Мультипрограммирование с переменными разделами и уплотнением памяти

3.2.4. Мультипрограммирование с переменными разделами и уплотнением памяти.

Ясно, что метод Multiprogramming with a Variable number of Tasks порождает в памяти множество малых фрагментов, каждый из которых может быть недостаточен для размещения очередного процесса, однако суммарный размер фрагментов превышает размер этого процесса.

Уплотнением памяти называется перемещение всех занятых разделов по адресному пространству памяти. Таким образом, чтобы свободный фрагмент занимал одну связную область.

операционная система

раздел № 1

0

а

раздел № 2

На практике реализация уплотнения памяти сопряжена с усложнением операционной системы и обладает следующими недостатками:

в тех случаях, когда мультипрограммная смесь неоднородна по отношению к размерам программ, возникает необходимость в частом уплотнении, что расходует ресурс процессорное время и компенсирует экономию ресурса памяти.

во время уплотнения все прикладные программы переводятся в состояние “ожидание”, что приводит к невозможности выполнения программ в реальном масштабе времени.

3.2.5. Основные стратегии заполнения свободного раздела.

Рассмотренные методы мультипрограммирования предполагают наличие входной очереди/очередей к разделам основной памяти.

В том случае, когда освобождается очередной раздел, операционная система должна выбрать один из процессов для размещения его в памяти. Алгоритм выбора может использовать одну из следующих трех стратегий:

стратегия наиболее подходящего (best fit strategy) выбирает процесс, которому в освободившемся разделе наиболее тесно (выигрыш в памяти).

стратегия первого подходящего (first fit strategy) выбирает первый процесс, который может разместить в освободившемся разделе.

стратегия наименее подходящего (last fit strategy) выбирает процесс, которому в освободившемся разделе наиболее свободно (в этом случае остающийся фрагмент часто достаточен для размещения еще одного процесса).

3.3. Страничная организация памяти.

Страничная организация памяти (paging) относится к методам несмежного размещения процессов в основной памяти.

Основное достоинство страничной организации памяти заключается в том, что она позволяет свести к минимуму общую фрагментацию за счет полного устранения внешней фрагментации и минимизации внутренней фрагментации.

3.3.1. Базовый метод.

Основная память

f

CPU

П

Д

Логический адрес

Таблица страниц

f

f

Д

Страничная рамка

Адресное пространство основной и внешней памяти разбивают на блоки фиксированного размера, называемые страничные рамки (frames). Логическое адресное пространство программы также разбивается на блоки фиксированного размера, называемых страницами (pages). Размеры страничных рамок и страниц совпадают. Процесс загружается в память постранично, причем каждая страница помещается в любую свободную страничную рамку основной памяти.

Каждый адрес, генерируемый процессором, состоит из двух частей: П - номер страницы (page number) и Д - смещение в пределах страницы (off set). Номер страницы может использоваться как индекс для таблицы страниц (page table).

Таблица страниц содержит начальные адреса f всех страничных рамок, в которых размещена программа. Физический адрес определяется путем сложения начального адреса страничной рамки f и смещения Д.

		Вторичная память			Таблица страниц		Основная память
					программы А
		стр. 0			1		стр. 0
	программа	стр. 1			3
	А	стр. 2			4		стр. 1
		стр. 3			7		стр. 2
f П
							стр. 3

Рисунок показывает, что страничная организация памяти полностью исключает внешнюю фрагментацию. Внутренняя фрагментация не превышает величины page_size-Q_Elem, где page_size — размер страничной рамки, а Q_Elem — минимальный адресуемый элемент основной памяти.

Для ускорения вычисления физического адреса операцию суммирования заменяют операцией конкатенации.

старшие разряды			младшие разряды
	2n+1	2n				f
			2n-1		2n	Д

На рисунке заштрихованы незаполненные нулевые разряды. Для того чтобы операция конкатенации была возможна, необходимо, чтобы базовые адреса страничных рамок располагались только в старших разрядах (2ⁿ⁺¹), а следующие — только младших разрядов (2⁰, 2¹, 2²).

Например, при n=9 базовые адреса страничных рамок — это следующий ряд: 512, 1024, 1536. Следовательно, размер страничной рамки равен 512 байт.

В современных операционных системах типичный размер страницы составляет 2 Кб или 4 Кб.

Каждая операционная система поддерживает свой собственный метод работы с таблице страниц. Обычно за каждым процессом, находящимся в основной памяти, закреплена отдельная таблица страниц. В этом случае указатель на таблицу страниц хранится в PCB соответствующего процесса.

3.3.2. Аппаратная поддержка страничной организации памяти.

Преобразование логического адреса в физические осуществляется для каждого адреса, генерируемого процессором, поэтому часто для ускорения этого процесса применяются аппаратные методы. На рисунке приведена схема, иллюстрирующая метод, использующий ассоциативные регистры (associative registers).

Каждый ассоциативный регистр кроме операций чтения - записи может обрабатывать операцию сравнения кода, поступающего на его вход с частью кода, хранимого в регистре. Матрица ассоциативных регистров хранит часть таблицы страниц. Номер страницы П подается одновременно на входы всех ассоциативных регистров, которые параллельно выполняют операцию сравнения. На выходе матрицы ассоциативных регистров образуется начальный адрес страничной рамки f того регистра, в котором про-

изошло совпадение кода.

Логический адрес

Д

П

CPU

Основная память

f

f

Д

Таблица страниц

П	f

матрица ассоциативных регистров

Страничная рамка

Д

f

В том случае, если требуемый номер страницы находится в таблице страниц, то есть ни в одном из ассоциативных регистров не произошло совпадение, происходит обращение к таблице страниц, находится искомый

номер страничной рамки, а найденная строка таблицы страниц переписывается в один из ассоциативных регистров.

Защита страничной памяти основана на контроле уровня доступа к каждой странице, возможны следующие уровни доступа:

только чтение

и чтение и запись

только выполнение

В этом случае каждая страница снабжается трехбитным кодом уровня доступа. При трансформации логического адреса в физический сравнивается значение кода разрешенного уровня доступа с фактически требуемым. При их несовпадении работа программы прерывается.

3.4. Сегментная организация памяти.

Страничная организация памяти предполагает, что разделение программы на страницы осуществляет операционная система и это невидимо для прикладного программиста. Большинство технологий программирования также предполагает разделение программы на множество логических частей — подпрограммы, процедуры, модули и так далее.

Сегментная организация памяти представляет собой метод несмежного размещения, при котором программа разбивается на части (сегменты) на этапе программирования. Отдельный сегмент хранит отдельную логическую часть программы: программный модуль или структуру данных (массив), стек, таблица и так далее.

3.4.1. Базовый метод сегментной организации памяти.

Обычно сегменты формируются компилятором, а на этапе загрузки им присваиваются идентифицирующие номера. Таким образом, логический адрес при сегментной организации памяти состоит из двух частей: S и d, где S — номер сегмента, а d — смещение в пределах сегмента.

Трансформация логического адреса в физический осуществляется с помощью таблицы сегментов (segment table).

да

CPU

S

d

сегмент

d

base

таблица сегментов

limit

base

+

нет

Количество строк таблицы сегментов равно количеству сегментов программы: S, limit, base. Limit — размер сегмента, base — начальный адрес сегмента в памяти.

Номер сегмента S используется в качестве индекса для таблицы сегментов. С помощью таблицы сегментов определяется его начальный адрес base в основной памяти. Значение limit используется для защиты памяти. Смещение d должно удовлетворять неравенству 0