Распределение памяти. Существует ряд базовых вопросов управления памятью, которые в различных ОС решаются по-разному
Существует ряд базовых вопросов управления памятью, которые в различных ОС решаются по-разному. Например, следует ли назначать каждому процессу одну непрерывную область физической памяти или можно выделять память участками? Должны ли сегменты программы, загруженные в память, находиться на одном месте в течение всего периода выполнения процесса или их можно время от времени сдвигать? Что делать, если сегменты программы не помещаются в имеющуюся память? Как сократить затраты ресурсов системы на управление памятью? Имеется и ряд других не менее интересных проблем управления памятью [5, 10, 13, 17].
Ниже приводится классификация методов распределения памяти, в которой выделено два класса методов – с перемещением сегментов процессов между ОП и ВП (диском) и без перемещения, т.е. без привлечения внешней памяти (рис. 6.5). Данная классификация учитывает только основные признаки методов. Для каждого метода может быть использовано несколько различных алгоритмов его реализации.
Рис. 6.5. Классификация методов распределения памяти
На рис. 6.6 показаны два примера фиксированного распределения. Одна возможность состоит в использовании разделов одинакового размера. В этом случае любой процесс, размер которого не превышает размера раздела, может быть загружен в любой доступный раздел. Если все разделы заняты и нет ни одного процесса в состоянии готовности или работы, ОС может выгрузить процесс из любого раздела и загрузить другой процесс, обеспечивая тем самым процессор работой.
Рис. 6.6. Варианты фиксированного распределения памяти
При использовании разделов с одинаковым размером имеются две проблемы.
- Программа может быть слишком велика для размещения в разделе. В этом случае программист должен разрабатывать программу, использующую оверлеи, чтобы в любой момент времени требовался только один раздел памяти. Когда требуется модуль, отсутствующий в данный момент в ОП, пользовательская программа должна сама его загрузить в раздел памяти программы. Таким образом, в данном случае управление памятью во многом возлагается на программиста.
- Использование ОП крайне неэффективно. Любая программа, независимо от ее размера, занимает раздел целиком. При этом могут оставаться неиспользованные участки памяти большого размера. Этот феномен появления неиспользованной памяти называется внутренней фрагментацией (internal fragmentation).
Бороться с этими трудностями (хотя и не устранить полностью) можно посредством использования разделов разных размеров. В этом случае программа размером до 8 Мбайт может обойтись без оверлеев, а разделы малого размера позволяют уменьшить внутреннюю фрагментацию при загрузке небольших программ.
В том случае, когда разделы имеют одинаковый раздел, размещение процессов тривиально – в любой свободный раздел. Если все разделы заняты процессами, которые не готовы к немедленной работе, любой из них может быть выгружен для освобождения памяти для нового процесса.
Когда разделы имеют разные размеры, есть два возможных подхода к назначению процессов разделам памяти. Простейший путь состоит в том, чтобы каждый процесс размещался в наименьшем разделе, способном вместить данный процесс (в этом случае в задании пользователя указывался размер требуемой памяти). При таком подходе для каждого раздела требуется очередь планировщика, в которой хранятся выгруженные из памяти процессы, предназначенные для данного раздела памяти. Достоинство такого способа в возможности распределения процессов между разделами ОП так, чтобы минимизировать внутреннюю фрагментацию.
Недостаток заключается в том, что отдельные очереди для разделов могут привести к неоптимальному распределению памяти системы в целом. Например, если в некоторый момент времени нет ни одного процесса размером от 7 до 12 Мбайт, то раздел размером 12 Мбайт будет пустовать, в то время как он мог бы использоваться меньшими процессами. Поэтому более предпочтительным является использование одной очереди для всех процессов. В момент, когда требуется загрузить процесс в ОП, выбирается наименьший доступный раздел, способный вместить данный процесс.
В целом можно отметить, что схемы с фиксированными разделами относительно просты, предъявляют минимальные требования к операционной системе; накладные расходы работы процессора на распределение памяти невелики. Однако у этих схем имеются серьезные недостатки.
- Количество разделов, определенное в момент генерации системы, ограничивает количество активных процессов (т.е. уровень мультипрограммирования).
- Поскольку размеры разделов устанавливаются заранее во время генерации системы, небольшие задания приводят к неэффективному использованию памяти. В средах, где заранее известны потребности в памяти всех задач, применение рассмотренной схемы может быть оправдано, но в большинстве случаев эффективность этой технологии крайне низка.
Для преодоления сложностей, связанных с фиксированным распределением, был разработан альтернативный подход, известный как динамическое распределение. В свое время этот подход был применен фирмой IBM в операционной системе для мэйнфреймов в OS/MVT (мультипрограммирование с переменным числом задач – Multiprogramming With a Variable number of Tasks). Позже этот же подход к распределению памяти использован в ОС ЕС ЭВМ [12] .
При динамическом распределении образуется перемененное количество разделов переменной длины. При размещении процесса в основной памяти для него выделяется строго необходимое количество памяти. В качестве примера рассмотрим использование 64 Мбайт (рис. 6.7) основной памяти. Изначально вся память пуста, за исключением области, задействованной ОС. Первые три процесса загружаются в память, начиная с адреса, где заканчивается ОС, и используют столько памяти, сколько требуется данному процессу. После этого в конце ОП остается свободный участок памяти, слишком малый для размещения четвертого процесса. В некоторый момент времени все процессы в памяти оказываются неактивными, и операционная система выгружает второй процесс, после чего остается достаточно памяти для загрузки нового, четвертого процесса.
Рис. 6.7. Вариант использования памяти
Поскольку процесс 4 меньше процесса 2, появляется еще свободный участок памяти. После того как в некоторый момент времени все процессы оказались неактивными, но стал готовым к работе процесс 2, свободного места в памяти для него не находится, а ОС вынуждена выгрузить процесс 1, чтобы освободить необходимое место и разместить процесс 2 в ОП. Как показывает данный пример, этот метод хорошо начинает работу, но плохо продолжает. В конечном счете, он приводит к наличию множества мелких свободных участков памяти, в которых нет возможности разместить какой-либо новый процесс. Это явление называется внешней фрагментацией (external fragmentation), что отражает тот факт, что сильно фрагментированной становится память, внешняя по отношению ко всем разделам.
Один из методов преодоления внешней фрагментации – уплотнение (compaction) процессов в ОП. Осуществляется это перемещением всех занятых участков так, чтобы вся свободная память образовала единую свободную область. В дополнение к функциям, которые ОС выполняет при распределении памяти динамическими разделами, в данном случае она должна еще время от времени копировать содержимое разделов из одного места в другое, корректируя таблицы свободных и занятых областей. Эта процедура называется уплотнением или сжатием.
Перечислим функции операционной системы по управлению памятью в этом случае.
- Перемещение всех занятых участков в сторону старших или младших адресов при каждом завершении процесса или для вновь создаваемого процесса в случае отсутствия раздела достаточного размера.
- Коррекция таблиц свободных и занятых областей.
- Изменение адресов команд и данных, к которым обращаются процессы при их перемещении в памяти, за счет использования относительной адресации.
- Аппаратная поддержка процесса динамического преобразования относительных адресов в абсолютные адреса основной памяти.
- Защита памяти, выделяемой процессу, от взаимного влияния других процессов.
Уплотнение может выполняться 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 программа перемещается по оперативной памяти в ходе своего выполнения, в данном случае невозможно выполнить настройку адресов с помощью перемещающего загрузчика. Здесь более подходящим оказывается динамическое преобразование адресов. Достоинствами распределения памяти перемещаемыми разделами являются эффективное использование оперативной памяти, исключение внутренней и внешней фрагментации, недостатком – дополнительные накладные расходы ОС.
При использовании фиксированной схемы распределения процесс всегда будет назначаться одному и тому же разделу памяти после его выгрузки и последующей загрузке в память. Это позволяет применять простейший загрузчик, который замещает при загрузке процесса все относительные ссылки абсолютными адресами памяти, определенными на основе базового адреса загруженного процесса.
Ситуация усложняется, если размеры разделов равны (или неравны) и существует единая очередь процессов, – процесс по ходу работы может занимать разные разделы. Такая же ситуация возможна и при динамическом распределении. В этих случаях расположение команд и данных, к которым обращается процесс, не является фиксированным и изменяется всякий раз при выгрузке, загрузке или перемещении процесса. Для решения этой проблемы в программах используются относительные адреса. Это означает, что все ссылки на память в загружаемом процессе даются относительно начала этой программы. Таким образом, для корректной работы программы требуется аппаратный механизм, который бы транслировал относительные адреса в физические в процессе выполнения команды, обращающейся к памяти.
Применяемый обычно способ трансляции показан на рис. 6.8. Когда процесс переходит в состояние выполнения, в специальный регистр процесса, называемый базовым, загружается начальный адрес процесса в основной памяти. Кроме того, используется «граничный» (bounds) регистр, в котором содержится адрес последней ячейки программы. Эти значения заносятся в регистры при загрузке программы в основную память. При выполнении процесса относительные адреса в командах обрабатываются процессором в два этапа. Сначала к относительному адресу прибавляется значение базового регистра для получения абсолютного адреса. Затем полученный абсолютный адрес сравнивается со значением в граничном регистре. Если полученный абсолютный адрес принадлежит данному процессу, команда может быть выполнена. В противном случае генерируется соответствующее данной ошибке прерывание.
Рис. 6.8. Преобразование адресов
Источник
Система управления памятью
Организация распределения памяти в ЭВМ
Запоминающие устройства являются одной из основных частей любого компьютера. Их работа, как отмечалось ранее, строится по иерархическому принципу. От того, насколько рационально организовано использование памяти на каждом из уровней иерархии и взаимодействие между ЗУ различных уровней, во многом зависит эффективность работы ЭВМ.
Ключевую роль в этой иерархии играет оперативная память . Именно в ней хранятся программы во время их исполнения, именно отсюда загружаются в регистры микропроцессора исходные данные для обработки. Сюда же, как правило, передаются и окончательные результаты работы программ. Поэтому рациональное использование ОЗУ на протяжении всего времени работы ЭВМ чрезвычайно важно.
В оперативной памяти мультипрограммных ЭВМ обычно постоянно хранится ядро операционной системы. Программы ядра ОС в процессе работы ЭВМ выполняются часто, время их выполнения невелико. Остальные части операционной системы, как правило, находятся во внешней памяти, и в случае необходимости требуемые модули загружаются в оперативную память , занимая ее часть. В оставшейся части ОП хранится несколько программ, выполняемых в мультипрограммном режиме, и используемые ими данные.
Распределение памяти предполагает удовлетворение потребностей как пользователей, так и системных средств. Эти требования в большей части противоречивы.
Системные цели заключаются, прежде всего, в увеличении степени использования оперативной памяти при параллельном развитии нескольких процессов в мультипрограммном режиме, а также в реализации защиты информации при развитии этих процессов, обеспечении взаимодействия между процессами и т. д.
Требования пользователей к памяти весьма разнообразны: быстрое выполнение коротких программ, выделение оперативной памяти в размерах, превышающих физически существующую, легкость и простота взаимодействия с другими программами при использовании, например, общих процедур и т. п.
Вследствие этого распределение памяти всегда носит компромиссный характер.
Система управления памятью выполняет следующие основные функции [2]
- учет состояния свободных и уже распределенных областей памяти и модернизация этой информации всякий раз, когда в распределении памяти производятся изменения;
- распределение памяти для выполнения задач (определение, какой задаче, когда и в каком количестве выделить оперативную память);
- непосредственное выделение задаче оперативной памяти; если свободные области оперативной памяти отсутствуют, то предварительное их освобождение путем сохранения информации во внешней памяти.
Все доступное множество адресов элементов хранения, упорядоченное по какому-либо признаку, называют адресным пространством памяти. Физическое адресное пространство организовано просто как одномерный массив ячеек, каждой из которых присвоен свой номер, называемый физическим адресом.
В общем случае, под адресом понимают некий идентификатор , однозначно определяющий расположение элемента хранения среди прочих элементов в составе среды хранения.
Для адресации данных в физическом адресном пространстве программы используют логическую адресацию. Процессор автоматически транслирует логические адреса в физические, выдаваемые на адресную шину и воспринимаемые схемами управления (контроллерами) памяти.
Существуют две стратегии распределения оперативной памяти, как и любого ресурса: статическое и динамическое распределение.
При статическом распределении вся необходимая оперативная память выделяется процессу в момент его порождения. При этом память выделяется единым блоком необходимой длины, начало которого определяется базовым адресом. Программа пишется в адресах относительно начала блока, а физический адрес команды или операнда при выполнении программы формируется как сумма базового адреса блока и относительного адреса в блоке. Значение базового адреса устанавливается при загрузке программы в оперативную память. Так как в разных программах используются блоки разной длины, то при таком подходе возникает проблема фрагментации памяти, то есть возникают свободные участки памяти, которые невозможно без предварительного преобразования использовать для вычислительного процесса.
Проиллюстрируем это простым примером.
Пусть ОП имеет объем 10 Мбайт, а для выполнения программ A, B, C, D требуются следующие объемы памяти: A — 2 Мбайт, B — 1 Мбайт, C — 4 Мбайт, D — 4 Мбайт. Начальное распределение памяти и распределение памяти после выполнения некоторых программ представлено на рис. 15.1.
Из рисунка видно, что программа D при статическом распределении памяти может быть загружена в оперативную память лишь после завершения выполнения всех предыдущих программ, хотя необходимый для нее объем памяти существовал уже после завершения работы программы A . В то же время для улучшения показателей работы мультипрограммной ЭВМ требуется, чтобы в оперативной памяти постоянно находилось возможно большее количество программ, готовых к выполнению.
Данную проблему можно частично решить перераспределением памяти после завершения выполнения каждой программы с целью формирования единого свободного участка, который может быть выделен новой программе, поступающей на обработку ( дефрагментация памяти ). Однако это требует трудоемкой работы системных средств и практически не используется.
Источник
