- •Введение
- •Управление ресурсами: общие сведения
- •Управление процессами
- •2.1 Состояния процессов и переходы между ними
- •Стратегии и дисциплины планирования загрузки процессоров
- •Стратегия одинакового среднего времени ожидания
- •Дисциплина планирования fifo
- •Справедливая стратегия
- •Дисциплина планирования rr
- •Влияние величины кванта времени на величину средней задержки ответа
- •Стратегия максимальной пропускной способности
- •Дисциплина планирования sjf
- •Дисциплина планирования srt
- •Дисциплина планирования hrrn
- •Стратегия приоритетного планирования
- •Дисциплина лотерейного планирования
- •Дисциплины планирования с множеством очередей
- •Планирование с последовательным прохождением очередей
- •Дисциплина планирования vrr
- •Планирование на основе множества очередей с обратными связями
- •2.3 Планирование в многопользовательской системе – справедливое планирование
- •2.4 Планирование загрузки процессоров в операционных системах реального времени – частотно-монотонное планирование
- •2.5 Планирование загрузки процессоров в многопроцессорных системах
- •Многопроцессорная система с главным процессором
- •Организация с собственным планировщиком для каждого процессора
- •Симметричная многопроцессорная организация (smp)
- •Разбиение системных таблиц
- •Смещение моментов прерывания таймера
- •Стратегия планирования загрузки процессоров в многопроцессорной системе
- •Стратегия распределения загрузки
- •Стратегия максимальной производительности при параллельных вычислениях – бригадное планирование
- •Метод расщепление цикла
- •Метод редукции высоты дерева
- •Параллельное вычисление по альтернативным ветвям
- •Бригадное планирование процессов в многопроцессорной системе
- •2.6 Синхронизация выполнения процессов
- •Алгоритмы взаимоисключения с активным ожиданием
- •Алгоритм 1
- •Алгоритм 2
- •Алгоритм 3
- •Алгоритм 4
- •Алгоритм 5
- •Алгоритм Деккера
- •Алгоритм Петерсона
- •Алгоритм на основе команды процессора "проверить и установить"
- •Алгоритм на основе команды процессора "обменять данные"
- •Недостатки алгоритмов с активным ожиданием
- •Алгоритмы взаимоисключения с блокировкой процессов
- •Открытие объекта синхронизации
- •Закрытие объекта синхронизации
- •Вхождение в критическую секцию
- •Выход из критической секции
- •Замечания по реализации примитивов синхронизации
- •Мониторы
- •2.7 Взаимная блокировка процессов (тупики)
- •Необходимые условия возникновения тупика
- •Методы борьбы с тупиками
- •Предотвращение тупиков
- •Нарушение ожидания дополнительных ресурсов
- •Нарушение неперераспределимости ресурсов
- •Нарушение условия кругового ожидания
- •Устранение тупиков
- •Обнаружение тупиков
- •Управление памятью
- •3.1 Иерархическая модель памяти
- •Оценка среднего времени доступа к данным при использовании многоуровневой модели памяти
- •Локализация ссылок при обращении к памяти
- •3.2 Виртуальная память
- •Предпосылки создания виртуальной памяти
- •Архитектура виртуальной памяти
- •Подсистема трансляции адресов
- •Метод прямого отображения
- •Метод ассоциативного отображения
- •Метод комбинированного отображения
- •Архитектура виртуального адресного пространства
- •Сегментная организация виртуальной памяти
- •Страничная организация виртуальной памяти
- •Сегментно-страничная организация виртуальной памяти
- •Отображение файла на виртуальное адресное пространство
- •Совместное использование данных в оперативной памяти
- •3.3 Основные стратегии управления памятью
- •Стратегии выборки данных
- •Стратегии размещения данных
- •Выделение памяти по стратегии первого подходящего
- •Выделение памяти по стратегии наиболее подходящего
- •Выделение памяти по стратегии наименее подходящего
- •Стратегии замещения данных
- •Замещение с немедленной перезаписью и замещение с буферизацией
- •Замещение с локальной и глобальной областью видимости
- •3.4 Управление виртуальной памятью
- •Выборка в системе виртуальной памяти
- •Реализация выборки по требованию
- •Размещение в системе виртуальной памяти
- •Замещение в системе виртуальной памяти
- •Стратегия выталкивания случайной страницы
- •Оптимальная стратегия
- •Дисциплина fifo – выталкивание наиболее старой страницы
- •Дисциплина lru – выталкивание дольше всего неиспользуемой страницы
- •Дисциплина lfu – выталкивание страницы с наименьшей частотой обращений
- •Дисциплина nru – выталкивание страницы, не используемой в последнее время
- •Часовой алгоритм
- •Управление резидентным множеством страниц процесса
- •Понятие рабочего множества страниц процесса
- •Управление резидентными множествами на основе рабочих множеств
- •Глобальное замещение, динамическое резидентное множество
- •Локальное замещение, фиксированное резидентное множество
- •Локальное замещение, динамическое резидентное множество
- •Алгоритм на основе оценки частоты прерываний – дисциплина pff (Page Fault Frequency)
- •Алгоритм с переменным пробным интервалом – дисциплина vsws
- •Влияние размера страницы
- •Оптимизация работы дискового накопителя
- •Оптимизация механических перемещений головок диска
- •Основы устройства и функционирования дисковых накопителей
- •Стратегии оптимизации механических перемещений головок диска
- •Стратегия fcfs – Fist Come First Served
- •Стратегия sstf – Shortest Seek Time First
- •Стратегия scan – Scanning
- •Стратегия n-step scan – n-step Scanning
- •Системный дисковый кэш
- •Структура системного дискового кэша
- •Хэширование, хэш-функции и хэш-очереди
- •Структура блока и очередей дискового кэша
- •Работа системного дискового кэша
- •Упреждающее чтение
- •Реализация дискового кэша на основе виртуальной памяти
- •3.6 Надежность операционной системы при использовании системного дискового кэша
- •Буферизация ввода-вывода на пользовательском уровне
- •3.7 Процессорный кэш
- •Отображение участков озу на процессорный кэш
- •Случайное отображение участков озу в процессорный кэш
- •Детерминированное отображение участков озу в процессорный кэш
- •Комбинированное отображение участков озу в процессорный кэш
- •Работа процессорного кэша в режиме записи данных
- •3.8 Динамическое распределение памяти
- •Куча (heap)
- •Алгоритмы динамического распределения памяти
- •Отложенное объединение свободных блоков
- •Оптимизация списка свободных блоков
- •Метод парных меток для поддержания списка блоков кучи
- •Специальные алгоритмы динамического распределения памяти из кучи
- •Метод близнецов (или метод двойников)
- •Алгоритм выделения блоков памяти одинакового размера
- •Заключение
- •Библиографический список
- •Оглавление
- •394026 Воронеж, Московский просп., 14
Детерминированное отображение участков озу в процессорный кэш
Упрощенная структура процессорного кэша, основанного на детерминированном отображении, показана на рис. 51.
Рис.51. Процессорный кэш с детерминированным отображением
Процессорный кэш при детерминированном отображении организуется как линейный массив записей с возможностью прямого доступа к любой записи по индексу. Каждая запись кэша содержит ключ, для идентификации области ОЗУ, и блок данных.
Заметим, что при детерминированном отображении, для каждой области ОЗУ заранее определено, на какую именно запись процессорного кэша она может быть отображена. Поэтому здесь не может быть использована какая-либо оптимизированная стратегия замещения из рассмотренных ранее – замещаемая запись однозначно определяется адресом данных. Учитывать обращения к записям кэша для оптимизации замещения при этом уже не нужно, поэтому при детерминированном отображении не требуется поддерживать в записях кэша флаг обращения.
Детерминированное отображение выполняется по следующему алгоритму. Адрес данных разбивается на три части: смещение, индекс и ключ.
Младшие биты адреса данных определяют смещение внутри записи процессорного кэша, так же, как и при случайном отображении.
Группа бит в середине адреса интерпретируется как индекс, который используется для входа в таблицу записей процессорного кэша. За счет использования индексации при доступе к кэшу, нужная запись в кэше выбирается без дополнительного поиска, простым обращением к элементу массива.
Легко заметить, что из-за того, что для индексации используется не весь адрес, а только отдельная группа бит адреса данных, то отображение областей ОЗУ на записи процессорного кэша выполняется неоднозначно. Если длина записи процессорного кэша равна машинных слов и процессорный кэш включает в себя записей, то на одну и туже запись процессорного кэша будет отображаться каждый -ый блок ОЗУ длиной , как показано на рис. 52.
Таким образом, при использовании детерминированного отображения, на одну и ту же запись процессорного кэша будут отображаться различные области ОЗУ. Поэтому, для полной идентификации данных, необходимо у выбранной записи дополнительно проверить совпадение ключа, в качестве которого используются старшие биты адреса.
Если ключ совпадает, то в кэше действительно находится нужная нам область ОЗУ, и данные из кэша могут быть использованы процессором. Если же ключ не совпадает, то в кэше находится другая область ОЗУ с тем же индексом, и необходимо заместить данные в этой записи кэша на данные из области ОЗУ, указанной в адресе.
Рис.52. Отображение областей ОЗУ на процессорный кэш при детерминированном отображении
Так как в данной схеме отображения не используется дорогая ассоциативная память, то процессорный кэш с детерминированным отображением ОЗУ существенно проще и дешевле в реализации, чем кэш со случайным отображением, но эффективность его работы заметно меньше из-за существенно не оптимального правила замещения.
Действительно, правило замещения, использованное в кэше с детерминированным отображением, не учитывает состав рабочего множества процесса. Если в рабочем множестве процесса одновременно окажутся области ОЗУ с одинаковым индексом, которые должны отображаться на одну и туже запись процессорного кэша, то в ходе исполнения программы этого процесса кэш будет постоянно перегружаться. Возникнет ситуация, напоминающая явление пробуксовки в системе виртуальной памяти.
Поэтому, кэш на основе детерминированного отображения, несмотря на простоту и низкую стоимость реализации, редко используется в современных процессорах.