страничных ошибок, управление ассоциативной памятью и др. - тесно связана со структурами данных, обеспечивающими удобное представление адресного пространства процесса. Формат этих структур сильно зависит от аппаратуры и особенностей конкретной ОС. Чаще всего виртуальная память процесса ОС разбивается на сегменты пяти типов: кода программы, данных, стека, разделяемый и сегмент файлов, отображаемых в память (см. Рис. 5.4). Сегмент программного кода содержит только команды. Сегмент программного кода не модифицируется в ходе выполнения процесса, обычно страницы данного сегмента имеют атрибут read-only. Следствием этого является возможность использования одного экземпляра кода для разных процессов. Сегмент данных, содержащий переменные программы и сегмент стека, содержащий автоматические переменные, могут динамически менять свой размер (обычно данные в сторону увеличения адресов, а стек - в сторону уменьшения) и содержимое, должны быть доступны по чтению и записи и являются приватными сегментами процесса. Рис. 5.4 Образ процесса в памяти С целью обобществления памяти между несколькими процессами создаются разделяемые сегменты, допускающие доступ по чтению и записи. Вариантом разделяемого сегмента может быть сегмент файла, отображаемого в память. Специфика таких сегментов состоит в том, что из них откачка осуществляется не в системную область выгрузки, а непосредственно в отображаемый файл. Реализация разделяемых сегментов основана на том, что логические страницы различных процессов связываются с одними и теми же страничными кадрами. Сегменты представляют собой непрерывные области (в Linux они так и называются - области) в виртуальном адресном пространстве процесса, выровненные по границам страниц. Каждая область состоит из набора страниц с одним и тем же режимом защиты. Между областями в виртуальном пространстве могут быть свободные участки. Естественно, что подобные объекты описаны соответствующими структурами (см., например, структуры mm_struct и vm_area_struct в Linux). Часть работы по организации сегментов может происходить с участием программиста. Особенно это заметно при низкоуровневом программировании. В частности, отдельные области памяти могут быть поименованы и использоваться для обмена данными между процессами. Два процесса могут общаться через разделяемую область памяти при условии, что им известно ее имя (пароль). Обычно это делается при помощи специальных вызовов (например, map и unmap), входящих в состав интерфейса виртуальной памяти. Загрузка исполняемого файла (системный вызов exec) осуществляется обычно через отображение (mapping) его частей (кода, данных) в соответствующие сегменты адресного пространства процесса. Например, сегмент кода является сегментом отображаемого в память файла, содержащего исполняемую программу. При попытке выполнить первую же инструкцию система обнаруживает, что нужной части кода в памяти нет, генерирует page fault и подкачивает эту часть кода с диска. Далее процедура повторяется до тех пор, пока вся программа не окажется в оперативной памяти. Как уже говорилось, размер сегмента данных динамически меняется. Рассмотрим, как организована поддержка сегментов данных в Unix. Пользователь, запрашивая (библиотечные вызовы malloc, new) или освобождая (free, delete) память для динамических данных, фактически изменяет границу выделенной процессу памяти через системный вызов brk (от слова break), который модифицирует значение переменной brk из структуры данных процесса. В результате происходит выделение физической памяти, граница brk смещается в сторону увеличения виртуальных адресов, а соответствующие строки таблиц страниц получают осмысленные значения. При помощи того же вызова brk пользователь может уменьшить размер сегмента данных. На практике освобожденная пользователем виртуальная память (библиотечные вызовы free, delete) системе не возвращается. На это есть две причины. Во-первых, для уменьшения размеров сегмента данных необходимо организовать его уплотнение или "сборку мусора". А во-вторых, незанятые внутри сегмента данных области естественным образом будут вытолкнуты из оперативной памяти вследствие того, что к ним не будет обращений. Ведение списков занятых и свободных областей памяти в сегменте данных пользователя осуществляется на уровне системных библиотек. Более подробно информация об адресных пространствах процессов в Unix изложена в [ Кузнецов ], [ Bach, 1986 ]. 5.7 Отдельные аспекты функционирования менеджера памяти Корректная работа менеджера памяти помимо принципиальных вопросов, связанных с выбором абстрактной модели виртуальной памяти и ее аппаратной поддержкой, обеспечивается также множеством нюансов и мелких деталей. В качестве примера такого рода компонента рассмотрим более подробно локализацию страниц в памяти, которая применяется в тех случаях, когда поддержка страничной системы приводит к необходимости разрешить определенным страницам, хранящим буферы ввода-вывода, другие важные данные и код, быть блокированными в памяти. Рассмотрим случай, когда система виртуальной памяти может вступить в конфликт с подсистемой ввода-вывода. Например, процесс может запросить ввод в буфер и ожидать его завершения. Управление передастся другому процессу, который может вызвать page fault и, с отличной от нуля вероятностью, спровоцировать выгрузку той страницы, куда должен быть осуществлен ввод первым процессом. Подобные ситуации нуждаются в дополнительном контроле, особенно если ввод-вывод реализован с использованием механизма прямого доступа к памяти (DMA). Одно из решений данной проблемы - вводить данные в не вытесняемый буфер в пространстве ядра, а затем копировать их в пользовательское пространство. Второе решение - локализовать страницы в памяти, используя специальный бит локализации, входящий в состав атрибутов страницы. Локализованная страница замещению не подлежит. Бит локализации сбрасывается после завершения операции ввода-вывода. Другое использование бита локализации может иметь место и при нормальном замещении страниц. Рассмотрим следующую цепь событий. Низкоприоритетный процесс после длительного ожидания получил в свое распоряжение процессор и подкачал с диска нужную ему страницу. Если он сразу после этого будет вытеснен высокоприоритетным процессом, последний может легко заместить вновь подкачанную страницу низкоприоритетного, так как на нее не было ссылок. Имеет смысл вновь загруженные страницы помечать битом локализации до первой ссылки, иначе низкоприоритетный процесс так и не начнет работать. Использование бита локализации может быть опасным, если забыть его отключить. Если такая ситуация имеет место, страница становится неиспользуемой. SunOS разрешает использование данного бита в качестве подсказки, которую можно игнорировать, когда пул свободных кадров становится слишком маленьким. Другим важным применением локализации является ее использование в системах мягкого |