Сегментная и сегментно-страничная организации памяти. Страничная организация. Страничная организация памяти

Существуют две другие схемы организации виртуальной памяти:

· сегментная;

· сегментно-страничная.

Идеи сегментации изложены во введении к разделу 10. При сегментной организации виртуальный адрес по-прежнему является двумерным и состоит из двух полей - номера сегмента и смещения внутри сегмента. Заметим, что с точки зрения ОС сегменты являются логическими сущностями и их главное назначение хранение и защита однородной информации (кода, данных и т.д.).

С точки зрения пользователя процесс представляется обычно не как линейный массив байтов, а как набор сегментов переменного размера (данные, код, стек). Сегментация - схема управления памятью, поддерживающая этот взгляд пользователя. Сегменты содержат процедуры, массивы, стек или скалярные величины, но обычно не содержат информацию смешанного типа.

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 присутствия). Пользователь специфицирует каждый адрес двумя величинами: именем сегмента и смещением. (В отличие от схемы пэйджинга, где пользователь задает только один адрес, который разбивается hardware на номер страницы и смещение, прозрачным для программиста образом.)

Каждый сегмент - линейная последовательность адресов от 0 до максимума. Различные сегменты могут иметь различные длины, которые могут меняться динамически (например, сегмент стека). В элементе таблицы сегментов помимо физического адреса начала сегмента (если виртуальный сегмент содержится в основной памяти) содержится длина сегмента. Если размер смещения в виртуальном адресе выходит за пределы размера сегмента, возникает прерывание.

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 др. 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. 11.2 Преобразование логического адреса при сегментной организации памяти.

Аппаратная поддержка сегментов относительно слабо распространена (главным образом на процессорах архитектуры Intel) и характеризуется довольно медленной загрузкой селекторов в сегментные регистры, выполняемая при каждом переключении контекста и при каждом переходе между разными сегментами. В системах с чисто страничной организацией памяти для описания типового адресного пространства процесса, представляющего собой набор сегментов, сегментация реализуется на уровне, независимом от аппаратуры.

Хранение в памяти сегментов большого размера может оказаться неудобным. Возникает идея их пейджинга. При сегментно-страничной организации виртуальной памяти происходит двухуровневая трансляция виртуального адреса в физический. В этом случае виртуальный адрес состоит из трех полей: номера сегмента виртуальной 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.

Рис. 11.3 Формирование физического адреса при сегментно-страничной организации памяти.

Сегментно-страничная организация виртуальной памяти позволяла совместно использовать одни и те же сегменты данных и программного кода в виртуальной памяти разных задач (для каждой виртуальной памяти существовала отдельная таблица сегментов, но для совместно используемых сегментов поддерживались общие таблицы страниц).

Ассоциативная память.

Поиск нужной страницы в многоуровневой таблице страниц, требующий несколько обращений к основной памяти на пути преобразования виртуального адреса к физическому занимает много времени. В ряде обстоятельств такая задержка недопустима. Эта проблема также находит решение на уровне архитектуры компьютера.

В соответствии со свойством локальности большинство программ в течение некоторого промежутка времени делают ссылки к небольшому числу страниц, таким образом, только небольшая часть таблицы страниц работает напряженно.

Естественное решение - снабдить компьютер аппаратным устройством для отображения виртуальных страниц в физические без обращения к таблице страниц, то есть иметь небольшую, быструю кэш-память, хранящую необходимую на данный момент часть таблицы страниц. Это устройство называется ассоциативная память , иногда также употребляют термин ассоциативные регистры (иногда translation lookaside buffer (TLB)).

Одна запись в таблице в ассоциативной памяти содержит информацию про одну виртуальную страницу, ее атрибуты и кадр, в котором она находится. Эти поля в точности соответствуют полям в таблице страниц.

Отображение виртуальных страниц, хранимых в ассоциативной памяти, осуществляется быстро, однако кэш память является дорогостоящей и имеет ограниченный размер. Число записей в TLB от 8 до 2048.

Память называется ассоциативной, потому что в отличие от таблицы страниц, которая проиндексирована по номерам виртуальных страниц, здесь происходит одновременное сравнение номера виртуальной страницы с соответствующим полем во всех строках этой небольшой таблицы. Поэтому эта память является дорогостоящей. В строке, поле виртуальной страницы которой совпало с искомым значением, находится номер страничного кадра.

Рассмотрим функционирование менеджера памяти при наличии ассоциативной памяти. Вначале он ищет виртуальную страницу в ассоциативной памяти. Если страница найдена - все нормально за исключением случаев нарушения привилегий, когда запрос на обращение к памяти отклоняется.

Если страницы нет в ассоциативной памяти, то она ищется через таблицу страниц. Происходит замена одной из страниц в ассоциативной памяти найденной страницей. В таблице такая загруженная страница помечается битом модификации, что будет учтено при следующей загрузке ассоциативной памяти из таблицы страниц.

Процент раз, когда номер страницы находится в ассоциативной памяти, называется hit (совпадение) ratio (пропорция, отношение). Таким образом, hit ratio - часть ссылок, которая может быть сделана с использованием ассоциативной памяти. Обращение к одним и тем же страницам повышает hit ratio.

Например, предположим, что для доступа к таблице страниц необходимо 100 нс, а для доступа к ассоциативной памяти 20 нс. С 90% hit ratio среднее время доступа - 0.9*20+0.1*100 = 28 нс.

Вполне приемлемая производительность современных ОС доказывает эффективность использования ассоциативной памяти. Высокое значение вероятности нахождения данных в ассоциативной памяти связано с наличием у данных объективных свойств: пространственной и временной локальности.

Необходимо обратить внимание на следующий факт. При переключении процессов нужно добиться того, чтобы новый процесс не видел в ассоциативной памяти информацию, относящуюся к предыдущему процессу, например, очищать ее. Т.о. использование ассоциативной памяти увеличивает время переключения контекстов.

Иерархия памяти.

Все предыдущие рассуждения справедливы и для других пар запоминающих устройств, например, для оперативной памяти и внешней памяти. В этом случае уменьшается среднее время доступа к данным, расположенным на диске, и роль кэш-памяти выполняет буфер в оперативной памяти.

Рассмотренная нами схема трехуровневой памяти (ассоциативная, основная, вторичная) является частным случаем многоуровневой памяти. На пример, как показано на рис. 11.5, разновидности памяти могут быть организованы в иерархию по убыванию скорости доступа и возрастанию цены.

.

Рис. 11.5 Иерархия памяти компьютера

Считается, что затраты, связанные с переписью информации из одной памяти в другую окажутся меньше выигрыша в быстродействии, который получается за счет сокращения времени выборки из более быстрых слоев памяти. Информация о странице, которая находится в памяти верхнего уровня, хранится также на уровнях с большими номерами. Если процессор не обнаруживает нужную страницу на i-м уровне, он начинает искать ее на последующих уровнях. Когда нужная страница найдена, она переносится в более быстрые уровни. При этом происходит вытеснение какой-то старой страницы, обычно той, которая дольше всего не использовалась. Идея состоит в том, чтобы те страницы, которые чаще всего нужны в настоящее время, находились в более быстрых частях памяти. Эффективность такой схемы обусловлена все тем же свойством локальности (подробнее о локальности и связанным с ним понятием рабочего множества страниц будет рассказано в следующей главе). В результате среднее время доступа для многоуровневой схемы памяти оказывается весьма близким ко времени доступа первого уровня.

Размер страницы

Дизайнеры ОС для существующих машин редко имеют возможность влиять на размер страницы. Однако для вновь создаваемых компьютеров решение относительно оптимального размера страницы является актуальным. Как и можно было ожидать нет одного наилучшего размера. Скорее есть набор факторов, влияющих на размер. Обычно размер страницы это степень двойки от 2**9 до 2**14 байт.

Чем больше размер страницы, тем меньше будет размер структур данных, обслуживающих преобразование адресов, но тем больше будут потери, связанные с тем, что память можно выделять только постранично.

Как следует выбирать размер страницы? Во-первых, нужно учитывать размер таблицы страниц, здесь желателен большой размер страницы (страниц меньше, соответственно и таблица страниц меньше). С другой стороны память лучше утилизируется с маленьким размером страницы. В среднем половина последней страницы процесса пропадает. Необходимо также учитывать объем ввода-вывода для взаимодействия с внешней памятью и другие факторы. Проблема не имеет хорошего ответа. Историческая тенденция состоит в увеличении размера страницы. Как правило, размер страниц задается аппаратно, например, на Intel - это 4096 байт (или 4 Кбайт), на DEC PDP-11 - 8 Кбайт, на DEC VAX - 512 байт, на других архитектурах, таких как Motorola 68030, размер страниц может быть задан программно.

Итак, рассмотрены аппаратные особенности поддержки виртуальной памяти. Перейдем к ее программной поддержке.

В системах со страничной организацией основная и внешняя память (главным образом дисковое пространство) делятся на блоки или страницы фиксированной длины. Каждому пользователю предоставляется некоторая часть адресного пространства, которая может превышать основную память компьютера и которая ограничена только возможностями адресации, заложенными в системе команд. Эта часть адресного пространства называется виртуальной памятью пользователя. Каждое слово в виртуальной памяти пользователя определяется виртуальным адресом, состоящим из двух частей: старшие разряды адреса рассматриваются как номер страницы, а младшие - как номер слова (или байта) внутри страницы.

Управление различными уровнями памяти осуществляется программами ядра операционной системы, которые следят за распределением страниц и оптимизируют обмены между этими уровнями. При страничной организации памяти смежные виртуальные страницы не обязательно должны размещаться на смежных страницах основной физической памяти. Для указания соответствия между виртуальными страницами и страницами основной памяти операционная система должна сформировать таблицу страниц для каждой программы и разместить ее в основной памяти машины. При этом каждой странице программы, независимо от того находится ли она в основной памяти или нет, ставится в соответствие некоторый элемент таблицы страниц. Каждый элемент таблицы страниц содержит номер физической страницы основной памяти и специальный индикатор. Единичное состояние этого индикатора свидетельствует о наличии этой страницы в основной памяти. Нулевое состояние индикатора означает отсутствие страницы в оперативной памяти.

Для увеличения эффективности такого типа схем в процессорах используется специальная, полностью ассоциативная кэш-память, которая также называется буфером преобразования адресов (TLB – translation-lookaside buffer). Хотя наличие TLB не меняет принципа построения схемы страничной организации, с точки зрения защиты памяти, необходимо предусмотреть возможность очистки его при переключении с одной программы на другую.

Поиск в таблицах страниц, расположенных в основной памяти, и загрузка TLB может осуществляться либо программным способом, либо специальными аппаратными средствами. В последнем случае для того, чтобы предотвратить возможность обращения пользовательской программы к таблицам страниц, с которыми она не связана, предусмотрены специальные меры. С этой целью в процессоре предусматривается дополнительный регистр защиты, содержащий описатель (дескриптор) таблицы страниц или базово-граничную пару. База определяет адрес начала таблицы страниц в основной памяти, а граница - длину таблицы страниц соответствующей программы. Загрузка этого регистра защиты разрешена только в привилегированном режиме. Для каждой программы операционная система хранит дескриптор таблицы страниц и устанавливает его в регистр защиты процессора перед запуском соответствующей программы.

Отметим некоторые особенности, присущие простым схемам со страничной организацией памяти. Наиболее важной из них является то, что все программы, которые должны непосредственно связываться друг с другом без вмешательства операционной системы, должны использовать общее пространство виртуальных адресов. Это относится и к самой операционной системе, которая, вообще говоря, должна работать в режиме динамического распределения памяти. Поэтому в некоторых системах пространство виртуальных адресов пользователя укорачивается на размер общих процедур, к которым программы пользователей желают иметь доступ. Общим процедурам должен быть отведен определенный объем пространства виртуальных адресов всех пользователей, чтобы они имели постоянное место в таблицах страниц всех пользователей. В этом случае для обеспечения целостности, секретности и взаимной изоляции выполняющихся программ должны быть предусмотрены различные режимы доступа к страницам, которые реализуются с помощью специальных индикаторов доступа в элементах таблиц страниц.

Следствием такого использования является значительный рост таблиц страниц каждого пользователя. Одно из решений проблемы сокращения длины таблиц основано на введении многоуровневой организации таблиц. Частным случаем многоуровневой организации таблиц является сегментация при страничной организации памяти. Необходимость увеличения адресного пространства пользователя объясняется желанием избежать необходимости перемещения частей программ и данных в пределах адресного пространства, которые обычно приводят к проблемам переименования и серьезным затруднениям в разделении общей информации между многими задачами.

Конец работы -

Эта тема принадлежит разделу:

Принципы функционирования ЭВМ. Учебное пособие по курсам «технология программирования» и «операционные системы»

В пособии излагаются базовые принципы организации и функционирования ЭВМ рассмотрен состав минимальной ЭВМ с шинной организацией назначение и.. илл библиограф наим..

Если Вам нужно дополнительный материал на эту тему, или Вы не нашли то, что искали, рекомендуем воспользоваться поиском по нашей базе работ:

Что будем делать с полученным материалом:

Если этот материал оказался полезным ля Вас, Вы можете сохранить его на свою страничку в социальных сетях:

Твитнуть

Все темы данного раздела:

Принципы фон неймана
Большинство современных ЭВМ строятся на базе принципов, сформулированных американским ученым, одним из “отцов” кибернетики Дж. фон Нейманом. Впервые эти принципы были опубликованы фон Нейманом в 19

Состав и функционирование минимальной ЭВМ с шинной организацией
Шинная организация является простейшей формой организации ЭВМ. Подобная ЭВМ имеет в своем составе следующие функциональные блоки (см. рис. 1). Устройство управления (УУ) -

Команды ЭВМ
В данном разделе пособия кратко рассмотрим набор команд, используемых в типичных ЭВМ и действия, реализуемые этими командами.

Первая из команд (сравнение) производит, как отмечалось выше, вычитание значения операнда B из операнда A. Если A>B, то результат будет положителен и, соответственно, флаг знака во флаговом реги

Системные интерфейсы с изолированной и общей системой шин
В предыдущих разделах при описании обобщенного алгоритма работы центрального процессора мы намеренно опустили из рассмотрения вопрос о том, как процессор “отличает” порты внешних устройств от ячеек

Способы обмена данными в машинах с шинной организацией. Механизм прерываний
Рассмотрев алгоритм функционирования процессора и способы организации системы шин в ЭВМ, попытаемся выяснить, какие особенности в работу и организацию ЭВМ вносит необходимость обеспечения взаимодей

Программно - управляемый обмен данными
Так как скорость работы периферийного оборудования обычно ниже скорости работы процессора, чтобы осуществить операцию обмена процессор должен убедиться, что устройство готово к выполнению операции

Обмен по прерываниям
Чтобы понять, что такое прерывание, обратимся к следующему примеру. Некоторый человек сидит в кресле и читает книгу. В это время на кухонной плите что-то готовится, и, кроме того, его прия

Внепроцессорный прямой доступ к памяти
Обмен данными с медленнодействующими периферийными устройствами, например, с посимвольным принтером, организуется по прерываниям, инициирующим передачу каждого слова или байта. Если подпрограмма об

И еще о прерываниях
Описанный выше механизм прерываний, или аппаратные прерывания, является эффективным способом организации взаимодействия процессора с медленными внешними устройствами и начал

Режимы адресации
При выполнении программы многим командам требуется доступ к памяти для выборки данных, записи промежуточных и окончательных результатов вычислений. Для любого такого обращения, что уже отмечалось в

Иерархическая организация памяти
Память в современных компьютерах строится по иерархическому принципу. Одним из явлений, характерных для фоннеймановских ЭВМ является принцип локальности. Это означает, что за ограниченный промежуто

Кэш-память
Как уже говорилось выше, назначение кэш-памяти – временное хранение данных и команд, часто используемых процессором. Основной структурной единицей кэш-памяти является так называемая строка кэша (ca

Сегментная организация виртуальной памяти
Другой подход к организации памяти опирается на тот факт, что программы обычно разделяются на отдельные области-сегменты. Каждый сегмент представляет собой отдельную логическую единицу информации,

Процесс переадресации виртуальной памяти
Процесс переадресацииопишем на примере микропроцессора 80386 фирмы Intel. Процесс переадресации показан на рис. 19 и 20.Перед исполнением загрузочные модели помещаются в оперативну

Форматы данных
Основными типами данных, которые встречаются при обработке информации в ЭВМ, являются числа, представленные в двоичной системе счисления, а также алфавитно-цифровые символы. Некоторые ЭВМ также осу

Информационная модель ЭВМ
Обработка чисел, символьной информации, логическая обработка, обработка сигналов - это все частные случаи общего понятия над названием «обработка информации». Для ЭВМ характерен признак: информация

Простейший конвейер, производительность конвейера
Существует достаточно простое общеизвестное правило – чтобы выполнить некоторую работу быстрее, необходимо разделить ее между несколькими исполнителями и заставить их действовать од­новременно. Раз

Структурные конфликты
Структурные конфликты возникают, если на различных участках конвейера производится обращение к одному, недублированому ре­сурсу. Подобная ситуация возникает, например, если процессор имеет единую к

Конфликты по данным
Конфликты по данным возникают, когда несколько последова­тельно выполняемых команд оказываются логически зависимыми друг от друга. Если порядок обращения к данным при конвейерной обработке некоторо

Сокращение потерь на выполнение команд перехода и минимизация конфликтов по управлению
Конфликты по управлению могут вызывать даже большие потери производительности конвейера, чем конфликты по данным. Когда выполняется команда условного перехода, она может либо изме­нить, либо не изм

ЭВМ с канальной организацией
В основе этого типа организации ЭВМ лежит множественность каналов связи между устройствами и функциональная специализация узлов. Упрощенная схема организации ЭВМ с каналами приведена на ри

- 52.00 Кб

Страничная организация памяти

Страничная организация памяти относится к методам несмежного размещения процессов в основной памяти. Она позволяет свести к минимуму общую фрагментацию за счет полного устранения внешней фрагментации и минимизации внутренней фрагментации. Эта форма организации виртуальной памяти во многом похожа на сегментную. Основные различия заключаются в том, что все страницы, в отличие от сегментов, имеют одинаковые размеры, а разбиение виртуального адресного пространства процесса на страницы выполняется системой автоматически. Типичный размер страницы – несколько килобайт. Для процессоров Pentium, например, страница равна 4 Кб.

Все виртуальные адреса одного процесса относятся к единому линейному пространству, проще сказать, виртуальный адрес выражается одним числом, от 0 до некоторого максимума. Старшие разряды двоичного представления этого адреса определяют номер виртуальной страницы, а младшие разряды – смещение от начала страницы. Например, для страниц по 4 Кб смещение занимает 12 младших разрядов адреса.

Физическая память также считается разбитой на части, размеры которых совпадают с размером виртуальной страницы. Эти части называются физическими страницами или страничными кадрами (page frames). Таблица страниц процесса по структуре похожа на таблицу сегментов. Для каждой виртуальной страницы она содержит: режим доступа, флаг присутствия страницы в памяти, номер страничного кадра, флаг чистоты. Если страница отсутствует в памяти, ее данные сохраняются в файле подкачки, который в этом случае чаще называют страничным файлом (page file).

В отличие от случая сегментной организации, вместо сложения базового адреса со смещением в данном случае можно просто собрать вместе номер физической страницы и смещение. При переключении текущего процесса система просто изменяет адрес используемой таблицы страниц, тем самым полностью изменяя отображение виртуальных адресов на физические.

Страничная организация памяти не может привести к фрагментации, поскольку все страницы одинаковы по размеру, а потому каждая высвобожденная физическая страница может быть затем использована для любой понадобившейся виртуальной страницы.

Управление замещением страниц в физической памяти строится по принципу загрузки по требованию (demand paging). Это означает, что когда программа только лишь планирует использование определенной области виртуальной памяти, соответствующие виртуальные страницы помечаются в таблице страниц как существующие, но находящиеся в данный момент на диске. Выделение страниц физической памяти не выполняется до тех пор, пока программа не обратится к одной из ячеек виртуальной страницы. При этом происходит аппаратное прерывание по отсутствию страницы в памяти. Это прерывание обрабатывает часть ОС, которая называется менеджером памяти. Менеджер должен выполнить следующие действия:

• найти свободную физическую страницу;
• если свободной страницы нет, то по определенному алгоритму выбрать занятую страницу, которая будет вытеснена на диск;
• если выбранная страница «грязная», т.е. ее содержимое изменялось после того, как она последний раз была прочитана с диска, то «очистить» страницу, т.е. записать ее в соответствующий блок страничного файла;
• на освободившуюся физическую страницу прочитать блок страничного файла, закрепленный за запрошенной виртуальной страницей;
• откорректировать таблицу страниц, пометив вытесненную страницу как отсутствующую в физической памяти, а прочитанную – как присутствующую и при этом «чистую»;
• повторить обращение к запрошенному виртуальному адресу.

Последующие обращения к виртуальным адресам той же страницы будут успешно выполняться, пока страница не будет, в свою очередь, вытеснена на диск.

Перемещение страниц по запросу

Виртуальная память чаще всего реализуется на базе страничной организации памяти, совмещенной со свопингом страниц. Свопингу подвергаются только те страницы, которые необходимы ЦП. Таким образом перемещение страниц по запросу означает:

1. Программа может выполняться на ЦП, когда часть страниц находится в основной памяти, а часть во внешней;
2. В процессе выполнения новая страница не перемещается в основную память до тех пор, пока в ней не возникла необходимость.

Для учета распределения страниц между внешней и основной памятью каждая строка таблицы страниц дополняется битом местонахождения страницы (valid/invalid bit). В том случае если ЦП пытается использовать страницу, помеченную значением invalid, возникает событие, называемое страничной недостаточностью. Страничная недостаточность вызывает прерывание выполнения программы и передачу управления ОС. Реакция ОС на страничную недостаточность заключается в том, что необходимая страница загружается в основную память.

Основные этапы обработки страничной недостаточности:

1. ЦП, прежде чем осуществлять преобразование логического адреса в физический, проверяет значение бита местонахождения необходимой страницы.
2. Если значение бита invalid, то процесс прерывается и управление передается ОС для обработки события страничная недостаточность.
3. Отыскивается необходимая страница во вторичной памяти и свободная страничная рамка в основной.
4. Требуемая страница загружается в выбранную страничную рамку.
5. После завершения операции загрузки редактируется соответствующая строка таблицы страниц, в которую вносится базовый адрес и значение бита местонахождения – valid.
6. Управление передается прерванному процессу.

Метод замещения страниц

Метод замещения страниц состоит в том, что в основной памяти выбирается наименее важная (используемая) страница- жертва, которая временно перемещается в пространство свопинга, а на ее место загружается страница, вызываемая страничной недостаточностью.

Обработка страничной недостаточности с учетом замещения:

1. Определяется местонахождение страницы путем анализа бита нахождения.
2. Если значение бита invalid, то разыскивается свободная страничная рамка.
3. Если имеется свободная страничная рамка, то она используется.
4. Если свободной страничной рамки нет, то используется алгоритм замещения, который выбирает страницу – жертву.
5. Страница – жертва перемещается в пространство свопинга и таблица страниц редактируется.
6. Требуемая страница загружается на место страницы – жертвы и соответствующим образом редактируется таблица страниц.

Для учета факта модификации страницы в таблицу страниц вводится дополнительный бит, который меняет свое значение на противоположное в том случае, если содержимое страницы изменилось.

Алгоритм распределения страничных рамок

Алгоритм распределения страничных рамок решает, сколько страничных рамок в основной памяти выделить каждому из процессов мультипрограммной смеси. Алгоритм замещения страниц решает, какую из страниц выбрать в качестве жертвы.

1. FIFO (first in first out). Этот алгоритм ассоциирует с каждой страницей время, когда эта страница была помещена в память. Для замещения выбирается наиболее старая страница. Алгоритм учитывает только время нахождения страниц в памяти, но не учитывает используемость страницы.
2. Алгоритм LRU (least recently used). Он выбирает для замещения ту страницу, на которую не было ссылок на протяжении длительного периода времени. Он ассоциирует с каждой страницей время последнего использования этой страницы. Замещается та страница, которая дольше всех не использовалась. Применяется два подхода при внедрении этого алгоритма:
1. Подход на основе логических часов – ассоциирует с каждой строкой таблицы поле «время использования», а в ЦП добавляются логические часы. Логические часы увеличивают значение при каждом обращении к памяти. Каждый раз когда осуществляется ссылка на страницу, значение регистра логических часов копируется в поле «время использования». Заменяется страница с наименьшим значением в отмеченном поле путем сканирования всей таблицы станиц.
2. Подход на основе стека номеров страниц – стек номеров страниц хранит номера страниц, упорядоченных в соответствии с историей их использования, на «вершине» стека располагается только что использованная страница, а на «дне» дольше всех не используемая страница. Как только осуществляется ссылка на страницу, она перемещается на вершину стека, а номера всех страниц сдвигаются вниз.

Лекция 13, Страничная организация памяти

Фрагментация

Фрагментация – это дробление памяти на мелкие не смежные свободные области маленького размера. Фрагментация возникает после выполнения системой большого числа запросов на память, таких, что размеры подходящих свободных участков памяти оказываются немного больше, чем требуемые. Например, если имеется 100 смежных свободных областей памяти по 1000 слов, то после выполнения 100 запросов на память по 999 слов каждый в списке свободной памяти останутся 1000 областей по одному слову.

Фрагментация бывает внутренняя и внешняя . При внешней фрагментации имеется достаточно большая область свободной памяти, но она не является непрерывной. Внутренняя фрагментация может возникнуть вследствие применения системой специфической стратегии выделения памяти, при которой фактически в ответ на запрос память выделяется несколько большего размера, чем требуется, - например, с точностью до страницы (листа ), размер которого – степень двойки. Страничная организация памяти подробно рассматривается далее в данной лекции.

Внешняя фрагментация может быть уменьшена или ликвидирована путем применения компактировки (compaction) – сдвига или перемешивания памяти с целью объединения всех не смежных свободных областей в один непрерывный блок. Компактировка может выполняться либо простым сдвигом всех свободных областей памяти, либо путем перестановки занятых областей, с выбором на каждом шаге подходящей свободной области методом наиболее подходящего. Компактировка возможна, только если связывание адресов и перемещение (см. лекцию 15) происходит динамически. Компактировка выполняется во время исполнения программы.

При компактировке памяти и анализе свободных областей может быть выявлена проблема зависшей задачи : какая-либо задача может "застрять" в памяти, так как выполняет ввод-вывод в свою область памяти (по этой причине откачать ее невозможно). Решение данной проблемы: ввод-вывод должен выполняться только в специальные буфера, выделяемой для этой цели операционной системой.

Страничная организация (paging) – стратегия управления памятью, при которой:

• логическая память делится на страницы – смежные области одинаковой длины, обычно – степень 2 (например, 512 слов);
• физическая память, соответственно, делится на фреймы такого же размера;
• распределение логической памяти происходит с точностью до страницы;
• физическая память процесса может не быть непрерывной;
• связь между логической и физической памятью процесса осуществляется с помощью таблицы страниц – системной структуры, выделяемой процессу для трансляции его логических адресов в физические .

При страничной организации ОС хранит информацию обо всех свободных фреймах. Поскольку память выделяется с точностью до страницы, возможна внутренняя фрагментация (см. п. 16.5).

Цели страничной организации – обеспечить возможность не смежного распределения физической памяти для процессов, а также расширить пространство логической памяти.

При страничной организации логический адрес обрабатывается системой особым образом – как структура (p, d): его старшие разряды обозначают номер страницы , младшие – смещение внутри страницы. Номер страницы (p) трактуется как индекс в таблице страниц, соответствующий элемент которой содержит базовый адрес начала страницы в физической памяти . Смещение внутри страницы (d) добавляется к ее базовому адресу. В результате формируется физический адрес, передаваемый в устройство управления памятью.

Архитектура трансляции адресов при страничной организации изображена на рис. 16.3.

Рис. 16.3. Архитектура трансляции адресов при страничной организации.

На рис. 16.4 приведен пример страничной организации, который демонстрирует, что, в отличие от непрерывной логической памяти процесса, соответствующие фреймы страниц в основной памяти могут быть расположены не смежно: логической странице 0 соответствует фрейм 1, странице 1 – фрейм 4, странице 2 – фрейм 3, странице 3 – фрейм 7.

Рис. 16.4. Пример страничной организации.

На рис. 16.5 приведен другой возможный пример страничной организации: логическая и физическая память разбита на блоки по 4 страницы подряд; в таблице страниц хранится не номер страницы, а номер блока страниц. Например, в элементе 0 таблицы страниц хранится номер блока 5, по которому адрес начала блока вычисляется домножением содержимого элемента таблицы страниц на размер блока, равный 4 (результат – 20).

Рис. 16.5. Пример страничной организации блоками по 4 страницы.

Использования списка свободных фреймов иллюстрируется на рис. 16.6.

увеличить изображение
Рис. 16.6. Список свободных фреймов.

Первоначально список состоит из 5 фреймов. При вводе в систему нового процесса с логической памятью из 4 страниц, после загрузки процесса в память, последовательные логические страницы процесса размещаются в первых по списку физических фреймах. В результате в списке свободных фреймов остается один элемент.

Реализация таблицы страниц

Использование ассоциативной памяти. Таблица страниц – непрерывная область физической памяти. В системе имеется базовый регистр таблицы страниц (page table base register – PTBR), указывающий на таблицу страниц и хранящий ее длину.

Таким образом, при страничной организации любой доступ к памяти требует фактически не одного, а двух обращений в память – одно в таблицу страниц, другок – непосредственно к данным или команде. В этом – некоторый недостаток и неэффективность страничной организации, по сравнению с более простыми методами управления памятью.

В системах с теговой архитектурой, например, "Эльбрус", регистр таблицы страниц (регистр таблицы страниц пользователя – РТСП) содержит дескриптор таблицы страниц, который, кроме ее адреса, содержит также ее длину.

Проблема двух обращений решается введением ассоциативной памяти (cache) страниц, называемой также буфер трансляции адресов (translation lookaside buffer – TLB). Ассоциативная память, по существу, является ассоциативным списком пар вида: (номер страницы, номер фрейма). Ее быстродействие значитель выше, чем у основной памяти и у регистров.

Схема трансляции адресов с использованием ассоциативной памяти изменяется: если номер страницы из логического адреса найден в ассоциативной памяти, то из ее элемента извлекается соответствующий номер фрейма. Если же номер страницы отсутствует в ассоциативной памяти, он выбирается обычным образом из таблицы страниц, но заносится в ассоциативную память. Таким образом, в ассоциативной памяти накапливается информация о наиболее часто используемых страницах.

Модифицированная схема трансляции адресов с использованием TLB иллюстрируется рис. 16.7.

увеличить изображение
Рис. 16.7. Схема трансляции адресов с использованием ассоциативной памяти.