Трансляция адреса. Буфер ассоциативной трансляции (TLB).
Включение страничного механизма происходит, если в регистре управления CRO самый старший бит PG установлен в единицу. При включенной системе управления страницами параллельно продолжает работать и описанный выше сегментный механизм, однако, как будет показано ниже, смысл его работы меняется.
Виртуальное адресное пространство процесса при сегментно-страничном режиме работы процессора ограничивается размером 4 Гбайт. В этом пространстве определены виртуальные сегменты процесса (рис. 6.9). Так как теперь все виртуальные сегменты разделяют одно виртуальное адресное пространство, то возможно их наложение, поскольку процессор не контролирует такие ситуации, оставляя эту проблему операционной системе.
Рис. 6.9. Работа сегментного механизма в сегментно-страничном режиме
Для реализации механизма управления страницами как физическое, так и виртуальное адресные пространства разбиты на страницы размером 4 Кбайт (начиная с модели Pentium в процессорах Intel существует возможность использования страниц и по 4 Мбайт, но дальнейшее изложение ориентируется на традиционный размер страницы в 4 Кбайт). Всего в виртуальном адресном пространстве в сегментно-страничном режиме насчитывается 1 Мбайт (220) страниц. Несмотря на наличие нескольких виртуальных сегментов, все виртуальное адресное пространство задачи имеет общее разбиение на страницы, так что нумерация виртуальных страниц сквозная.
Виртуальный адрес по-прежнему представляет собой пару: селектор, который определяет номер виртуального сегмента, и смещение внутри этого сегмента. Преобразование виртуального адреса выполняется в два этапа: сначала работает сегментный механизм, а затем результат его работы поступает на вход страничного механизма, который и вычисляет искомый физический адрес.
Работа сегментного механизма в данном случае во многом повторяет его работу при отключенном страничном механизме. На основании значения индекса в селекторе Выбирается нужный дескриптор из таблицы GDT или LDT. Из дескриптора извлекается базовый адрес сегмента и складывается со смещением. Дескрипторы и таблицы имеют ту же структуру. Однако имеется и принципиальное отличие, оно состоит в интерпретации содержимого поля базового адреса в дескрипторах сегментов. Если раньше дескриптор сегмента содержал базовый адрес сегмента в физической памяти и при сложении этого адреса со смещением из виртуального адреса получался физический адрес, то теперь дескриптор содержит базовый адрес сегмента в виртуальном адресном пространстве, и в результате его сложения со смещением получается линейный виртуальный адрес.
Результирующий линейный 32-разрядный виртуальный адрес передается страничному механизму для дальнейшего преобразования. Исходя из того что размер страницы равен 4 Кбайт (212), в адресе можно легко выделить номер виртуальной страницы (старшие 20 разрядов) и смещение в странице (младшие 12 разрядов). Как известно, для отображения виртуальной страницы в физическую достаточно построить таблицу страниц, каждый элемент которой — дескриптор виртуальной страницы — содержал бы номер соответствующей ей физической страницы и ее атрибуты. В процессоре Pentium так и сделано, и структура дескриптора страницы показана на рис. 6.10. Двадцать разрядов, в которых находится номер страницы, могут интерпретироваться и как базовый адрес страницы в памяти, который необходимо дополнить 12 нулями, так как младшие 12 разрядов базового адреса страницы всегда равны нулю. Кроме номера страницы дескриптор страницы содержит также следующие поля, близкие по смыслу соответствующим полям дескриптора сегмента:
- Р — бит присутствия страницы в физической памяти;
- W — бит разрешения записи в страницу;
- U — бит пользователь/супервизор;
- А — признак имевшего место доступа к странице;
- D — признак модификации содержимого страницы;
- PWT и PCD — управляют механизмом кэширования страниц (введены начиная с процессора i486);
- AVL — резерв для нужд операционной системы (AVaiLable for use).
Рис. 6.10. Формат дескриптора страницы
При небольшом размере страницы процессора Pentium относительно размеров адресных пространств таблица страниц должна занимать в памяти весьма значительное место — 4 байт х 1 Мбайт = 4 Мбайт. Это слишком много для нынешних моделей персональных компьютеров, поэтому в процессоре Pentium используется деление всей таблицы страниц на части — разделы по 1024 дескриптора. Размер раздела выбран так, чтобы один раздел занимал одну физическую страницу (1024 х 4 байт — 4 Кбайт). Таким образом таблица страниц делится на 1024 раздела.
Чтобы постоянно не хранить в памяти все разделы, создается таблица разделов (каталог страниц), состоящая из дескрипторов разделов, которые имеют такую же структуру, что и дескрипторы страниц. Максимальный размер таблицы разделов составляет 4 Кбайт, то есть одна страница. Виртуальные страницы, содержащие разделы, как и все остальные страницы, могут выгружаться на диск. Виртуальная страница, хранящая таблицу разделов, всегда находится в физической памяти, и номер ее физической страницы указан в специальном управляющем регистре CR3 процессора.
Преобразование линейного виртуального адреса в физический происходит следующим образом (рис. 6.11).
Рис. 6.11. Преобразование линейного виртуального адреса в физический адрес
Поле номера виртуальной страницы (старшие 20 разрядов) делится на две равные части по 10 разрядов — поле номера раздела и поле номера страницы в разделе. На основании заданного в регистре CR3 номера физической страницы, хранящей таблицу разделов, и смещения в этой странице, задаваемого полем номера раздела, процессор находит дескриптор виртуальной страницы раздела. В соответствии с атрибутами этого дескриптора определяются права доступа к странице, а также наличие ее в физической памяти. Если страницы нет в оперативной памяти, то происходит прерывание, в результате которого операционная система должна выполнить загрузку требуемой страницы в память. После того как страница (содержащая нужный раздел) загружена, из нее извлекается дескриптор страницы данных, номер которой указан в линейном виртуальном адресе. И наконец, на основании базового адреса страницы, полученного из дескриптора, и смещения, заданного в линейном виртуальном адресе, вычисляется искомый физический адрес.
Таким образом, при доступе к странице в процессоре используется двухуровневая схема адресации страниц, которая хотя и замедляет преобразование, но позволяет использовать страничный механизм для таблицы страниц, что существенно уменьшает объем физической памяти, требуемой для ее хранения. Для ускорения преобразования адресов в блоке управления страницами используется ассоциативная память, в которой каптируются 32 дескриптора активно используемых страниц, что позволяет по номеру виртуальной страницы быстро извлекать номер физической страницы без обращения к таблицам разделов и страниц.
19. Иерархия запоминающих устройств и кэширование данных.
Принципы работы кэш — памяти.
Способы отображения основной памяти на кэш и проблема согласования данных.
Схемы выполнения запросов в схемах с одно и двухуровневой кэш памятью.
Совместная работа кэш – памяти разного уровня.
Память вычислительной машины представляет собой иерархию запоминающих устройств (ЗУ), отличающихся средним временем доступа к данным, объемом и стоимостью хранения одного бита (рис. 5.24). Фундаментом этой пирамиды запоминающих устройств служит внешняя память, как правило, представляемая жестким диском. Она имеет большой объем (десятки и сотни гигабайт), но скорость доступа к данным является невысокой. Время доступа к диску измеряется миллисекундами.
На следующем уровне располагается более быстродействующая (время доступа равно примерно 10-20 наносекундам) и менее объемная (от десятков мегабайт до нескольких гигабайт) оперативная память, реализуемая на относительно медленной динамической памяти DRAM.
Для хранения данных, к которым необходимо обеспечить быстрый доступ, используются компактные быстродействующие запоминающие устройства на основе статической памяти SRAM, объем которых составляет от нескольких десятков до нескольких сотен килобайт, а время доступа к данным обычно не превышает 8 нс.
И наконец, верхушку в этой пирамиде составляют внутренние регистры процессора, которые также могут быть использованы для промежуточного хранения данных. Общий объем регистров составляет несколько десятков байт, а время доступа определяется быстродействием процессора и равно в настоящее время примерно 2-3 нс.
Рис. 5.24. Иерархия запоминающих устройств
Таким образом, можно констатировать печальную закономерность — чем больше объем устройства, тем менее быстродействующим оно является. Более того, стоимость хранения данных в расчете на один бит также увеличивается с ростом быстродействия устройств. Однако пользователю хотелось бы иметь и недорогую, и быструю память. Кэш-память представляет некоторое компромиссное решение этой проблемы.
Кэш-память, или просто кэш (cache), — это способ совместного функционирования двух типов запоминающих устройств, отличающихся временем доступа и стоимостью хранения данных, который за счет динамического копирования в «быстрое» ЗУ наиболее часто используемой информации из «медленного» ЗУ позволяет, с одной стороны, уменьшить среднее время доступа к данным, а с другой стороны, экономить более дорогую быстродействующую память.
Неотъемлемым свойством кэш-памяти является ее прозрачность для программ и пользователей. Система не требует никакой внешней информации об интенсивности использования данных; ни пользователи, ни программы не принимают никакого участия в перемещении данных из ЗУ одного типа в ЗУ другого типа, все это делается автоматически системными средствами.
Кэш-памятью, или кэшем, часто называют не только способ организации работы двух типов запоминающих устройств, но и одно из устройств — «быстрое» ЗУ.
Оно стоит дороже и, как правило, имеет сравнительно небольшой объем. «Медленное» ЗУ далее будем называть основной памятью, противопоставляя ее вспомогательной кэш-памяти.
Кэширование — это универсальный метод, пригодный для ускорения доступа к оперативной памяти, к диску и к другим видам запоминающих устройств. Если кэширование применяется для уменьшения среднего времени доступа к оперативной памяти, то в качестве кэша используют быстродействующую статическую память. Если кэширование используется системой ввода-вывода для ускорения доступа к данным, хранящимся на диске, то в этом случае роль кэш-памяти выполняют буферы в оперативной памяти, в которых оседают наиболее активно используемые данные. Виртуальную память также можно считать одним из вариантов реализации принципа кэширования данных, при котором оперативная память выступает в роли кэша по отношению к внешней памяти — жесткому диску. Правда, в этом случае кэширование используется не для того, чтобы уменьшить время доступа к данным, а для того, чтобы заставить диск частично подменить оперативную память за счет перемещения временно неиспользуемого кода и данных на диск с целью освобождения места для активных процессов. В результате наиболее интенсивно используемые данные «оседают» в оперативной памяти, остальная же информация хранится в более объемной и менее дорогостоящей внешней памяти.
Принцип действия кэш-памяти
Рассмотрим одну из возможных схем кэширования (рис. 5.25). Содержимое кэш-памяти представляет собой совокупность записей обо всех загруженных в нее элементах данных из основной памяти. Каждая запись об элементе данных включает в себя:
- значение элемента данных;
- адрес, который этот элемент данных имеет в основной памяти;
- дополнительную информацию, которая используется для реализации алгоритма замещения данных в кэше и обычно включает признак модификации и признак действительности данных.
При каждом обращении к основной памяти по физическому адресу просматривается содержимое кэш-памяти с целью определения, не находятся ли там нужные данные. Кэш-память не является адресуемой, поэтому поиск нужных данных осуществляется по содержимому — по взятому из запроса значению поля адреса в оперативной памяти. Далее возможен один из двух вариантов развития событий:
- если данные обнаруживаются в кэш-памяти, то есть произошло кэш-попадание (cache-hit), они считываются из нее и результат передается источнику запроса;
- если нужные данные отсутствуют в кэш-памяти, то есть произошел кэш-промах (cache-miss), они считываются из основной памяти, передаются источнику запроса и одновременно с этим копируются в кэш-память.
Рис. 5.25. Схема функционирования кэш-памяти
Интуитивно понятно, что эффективность кэширования зависит от вероятности попадания в кэш. Покажем это путем нахождения зависимости среднего времени доступа к основной памяти от вероятности кэш-попаданий. Пусть имеется основное запоминающее устройство со средним временем доступа к данным tl и кэш-память, имеющая время доступа t2, очевидно, что t2
t — t1(d — р) + t2p — (t2 -t1)p + t1
Среднее время доступа к данным в системе с кэш-памятью линейно зависит от вероятности попадания в кэш и изменяется от среднего времени доступа в основное запоминающее устройство t1 при р=0 до среднего времени доступа непосредственно в кэш-память t2 при р=1. Отсюда видно, что использование кэш-памяти имеет смысл только при высокой вероятности кэш-попадания.
Вероятность обнаружения данных в кэше зависит от разных факторов, таких, например, как объем кэша, объем кэшируемой памяти, алгоритм замещения данных в кэше, особенности выполняемой программы, время ее работы, уровень мультипрограммирования и других особенностей вычислительного процесса. Тем не менее в большинстве реализаций кэш-памяти процент кэш-попаданий оказывается весьма высоким — свыше 90 %. Такое высокое значение вероятности нахождения данных в кэш-памяти объясняется наличием у данных объективных свойств: пространственной и временной локальности.
Временная локальность. Если произошло обращение по некоторому адресу, то следующее обращение по тому же адресу с большой вероятностью произойдет в ближайшее время.
Пространственная локальность. Если произошло обращение по некоторому адресу, то с высокой степенью вероятности в ближайшее время произойдет обращение к соседним адресам.
Именно основываясь на свойстве временной локальности, данные, только что считанные из основной памяти, размещают в запоминающем устройстве быстрого доступа, предполагая, что скоро они опять понадобятся. Вначале работы системы, когда кэш-память еще пуста, почти каждый запрос к основной памяти выполняется «по полной программе»: просмотр кэша, констатация промаха, чтение данных из основной памяти, передача результата источнику запроса и копирование данных в кэш. Затем, по мере заполнения кэша, в полном соответствии со свойством временной локальности возрастает вероятность обращения к данным, которые уже были использованы на предыдущем этапе работы системы, то есть к данным, которые содержатся в кэше и могут быть считаны значительно быстрее, чем из основной памяти.
Свойство пространственной локальности также используется для увеличения вероятности кэш-попадания: как правило, в кэш-память считывается не один информационный элемент, к которому произошло обращение, а целый блок данных, расположенных в основной памяти в непосредственной близости с данным элементом. Поскольку при выполнении программы очень высока вероятность, что команды выбираются из памяти последовательно одна за другой из соседних ячеек, то имеет смысл загружать в кэш-память целый фрагмент программы. Аналогично если программа ведет обработку некоторого массива данных, то ее работу можно ускорить, загрузив в кэш часть или даже весь массив данных. При этом учитывается высокая вероятность того, что значительное число обращений к памяти будет выполняться к адресам массива данных.
Проблема согласования данных
В процессе работы содержимое кэш-памяти постоянно обновляется, а значит, время от времени данные из нее должны вытесняться. Вытеснение означает либо простое объявление свободной соответствующей области кэш-памяти (сброс бита действительности), если вытесняемые данные за время нахождения в кэше не были изменены, либо в дополнение к этому копирование данных в основную память, если они были модифицированы. Алгоритм замены данных в кэш-памяти существенно влияет на ее эффективность. В идеале такой алгоритм должен, во-первых, быть максимально быстрым, чтобы не замедлять работу кэш-памяти, а во-вторых, обеспечивать максимально возможную вероятность кэш-попаданий. Поскольку из-за непредсказуемости вычислительного процесса ни один алгоритм замещения данных в кэш-памяти не может гарантировать оптимальный результат, разработчики ограничиваются рациональными решениями, которые по крайней мере, не сильно замедляют работу кэша — запоминающего устройства, изначально призванного быть быстрым.
Наличие в компьютере двух копий данных — в основной памяти и в кэше — порождает проблему согласования данных. Если происходит запись в основную память по некоторому адресу, а содержимое этой ячейки находится в кэше, то в результате соответствующая запись в кэше становится недостоверной. Рассмотрим два подхода к решению этой проблемы:
- Сквозная запись (write through). При каждом запросе к основной памяти, в том числе и при записи, просматривается кэш. Если данные по запрашиваемому адресу отсутствуют, то запись выполняется только в основную память. Если же данные, к которым выполняется обращение, находятся в кэше, то запись выполняется одновременно в кэш и основную память.
- Обратная запись (write back). Аналогично при возникновении запроса к памяти выполняется просмотр кэша, и если запрашиваемых данных там нет, то запись выполняется только в основную память. В противном же случае запись производится только в кэш-память, при этом в описателе данных делается специальная отметка (признак модификации), которая указывает на то, что при вытеснении этих данных из кэша необходимо переписать их в основную память, чтобы актуализировать устаревшее содержимое основной памяти.
В некоторых алгоритмах замещения предусматривается первоочередная выгрузка модифицированных, или, как еще говорят, «грязных» данных. Модифицированные данные могут выгружаться не только при освобождении места в кэш-памяти для новых данных, но и в «фоновом режиме», когда система не очень загружена.
Способы отображения основной памяти на кэш
Алгоритм поиска и алгоритм замещения данных в кэше непосредственно зависят от того, каким образом основная память отображается на кэш-память. Принцип прозрачности требует, чтобы правило отображения основной памяти на кэш-память не зависело от работы программ и пользователей. При кэшировании данных из оперативной памяти широко используются две основные схемы отображения: случайное отображение и детерминированное отображение.
При случайном отображении элемент оперативной памяти в общем случае может быть размещен в произвольном месте кэш-памяти. Для того чтобы в дальнейшем можно было найти нужные данные в кэше, они помещаются туда вместе со своим адресом, то есть тем адресом, который данные имеют в оперативной памяти. При каждом запросе к оперативной памяти выполняется поиск в кэше, причем критерием поиска выступает адрес оперативной памяти из запроса. Очевидная схема простого перебора для поиска нужных данных в случае кэша оказывается непригодной из-за недопустимо больших временных затрат. Для кэшей со случайным отображением используется так называемый ассоциативный поиск, при котором сравнение выполняется не последовательно с каждой записью кэша, а параллельно со всеми его записями (рис. 5.26). Признак, по которому выполняется сравнение, называется тегом (tag). В данном случае те-гом является адрес данных в оперативной памяти. Электронная реализация такой схемы приводит к удорожанию памяти, причем стоимость существенно возрастает с увеличением объема запоминающего устройства. Поэтому ассоциативная кэш-память используется в тех случаях, когда для обеспечения высокого процента попадания достаточно небольшого объема памяти.
В кэшах, построенных на основе случайного отображения, вытеснение старых данных происходит только в том случае, когда вся кэш-память заполнена и нет свободного места. Выбор данных на выгрузку осуществляется среди всех записей кэша. Обычно этот выбор основывается на тех же приемах, что и в алгоритмах замещения страниц, например выгрузка данных, к которым дольше всего не было обращений, или данных, к которым было меньше всего обращений.
Рис. 5.26. Ассоциативный поиск в кэше со случайным отображением
Второй, детерминированный способ отображения предполагает, что любой элемент основной памяти всегда отображается в одно и то же место кэш-памяти. В этом случае кэш-память разделена на строки, каждая из которых предназначена для хранения одной записи об одном элементе данных и имеет свой номер. Между номерами строк кэш-памяти и адресами оперативной памяти устанавливается соответствие «один ко многим»: одному номеру строки соответствует несколько (обычно достаточно много) адресов оперативной памяти.
В качестве отображающей функции может использоваться простое выделение нескольких разрядов из адреса оперативной памяти, которые интерпретируются как номер строки кэш-памяти (такое отображение называется прямым). Например, пусть в кэш-памяти может храниться 1024 записи, то есть кэш имеет 1024 строки, пронумерованные от 0 до 1023. Тогда любой адрес оперативной памяти может быть отображен на адрес кэш-памяти простым отделением 10 двоичных разрядов (рис. 5.27).
При поиске данных в кэше используется быстрый прямой доступ к записи по номеру строки, полученному путем обработки адреса оперативной памяти из запроса. Однако поскольку в найденной строке могут находиться данные из любой ячейки оперативной памяти, младшие разряды адреса которой совпадают с номером строки, необходимо выполнить дополнительную проверку. Для этих целей каждая строка кэш-памяти дополняется тегом, содержащим старшую часть адреса данных в оперативной памяти. При совпадении тега с соответствующей частью адреса из запроса констатируется кэш-попадание.
Рис. 5.27. Прямое отображение
Если же произошел кэш-промах, то данные считываются из оперативной памяти и Копируются в кэш. Если строка кэш-памяти, в которую должен быть скопирован элемент данных из оперативной памяти, содержит другие данные, то последние вытесняются из кэша. Заметим, что процесс замещения данных в кэш-памяти на основе прямого отображения существенно отличается от процесса замещения данных в кэш-памяти со случайным отображением. Во-первых, вытеснение данных происходит не только в случае отсутствия свободного места в кэше, во-вторых, никакого выбора данных на замещение не существует.
Во многих современных процессорах кэш-память строится на основе сочетания этих двух подходов, что позволяет найти компромисс между сравнительно низкой стоимостью кэша с прямым отображением и интеллектуальностью алгоритмов замещения в кэше со случайным отображением. При смешанном подходе произвольный адрес оперативной памяти отображается не на один адрес кэш-памяти (как это характерно для прямого отображения) и не на любой адрес кэш памяти (как это делается при случайном отображении), а на некоторую группу адресов. Все группы пронумерованы. Поиск в кэше осуществляется вначале по номеру группы, полученному из адреса оперативной памяти из запроса, а затем в пределах группы путем ассоциативного просмотра всех записей в группе на предмет совпадения старших частей адресов оперативной памяти (рис. 5.28).
Рис. 5.28. Комбинирование прямого и случайного отображения
При промахе данные копируются по любому свободному адресу из однозначно заданной группы. Если свободных адресов в группе нет, то выполняется вытеснение данных. Поскольку кандидатов на выгрузку несколько — все записи из данной группы — алгоритм замещения может учесть интенсивность обращений к данным и тем самым повысить вероятность попаданий в будущем. Таким образом в данном способе комбинируется прямое отображение на группу и случайное отображение в пределах группы.
Схемы выполнения запросов в системах с кэш-памятью
На рис. 5.29 приведена обобщенная схема работы кэш-памяти. Большая часть ветвей этой схемы уже была подробно рассмотрена выше, поэтому остановимся здесь только на некоторых особых случаях.
Рис. 5.29. Схема выполнения запроса к памяти в системе, использующей кэширование
Из схемы видно, что когда выполняется запись, кэш просматривается только с целью согласования содержимого кэша и основной памяти. Если происходит промах, то запросы на запись не вызывают никаких изменений содержимого кэша. В некоторых же реализациях кэш-памяти при отсутствии данных в кэше они копируются туда из основной памяти независимо от того, выполняется запрос на чтение или на запись.
В соответствии с описанной логикой работы кэш-памяти следует, что при возникновении запроса сначала просматривается кэш, а затем, если произошел промах, выполняется обращение к основной памяти. Однако часто реализуется и другая схема работы кэша: поиск в кэше и в основной памяти начинается одновременно, а затем, в зависимости от результата просмотра кэша, операция в основной памяти либо продолжается, либо прерывается.
При выполнении запросов к оперативной памяти во многих вычислительных системах используется двухуровневое кэширование (рис. 5.30). Кэш первого уровня имеет меньший объем и более высокое быстродействие, чем кэш второго уровня. Кэш второго уровня играет роль основной памяти по отношению к кэшу первого уровня.
Рис. 5.30. Двухуровневое кэширование
На рис. 5.31 показана схема выполнения запроса на чтение в системе с двухуровневым кэшем. Сначала делается попытка обнаружить данные в кэше первого уровня. Если произошел промах, поиск продолжается в кэше второго уровня. Если же нужные данные отсутствуют и здесь, тогда происходит считывание данных из основной памяти. Понятно, что время доступа к данным оказывается минимальным, когда кэш-попадание происходит уже на первом уровне, несколько большим — при обнаружении данных на втором уровне и обычным временем доступа к оперативной памяти, если нужных данных нет ни в том, ни в другом кэше. При считывании данных из оперативной памяти происходит их копирование в кэш второго уровня, а если данные считываются из кэша второго уровня, то они копируются в кэш первого уровня.
При работе такой иерархической организованной памяти необходимо обеспечить непротиворечивость данных на всех уровнях. Кэши разных уровней могут согласовывать данные разными способами. Пусть, например, кэш первого уровня использует сквозную запись, а кэш второго уровня — обратную запись. (Именно такая комбинация алгоритмов согласования применена в процессоре Pentium при одном из возможных вариантов его работы.)
Рис. 5.31. Схема выполнения запроса на чтение в системе с двухуровневым кэшем
На рис. 5.32 приведена схема выполнения запроса на запись в такой системе. При модификации данных необходимо убедиться, что они отсутствуют в кэшах. В этом случае выполняется запись только в оперативную память.
Если данные обнаружены в кэше первого уровня, то вступает в силу алгоритм сквозной записи: выполняется запись в кэш первого уровня и передается запрос на запись в кэш второго уровня, играющий в данном случае роль основной памяти. Запись в кэш второго уровня в соответствии с алгоритмом обратной записи, принятом на данном уровне, сопровождается установкой признака модификации, при этом никакой записи в оперативную память не производится.
Если данные найдены в кэше второго уровня, то, так же как и в предыдущем случае, выполняется запись в этот кэш и устанавливается признак модификации.
Рассмотренные в данном разделе проблемы кэширования охватывают только такой класс систем организации памяти, в котором на каждом уровне имеется одно кэширующее устройство. Существует и другой класс систем памяти, главной отличительной особенностью которого является наличие нескольких кэшей одного уровня. Этот вариант характерен для распределенных систем обработки информации — мультипроцессорных компьютерах и компьютерных сетях.
Рис. 5.32. Схема выполнения запроса на запись в системе с двухуровневым кэшем
20. Управление памятью в реальном режиме на примере консоли
Windows XP и MS DOS.
Вопрос на стадии разработки ))) по ходу это первая лаба
21. Задачи подсистемы управления внешними устройствами.
Подсистема ввода-вывода (Input-Output Subsystem) мультипрограммной ОС при обмене данными с внешними устройствами компьютера должна решать ряд общих задач, из которых наиболее важными являются следующие:
- организация параллельной работы устройств ввода-вывода и процессора;
- согласование скоростей обмена и кэширование данных;
- разделение устройств и данных между процессами;
- обеспечение удобного логического интерфейса между устройствами и остальной частью системы;
- поддержка широкого спектра драйверов с возможностью простого включения в систему нового драйвера;
- динамическая загрузка и выгрузка драйверов;
- поддержка нескольких файловых систем;
- поддержка синхронных и асинхронных операций ввода-вывода.
Организация параллельной работы устройств ввода-вывода и процессора
Каждое устройство ввода-вывода вычислительной системы — диск, принтер, терминал и т. п. — снабжено специализированным блоком управления, называемым контроллером. Контроллер взаимодействует с драйвером — системным программным модулем, предназначенным для управления данным устройством. Контроллер периодически принимает от драйвера выводимую на устройство информацию, а также команды управления, которые говорят о том, что с этой информацией нужно сделать (например, вывести в виде текста в определенную область терминала или записать в определенный сектор диска). Под управлением контроллера устройство может некоторое время выполнять свои операции автономно, не требуя внимания со стороны центрального процессора. Это время зависит от многих факторов — объема выводимой информации, степени интеллектуальности управляющего устройством контроллера, быстродействия устройства и т. п. Даже самый примитивный контроллер, выполняющий простые функции, обычно тратит довольно много времени на самостоятельную реализацию подобной функции после получения очередной команды от процессора. Это же справедливо и для сложных контроллеров, так как скорость работы любого устройства ввода-вывода, даже самого скоростного, обычно существенно ниже скорости работы процессора.
Процессы, происходящие в контроллерах, протекают в периоды между выдачами команд независимо от ОС. От подсистемы ввода-вывода требуется спланировать в реальном масштабе времени (в котором работают внешние устройства) запуск и приостановку большого количества разнообразных драйверов, обеспечив приемлемое время реакции каждого драйвера на независимые события контроллера. С другой стороны, необходимо минимизировать загрузку процессора задачами ввода-вывода, оставив как можно больше процессорного времени на выполнение пользовательских потоков.
Данная задача является классической задачей планирования систем реального времени и обычно решается на основе многоуровневой приоритетной схемы обслуживания по прерываниям. Для обеспечения приемлемого уровня реакции все драйверы (или части драйверов) распределяются по нескольким приоритетным уровням в соответствии с требованиями ко времени реакции и временем использования процессора. Для реализации приоритетной схемы обычно задействуется общий диспетчер прерываний ОС.
Согласование скоростей обмена и кэширование данных
При обмене данными всегда возникает задача согласование скорости. Например, если один пользовательский процесс вырабатывает некоторые данные и передает их другому пользовательскому процессу через оперативную память, то в общем случае скорости генерации данных и их чтения не совпадают. Согласование скорости обычно достигается за счет буферизации данных в оперативной памяти и синхронизации доступа процессов к буферу.
В подсистеме ввода-вывода для согласования скоростей обмена также широко используется буферизация данных в оперативной памяти. В тех специализированных операционных системах, в которых обеспечение высокой скорости ввода-вывода является первоочередной задачей (управление в реальном времени, услуги сетевой файловой службы и т. п.), большая часть оперативной памяти отводится не под коды прикладных программ, а под буферизацию данных. Однако буферизация только на основе оперативной памяти в подсистеме ввода-вывода оказывается недостаточной — разница между скоростью обмена с оперативной памятью, куда процессы помещают данные для обработки, и скоростью работы внешнего устройства часто становится слишком значительной, чтобы в качестве временного буфера можно было бы использовать оперативную память — ее объема может просто не хватить. Для таких случаев необходимо предусмотреть особые меры, и часто в качестве буфера используется дисковый файл, называемый также спул-файлом (от spool — шпулька, тоже буфер, только для ниток). Типичный пример применения спулинга дает организация вывода данных на принтер. Для печатаемых документов объем в несколько десятков мегабайт — не редкость, поэтому для их временного хранения (а печать каждого документа занимает от нескольких минут до десятков минут) объема оперативной памяти явно недостаточно.
Другим решением этой проблемы является использование большой буферной памяти в контроллерах внешних устройств. Такой подход особенно полезен в тех случаях, когда помещение данных на диск слишком замедляет обмен (или когда данные выводятся на сам диск). Например, в контроллерах графических дисплеев применяется буферная память, соизмеримая по объему с оперативной, и это существенно ускоряет вывод графики на экран.
Буферизация данных позволяет не только согласовать скорости работы процессора и внешнего устройства, но и решить другую задачу — сократить количество реальных операций ввода-вывода за счет кэширования данных. Дисковый кэш является непременным атрибутом подсистем ввода-вывода практически всех операционных систем, значительно сокращая время доступа к хранимым данным.
Разделение устройств и данных между процессами
