Типы адресов и адресных пространств.

Для идентификации переменных и команд используются символьные имена (метки), виртуальные адреса и физические адреса (рисунок 2.7).

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

Виртуальные адреса вырабатывает транслятор, переводящий программу на машинный язык. Так как 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 программа будет размещена, начиная с нулевого адреса. Совокупность виртуальных адресов процесса называется виртуальным адресным пространством. Каждый процесс имеет собственное виртуальное адресное пространство. Максимальный размер виртуального адресного пространства ограничивается разрядностью адреса, присущей данной архитектуре компьютера, и, как правило, не совпадает с объемом физической памяти, имеющимся в компьютере.

Рис. 2.7. Типы адресов

Физические адреса соответствуют номерам ячеек оперативной памяти, где в действительности расположены или будут расположены переменные и команды. Переход от виртуальных адресов к физическим может осуществляться двумя способами. В первом случае замену виртуальных адресов на физические делает специальная системная программа - перемещающий загрузчик. Перемещающий загрузчик на основании имеющихся у него исходных данных о начальном адресе физической памяти, в которую предстоит загружать программу, и информации, предоставленной транслятором об адресно-зависимых константах 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, при этом 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. Второй способ является более гибким, он допускает перемещение программы во время ее выполнения, в то время как перемещающий загрузчик жестко привязывает программу к первоначально выделенному ей участку памяти. Вместе с тем использование перемещающего загрузчика уменьшает накладные расходы, так как преобразование каждого виртуального адреса происходит только один раз во время загрузки, а во втором случае - каждый раз при 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.

23 Классификация ОС по распределению памяти. Сегментно-страничное распределение памяти (конкретные примеры ОС).

Ключевой проблемой виртуальной памяти, возникающей в результате многократного изменения местоположения в оперативной памяти образов процессов или их частей, является преобразование виртуальных адресов в физические. Решение этой проблемы, в свою очередь, зависит от того, какой способ управления виртуальным адресным пространством принят в данной системе.

Страничная виртуальная память организует перемещение данных между памятью и диском страницами — частями виртуального адресного пространства, фиксированного и сравнительно небольшого размера.

Сегментная виртуальная память предусматривает перемещение данных сегментами — частями виртуального адресного пространства произвольного размера, полученными с учетом смыслового значения данных.

Сегментно-страничная виртуальная память использует двухуровневое деление: виртуальное адресное пространство делится на сегменты, а затем сегменты делятся на страницы. Единицей перемещения данных здесь является страница. Этот способ управления памятью объединяет в себе элементы обоих предыдущих подходов.

Для временного хранения сегментов и страниц на диске отводится либо специальная область, либо специальный файл, которые во многих ОС по традиции продолжают называть областью, или файлом свопинга, хотя перемещение информации осуществляется уже частями.
Страничное распределение.

Виртуальное адресное пространство каждого процесса делится на части одинакового, фиксированного для данной системы размера, называемые виртуальными страницами.
Вся оперативная память машины также делится на части такого же размера, называемые физическими страницами (или блоками, или кадрами). Размер страницы выбирается равным степени двойки, что 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. 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 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.

Назад

44.Механизмы распределения памяти с использованием внешней: сегментное распределение виртуальной памяти.

Виртуальное адресное пространство процесса делится на части – сегменты, размер которых определен с учетом смыслового значения содержащейся в них информации. Отдельный сегмент может представлять собой массив данных, подпрограмму. Деление виртуального адресного пространства на сегменты осуществляется компилятором на основе указаний программиста или по умолчанию в соответствии с принятыми в системе соглашениями.
Максимальный размер сегмента определяется разрядностью виртуального адреса (при 32-й архитектуре процессора он равен 4 Гб). Виртуальный адрес задается парой чисел, номером сегмента и линейным виртуальным адресом внутри сегмента. При загрузке процесса в оперативную память помещается только часть его сегментов, полная копия виртуального адресного пространства продолжает находиться на диске. Для каждого загружаемого сегмента ОС подыскивает в памяти непрерывный участок достаточного размера, смежные сегменты виртуальной памяти физически могут занимать несмежные участки.
Если во время выполнения происходит обращение по виртуальному адресу, относящемуся к сегменту, который отсутствует в оперативной памяти, то происходит прерывание, которое обрабатывается по аналогии со страничным прерыванием при страничном распределении памяти.
На этапе создания процесса во время загрузки его образа в память ОС создает таблицу сегментов, в которой для каждого сегмента указывается:
1. Базовый физический адрес сегмента в оперативной памяти.
2. Размер сегмента
3. Правило доступа к сегменту
4. Признак модификации присутствия и обращения к данному сегменту, а также другая информация.

 

24 Классификация ОС по распределению памяти. Сегментация (конкретные примеры ОС).

 

Сегментация-пример ОС

 

Примером использования сегментного способа организации виртуальной памяти является операционная система для ПК OS/2 первого поколения1, которая была создана для процессора i80286. В этой ОС в полной мере использованы аппаратные средства микропроцессора, который специально проектировался для поддержки сегментного способа распределения памяти.

 

OS/2 v.l поддерживала распределение памяти, при котором выделялись сегменты программы и сегменты данных. Система позволяла работать как с именованными, так и неименованными сегментами. Имена разделяемых сегментов данных имели ту же форму, что и имена файлов. Процессы получали доступ к именованным разделяемым сегментам, используя их имена в специальных системных вызовах. OS/2 v.l допускала разделение программных сегментов приложений и подсистем, а также глобальных сегментов данных подсистем. Вообще, вся концепция системы OS/2 была построена на понятии разделения памяти: процессы почти всегда разделяют сегменты с другими процессами. В этом состояло существенное отличие от систем типа UNIX, которые обычно разделяют только реентерабельные программные модули между процессами.

 

Сегменты, которые активно не использовались, могли выгружаться на жесткий диск. Система восстанавливала их, когда в этом возникала необходимость. Так как все области памяти, используемые сегментом, должны были быть непрерывными, OS/2 перемещала в основной памяти сегменты таким образом, чтобы максимизировать объём свободной физической памяти. Такое размещение называется компрессией или перемещением сегментов (уплотнением памяти). Программные сегменты не выгружались, поскольку они могли просто перезагружаться с исходных дисков. Области в младших адресах физической памяти, которые использовались для запуска DOS-программ и кода самой OS/2, не участвовали в перемещении или подкачке. Кроме этого, система или прикладная программа могли временно фиксировать сегмент в памяти с тем, чтобы гарантировать наличие буфера ввода/вывода в физической памяти до тех пор, пока операция ввода/вывода не завершится.

 

Если в результате компрессии памяти не удавалось создать необходимое свободное пространство, то супервизор выполнял операции фонового плана для перекачки достаточного количества сегментов из физической памяти, чтобы дать возможность завершиться исходному запросу.

 

Механизм перекачки сегментов использовал файловую систему для перекачки данных из физической памяти и в неё. Ввиду того, что перекачка и сжатие влияют на производительность системы в целом, пользователь может сконфигурировать систему так, чтобы эти функции не выполнялись.

 

Было организовано в OS/2 и динамическое присоединение обслуживающих программ. Программы OS/2 используют команды удаленного вызова. Ссылки, генерируемые этими вызовами, определяются в момент загрузки самой программы или её сегментов. Такое отсроченное определение ссылок называется динамическим присоединением. Загрузочный формат модуля OS/2 представляет собой расширение формата загрузочного модуля DOS. Он был расширен, чтобы поддерживать необходимое окружение для свопинга сегментов с динамическим присоединением. Динамическое присоединение уменьшает объём памяти для программ в OS/2, одновременно делая возможным перемещения подсистем и обслуживающих программ без необходимости повторного редактирования адресных ссылок к прикладным программам.

 

Управление памятью. Требования к 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 протравы 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 ее 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.

26 Классификация ОС по распределению памяти. Страничное распределение (конкретные примеры ОС).

 

Ключевой проблемой виртуальной памяти, возникающей в результате многократного изменения местоположения в оперативной памяти образов процессов или их частей, является преобразование виртуальных адресов в физические. Решение этой проблемы, в свою очередь, зависит от того, какой способ управления виртуальным адресным пространством принят в данной системе.
Страничная виртуальная память организует перемещение данных между памятью и диском страницами — частями виртуального адресного пространства, фиксированного и сравнительно небольшого размера.
Сегментная виртуальная память предусматривает перемещение данных сегментами — частями виртуального адресного пространства произвольного размера, полученными с учетом смыслового значения данных,
Сегментно-страничная виртуальная память использует двухуровневое деление: виртуальное адресное пространство делится на сегменты, а затем сегменты делятся на страницы. Единицей перемещения данных здесь является страница. Этот способ управления памятью объединяет в себе элементы обоих предыдущих подходов.
Для временного хранения сегментов и страниц на диске отводится либо специальная область, либо специальный файл, которые во многих ОС по традиции продолжают называть областью, или файлом свопинга, хотя перемещение информации осуществляется уже частями.
Страничное распределение
Виртуальное адресное пространство каждого процесса делится на части одинакового, фиксированного для данной системы размера, называемые виртуальными страницами.
Вся оперативная память машины также делится на части такого же размера, называемые физическими страницами (или блоками, или кадрами). Размер страницы выбирается равным степени двойки, что 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. 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 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.

 

Страничная орг-пример ОС

 

Если объём физической памяти небольшой и даже часто требуемые страницы не удается разместить в оперативной памяти, то возникает так называемая «пробуксовка». Другими словами, пробуксовка - это ситуация, при которой загрузка нужной нам страницы вызывает перемещение во внешнюю память той страницы, с которой мы тоже активно работаем. Очевидно, что это очень плохое явление. Чтобы его не допускать, желательно увеличить объём оперативной памяти (сейчас это стало самым простым решением), уменьшить количество параллельно выполняемых задач либо попробовать использовать более эффективные дисциплины замещения. В абсолютном большинстве современных ОС используется дисциплина замещения страниц LRU как самая эффективная. Так, именно эта дисциплина используется в OS/2 и Linux. Однако в такой ОС, как Windows NT, разработчики, желая сделать систему максимально независимой от аппаратных возможностей процессора, пошли на отказ от этой дисциплины и применили правило FIFO. А для того, чтобы хоть как-нибудь сгладить её неэффективность, была введена «буферизация» тех страниц, которые должны быть записаны в файл подкачки на диск1 или просто расформированы. Принцип буферирования прост. Прежде чем замещаемая страница действительно будет перемещена во внешнюю память или просто расформирована, она помечается как кандидат на выгрузку. Если в следующий раз произойдет обращение к странице, находящейся в таком «буфере», то страница никуда не выгружается и уходит в конец списка FIFO. В противном случае страница действительно выгружается, а на её место в «буфере» попадает следующий «кандидат». Величина такого «буфера» не может быть большой, поэтому эффективность страничной реализации памяти в Windows NT намного ниже, чем у вышеназванных ОС, и явление пробуксовки начинается даже при существенно большем объёме оперативной памяти.

• Особенности архитектуры «клиент-сервер» для операционной системы (системы с микроядром) и для среды.

Микроядро представляет собой остов операционной системы, служащий основой для других ее модулей. Термин не имеет точного определения, и многие вопросы, относящиеся к микроядрам, различные группы разработчиков операционных систем трактуют по-разному.

Подход с использованием микроядра приобрел популярность после его использования в операционной системе Mach. Теоретически такой подход обеспечивает высокую степень гибкости и модульности. Другим примером удачного использования этого подхода стала операционная система Windows 2000, которая претендует на широкую популярность. Микроядро операционной системы Windows 2000 окружено несколькими компактными подсистемами, что облегчает его реализацию на различных платформах. Некоторые другие программные продукты также реализованы с использованием микроядра. В ближайшем будущем этот подход, по-видимому, будет встречаться в большинстве операционных систем, разрабатываемых для персональных компьютеров, рабочих станций и серверов.

Архитектура микроядра

На структуру ранних операционных систем, разработанных в средине 50-х годов, обращалось мало внимания. Ни у кого не было опыта в разработке действительно больших программных систем, а проблемы взаимозависимости и взаимодействия сильно недооценивались. В подобных монолитных операционных системах (monolithic operating systems) почти все процедуры могли вызывать одна другую. Такое отсутствие структуры было несовместимо с расширением операционных систем. Первая версия операционной системы OS/360 была создана коллективом программистов из 5000 человек за пять лет и содержала более миллиона строк кода. Разработанная несколько позже операционная система Multics содержала уже 20 миллионов строк. Как отмечалось в разделе 2.3, для разработки программного обеспечения такого масштаба требуется использовать методы модульного программирования.

В частности, были разработаны слоистые операционные системы (layered operating systems) (рис. 4.10,а) с иерархической организацией функций, взаимодействие в которых возможно только между функциями, находящимися на соседних уровнях. При "многослойном" подходе все уровни или большинство из них выполняются в режиме ядра.

"Слоистый" подход тоже не лишен своих проблем. Каждый слой обладает определенными функциональными возможностями, и значительные изменения одного из уровней могут иметь различное влияние (которое трудно предвидеть) на код в смежных слоях (как верхнем, так и нижнем). Поэтому довольно трудно реализовать согласованные версии операционной системы, имеющие на несколько функций больше или меньше, чем в базовой версии. Многочисленные взаимодействия между соседними уровнями усложняют обеспечение безопасности.

Суть философии, лежащей в основе использования микроядра, заключается в том, что в ядре должны быть только самые важные функции операционной системы.

Работа служб и приложений, не являющихся критическими, основана на работе микроядра, но выполняются они в пользовательском режиме. И хотя разделение на то, что находится внутри микроядра, и то, что выносится за его пределы, зависит от архитектуры системы; общая тенденция такова, что многие службы, которые традиционно входили в операционную систему, теперь входят во внешние подсистемы, взаимодействующие с ядром и друг с другом. К ним от- носятся драйверы устройств, файловые системы, менеджер виртуальной памяти, система управления окнами и службы безопасности.

В архитектуре с микроядром традиционное вертикальное расположение уровней заменяется горизонтальным (рис. 4.10,6). Внешние по отношению к микроядру компоненты операционной системы реализуются как обслуживающие процессы. Между собой они взаимодействуют как равноправные партнеры; обычно взаимодействие реализуется с помощью обмена сообщениями, которые передаются через микроядро. Таким образом, ядро выступает в роли посредника: оно подтверждает правильность сообщений, передает их от одного компонента другому и предоставляет доступ к аппаратному обеспечению. Кроме того, микроядро выполняет защитные функции: оно не пропускает сообщение, если такой обмен не разрешен.

Например, если приложению нужно открыть файл, оно отправляет сообщение серверу файловой системы. Если ему нужно создать процесс или поток, оно отправляет сообщение серверу процессов. Каждый из серверов может отправлять сообщения другим серверам и обращаться к элементарным функциям микроядра. Так в одном компьютере реализуется архитектура типа клиент/сервер.