Systemy operacyjne

Systemy operacyjne
Studia podyplomowe 2015-2016
Wydział Informatyki PB
dr inż. Marcin Czajkowski
materiały przygotowane przez dr inż. Wojciecha Kwedlo
Zarządzanie pamięcią
Świat idealny a świat rzeczywisty
●
●
●
W idealnym świecie pamięć powinna ...
–
Mieć bardzo dużą pojemność.
–
Mieć bardzo krótki czas dostępu
–
Być nieulotna (zawartość nie jest tracona po wyłączeniu zasilania).
W świecie rzeczywistym pamięć jest ...
–
Szybka
–
O dużej pojemności
–
Tania
–
Wybierz dowolne dwa z trzech powyższych warunków
Cel zarządzania pamięcią:
–
Aby rzeczywistość jak najbardziej przybliżała ideał.
Hierarchia pamięci
●
Przemieszczając się w dół hierarchii
–
Zwiększamy czas dostępu
–
Zmniejszamy koszt jednego bajtu
Hierarchia pamięci
●
●
●
●
Rejestry procesora: dostęp najszybszy, pojemność najmniejsza.
Pamięć podręczna (ang. cache memory). Na ogół kilka poziomów (L1,L2, L3).
Przechowuje najczęściej używane dane z pamięci operacyjnej. Często
niewidoczna dla programisty aplikacji.
–
Przykład: AMD Athlon XP.
–
128 KB L1 cache (64 KB dane + 64 KB program)
–
512 KB L2 cache (dane + program).
–
L1 znacznie szybsza od L2
Pamięć operacyjna (DRAM). Średnia szybkość i średni koszt.
Pamięć dyskowa: Tania, Nieulotna, Duża pojemność, Bardzo duży czas
dostępu.
Proste zarządzanie pamięcią w systemie
jednoprogramowym
●
System operacyjny + sterowniki urządzeń
●
Jeden program użytkownika => Ochrona pamięci nie jest potrzebna.
0xFFFF
0xFFFF
User program
(RAM)
0
Operating system
(RAM)
Operating system
(ROM)
User program
(RAM)
Device drivers
(ROM)
User program
(RAM)
Operating system
(RAM)
0
Systemy wieloprogramowe
Partycje o nie zmieniającym się rozmiarze
●
●
Pamięć operacyjna podzielona na obszary o stałym rozmiarze.
–
Rozmiary poszczególnych obszarów mogą się różnić
–
Do którego obszaru załadować program ?
Program ładowany jest do wolnego obszaru.
–
Wspólna kolejka programów
–
Odrębne kolejki dla każdego obszaru
●
Proces trafia do kolejki związanej z najmniejszym obszarem zdolnym zmieścić proces.
900K
Partition 4
Partition 3
Partition 2
900K
Partition 4
700K
600K
500K
Partition 1
Partition 3
Partition 2
700K
600K
500K
Partition 1
100K
OS
100K
OS
0
0
Dygresja: Określanie adresów danych i instrukcji
●
●
W chwili kompilacji. Problem: Nie znamy adresu pod który program zostanie
załadowany.
W chwili ładowania programu. Generuj kod relokowalny, który może zostać
załadowany pod dowolny adres w pamięci. Często wykorzystuje się tablicę
relokacji. Kod raz załadowany do pamięci nie może być przemieszczany.
–
●
W rozwiązaniu z tablicą relokacji używa się adresów bezwzględnych, obliczonych
np. względem początku kodu programu. Po załadowaniu do wszystkich adresów
bezwzględnych (informacje o adresach bezwzględnych przechowuje tablica
relokacji) w kodzie dodaje się adres pod który został załadowany kod programu.
W chwili wykonywania programu: Kod załadowany do pamięci może być
przemieszczany.
–
Potrzebne jest wsparcie sprzętowe
–
Np. rejestr bazowy (i opcjonalnie rejestr limitu)
Rejestr bazowy i rejestr limitu
●
●
Logiczna i fizyczna przestrzeń adresowa
Adres logiczny (zwany czasami adresem
wirtualnym): z punktu widzenia procesu
●
Adres fizyczny: z punktu widzenia pamięci
●
Translacja adresu:
AdrFizyczny=RejestrBazowy+AdrLogiczny
●
Rejestr Limitu służy do realizacji ochrony
pamięci. musi być mniejsze niż L
–
AdresFizyczny<L
Fragmentacja
●
●
Fragmentacja wewnętrzna.
–
Obszar pamięci przydzielony dla procesu jest większy niż niezbędny.
–
Poważny problem przy partycjach o stałych rozmiarach.
Fragmentacja zewnętrzna.
–
Całkowita pojemność wolnej pamięci jest wystarczająca na zaspokojenie żądania
procesu, ale wolna pamięć nie stanowi ciągłego bloku
Dynamiczne partycjonowanie
●
Rozmiar partycji jest dokładnie równy rozmiarowi procesu
–
●
●
Brak fragmentacji wewnętrznej.
Po pewnym czasie wystąpi fragmentacja zewnętrzna (“dziury w pamięci”)
Kompakcja: procesy są przesuwane w pamięci tak, aby wolna pamięć tworzyła
jeden duży blok.
–
Likwiduje fragmentację
–
Czasochłonna
–
Problemy z wejściem wyjściem.
–
Wymaga określania adresów w chwili wykonywania programu, np. Przy pomocy
rejestru bazowego
Przykład partycjonowania dynamicznego
●
Coraz
większa
fragmentacja
zewnętrzna
W którym wolnym bloku pamięci umieścić program ?
●
First-fit – w pierwszym bloku o wystarczającym rozmiarze
●
Best-fit – w najmniejszym bloku o wystarczającym rozmiarze
●
Next-fit – następny obszar pasujący po ostatnio wybranym
●
Worst-fit- w największym bloku o wystarczającym rozmiarze
Wzrost wymagań procesu na pamięć
●
●
●
Proces
może
zwiększać
wymagania na pamięć.
swoje
Dotyczy to stosu i danych.
Przydziel większy blok pamięci niż
wymagany na początku.
–
Mała wydajność
–
Wrócimy do
stronicowania..
tego
przy
Stack
Process
B
Room for
B to grow
Data
Code
Stack
opisie
Process
A
Room for
A to grow
Data
Code
OS
Wymiana (ang. swapping)
●
Proces może być tymczasowo przeniesiony z pamięci operacyjnej do pamięci
pomocniczej (ang. backing store).
●
Zwolniona pamięć może zostać wykorzystana przez inne procesy
●
Wymianie podlegają kompletne procesy
Stronicowanie
●
●
●
●
Pamięć fizyczna jest podzielona na ramki (ang. frame) o stałym rozmiarze,
będącym potęgą dwójki (np. 4KB).
Przestrzeń adresowa procesu jest podzielona na strony (ang. page), rozmiar
strony jest równy rozmiarowi ramki.
I – tej stronie w przestrzeni adresowej procesu odpowiada K-ta ramka. Dla
dowolnego I, K może być dowolne.
Adres generowany przez procesor jest podzielony na dwie części:
–
Numer strony (p) oraz przesunięcie na stronie (d)
–
Przykład strona ma rozmiar 4KB=2^12 bajtów, adres ma 32 bity
32-12 = 20 bitów
p
12 bitów
d
32-bitowy adres logiczny
Translacja adresu w stronicowaniu
Numer strony
Przesunięcie
CPU
p
d
f
Numer ramki
0
1
d
..
.
0
1
p-1
p
p+1
Numer ramki
f-1
f
f+1
f+2
..
.
f
..
.
Pamięć
Przykład
Stronicowanie wymaga wsparcia sprzętowego
●
Każdy proces ma własną tablicę stron.
●
Tablica stron jest przechowywana w pamięci.
●
●
●
●
Adres fizyczny początku tablicy stron jest przechowywany w
bazowym tablicy stron.
rejestrze
Liczba elementów w tablicy stron jest przechowywana w rejestrze długości
tablicy stron
Zawartość obydwu rejestrów jest zmieniana przy przełączaniu kontekstu.
Przy naiwnej sprzętowej implementacji tego schematu każde, odwołanie do
pamięci przez proces wymaga wykonania dwóch cykli dostępu do pamięci.
–
Jeden cykl aby znaleźć numer ramki w tablicy stron.
–
Jeden cykl na wykonanie właściwej operacji.
–
Szybkość dostępu do pamięci spada dwukrotnie
Bufor TLB
(ang. Translation lookaside bufer)
●
●
●
●
Przechowywany w procesorze.
Zawiera numer strony oraz odpowiadający mu
numer ramki dla k (np k=32) najczęściej
używanych stron.
Jeżeli numer strony występuje w buforze TLB,
to nie jest wymagany dostęp do tablicy stron.
Jeżeli nie występuje, wykonywany jest dostęp
do tablicy stron a para <Strona,Ramka> jest
wprowadzana do bufora TLB
–
●
●
Na którą pozycję ?
W praktyce zapewniany jest ponad 95%
współczynnik trafień.
Uwaga: przełączenie kontekstu
opróżnienia bufora TLB !!!
wymaga
Numer
strony
8
unused
2
3
12
29
22
7
Numer
ramki
3
1
0
12
6
11
4
Przykładowy bufor
TLB
Stronicowanie w systemie wieloprogramowym
●
●
●
(d) W pamięci procesy
A,B,C.
(e) Proces B przesłany do
obszaru wymiany
(f) załadowany proces D
Struktury systemu w chwili
(f)
Realizacja ochrony przy stronicowaniu
●
●
●
●
●
Sprzętowy mechanizm ochrony, którego naruszenie (np. przez proces wykonywujący się
w trybie użytkownika) powoduje zgłoszenie wyjątku (przerwania) stronicowania (ang.
page fault)
Możliwość określenia długości tablicy stron (rozmiaru przestrzeni adresów logicznych
procesu).
Bit ważności związany z każdą stroną i przechowywany w tablicy stron
–
Strona ważna => obecna w pamięci
–
Strona nieważna => próba dostępu powoduje wyjątek stronicowania.
–
Możliwość realizacji “dziur” w logicznej przestrzeni adresowej
●
Strony, którym nie odpowiada zaalokowana pamięć mają wyzerowany bit ważności.
●
Patrz rysunek w jednym z poprzednich slajdów
Bit ochrony przed zapisem – próba zmodyfikowania strony z ustawionym
powoduje wyjątek stronicowania.
bitem
Bit trybu jądra – próba dostępu do strony z ustawionym bitem trybu jądra z procesu
wykonywującego się w trybie użytkownika powoduje wyjątek stronicowania => w ten
sposób jądro chroni swoją pamięć przed programami użytkowników.
Pamięć współdzielona
●
pamięć
operacyjna
●
●
●
Niech pamięć edytora tekstu składa się z 3 stron
kodu i jednej strony z danymi. Trzech
użytkowników uruchomiło edytor.
Czy musimy trzykrotnie wczytać kod do pamięci
(razem dziewięć stron) ?
Jeżeli kod jest kodem niemodyfikującym się, to
nie.
–
trzy ramki z kodem zostały odwzorowane w
przestrzeń adresową trzech procesów, każda z nich
jest współdzielona przez trzy procesy.
–
Wymagana jest implementacja bitu ochrony przed
zapisem – aby nie pozwolić żadnemu z trzech
procesów na modyfikację stron z kodem.
Ponadto pamięć współdzielona może być
wykorzystana do bardzo szybkiej wymiany danych
pomiędzy procesami – większość systemów
posiada niezbędne API.
Stronicowanie dwupoziomowe
●
●
●
●
●
●
Tablica stron może mieć duży rozmiar.
–
Niech adres logiczny ma 32 bity, Przestrzeń
adresowa na rozmiar 4GB.
–
Jeżeli pozycja w tablicy stron ma 4 bajty, to
na tablicę stron potrzebujemy 4MB.
Stronicowanie wielopoziomowe
Idea: “Tablica stron podlega stronicowaniu”
220
657
..
.
401
..
.
Tablica
stron
drugiego
przechowuje numery stron
poziomu
613
..
.
961
Tablica
stron
pierwszego
poziomu
przechowuje numery stron w tablicy
drugiego poziomu.
Każdej pozycji w tablicy stron pierwszego
poziomu odpowiada tablica stron drugiego
poziomu.
125
884
960
2nd level
page tables
..
.
955
..
.
..
.
..
.
..
.
..
.
..
.
..
.
..
.
..
.
main
memory
Przykład
Numer strony
p1 = 10 bits
Page
table
base
Przesunięcie
p2 = 9 bits
offset = 13 bits
Numer
ramki
0
1
Adres fizyczny
0
19
1
p1
..
.
..
.
0
1
..
.
p2
Tablica pier. poziomu
13
..
.
..
.
Tablica stron drug. poziomu
..
.
Pamięć
Zalety stronicowania
●
Eliminuje fragmentacje zewnętrzną
●
Fragmentacja wewnętrzna jest ograniczona do rozmiaru strony.
●
Łatwa realizacja ochrony pamięci
●
Łatwa realizacja dynamicznego wzrostu obszaru przydzielonej pamięci.
–
●
Wraz z przydzielaniem dodatkowych ramek zaznaczaj bit ważności.
Możliwość implementacji pamięci wirtualnej.
–
Cześć przestrzeni adresowej procesu w pamięci, część na dysku
–
Rozmiar przestrzeni adresowej procesu większy od pojemności pamięci RAM
Pamięć wirtualna
Wprowadzenie
●
●
●
●
●
●
Podstawowa idea: System operacyjny pozwala na wykorzystanie pamięci o
pojemności większej, od zainstalowanej pamięci RAM.
Obszary logicznej przestrzeni adresowej, do których proces często się odwołuje
przechowywane są w pamięci RAM.
Obszary, do których proces odwołuje się rzadko, na dysku.
Na dzisiejszym wykładzie skoncentrujemy się na stronicowaniu na żądanie
(ang. on-demand paging).
Mechanizm pamięci wirtualnej powinien być ukryty przed procesami
użytkownika.
–
Proces “widzi” logiczną przestrzeń adresową od 0 do max_address
–
System operacyjny bez współpracy procesu przesyła dane do oraz z dysku.
Pamięć wirtualna jest szczególnie przydatna w systemach wieloprogramowych.
–
Podczas gdy proces A jest zablokowany w oczekiwaniu na sprowadzenie danych z
dysku, procesor może zostać przydzielony procesowi B.
Przypomnienie: Translacja adresu w stronicowaniu
Numer strony
Przesunięcie
CPU
p
d
Numer ramki
f
●
0
1
d
..
.
0
1
p-1
p
p+1
Numer ramki
f-1
f
f+1
f+2
..
.
f
Idea pamięci wirtualnej:
Przechowuj część stron w pamięci RAM, a część na dysku
..
.
Pamięć
Format pozycji tablicy stron
Ochrona
Bit modyfikacji
●
●
●
●
●
D
R
V
Bit odwołania
Numer ramki
Bit ważności
V (ang. Valid) 1-strona jest w pamięci 0 – strony nie ma w pamięci.
–
Jeżeli V==0, to próba odwołania do strony generuje wyjątek błędu strony (ang.
Page fault)
–
Jeżeli V==0, to numer ramki jest nieistotny. System operacyjny może w tym
miejscu przechować numer bloku dyskowego, w którym zapisano stronę.
Ochrona: Pozwolenie na zapis i odczyt (ewentualnie wykonanie).
R (ang. Referenced) automatycznie ustawiany na jeden, jeżeli nastąpi
odwołanie do strony.
D (ang. Dirty) automatycznie ustawiany na jeden, jeżeli strona zostanie
zmodyfikowana.
R i D muszą być zerowane przez system !!!
Przechowywanie stron na dysku
●
System operacyjny musi wiedzieć, gdzie znaleźć stronę.
–
(a) Ciągły obszar w przestrzeni wymiany odpowiada logicznej przestrzeni
adresowej.
–
(b) Numer ramki w tablicy stron identyfikuje (być może przy pomocy tablicy
pomocniczej) numer bloku dyskowego
Obsługa błędu strony (V==0)
●
●
Błąd strony jest przerwaniem. Sprzęt musi umożliwiać wznowienie przerwanej
instrukcji.
System operacyjny sprawdza, czy chodzi o błędny adres, błąd ochrony, czy też
o stronę której nie ma w pamięci.
–
●
Błędny adres lub błąd ochrony powoduje przerwanie procesu.
Jeżeli strony nie ma w pamięci to należy:
–
Uśpić proces.
–
Znaleźć wolną ramkę => O tym więcej za chwilę.
–
Wczytać stronę z dysku do ramki.
–
Wywołać planistę procesora.
–
Po pomyślnym odczycie strony Zmodyfikować pozycję w tablicy stron (numer
ramki, V=1,D=0,R=0)
–
Wznowić proces.
Wpływ na wydajność
●
Czas dostępu do pamięci RAM: 100 ns.
●
Czas sprowadzenia strony z dysku: 10 ms.
●
Błąd braku strony zwiększa czas dostępu 100 000 razy
●
Wniosek: Powinniśmy zadbać o to, aby błędy braku stron występowały bardzo
rzadko.
Zastępowanie stron
(Co robimy, gdy nie ma wolnej ramki)
●
●
●
●
Przyjmijmy że procesowi przydzielono k ramek pamięci oraz że wszystkie
ramki są już zajęte.
W takiej sytuacji przy błędzie braku strony musimy wybrać jedną ze stron
obecnych w pamięci (stronę-ofiarę )
–
Jeżeli ta strona została zmodyfikowana (D==1), to należy ją zapisać na dysk.
–
Ramka odpowiadająca wybranej stronie jest zwalniana.
Problem: jak wybrać stronę-ofiarę ?
–
Zazwyczaj chcemy, aby strony, do których proces się często odwołuje, przebywały
na stale w pamięci.
–
Jak określić “częstość” przy ograniczonych możliwościach sprzętowych ?
Wybór strony-ofiary jest wykonywany przez algorytm zastępowania stron (ang.
page replacement).
Porównanie algorytmów zastępowania stron.
●
Kryterium: Minimalizacja liczby błędów stron.
●
Dla porównania przyjmijmy, że proces się odwołuje kolejno do stron:
1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5.
Algorytm FIFO (ang. First In First Out).
●
Zastąp stronę, która została sprowadzona jako pierwsza do pamięci.
Sprowadzone strony tworzą kolejkę kolejkę.
●
Kolejność odwołań: 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5.
●
Jeżeli procesowi przydzielono trzy ramki:
●
●
Jeżeli procesowi przydzielono cztery ramki:
1
1
4
5
2
2
1
3
3
3
2
4
1
1
5
4
2
2
1
5 10 błędów stron
3
3
2
4
4
3
9 błędów stron
Anomalia Belady'ego: większa liczba ramek niekoniecznie zmniejsza liczbę
błędów stron.
Algorytm drugiej szansy
●
Jest to modyfikacja algorytmu FIFO.
●
W standardowym algorytmie FIFO wybierana jest pierwsza strona z kolejki.
●
W algorytmie drugiej szansy sprawdzany jest bit odniesienia R.
–
Jeżeli R==0 (brak odniesienia) to strona jest wybierana na ofiarę.
–
Jeżeli (R==1) (odniesienie) to:
●
R ustawiany jest na zero
●
Strona przesunięta jest na koniec kolejki (“otrzymała drugą szansę”).
●
Przechodzimy do kolejnej strony w kolejce.
Algorytm zegarowy
●
●
●
Inne sformułowanie algorytmu drugiej
szansy.
Wskazówka zegara wskazuje na stronę
wybraną do zastąpienia.
W przypadku błędu braku strony:
–
Jeżeli R==0 to zastąp tę stronę
–
Jeżeli R==1 to ustaw R==0 i przesuń dalej
wskazówkę.
H
t=30
A
t=32
t=0
B
t=32
t=4
G
t=29
F
t=22
R==1
E
t=21
D
J
t=15
t=32
R==0
Algorytm optymalny
●
Zastąp stronę, do której nie będziemy się odwoływać przez najdłuższy czas
●
Kolejność odwołań: 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5.
1
4
6 błędów strony
2
3
4
5
●
Algorytm niemożliwy do zaimplementowania w praktyce.
●
Stosowany do porównywania innych algorytmów.
Algorytm LRU (Least recently used)
●
Zastąp tę stronę, która nie była najdłużej używana. Zakładamy, że ta strona nie
będzie dalej potrzebna
●
Brak anomalii Belady'ego.
●
Kolejność odwołań: 1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5.
1
5
2
●
5
4
3
4
Niezły algorytm, ale nadal trudny do zaimplementowania.
–
●
3
Większość systemów ma tylko bity R oraz V.
W praktyce stosuje się algorytmy przybliżające zasadę LRU.
Symulowanie algorytmu LRU
●
●
●
●
●
●
Aproksymacja poprzez algorytm NFU (Not Frequently Used).
Co pewien czas, w procedurze obsługi, przerwania zegarowego system
przegląda tablicę stron.
Dla strony w której R==1 zwiększana jest zawartość licznika i R jest ustawiany
na zero.
W ten sposób strony, do których występuje wiele odwołań, charakteryzują się
dużą wartością licznika.
Jako ofiara wybierana jest strona o największej wartości licznika.
Problem: Strona była często używana 10 sekund temu, obecnie nie jest już
używana (Wysoka wartość licznika pozostaje).
Postarzanie (ang. aging)
Referenced
this tick
Page 0
Page 1
Page 2
Page 3
Page 4
Page 5
Tick 0
Tick 1
Tick 2
Tick 3
Tick 4
10000000
00000000
10000000
00000000
10000000
10000000
11000000
10000000
01000000
00000000
01000000
11000000
11100000
01000000
00100000
00000000
10100000
01100000
01110000
00100000
10010000
10000000
11010000
10110000
10111000
00010000
01001000
01000000
01101000
11011000
●
Idea: Wraz z upływem czasu zmniejszaj wartości liczników.
●
Licznik zajmuje 8 bitów.
●
●
W każdym cyklu przesuń zawartość wszystkich liczników w prawo (podziel
przez dwa).
Jeżeli było odwołanie to ustaw najstarszy bit na jeden. Zatem algorytm wygląda
tak:
counter/=2
if (referenced) counter+=128
Pobieranie stron do pamięci
●
●
●
Pobieranie w momencie wystąpienia błędu braku strony.
Jeżeli strona jest tylko do odczytu, np. kod programu to możemy wczytać ją z
pliku wykonywalnego.
–
Przy starcie procesu żadna strona nie jest w pamięci.
–
Duża liczba błędów strony przy starcie programu.
–
Fragmenty kodu, które nie są wykorzystane, nie zostaną wczytanie do pamięci.
Wczytuj strony grupami.
–
Jeżeli mamy odwołanie do strony a, to prawdopodobne są odwołanie do stron
a+1,a+2,...
Zapisywanie zmodyfikowanych stron
●
●
Strona zapisywana w momencie jej zastąpienia.
–
Mała liczba zapisów na dysk
–
Algorytm powolny: brak strony powoduje konieczność zapisania strony na dysk i
wczytania strony z dysku.
Strony zapisywane periodycznie w tle.
–
Proces drugoplanowy przegląda strony i zapisuje strony zmodyfikowane (D==1),
do których ostatnio nie było odwołań.
–
Zapisanie strony powoduje skasowanie bitu D.
–
Proces drugoplanowy może zapisywać strony grupami => większa wydajność
operacji dyskowych.
Stronicowanie na żądanie w systemie wieloprogramowym
●
Jak dotąd nie uwzględnialiśmy faktu współistnienia wielu procesów
●
Zastępowanie stron w systemie wieloprogramowym.
●
–
Lokalne: strona-ofiara jest wybrana wyłącznie spośród stron procesu.
–
Globalne: strona-ofiara jest wybrana spośród stron wszystkich procesów
Problem: Jak rozdzielić dostępne ramki pomiędzy procesy
–
Przydziel stałą liczbę ramek: 100 ramek, 5 procesów, przydziel po 20 ramek.
–
Przydziel liczbę ramek proporcjonalną do rozmiaru procesu.
Dynamiczna alokacja ramek
●
Obserwuj częstość błędów stron.
–
Jeżeli zbyt dużą, to przydziel dodatkowe ramki
–
Jeżeli zbyt mała, to zabierz ramki
Buforowanie stron
●
●
●
Zastępowanie stron niekoniecznie musi być przeprowadzane w momencie
wystąpienia błędu braku strony.
Odzyskane strony są umieszczane na jednej z dwóch list.
–
Lista stron zmodyfikowanych
–
Lista stron niezmodyfikowanych – bufor stron (ang. page buffer)
Strony z listy stron zmodyfikowanych są grupami zapisywane na dysk i
przenoszone do listy stron niezmodyfikowanych stron
●
W przypadku zapotrzebowania na nową ramkę przydzielana jest jedna ramka
●
Z bufora stron.
●
W przypadku wystąpienia błędu braku stron sprawdzamy, najpierw
sprawdzamy czy ta strona jest na jednej z dwóch list.
Szamotanie (ang. trashing)
●
Jeżeli liczba ramek jest zbyt mała liczba błędów braku strony jest bardzo duża.
Procesy ciągle oczekują na sprowadzenie stron z dysku i na dysk.
–
Wykorzystanie procesora jest bardzo małe. System (wsadowy) może zdecydować o
uruchomieniu dodatkowych procesów, co dodatkowo zmniejszy liczbę wolnych
ramek i zwiększy szamotanie.
Pamięć wirtualna, a we-wy
●
Proces P1 zgłasza żądanie odczytu z we-wy do bufora w swojej pamięci.
–
Czy strony, w których znajduje się bufor, są w pamięci ? Jeżeli nie, to strony trzeba
sprowadzić z dysku.
●
Gdy P1 czeka na wykonanie odczytu, wykonuje się P2
●
P2 zgłasza błąd strony.
●
●
Problem: do zastąpienia może być wybrana strona P1, w której znajduje się
bufor.
Blokowanie (ang. locking) stron.
–
Strona zablokowana nie może być wybrana do zastąpienia.
–
Strony powinny pozostawać zablokowane przez stosunkowo krótki czas.
Optymalizacja kodu
●
●
●
Array A[1024, 1024] of integer,
A[wiersz,kolumna]
Każdy wiersz (4KB) jest przechowany na jednej stronie
Procesowi przydzielono jedną ramkę (4KB)
–
–
Program 1
for j := 1 to 1024 do
for i := 1 to 1024 do
A[i,j] := 0;
1024 x 1024 błędów strony
Program 2
for i := 1 to 1024 do
for j := 1 to 1024 do
A[i,j] := 0;
1024 błędy strony
●
Należy preferować kod odwołujący się do komórek pamięci o kolejnych
adresach. (również ze względu na optymalne wykorzystanie pamięci
podręcznej i szyny procesora).