Технології передавання повідомлень

Розглянемо методи передавання повідомлень, які застосовують на практиці. Канали

Канал — це найпростіший засіб передавання повідомлень. Він є циклічним буфе­ром, записування у який виконують за допомогою одного процесу, а читання — за допомогою іншого. У конкретний момент часу до каналу має доступ тільки один процес. Операційна система забезпечує синхронізацію згідно правилу: якщо про­цес намагається записувати в канал, у якому немає місця, або намагається зчита­ти більше даних, ніж поміщено в канал, він переходить у стан очікування.

Розрізняють безіменні та поіменовані канали.

До безіменних каналів немає доступу за допомогою засобів іменування, тому процес не може відкрити вже наявний безіменний канал без його дескриптора. Це означає, що такий процес має отримати дескриптор каналу від процесу, що його, створив, а це можливо тільки для зв'язаних процесів.

До поіменованих каналів (named pipes) є доступ за іменем. Такому каналу мо­же відповідати, наприклад, файл у файловій системі, при цьому будь-який про­цес, який має доступ до цього файла, може обмінюватися даними через відповід­ний канал. Поіменовані канали реалізують непрямий обмін даними.

Обмін даними через канал може бути однобічним і двобічним.

Приклади використання поіменованих каналів будуть наведені в розділі 11, безіменних — у розділі 17.

Черги повідомлень

Іншою технологією асинхронного непрямого обміну даними є застосування черг повідомлень (message queues) [37, 52]. Для таких черг виділяють спеціальне місце в системній ділянці пам'яті ОС, доступне для застосувань користувача. Процеси можуть створювати нові черги, відсилати повідомлення в конкретну чергу й от­римувати їх звідти. Із чергою одночасно може працювати кілька процесів. Пові­домлення — це структури даних змінної довжини. Для того щоб процеси могли розрізняти адресовані їм повідомлення, кожному з них присвоюють тип. Відісла­не повідомлення залишається в черзі доти, поки не буде зчитане. Синхронізація під час роботи з чергами схожа на синхронізацію для каналів.

Сокети

Найрозповсюдженішим методом обміну повідомленнями є використання сокетів (sockets). Ця технологія насамперед призначена для організації мережного обмі­ну даними, але може бути використана й для взаємодії між процесами на одному комп'ютері (власне, мережну взаємодію можна розуміти як узагальнення IPC).

Сокет — це абстрактна кінцева точка з'єднання, через яку процес може відси­лати або отримувати повідомлення. Обмін даними між двома процесами здій­снюють через пару сокетів, по одному на кожен процес. Абстрактність сокету по­лягає в тому, що він приховує особливості реалізації передавання повідомлень — після того як сокет створений, робота з ним не залежить від технології передаван­ня даних, тому один і той самий код можна без великих змін використовувати для роботи із різними протоколами зв'язку.

Особливості протоколу передавання даних і формування адреси сокету ви­значає комунікаційний домен; його потрібно зазначати під час створення кожного сокету. Прикладами доменів можуть бути домен Інтернету (який задає протокол зв'язку на базі TCP/IP) і локальний домен або домен UNIX, що реалізує зв'язок із використанням імені файла (подібно до поіменованого каналу). Сокет можна ви­користовувати у поєднанні тільки з одним комунікаційним доменом. Адреса со­кету залежить від домену (наприклад, для сокетів домену UNIX такою адресою буде ім'я файла).

Способи передавання даних через сокет визначаються його типом. У конкрет­ному домені можуть підтримуватися або не підтримуватися різні типи сокетів.

Наприклад, і для домену Інтернет, і для домену UNIX підтримуються сокети та­ких типів:

♦ потокові (stream sockets) — задають надійний двобічний обмін даними суціль­ним потоком без виділення меж (операція читання даних повертає стільки да­них, скільки запитано або скільки було на цей момент передано);

♦ дейтаграмні (datagram sockets) - задають ненадійний двобічний обмін пові­домленнями із виділенням меж (операція читання даних повертає розмір того повідомлення, яке було відіслано).

Під час обміну даними із використанням сокетів зазвичай застосовується техно­логія клієнт-сервер, коли один процес (сервер) очікує з'єднання, а інший (клієнт) з'єднують із ним.

Перед тим як почати працювати з сокетами, будь-який процес (і клієнт, і сер­вер) має створити сокет за допомогою системного виклику socket(). Параметрами цього виклику задають комунікаційний домен і тип сокету. Цей виклик повертає дескриптор сокету - унікальне значення, за яким можна буде звертатися до цьо­го сокету.

Подальші дії відрізняються для сервера і клієнта. Спочатку розглянемо послі­довність кроків, яку потрібно виконати для сервера.

1. Сокет пов'язують з адресою за допомогою системного виклику bind(). Для со­кетів домену UNIX як адресу задають ім'я файла, для сокетів домену Інтерне-ту - необхідні характеристики мережного з'єднання. Далі клієнт для встанов­лення з'єднання й обміну повідомленнями має буде вказати цю адресу.

2. Сервер дає змогу клієнтам встановлювати з'єднання, виконавши системний виклик listen() для дескриптора сокету, створеного раніше.

3. Після виходу із системного виклику listen() сервер готовий приймати від клі­єнтів запити на з'єднання. Ці запити вишиковуються в чергу. Для отримання запиту із цієї черги і створення з'єднання використовують системний виклик accep(). Внаслідок його виконання в застосування повертають новий сокет для обміну даними із клієнтом. Старий сокет можна використовувати далі для приймання нових запитів на з'єднання. Якщо під час виклику accepte) запити на з'єднання в черзі відсутні, сервер переходить у стан очікування.

Для клієнта послідовність дій після створення сокету зовсім інша. Замість трьох кроків досить виконати один — встановити з'єднання із використанням системного виклику connecte). Параметрами цього виклику задають дескриптор створеного раніше сокету, а також адресу, подібну до вказаної на сервері для ви­клику bind().

Після встановлення з'єднання (і на клієнті, і на сервері) з'явиться можливість передавати і приймати дані з використанням цього з'єднання. Для передавання даних застосовують системний виклик sendO, а для приймання — recv().

Зазначену послідовність кроків використовують для встановлення надійного з'єднання. Якщо все, що нам потрібно, — це відіслати і прийняти конкретне пові­домлення фіксованої довжини, то з'єднання можна й не створювати зовсім. Для цього як відправник, так і одержувач повідомлення мають попередньо зв'язати сокети з адресами через виклик bind(). Потім можна скористатися викликами прямого передавання даних: sendtoO — для відправника і recvfrom() — для одер­жувача. Параметрами цих викликів задають адреси одержувача і відправника, а також адреси буферів для даних.

Докладніше використання сокетів буде описано в розділі 16.

Віддалений виклик процедур

Технологія віддаленого виклику процедур (Remote Procedure Call, RPC) [37, 50, 52, 57] є прикладом синхронного обміну повідомленнями із підтвердженням отримання. Розглянемо послідовність кроків, необхідних для обміну даними в цьому разі.

1. Операцію send оформляють як виклик процедури із параметрами.

2. Після виклику такої процедури відправник переходить у стан очікування, а да­ні (ім'я процедури і параметри) доставляються одержувачеві. Одержувач мо­же перебувати на тому самому комп'ютері, чи на віддаленій машині; техноло­гія RPC приховує це. Класичний віддалений виклик процедур передбачає, що процес-одержувач створено внаслідок запиту.

3. Одержувач виконує операцію гесеі ve і на підставі даних, що надійшли, вико­нує відповідні дії (викликає локальну процедуру за іменем, передає їй пара­метри і обчислює результат).

4. Обчислений результат повертають відправникові як окреме повідомлення.

5. Після отримання цього повідомлення відправник продовжує своє виконання, розглядаючи обчислений результат як наслідок виклику процедури.

Приклади використання віддаленого виклику процедур будуть нами розгляну­ті в розділі 20.

 

Висновки

♦ Потоки різних процесів, що взаємодіють, мають використовувати засоби між­процесової взаємодії, завданнями якої є забезпечення обміну даними між за­хищеними адресними просторами, а також їхня синхронізація. До основних видів міжпроцесової взаємодії належать передавання повідомлень, розподі-лювана і відображувана пам'ять.

♦ Головною особливістю передавання повідомлень є те, що ця технологія не вимагає наявності спільно використовуваних даних. Процеси обмінюються повідомленнями змінної довжини за допомогою примітивів send і receive. Ця технологія може бути застосована для організації взаємодії між процеса­ми, виконуваними на віддалених комп'ютерах.

 

Контрольні запитання та завдання

1. Припустімо, що до комунікаційного каналу, наданого ОС, можуть «підклю­чатися» два процеси. Які синхронізаційні примітиви на рівні ядра ОС можуть бути використані для обміну даними цим каналом відповідно до технології програмних каналів (pipes)? Як приклад ОС візьміть систему Linux.

2. Перелічіть можливі відмінності реалізації черги повідомлень і програмного каналу на рівні ядра ОС.

3. Система обміну повідомленнями надає примітиви send і гесеіve. Примітив receive призупиняє процес, якщо немає повідомлень, призначених для нього. Чи можливе взаємне блокування процесів, якщо не враховувати інших пові­домлень, а спільних даних у процесів немає?

4. Реалізуйте систему обміну повідомленнями між потоками на базі стандартних синхронізаційних примітивів розділу 5. Операція int msg_send(int msg, int priority) передає в систему повідомлення із заданим пріоритетом. Операція int msg_recv(int priority) вилучає із системи найстаріше повідомлення з пріори­тетом, більшим або рівним priority, і повертає його значення; якщо такого повідомлення немає, поточний потік призупиняють.

5. Перелічіть спільні риси і відмінності поіменованих каналів і сокетів.

 

Розділ8

Керування оперативною пам'яттю

♦ Означення віртуальної пам'яті

♦ Принципи адресації пам'яті

♦ Сегментація пам'яті

♦ Сторінкова організація пам'яті

♦ Сторінково-сегментна організація пам'яті

♦ Керування оперативною пам'яттю в Linux

♦ Керування оперативною пам'яттю у Windows ХР

 

Під пам'яттю розумітимемо ресурс комп'ютера, призначений для зберігання про­грамного коду і даних. Пам'ять зображають як масив машинних слів або байтів з їхніми адресами. У фон-нейманівській архітектурі комп'ютерних систем проце­сор вибирає інструкції і дані з пам'яті та може зберігати в ній результати вико­нання операцій.

Різні види пам'яті організовані в ієрархію. На нижніх рівнях такої ієрархії пере­буває дешевша і повільніша пам'ять більшого обсягу, а в міру просування ієрархією нагору пам'ять стає дорожчою і швидшою (а її обсяг стає меншим). Найдешев­шим і найповільнішим запам'ятовувальним пристроєм є жорсткий диск комп'юте­ра. Його називають також допоміжним запам'ятовувальним пристроєм (secondary storage). Швидшою й дорожчою є оперативна пам'ять, що зберігається в мікро­схемах пам'яті, встановлених на комп'ютері, — таку пам'ять називатимемо основ­ною пам'яттю (main memory). Ще швидшими засобами зберігання даних є різні кеші процесора, а обсяг цих кешів ще обмеженіший.

Керування пам'яттю в ОС — досить складне завдання. Потрібної за характе­ристиками пам'яті часто виявляють недостатньо, і щоб це не заважало роботі ко­ристувача, необхідно реалізовувати засоби координації різних видів пам'яті. Так, сучасні застосування можуть не вміщатися цілком в основній пам'яті, тоді неви-користовуваний код застосування може тимчасово зберігатися на жорсткому диску.

У цьому розділі розглянемо технології, які використовують основну пам'ять; керування пам'яттю із застосуванням допоміжних запам'ятовувальних пристроїв буде темою розділу 9, а методи динамічного розподілу пам'яті — розділу 10.

 

 

8.1. Основи технології віртуальної пам'яті

Спочатку розглянемо передумови введення концепції віртуальної пам'яті. Наве­демо найпростіший з можливих способів спільного використання фізичної па­м'яті кількома процесами (рис. 8.1).

 

 

За цієї ситуації кожний процес завантажують у свою власну неперервну ді­лянку фізичної пам'яті, ділянка наступного процесу починається відразу після ділянки попереднього. На рис. 8.1 праворуч позначені адреси фізичної пам'яті, починаючи з яких завантажуються процеси.

Якщо проаналізувати особливості розподілу пам'яті на основі цього підходу, можуть виникнути такі запитання.

♦ Як виконувати процеси, котрим потрібно більше фізичної пам'яті, ніж вста­новлено на комп'ютері?

♦ Що відбудеться, коли процес виконає операцію записування за невірною ад­ресою (наприклад, процес Р2 - за адресою 0x7500)?

♦ Що робити, коли процесу (наприклад, процесу Р1) буде потрібна додаткова пам'ять під час його виконання?

♦ Коли процес отримає інформацію про конкретну адресу фізичної пам'яті, що з неї розпочнеться його виконання, і як мають бути перетворені адреси пам'яті, використані в його коді?

♦ Що робити, коли процесу не потрібна вся пам'ять, виділена для нього?

Пряме завантаження процесів у фізичну пам'ять не дає змоги дати відповіді на ці запитання. Очевидно, що потрібні деякі засоби трансляції пам'яті, які дава­ли б змогу процесам використовувати набори адрес, котрі відрізняються від адрес фізичної пам'яті. Перш ніж розібратися в особливостях цих адрес, коротко зупи­нимося на особливостях компонування і завантаження програм.

Програма зазвичай перебуває на диску у вигляді двійкового виконуваного файла, отриманого після компіляції та компонування. Для свого виконання вона має бути завантажена у пам'ять (адресний простір процесу). Сучасні архітектури дають змогу процесам розташовуватися у будь-якому місці фізичної пам'яті, при цьому одна й та сама програма може відповідати різним процесам, завантаженим у різні ділянки пам'яті. Заздалегідь невідомо, в яку ділянку пам'яті буде заванта­жена програма.

Під час виконання процес звертається до різних адрес, зокрема в разі виклику функції використовують її адресу (це адреса коду), а звертання до глобальної змінної відбувається за адресою пам'яті, призначеною для зберігання значення цієї змінної (це адреса даних).

Програміст у своїй програмі звичайно не використовує адреси пам'яті безпо­середньо, замість них вживаються символічні імена (функцій, глобальних змін­них тощо). Внаслідок компіляції та компонування ці імена прив'язують до перемі­щуваних адрес (такі адреси задають у відносних одиницях, наприклад «100 байт від початку модуля»). Під час виконання програми переміщувані адреси, своєю чергою, прив'язують до абсолютних адрес у пам'яті. По суті, кожна прив'язка — це відображення одного набору адрес на інший.

До адрес, використовуваних у програмах, ставляться такі вимоги.

♦ Захист пам'яті. Помилки в адресації, що трапляються в коді процесу, повинні впливати тільки на виконання цього процесу. Коли процес Р2 зробить опера­цію записування за адресою 0x7500, то він і має бути перерваний за помил­кою. Стратегія захисту пам'яті зводиться до того, що для кожного процесу зберігається діапазон коректних адрес, і кожна операція доступу до пам'яті перевіряється на приналежність адреси цьому діапазону.

♦ Відсутність прив'язання до адрес фізичної пам'яті. Процес має можливості ви­конуватися незалежно від його місця в пам'яті та від розміру фізичної пам'яті. Адресний простір процесу виділяється як великий статичний набір адрес, при цьому кожна адреса такого набору є переміщуваною. Процесор і апаратне за­безпечення повинні мати змогу перетворювати такі адреси у фізичні адреси основної пам'яті (при цьому та сама переміщувана адреса в різний час або для різних процесів може відповідати різним фізичним адресам).

8.1.1. Поняття віртуальної пам'яті

Віртуальна пам'ять — це технологія, в якій вводиться рівень додаткових пере­творень між адресами пам'яті, використовуваних процесом, і адресами фізичної пам'яті комп'ютера. Такі перетворення мають забезпечувати захист пам'яті та від­сутність прив'язання процесу до адрес фізичної пам'яті.

Завдяки віртуальній пам'яті фізична пам'ять адресного простору процесу мо­же бути фрагментованою, оскільки основний обсяг пам'яті, яку займає процес, більшу частину часу залишається вільним. Є так зване правило «дев'яносто до десяти», або правило локалізації, яке стверджує, що 90 % звертань до пам'яті у процесі припадає на 10 % його адресного простору. Адреси можна переміщати так, щоб основній пам'яті відповідали тільки ті розділи адресного простору про­цесу, які справді використовуються у конкретний момент.

При цьому невикористовувані розділи адресного простору можна ставити у від­повідність повільнішій пам'яті, наприклад простору на жорсткому диску, а в цей час інші процеси можуть використовувати основну пам'ять, у яку раніше відобра­жалися адреси цих розділів. Коли ж розділ знадобиться, його дані завантажують з диска в основну пам'ять, можливо, замість розділів, які стали непотрібними в конкретний момент (і які, своєю чергою, тепер збережуться на диску). Дані мо­жуть зчитуватися з диска в основну пам'ять під час звертання до них.

У такий спосіб можна значно збільшити розмір адресного простору процесу і забезпечити виконання процесів, що за розміром перевищують основну пам'ять.

 

8.1.2. Проблеми реалізації віртуальної пам'яті. Фрагментація пам'яті

Основна проблема, що виникає у разі використання віртуальної пам'яті, стосу­ється ефективності її реалізації. Оскільки перетворення адрес необхідно робити під час кожного звертання до пам'яті, недбала реалізація цього перетворення мо­же призвести до найгірших наслідків для продуктивності всієї системи. Якщо для більшості звертань до пам'яті система буде змушена насправді звертатися до дис­ка (який у десятки тисяч разів повільніший, ніж основна пам'ять), працювати із такою системою стане практично неможливо. Питання підвищення ефективності реалізації віртуальної пам'яті буде розглянуто в розділі 9.

Ще однією проблемою є фрагментація пам'яті, що виникає за ситуації, коли неможливо використати вільну пам'ять. Розрізняють зовнішню і внутрішню фраг­ментацію пам'яті (рис. 8.2).

Зовнішня зводиться до того, що внаслідок виділення і наступного звільнення пам'яті в ній утворюються вільні блоки малого розміру - діри (holes). Через це може виникнути ситуація, за якої неможливо виділити неперервний блок пам'яті розміру N, оскільки немає жодного неперервного вільного блоку, розмір якого S > N, хоча загалом обсяг вільного простору пам'яті перевищує N. Так, на рис. 8.2 для виконання процесу Р5 місця через зовнішню фрагментацію не вистачає.

Внутрішня фрагментація зводиться до того, що за запитом виділяють блоки пам'яті більшого розміру, ніж насправді будуть використовуватися, у результаті всередині виділених блоків залишаються невикористовувані ділянки, які вже не можуть бути призначені для чогось іншого.

 

 

8.1-3. Логічна і фізична адресація пам'яті

Найважливішими поняттями концепції віртуальної пам'яті є логічна і фізична адресація пам'яті.

Логічна або віртуальна адреса — адреса, яку генерує програма, запущена на деякому процесорі. Адреси, що використовують інструкції конкретного процесора, є логічними адресами. Сукупність логічних адрес становить логічний адресний простір.

Фізична адреса - адреса, якою оперує мікросхема пам'яті. Прикладна програ­ма в сучасних комп'ютерах ніколи не має справи з фізичними адресами. Спеці­альний апаратний пристрій MMU (memory management unit - пристрій керуван­ня пам'яттю) відповідає за перетворення логічних адрес у фізичні. Сукупність усіх доступних фізичних адрес становить фізичний адресний простір. Отже, як­що в комп'ютері є мікросхеми на 128 Мбайт пам'яті, то саме такий обсяг пам'яті адресують фізично. Логічно зазвичай адресують значно більше пам'яті.

Найпростіша схема перетворення адрес зображена на рис. 8.3.

 

8.1.4. Підхід базового і межового регістрів

Під час реалізації віртуальної пам'яті необхідно забезпечити захист пам'яті, пере­міщення процесів у пам'яті та спільне використання пам'яті кількома процесами.

Одним із найпростіших способів задовольнити ці вимоги є підхід базового і межового регістрів. Для кожного процесу в двох регістрах процесора зберігають два значення - базової адреси (base) і межі (bounds). Кожний доступ до логічної адреси апаратно перетворюється у фізичну адресу шляхом додавання логічної ад­реси до базової. Якщо отримувана фізична адреса не потрапляє в діапазон (base, base+bounds), вважають, що адреса невірна, і генерують помилку (рис. 8.4).

Такий підхід є найпростішим прикладом реалізації динамічного переміщення процесів у пам'яті. Усі інші підходи, які буде розглянуто в цьому розділі, є різни­ми варіантами розвитку цієї базової схеми. Наприклад, те, що кожний процес у разі використання цього підходу має свої власні значення базового і межового регістрів, є найпростішою реалізацією концепції адресного простору процесу, яка ґрунтується на тому, що кожний процес має власне відображення пам'яті.

Для організації захисту пам'яті в цій ситуації необхідно, щоб застосування ко­ристувача не могли змінювати значення базового і межового регістрів. Достатньо інструкції такої зміни зробити доступними тільки у привілейованому режимі про­цесора.

До переваг цього підходу належать простота, скромні вимоги до апаратного забезпечення (потрібні тільки два регістри), висока ефективність. Однак сьогодні його практично не використовують через низку недоліків, пов'язаних насамперед з тим, що адресний простір процесу все одно відображається на один неперерв­ний блок фізичної пам'яті: незрозуміло, як динамічно розширювати адресний простір процесу; різні процеси не можуть спільно використовувати пам'ять; не­має розподілу коду і даних.

 

 

За такого підходу для процесу виділяють тільки одну пару значень «базова адре­са-межа». Природним розвитком цієї ідеї стало відображення адресного простору процесу за допомогою кількох діапазонів фізичної пам'яті, кожен з яких задають власною парою значень базової адреси і межі. Так виникла концепція сегмента­ції пам'яті.

 

 

8.2. Сегментація пам'яті

8.2.1. Особливості сегментації пам'яті

Сегментація пам'яті дає змогу зображати логічний адресний простір як сукуп­ність незалежних блоків змінної довжини, які називають сегментами. Кожний сегмент звичайно містить дані одного призначення, наприклад в одному може бу­ти стек, в іншому — програмний код і т. д.

У кожного сегмента є ім'я і довжина (для зручності реалізації поряд з іменами використовують номери). Логічна адреса складається з номера сегмента і зсуву всередині сегмента; з такими адресами працює прикладна програма. Компілятори часто створюють окремі сегменти для різних даних програми (сегмент коду, сег­мент даних, сегмент стека). Під час завантаження програми у пам'ять створюють таблицю дескрипторів сегментів процесу, кожний елемент якої відповідає одно­му сегменту і складається із базової адреси, значення межі та прав доступу. Під час формування адреси її сегментна частина вказує на відповідний еле­мент таблиці дескрипторів сегментів процесу. Якщо зсув більший, ніж задане значення межі (або якщо права доступу процесу не відповідають правам, заданим для сегмента), то апаратне забезпечення генерує помилку. Коли ж усе гаразд, сума бази і зсуву в разі чистої сегментації дасть у результаті фізичну адресу в основ­ній пам'яті. Якщо сегмент вивантажений на диск, спроба доступу до нього спричи­няє його завантаження з диска в основну пам'ять. У підсумку кожному сегменту відповідає неперервний блок пам'яті такої самої довжини, що перебуває в довіль­ному місці фізичної пам'яті або на диску. Загальний підхід до перетворення адре­си у разі сегментації показаний на рис. 8.5.

 

 

 

Наведемо переваги сегментації пам'яті.

♦ З'явилася можливість організувати кілька незалежних сегментів пам'яті для процесу і використати їх для зберігання даних різної природи. При цьому права доступу до кожного такого сегмента можуть бути задані по-різному.

♦ Окремі сегменти можуть спільно використовуватися різними процесами, для цього їхні таблиці дескрипторів сегментів повинні містити однакові елементи, що описують такий сегмент.

♦ Фізична пам'ять, що відповідає адресному простору процесу, тепер не обо­в'язково має бути неперервною. Справді, сегментація дає змогу окремим части­нам адресного простору процесу відображатися не в основну пам'ять, а на диск, і довантажуватися з нього за потребою, забезпечуючи виконання проце­сів будь-якого розміру.

Цей підхід не позбавлений і недоліків.

♦ Необхідність введення додаткового рівня перетворення пам'яті спричиняє зни­ження продуктивності (цей недолік властивий будь-якій повноцінній реаліза­ції віртуальної пам'яті). Для ефективної реалізації сегментації потрібна відпо­відна апаратна підтримка.

♦ Керування блоками пам'яті змінної довжини з урахуванням необхідності їх­нього збереженні* на диску може бути досить складним.

♦ Вимога, щоб кожному сегменту відповідав неперервний блок фізичної пам'яті відповідного розміру, спричиняє зовнішню фрагментацію пам'яті. Внутріш­ньої фрагментації у цьому разі не виникає, оскільки сегменти мають змінну довжину і завжди можна виділити сегмент довжини, необхідної для виконан­ня програми.

Сьогодні сегментацію застосовують доволі обмежено передусім через фраг­ментацію і складність реалізації ефективного звільнення пам'яті та обміну із дис­ком. Ширше використання отримав розподіл пам'яті на блоки фіксованої довжи­ни - сторінкова організація пам'яті, яку розглянемо в розділі 8.3.