Сделай Сам Свою Работу на 5

Обзор методов и алгоритмов работы подсистемы управления оперативной памятью





ВВЕДЕНИЕ

Цель курсовой работы – систематизация и закрепление теоретических знаний, полученных за время обучения, а также приобретение и закрепление навыков самостоятельной работы. А в частности разработка программы, реализующей следующие функции по подсистемам:

Подсистема управления процессами – создание процесса; удаление процесса; алгоритм управления процессами согласно варианту; получение информации о состоянии процессов.

Подсистема управления памятью – создание адресного пространства для процесса согласно варианту; трансляцию виртуальных адресов в физические; подкачку частей адресного пространства процесса.

Файловая подсистема – алгоритм хранения согласно варианту, доступ к файлу по имени, создание/удаление файлов, чтение/запись произвольной части файла.

В соответствии с вариантом A3B5C6:

Реализовать подсистему управления процессами по алгоритму «Вытесняющий SJF»;

Реализовать подсистему управления памятью по алгоритму “Сегментно-страничное распределение памяти” (линейное адресное пространство, страница – 256 байт);

Реализовать файловую подсистему по алгоритму «Размещение с использованием связанного списка индексов» (Кластер – 512 байт).




 

Теоретическая часть

При выполнении данной работы для каждой из подсистем были рассмотрены и реализованы следующие алгоритмы: для подсистемы управления процессами использован алгоритм «вытесняющий SJF»; для подсистемы управления памятью использован алгоритм сегментно-страничного распределения памяти; для файловой подсистемы использован алгоритм размещения с использованием связанного списка индексов.

Обзор методов и алгоритмов работы подсистемы управления процессами

SJF-алгоритм краткосрочного планирования может быть как вытесняющим, так и невытесняющим. При невытесняющем SJF-планировании процессор предоставляется избранному процессу на все необходимое ему время, независимо от событий, происходящих в вычислительной системе. При вытесняющем SJF-планировании учитывается появление новых процессов в очереди готовых к исполнению (из числа вновь родившихся или разблокированных) во время работы выбранного процесса. Если CPU burst нового процесса меньше, чем остаток CPU burst у исполняющегося, то исполняющийся процесс вытесняется новым.



Для рассмотрения примера вытесняющего SJF планирования мы возьмем ряд процессов p0, p1, p2 и p3 с различными временами CPU burst и различными моментами их появления в очереди процессов, готовых к исполнению (см. таблица 1).

Таблица 1

Процесс Время появления в очереди очередного CPU burst Продолжительность
p0
p1
p2
p3

В начальный момент времени в состоянии готовность находятся только два процесса, p0 и p3. Меньшее время очередного CPU burst оказывается у процесса p3, поэтому он и выбирается для исполнения (см. таблицу8). По прошествии 2 единиц времени в систему поступает процесс p1. Время его CPU burst меньше, чем остаток CPU burst у процесса p3, который вытесняется из состояния исполнение и переводится в состояние готовность. По прошествии еще 2 единиц времени процесс p1 завершается, и для исполнения вновь выбирается процесс p3. В момент времени t = 6 в очереди процессов, готовых к исполнению, появляется процесс p2, но поскольку ему для работы нужно 7 единиц времени, а процессу p3 осталось трудиться всего 1 единицу времени, то процесс p3 остается в состоянии исполнение. После его завершения в момент времени t = 7 в очереди находятся процессы p0 и p2, из которых выбирается процесс p0. Наконец, последним получит возможность выполняться процесс p2. [1]

Обзор методов и алгоритмов работы подсистемы управления оперативной памятью

Данный метод представляет собой комбинацию страничного и сегментного механизмов управления памятью и направлен на реализацию достоинств обоих подходов.



Так же, как и при сегментной организации памяти, виртуальное адресное пространство процесса разделено на сегменты. Это позволяет определять разные права доступа к разным частям кодов и данных программы.

Перемещение данных между памятью и диском осуществляется не сегментами, а страницами. Для этого каждый виртуальный сегмент и физическая память делятся на страницы равного размера, что позволяет более эффективно использовать память, сократив до минимума фрагментацию.

В большинстве современных реализаций сегментно-страничной организации памяти в отличие от набора виртуальных диапазонов адресов при сегментной организации памяти все виртуальные сегменты образуют одно непрерывное линейное виртуальное адресное пространство.

Координаты байта в виртуальном адресном пространстве при сегментно-страничной организации можно задать двумя способами. Во-первых, линейным виртуальным адресом, который равен сдвигу данного байта относительно границы общего линейного виртуального пространства, во-вторых, парой чисел, одно из которых является номером сегмента, а другое — смещением относительно начала сегмента. При этом в отличие от сегментной модели, для однозначного задания виртуального адреса вторым способом необходимо каким-то образом указать также начальный виртуальный адрес сегмента с данным номером. Системы виртуальной памяти ОС с сегментно-страничной организацией используют второй способ, так как он позволяет непосредственно определить принадлежность адреса некоторому сегменту и проверить права доступа процесса к нему.

Для каждого процесса операционная система создает отдельную таблицу сегментов, в которой содержатся описатели (дескрипторы) всех сегментов процесса. Описание сегмента включает назначенные ему права доступа и другие характеристики, подобные тем, которые содержатся в дескрипторах сегментов при сегментной организации памяти. Однако имеется и принципиальное отличие.

В поле базового адреса указывается не начальный физический адрес сегмента, отведенный ему в результате загрузки в оперативную память, а начальный линейный виртуальный адрес сегмента в пространстве виртуальных адресов.

Наличие базового виртуального адреса сегмента в дескрипторе позволяет однозначно преобразовать адрес, заданный в виде пары (номер сегмента, смещение в сегменте), в линейный виртуальный адрес байта, который затем преобразуется в физический адрес страничным механизмом.

Деление общего линейного виртуального адресного пространства процесса и физической памяти на страницы осуществляется так же, как это делается при страничной организации памяти. Размер страниц выбирается равным степени двойки, что упрощает механизм преобразования виртуальных адресов в физические. Виртуальные страницы нумеруются в пределах виртуального адресного пространства каждого процесса, а физические страницы — в пределах оперативной памяти. При создании процесса в память загружается только часть страниц, остальные загружаются по мере необходимости. Время от времени система выгружает уже ненужные страницы, освобождая память для новых страниц. ОС ведет для каждого процесса таблицу страниц, в которой указывается соответствие виртуальных страниц физическим.

Базовые адреса таблицы сегментов и таблицы страниц процесса являются частью его контекста. При активизации процесса эти адреса загружаются в специальные регистры процессора и используются механизмом преобразования адресов.

Преобразование виртуального адреса в физический происходит в два этапа (рисунок 1):

1) На первом этапе работает механизм сегментации. Исходный виртуальный адрес, заданный в виде пары (номер сегмента, смещение), преобразуется в линейный виртуальный адрес. Для этого на основании базового адреса таблицы сегментов и номера сегмента вычисляется адрес дескриптора сегмента. Анализируются поля дескриптора и выполняется проверка возможности выполнения заданной операции. Если доступ к сегменту разрешен, то вычисляется линейный виртуальный адрес путем сложения базового адреса сегмента, извлеченного из дескриптора, и смещения, заданного в исходном виртуальном адресе.

2) На втором этапе работает страничный механизм. Полученный линейный виртуальный адрес преобразуется в искомый физический адрес. В результате преобразования линейный виртуальный адрес представляется в том виде, в котором он используется при страничной организации памяти, а именно в виде пары (номер страницы, смещение в странице). Благодаря тому что размер страницы выбран равным степени двойки, эта задача решается простым отделением некоторого количества младших двоичных разрядов. При этом в старших разрядах содержится номер виртуальной страницы, а в младших — смещение искомого элемента относительно начала страницы. Так, если размер страницы равен 2k, то смещением является содержимое младших k разрядов, а остальные, старшие разряды содержат номер виртуальной страницы, которой принадлежит искомый адрес. Далее преобразование адреса происходит так же, как при страничной организации: старшие разряды линейного виртуального адреса, содержащие номер виртуальной страницы, заменяются номером физической страницы, взятым из таблицы страниц, а младшие разряды виртуального адреса, содержащие смещение, остаются без изменения.

Рисунок 1 - Преобразование виртуального адреса в физический при сегментно-страничной организации памяти

Как видно, механизм сегментации и страничный механизм действуют достаточно независимо друг от друга. Поэтому нетрудно представить себе реализацию сегментно-страничного управления памятью, в которой механизм сегментации работает по вышеописанной схеме, а страничный механизм изменен. Он реализует двухуровневую схему, в которой виртуальное адресное пространство делится сначала на разделы, а уж потом на страницы. В таком случае преобразование виртуального адреса в физический происходит в несколько этапов. Сначала механизм сегментации обычным образом, используя таблицу сегментов, вычисляет линейный виртуальный адрес. Затем из данного виртуального адреса вычленяются номер раздела, номер страницы и смещение. И далее по номеру раздела из таблицы разделов определяется адрес таблицы страниц, а затем по номеру виртуальной страницы из таблицы страниц определяется номер физической страницы, к которому пристыковывается смещение. Именно такой подход реализован компанией Intel в процессорах 1386, i486 и Pentium.[3, 201]

Рассмотрим еще одну возможную схему управления памятью, основанную на комбинировании сегментного и страничного механизмов. Так же как и в предыдущих случаях, виртуальное пространство процесса делится на сегменты, а каждый сегмент, в свою очередь, делится на виртуальные страницы. Первое отличие состоит в том, что виртуальные страницы нумеруются не в пределах всего адресного пространства процесса, а в пределах сегмента. Виртуальный адрес в этом случае выражается тройкой (номер сегмента, номер страницы, смещение в странице).

Загрузка процесса выполняется операционной системой постранично, при этом часть страниц размещается в оперативной памяти, а часть — на диске. Для каждого процесса создается собственная таблица сегментов, а для каждого сегмента — своя таблица страниц. Адрес таблицы сегментов загружается в специальный регистр процессора, когда активизируется соответствующий процесс.

Таблица страниц содержит дескрипторы страниц, содержимое которых полностью аналогично содержимому ранее описанных дескрипторов страниц.

А вот таблица сегментов состоит из дескрипторов сегментов, которые вместо информации о расположении сегментов в виртуальном адресном пространстве содержат описание расположения таблиц страниц в физической памяти. Это является вторым существенным отличием данного подхода от ранее рассмотренной схемы сегментно-страничной организации.

Рисунок 2 - Схема преобразования виртуального адреса в физический для сегментно-страничной организации памяти

 

На рисунке 2 показана схема преобразования виртуального адреса в физический для данного метода.

1) По номеру сегмента, заданному в виртуальном адресе, из таблицы сегментов извлекается физический адрес соответствующей таблицы страниц.

2) По номеру виртуальной страницы, заданному в виртуальном адресе, из таблицы страниц извлекается дескриптор, в котором указан номер физической страницы.

3) К номеру физической страницы пристыковывается младшая часть виртуального адреса — смещение.

 








Не нашли, что искали? Воспользуйтесь поиском по сайту:



©2015 - 2024 stydopedia.ru Все материалы защищены законодательством РФ.