Управление оперативной памятью

Управление оперативной памятью

Рекомендуемая литература:

1. В.Г.Олифер, Н.А.Олифер. Сетевые операционные системы. Учебное пособие.-СПб.:БХВ-Петербург, 2006.-536с.

2. В.А.Шеховцов. Операційні системи.Підручник.-К.:Виканавча група ВНV. 2005. 576с.

3. Столлингс В. Операционные системы. М.: Вильямс, 2001. -672с.

ГЛАВА5

Управление памятью

1. Функции ОС по управлению памятью.

2. Типы адресов

3. Алгоритмы распределения памяти

4. Свопинг и виртуальная память

5. Разделяемые сегменты памяти

6. Кэширование данных

Функции ОС по управлению памятью

Под памятью (memory) здесь подразумевается оперативная память компьютера. В отличие от памяти жесткого диска, которую называют внешней памятью (storage), оперативной памяти для сохранения информации требуется постоянное электропитание.

Память является важнейшим ресурсом, требующим тщательного управления со стороны мультипрограммной операционной системы. Особая роль памяти объясняется тем, что процессор может выполнять инструкции программы только в том случае, если они находятся в памяти. Память распределяется как между модулями прикладных программ, так и между модулями самой операционной системы.

В ранних ОС управление памятью сводилось просто к загрузке программы и её данных из некоторого внешнего накопителя (перфоленты, магнитной ленты или магнитного диска) в память. С появлением мультипрограммирования перед ОС были поставлены новые задачи, связанные с распределением имеющейся памяти между несколькими одновременно выполняющимися программами.

Функциями ОС по управлению памятью в мультипрограммной системе явля­ются:

□ отслеживание свободной и занятой памяти;

□ выделение памяти процессам и освобождение памяти по завершении процес­сов;

□ вытеснение кодов и данных процессов из оперативной памяти на диск (пол­ное или частичное), когда размеры основной памяти не достаточны для раз­мещения в ней всех процессов, и возвращение их в оперативную память, ко­гда в ней освобождается место;

□ настройка адресов программы на конкретную область физической памяти.

Помимо первоначального выделения памяти процессам при их создании ОС должна также заниматься динамическим распределением памяти, то есть выпол­нять запросы приложений на выделение им дополнительной памяти во время выполнения. После того как приложение перестает нуждаться в дополнительной памяти, оно может возвратить ее системе. Выделение памяти случайной длины в случайные моменты времени из общего пула памяти приводит к фрагментации и, вследствие этого, к неэффективному ее использованию. Дефрагментация па­мяти тоже является функцией операционной системы.

Во время работы операционной системы ей часто приходится создавать новые служебные информационные структуры, такие как описатели процессов и пото­ков, различные таблицы распределения ресурсов, буферы, используемые процес­сами для обмена данными, синхронизирующие объекты и т. п. Все эти систем­ные объекты требуют памяти.

В некоторых ОС заранее (во время установки) резервируется некоторый фиксированный объем памяти для системных нужд. В других же ОС используется более гибкий подход, при котором память для системных целей выделяется динамически. В таком случае разные подсистемы ОС при создании своих таблиц, объектов, структур и т. п. обращаются к подсис­теме управления памятью с запросами.

Защита памяти — это еще одна важная задача операционной системы, которая состоит в том, чтобы не позволить выполняемому процессу записывать или чи­тать данные из памяти, назначенной другому процессу. Эта функция, как прави­ло, реализуется программными модулями ОС в тесном взаимодействии с аппа­ратными средствами.

Типы адресов

Для идентификации переменных и команд на разных этапах жизненного цикла программы используются символьные имена (метки), виртуальные адреса и фи­зические адреса (рис. 5.1).

□ Символьные имена присваивает пользователь при написании программы на алгоритмическом языке или ассемблере.

□ Виртуальные адреса, называемые иногда математическими, или логическими адресами, вырабатывает транслятор, переводящий программу на машинный язык. Поскольку во время трансляции в общем случае не известно, в какое место оперативной памяти будет загружена программа, то транслятор при­сваивает переменным и командам виртуальные (условные) адреса, обычно считая по умолчанию, что начальным адресом программы будет нулевой ад­рес.

□ Физические адреса соответствуют номерам ячеек оперативной памяти, где в действительности расположены или будут расположены переменные и ко­манды.

Совокупность виртуальных адресов процесса называется виртуальным адресным пространством. Диапазон возможных адресов виртуального пространства у всех процессов является одним и тем же.

Например, при использовании 32-разрядных виртуальных адресов этот диапазон задается границами 00000000₁₆ и FFFFFFFF₁₆.

Тем не менее каждый процесс имеет собственное виртуальное ад­ресное пространство — транслятор присваивает виртуальные адреса переменным и кодам каждой программе независимо (рис. 5.2)

Совпадение виртуальных адресов переменных и команд различных процессов не приводит к конфликтам, так как в том случае, когда эти переменные одновременно присутствуют в памяти, операционная система отображает их на разные физические адреса.

В том случае, когда необходимо, чтобы несколько процессов разделяли общие данные или коды, операционная система отображает соответствующие участки виртуального ад­ресного пространства этих процессов на один и тот же участок физической памяти.

В разных операционных системах используются разные способы структуриза­ции виртуального адресного пространства. В одних ОС виртуальное адресное пространство процесса подобно физической памяти представлено в виде непре­рывной линейной последовательности виртуальных адресов. Такую структуру адресного пространства называют также плоской (flat). При этом виртуальным адресом является единственное число, представляющее собой смещение отно­сительно начала (обычно это значение 000...000) виртуального адресного про­странства (рис. 5.3, а).

Адрес такого типа называют линейным виртуальным ад­ресом.

 

.

В других ОС виртуальное адресное пространство делится на части, называемые сегментами (или секциями, или областями, или другими терминами). В этом случае помимо линейного адреса может быть использован виртуальный адрес, представляющий собой пару чисел (и, т), где п определяет сегмент, am — сме­щение внутри сегмента (рис. 5.3, б).

Существуют и более сложные способы структуризации виртуального адресного пространства, когда виртуальный адрес образуется тремя или даже более числами.

Задачей операционной системы является отображение индивидуальных вирту­альных адресных пространств всех одновременно выполняющихся процессов на общую физическую память. При этом ОС отображает либо все виртуальное ад­ресное пространство, либо только определенную его часть. Процедура преобразования виртуальных адресов в физические должна быть максимально прозрач­на для пользователя и программиста.

Существуют два принципиально отличающихся подхода к преобразованию вир­туальных адресов в физические.

В первом случае замена виртуальных адресов на физические выполняется один раз для каждого процесса во время начальной загрузки программы в память. Специальная системная программа — перемещающий загрузчик — на основании имеющихся у нее исходных данных о начальном адресе физической памяти, в которую предстоит загружать программу, а также информации, предоставленной транслятором об адресно-зависимых элементах программы, выполняет загрузку программы, совмещая ее с заменой виртуальных адресов физическими.

Второй способ заключается в том, что программа загружается в память в неизме­ненном виде в виртуальных адресах, то есть операнды инструкций и адреса пере­ходов имеют те значения, которые выработал транслятор. В наиболее простом случае, когда виртуальная и физическая память процесса представляют собой единые непрерывные области адресов, операционная система выполняет преоб­разование виртуальных адресов в физические по следующей схеме. При загруз­ке операционная система фиксирует смещение действительного расположения программного кода относительно виртуального адресного пространства. Во время выполнения программы при каждом обращении к оперативной памяти выполня­ется преобразование виртуального адреса в физический. Схема такого преобра­зования показана на рис. 5.4.

Пусть, например, операционная система использует линейно-структурированное виртуальное адресное пространство и пусть некото­рая программа, работающая под управлением этой ОС, загружена в физическую память начиная с физического адреса S. ОС запоминает значение начального смещения S и во время выполнения программы помещает его в специальный ре­гистр процессора. При обращении к памяти виртуальные адреса данной програм­мы преобразуются в физические путем прибавления к ним смещения S. Напри­мер, при выполнении инструкции MОV пересылки данных, находящихся по адресу VA, виртуальный адрес VA заменяется физическим адресом VA+S.

Последний способ является более гибким: в то время как перемещающий загруз­чик жестко привязывает программу к первоначально выделенному ей участку памяти, динамическое преобразование виртуальных адресов позволяет переме­щать программный код процесса в течение всего периода его выполнения. Но использование перемещающего загрузчика более экономично, так как в этом случае преобразование каждого виртуального адреса происходит только один раз во время загрузки, а при динамическом преобразовании — при каждом обраще­нии по данному адресу.

В некоторых случаях (обычно в специализированных системах), когда заранее точно известно, в какой области оперативной памяти будет выполняться про­грамма, транслятор выдает исполняемый код сразу в физических адресах.

Необходимо различать максимально возможное виртуальное адресное простран­ство процесса и назначенное {выделенное) процессу виртуальное адресное про­странство.

В первом случае речь идет о максимальном размере виртуального адресного пространства, определяемом архитектурой компьютера, на котором работает ОС, и, в частности, разрядностью его схем адресации (32-битная, 64-бит­ная и т. п.). Например, при работе на компьютерах с 32-разрядными процессорами Intel Pentium операционная система может предоставить каждому процессу вир­туальное адресное пространство до 4 Гбайт (2³²). Однако это значение представ­ляет собой только потенциально возможный размер виртуального адресного пространства, который редко на практике бывает необходим процессу. Процесс использует только часть доступного ему виртуального адресного пространства.

Назначенное виртуальное адресное пространство представляет собой набор вир­туальных адресов, действительно нужных процессу для работы. Эти адреса пер­воначально назначает программе транслятор на основании текста программы, когда создает кодовый (текстовый) сегмент, а также сегмент или сегменты дан­ных, с которыми программа работает. Затем при создании процесса ОС фиксирует назначенное виртуальное адресное пространство в своих системных таблицах. В ходе своего выполнения процесс может увеличить размер первоначального назначенного ему виртуального адресного пространства, запросив у ОС созда­ния дополнительных сегментов или увеличения размера существующих. В лю­бом случае операционная система обычно следит за корректностью использова­ния процессом виртуальных адресов — процессу не разрешается оперировать с виртуальным адресом, выходящим за пределы назначенных ему сегментов.

Максимальный размер виртуального адресного пространства ограничивается толь­ко разрядностью адреса, присущей данной архитектуре компьютера, и, как пра­вило, не совпадает с объемом физической памяти, имеющимся в компьютере.

Сегодня для машин универсального назначения типична ситуация, когда объем виртуального адресного пространства превышает доступный объем оперативной памяти. В таком случае операционная система для хранения данных виртуально­го адресного пространства процесса, не помещающихся в оперативную память, ис­пользует внешнюю память, которая в современных компьютерах представлена жесткими дисками (рис. 5.5, а). Именно на этом принципе основана виртуаль­ная память — наиболее совершенный механизм, используемый в операционных системах для управления памятью.

Однако соотношение объемов виртуальной и физической памяти может быть и обратным. Так, в мини-компьютерах 80-х годов разрядности поля адреса нередко не хватало для того, чтобы охватить всю имеющуюся оперативную память. Не­сколько процессов могло быть загружено в память одновременно и целиком (рис. 5.5, б).

Необходимо подчеркнуть, что виртуальное адресное пространство и виртуаль­ная память — это различные механизмы и они не обязательно реализуются в операционной системе одновременно. Можно представить себе ОС, в которой поддерживаются виртуальные адресные пространства для процессов, но отсутст­вует механизм виртуальной памяти. Это возможно только в том случае, если размер виртуального адресного пространства каждого процесса меньше объема физической памяти.

Содержимое назначенного процессу виртуального адресного пространства, то есть коды команд, исходные и промежуточные данные, а также результаты вычисле­ний, представляет собой образ процесса.

Во время работы процесса постоянно выполняются переходы от прикладных ко­дов к кодам ОС, которые либо явно вызываются из прикладных процессов как системные функции, либо вызываются как реакция на внешние события или на исключительные ситуации, возникающие при некорректном поведении при­кладных кодов. Для того чтобы упростить передачу управления от прикладного кода к коду ОС, а также для легкого доступа модулей ОС к прикладным данным (например, для вывода их на внешнее устройство), в большинстве ОС ее сегмен­ты разделяют виртуальное адресное пространство с прикладными сегментами активного процесса. То есть сегменты ОС и сегменты активного процесса обра­зуют единое виртуальное адресное пространство.

Обычно виртуальное адресное пространство процесса делится на две непрерыв­ные части: системную и пользовательскую. В некоторых ОС (например, Win­dows NT, OS/2) эти части имеют одинаковый размер — по 2 Гбайт, хотя в прин­ципе деление может быть и другим, например 1 Гбайт — для ОС, и 2 Гбайт — для прикладных программ.

Деление виртуального адресного пространства на две непрерывные области не является обязательным — можно представить себе ОС, которая обходится без пего и чередует свои сегменты и сегменты прикладных программ, размещая их в виртуальном адресном про­странстве в произвольном порядке.

Часть виртуального адресного пространства каждо­го процесса, отводимая под сегменты ОС, является идентичной для всех процес­сов. Поэтому при смене активного процесса заменяется только вторая часть вир­туального адресного пространства, содержащая его индивидуальные сегменты, как правило, — коды и данные прикладной программы (рис. 5.6).

Архитектура современных процессоров отражает эту особенность структуры виртуального ад­ресного пространства, например, в процессорах Intel Pentium существует два типа системных таблиц:

1— для описания сегментов, общих для всех процес­сов,

2— для описания индивидуальных сегментов данного процесса.

При смене процесса первая таблица остается неизменной, а вторая заменяется новой.

Описанное выше назначение двух частей виртуального адресного пространст­ва — для сегментов ОС и для сегментов прикладной программы — является ти­пичным, но не абсолютным. Имеются и исключения из общего правила. В неко­торых ОС существуют системные процессы, порожденные для решения внутрен­них задач ОС. В этих процессах отсутствуют сегменты прикладной программы, но они могут расположить некоторые свои сегменты (сегменты ОС) в общей части виртуального адресного пространства, а некоторые — в индивидуальной части, обычно предназначенной для прикладных сегментов. И наоборот, в об­щей, системной части виртуального адресного пространства размещаются сег­менты прикладного кода, предназначенные для совместного использования не­сколькими прикладными процессами.

Механизм страничной памяти в большинстве универсальных операционных сис­тем применяется ко всем сегментам пользовательской части виртуального адрес­ного пространства процесса. Исключения могут составлять специализированные ОС, например ОС реального времени, в которых некоторые сегменты жестко фиксируются в оперативной памяти и соответственно никогда не выгружаются на диск — это обеспечивает быструю реакцию определенных приложений на внешние события.

Системная часть виртуальной памяти в ОС любого типа включает область, под­вергаемую страничному вытеснению (paged), и область, на которую страничное вытеснение не распространяется (non-paged). В не вытесняемой области разме­щаются модули ОС, требующие быстрой реакции и/или постоянного присутст­вия в памяти, например диспетчер потоков или код, который управляет заменой страниц памяти. Остальные модули ОС подвергаются страничному вытеснению, как и пользовательские сегменты.

Обычно аппаратура накладывает свои ограничения на порядок использования виртуального адресного пространства. Некоторые процессоры (например, MIPS) предусматривают для определенной области системной части адресного про­странства особые правила отображения на физическую память. При этом вирту­альный адрес прямо отображается на физический адрес (последний либо полно­стью соответствует виртуальному адресу, либо равен его части). Такая особая область памяти не подвергается страничному вытеснению, и поскольку доста­точно трудоемкая процедура преобразования адресов исключается, то, доступ к располагаемым здесь кодам и данным осуществляется очень быстро.

Перемещаемые разделы

Одним из методов борьбы с фрагментацией является перемещение всех занятых участков в сторону старших или младших адресов, так, чтобы вся свободная память образовала единую свободную область (рис. 5.10).

В дополнение к функциям, кото­рые выполняет ОС при распределении памяти динамическими разделами, в данном случае она должна еще время от времени копировать содержимое разделов из одно­го места памяти в другое, корректируя таблицы свободных и занятых областей. Эта процедура называется сжатием. Сжатие может выполниться либо при каждом за­вершении процесса, либо только тогда, когда для вновь создаваемого процесса нет свободного раздела достаточного размера. В первом случае требуется меньше вы­числительной работы при корректировке таблиц свободных и занятых областей, а во втором — реже выполняется процедура сжатия.

Так как программы перемещаются по оперативной памяти в ходе своего выполне­ния, то в данном случае невозможно выполнить настройку адресов с помощью пе­ремещающего загрузчика. Здесь более подходящим оказывается динамическое пре­образование адресов.

Хотя процедура сжатия и приводит к более эффективному использованию памя­ти, она может потребовать значительного времени, что часто перевешивает пре­имущества данного метода.

Концепция сжатия применяется и при использовании других методов распреде­ления памяти, когда отдельному процессу выделяется не одна сплошная область памяти, а несколько несмежных участков памяти произвольного размера (сег­ментов). Такой подход был использован в ранних версиях OS/2, в которых па­мять распределялась сегментами, а возникавшая при этом фрагментация устра­нялась путем периодического перемещения сегментов.

Страничное распределение

На рис. 5.12 показана схема страничного распределения памяти. Виртуальное адресное пространство каждого процесса делится на части одинакового, фикси­рованного для данной системы размера, называемые виртуальными страницами {virtual pages). В общем случае размер виртуального адресного пространства про­цесса не кратен размеру страницы, поэтому последняя страница каждого процес­са дополняется фиктивной областью.

Вся оперативная память машины также делится на части такого же размера, на­зываемые физическими страницами (или блоками, или кадрами).

Размер страницы выбирается равным степени двойки: 512(2⁹), 1024(2¹⁰), 4096(2¹²) байт и т. д. Это позволяет упростить механизм преобразования адресов.

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.

Таблица страниц — информационная структура, содержащая 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 в единицу вся­кий раз, когда производится запись по адресу, относящемуся к данной стра­нице;

□ 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 в данный момент выгружена на 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 на 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 нет, то на основании принятой в 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 в оперативной памяти была модифицирована, то ее новая версия должна быть переписана на диск. Если нет, то принимается во внимание, что на 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),

s_v- смещение в пределах виртуальной страницы.

Физический адрес также может быть представлен в виде пары (n, s_f),

где n — номер физической страницы,

s_f — смещение в пределах физической страницы.

Задача подсистемы виртуальной памяти состоит в отображении (р, s_v) в(n, s_f)..

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^k. 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. 5.13).

 

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 табли ца 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 (рис. 5.14).

Отсюда следует простая схема преобразования виртуального адреса в физический (рис. 5.15).

 

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:

1. 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).

2. Из этого дескриптора извлекается номер соответствующей физической страницы — п.

3. 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 в 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 все 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).

Процессор Pentium позволяет использовать также страницы размером до 4 Мбайт одно­временно со страницами объемом 4 Кбайт

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 (2³²), 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 хранение 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 вы­теснять 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 (рис. 5.16).