Текст лекции

Ключевые вопросы

Лекция № 9. Сегментная и страничная виртуальная память. Часть 2

Продолжительность:2 часа (90 мин.)

· Процесс распределения виртуальных страниц.

· Режим работы системы управления памятью.

19.2.1 Процесс распределения — до 60 мин.

При создании процесса ОС загружает в оперативную память несколько его вир­туальных страниц (начальные страницы кодового сегмента и сегмента данных). Копия всего виртуального адресного пространства процесса находится на диске. Смежные виртуальные страницы не обязательно располагаются в смежных фи­зических страницах. Для каждого процесса операционная система создает таб­лицу страниц — информационную структуру, содержащую записи обо всех вир­туальных страницах процесса.

Запись таблицы, называемая дескриптором страницы, включает следующую ин­формацию:

- номер физической страницы, в которую загружена данная виртуальная стра­ница;

- признак присутствия, устанавливаемый в единицу, если виртуальная страни­ца находится в оперативной памяти;

- признак модификации страницы, который устанавливается всякий раз, когда производится запись по адресу, относящемуся к данной страницы;

- признак обращения к странице, называемый также битом доступа, который устанавливается в единицу при каждом обращении по адресу, относящемуся к данной странице.

Признаки присутствия, модификации и обращения в большинстве моделей со­временных процессоров устанавливаются аппаратно, схемами процессора при выполнении операции с памятью. Информация из таблиц страниц используется для решения вопроса о необходимости перемещения той или иной страницы ме­жду памятью и диском, а также для преобразования виртуального адреса в физи­ческий. Сами таблицы страниц, так же как и описываемые ими страницы, разме­щаются в оперативной памяти. Адрес таблицы страниц включается в контекст соответствующего процесса. При активизации очередного процесса операцион­ная система загружает адрес его таблицы страниц в специальный регистр про­цессора.

При каждом обращении к памяти выполняется поиск номера виртуальной стра­ницы, содержащей требуемый адрес, затем по этому номеру определяется нуж­ный элемент таблицы страниц, и из него извлекается описывающая страницу информация. Далее анализируется признак присутствия, и, если данная вирту­альная страница находится в оперативной памяти, то выполняется преобразова­ние виртуального адреса в физический, то есть виртуальный адрес заменяется указанным в записи таблицы физическим адресом. Если же нужная виртуальная страница □ данный момент выгружена па диск, то происходит так называемое страничное прерывание. Выполняющийся процесс переводится в состояние ожи­дания, и активизируется другой процесс из очереди процессов, находящихся в со­стоянии готовности. Параллельно программа обработки страничного прерывания находит па диске требуемую виртуальную страницу (для этого операционная система должна помнить положение вытесненной страницы в страничном файле диска) и пытается загрузить ее в оперативную память. Если в памяти имеется свободная физическая страница, то загрузка выполняется немедленно, если же свободных страниц пет, то па основании принятой и данной системе стратегии замещения страниц решается вопрос о том, какую страницу следует выгрузить из оперативной памяти.

После того как выбрана страница, которая должна покинуть оперативную па­мять, обнуляется ее бит присутствия и анализируется ее признак модификации. Если выталкиваемая страница за время последнего пребывания и оперативной памяти была модифицирована, то ее новая Персия должна быть переписана па диск. Если нет, то принимается во внимание, что па диске уже имеется предыду­щая копия этой виртуальной страницы, и никакой записи на диск не произво­дится. Физическая страница объявляется свободной. Из соображений безопас­ности в некоторых системах освобождаемая страница обнуляется, с тем чтобы невозможно было использовать содержимое выгруженной страницы.

Для хранения информации о положении вытесненной страницы в страничном файле ОС может использовать поля таблицы страниц или же другую системную структуру данных (например, дескриптор сегмента при сегментно-страничной организации виртуальной памяти).

Виртуальный адрес при страничном распределении может быть представлен в виде пары (р, s_v), где р — порядковый номер виртуальной страницы процесса (нумерация страниц начинается с 0), as_v- смещение в пределах виртуальной страницы. Физический адрес также может быть представлен в виде пары (n, s_f), где п — номер физической страницы, a Sf — смещение в пределах физической страницы. Задача подсистемы виртуальной памяти состоит в отображении (р, s_v)

В (п, Sf).

Прежде чем приступить к рассмотрению схемы преобразования виртуального адреса в физический, остановимся на двух базисных свойствах страничной орга­низации.

Первое из них состоит в том, что объем страницы выбирается равным степени

двойки — 2^к. Из этого следует, что смещение s может быть получено простым от­делением к младших разрядов в двоичной записи адреса, а оставшиеся старшие разряды адреса представляют собой двоичную запись номера страницы (при этом неважно, является страница виртуальной или физической). Например, если размер страницы 1 Кбайт (2¹⁰), то из двоичной записи адреса 5071₈ = = 101 000 111 001₂ можно определить, что он принадлежит странице, номер ко­торой в двоичном выражении равен 10₂ и смещен относительно ее начала на 1 000 111 001₂ байт (рис. 19.1).

Рис. 19.1 Двоичное представление адресов

Из рисунка хорошо видно, что номер страницы и ее начальный адрес легко мо­гут быть получены один из другого дополнением или отбрасыванием к нулей, соответствующих смещению. Именно по этой причине часто говорят, что таблица страниц содержит начальный физический адрес страницы в памяти (а не но­мер физической страницы), хотя на самом деле в таблице указаны только стар­шие разряды адреса. Начальный адрес страницы называется базовым адресом.

Второе свойство заключается в том, что в пределах страницы непрерывная по­следовательность виртуальных адресов однозначно отображается в непрерыв­ную последовательность физических адресов, а значит, смещения в виртуальном и физическом адресах s_v и s_f равны между собой. Отсюда следует простая схема преобразования виртуального адреса в физический. Младшие разряды физического адреса, соответствующие смещению, получаются переносом такого же количества младших разрядов из виртуального адреса. Старшие разряды физического адреса, соответствующие номеру физиче­ской страницы, определяются из таблицы страниц, в которой указывается соот­ветствие виртуальных и физических страниц. Итак, пусть произошло обращение к памяти по некоторому виртуальному адре­су. Аппаратными схемами процессора выполняются следующие действия:

Из специального регистра процессора извлекается адрес AT таблицы страниц активного процесса. На основании начального адреса таблицы страниц, номе­ра виртуальной страницы р (старшие разряды виртуального адреса) и длины отдельной записи в таблице страниц L (системная константа) определяется адрес нужного дескриптора в таблице страниц: a=AT+(pxl_).

1. Из этого дескриптора извлекается номер соответствующей физической стра­ницы.

2. К номеру физической страницы присоединяется смещение s (младшие разря­ды виртуального адреса).

Типичная машинная инструкция требует 3-4 обращений к памяти (выборка команды, извлечение операндов, запись результата). И при каждом обращении

происходит либо преобразование виртуального адреса в физический, либо обра­ботка страничного прерывания. Время выполнения этих операций в значитель­ной степени влияет на общую производительность вычислительной системы, поэтому столь большое внимание разработчиков уделяется оптимизации вирту­альной памяти.

Именно для уменьшения времени преобразования адресов во всех процессорах предусмотрен аппаратный механизм получения физического адреса по вирту­альному. С той же целью размер страницы выбирается равным степени двойки, благодаря чему двоичная запись адреса легко разделяется на номер страницы и смещение, и в результате в процедуре преобразования адресов более длительная операция сложения заменяется операцией присоединения (конкатенации). Ис­пользуются и другие способы ускорения преобразования, такие, например, как кэширование таблицы страниц -- хранение наиболее активно используемых за­писей в быстродействующих запоминающих устройствах, в частности в регист­рах процессора.

Другим важным фактором, влияющим на производительность системы, являет­ся частота страничных прерываний, на которую, в свою очередь, влияют размер страницы и принятые в данной системе правила выбора страниц для выгрузки и загрузки. При неправильно выбранной стратегии замещения страниц могут воз­никать ситуации, когда система тратит большую часть времени впустую, на под­качку страниц из оперативной памяти на диск и обратно.

При выборе страницы на выгрузку могут быть использованы различные крите­рии, смысл которых сводится к одному: на диск выталкивается страница, к которой в будущем начиная с данного момента дольше всего не будет обращений. Поскольку точно предсказать ход вычислительного процесса невозможно, то не­возможно точно определить страницу, подлежащую выгрузке. В таких условиях решение принимается на.основе неких эмпирических критериев, часто осно­вывающихся на предположении об инерционности вычислительного процесса. Так, например, из того, что страница не использовалась долгое время, делается вывод о том, что она, скорее всего, не будет использоваться и в ближайшее вре­мя. Однако привлечение критериев такого рода не исключает ситуаций, когда сразу после выгрузки страницы к ней происходит обращение и она снова должна быть загружена в память. Вероятность таких «напрасных» перемещений на­столько велика, что в некоторых реализациях виртуальной памяти вообще отка­зываются от количественных критериев и предпочитают случайный выбор, при котором на диск выгружается первая попавшаяся страница. Возникающее при этом некоторое увеличение интенсивности страничного обмена компенсируется снижением вычислительных затрат на поддержание и анализ критерия выборки страниц на выгрузку.

Наиболее популярным критерием выбора страницы на выгрузку является число обращений к ней за последний период времени. Вычисление этого критерия про­исходит следующим образом. Операционная система ведет для каждой страни­цы программный счетчик. Значения счетчиков определяются значениями при­знаков доступа. Всякий раз, когда происходит обращение к какой-либо странице, процессор устанавливает в единицу признак доступа в относящейся к данной странице записи таблицы страниц. ОС периодически просматривает признаки доступа всех страниц во всех существующих и данный момент записях таблицы страниц. Если какой-либо признак оказывается равным 1 (было обращение), то система сбрасывает его в 0, увеличивая при этом на единицу значение связанно­го с этой страницей счетчика обращений. Когда возникает необходимость уда­лить какую-либо страницу из памяти, ОС находит страницу, счетчик обращений которой имеет наименьшее значение. Для того чтобы критерий учитывал интен­сивность обращений за последний период, ОС с соответствующей периодично­стью обнуляет вес счетчики.

Интенсивность страничного обмена может быть также снижена в результате так называемой упреждающей загрузки, в соответствии с которой при возникнове­нии страничного прерывания в память загружается не одна страница, содержа­щая адрес обращения, а сразу несколько прилегающих к ней страниц. Здесь ис­пользуется эмпирическое правило: если обращение произошло по некоторому адресу, то велика вероятность того, что следующие обращения произойдут по со­седним адресам.

Другим важным резервом повышения производительности системы является пра­вильный выбор размера страницы. Каким же должен быть оптимальный размер страницы? С одной стороны, чтобы уменьшить частоту страничных прерываний, следовало бы увеличивать размер страницы. С другой стороны, если страница велика, то велика и фиктивная область в последней виртуальной странице каж­дого процесса. Если учесть, что в среднем в каждом процессе фиктивная область составляет половину страницы, то в сумме при большом объеме страницы поте­ри могут составить существенную величину. Из приведенных соображений следует, что выбор размера страницы является сложной оптимизационной задачей, требующей учета многих факторов. На практике же разработчики ОС и процес­соров ограничиваются неким рациональным решением, пригодным для широко­го класса вычислительных систем. Типичный размер страницы составляет не­сколько килобайт, например, наиболее распространенные процессоры х86 и Pentium компании Intel, а также операционные системы, устанавливаемые на этих процессорах, поддерживают страницы размером 4096 байт (4 Кбайт)¹.

Размер страницы влияет также на количество записей в таблицах страниц. Чем меньше страница, тем более объемными являются таблицы страниц процессов и тем больше места они занимают в памяти. Учитывая, что в современных процес­сорах максимальный объем виртуального адресного пространства процесса, как правило, не меньше 4 Гбайт (2^Л2), то при размере страницы 4 Кбайт (2¹²) и длине записи 4 байта для хранения таблицы страниц может потребоваться 4 Мбайт памяти! Выходом в такой ситуации является храпение в памяти только той час­ти таблицы страниц, которая активно используется в данный период времени -так как сама таблица страниц хранится в таких же страницах физической памя­ти, что и описываемые ею страницы, то принципиально возможно временно вы-теснять часть таблицы страниц из оперативной памяти.

Именно такой результат может быть достигнут путем более сложной структури­зации виртуального адресного пространства, при котором все множество вирту­альных адресов процесса делится на разделы, а разделы делятся на страницы. Все страницы имеют одинаковый размер, а разделы содержат одина­ковое количество страниц. Если размер страницы и количество страниц в разделе выбрать равными степени двойки (2 и 2" соответственно), то принадлежность виртуального адреса к разделу и странице, а также смещение внутри страницы можно определить очень просто: младшие к двоичных разрядов дают смещение, следующие п разрядов представляют собой номер виртуальной страницы, а ос­тавшиеся старшие разряды (обозначим их количество т) содержат номер раздела.

Для каждого раздела строится собственная таблица страниц. Количество дескрип­торов в таблице и их размер подбираются такими, чтобы объем таблицы оказался равным объему страницы. Например, в процессоре Pentium при размере страницы 4 Кбайт длина дескриптора страницы составляет 4 байта и количество записей в таблице страниц, помещающейся на страницу, равняется соответственно 1024. Каж­дая таблица страниц описывается дескриптором, структура которого полностью совпадает со структурой дескриптора обычной страницы. Эти дескрипторы сведены в таблицу разделов, называемую также каталогом страниц. Физический адрес таб­лицы разделов процесса содержится в специальном регистре процессора и поэтому всегда известен операционной системе. Страница, содержащая таблицу разделов, никогда не выгружается из памяти, в противном случае работа виртуаль­ной памяти была бы невозможна.

Выгрузка страниц с таблицами страниц позволяет сэкономить память, но при этом приводит к дополнительным временным затратам при получении физического адреса. Действительно, может случиться так, что та таблица страниц, которая содер­жит нужный дескриптор, в данный момент выгружена на диск, тогда процесс пре­образования адреса приостанавливается до тех пор, пока требуемая страница не бу­дет снова загружена в память. Для уменьшения вероятности отсутствия страницы в памяти используются различные приемы, основным из которых является кэширо­вание.

Путем отбрасывания k+n младших разрядов в виртуальном адресе определяется номер раздела, к которому принадлежит данный виртуальный адрес.

1. По этому номеру из таблицы разделов извлекается дескриптор соответствую­щей таблицы страниц. Проверяется, находится ли данная таблица страниц в памяти. Если нет, происходит страничное прерывание и система загружает нужную страницу с диска.

2. Далее из этой таблицы страниц извлекается дескриптор виртуальной страни­цы, номер которой содержится в средних п разрядах преобразуемого вирту­ального адреса. Снова выполняется проверка наличия данной страницы в памяти и при необходимости ее загрузка.

3. Из дескриптора определяется номер (базовый адрес) физической страницы, в которую загружена данная виртуальная страница. К номеру физической стра­ницы пристыковывается смещение, взятое из к младших разрядов виртуального адреса. В результате получается искомый физический адрес.

Страничное распределение памяти может быть реализовано в упрощенном вариан­те, без выгрузки страниц на диск. В этом случае все виртуальные страницы всех процессов постоянно находятся в оперативной памяти. Такой вариант страничной организации хотя и не предоставляет пользователю преимуществ работы с вирту­альной памятью большого объема, но сохраняет другое достоинство страничной организации — позволяет успешно бороться с фрагментацией физической памяти. Действительно, во-первых, программу можно разбить на части и загрузить в разроз­ненные участки свободной памяти, во-вторых, при загрузке виртуальных страниц никогда не образуется неиспользуемых остатков, так как размеры виртуальных и физических страниц совпадают. Такой режим работы системы управления памятью используется в некоторых специализированных ОС, когда требуется высокая реак­тивность системы и способность выполнять переменный набор приложений (при­мер — ОС семейства Novell NetWare 3.x и 4.x).