Типовые задачи синхронизации

Критическая секция

Синхронизация

Процессам часто нужно взаимодействовать друг с другом, например, один процесс может передавать данные другому процессу, или несколько процессов могут обрабатывать данные из общего файла. Во всех этих случаях возникает проблема синхронизации процессов, которая может решаться приостановкой и активизацией процессов, организацией очередей, блокированием и освобождением ресурсов.

Пренебрежение вопросами синхронизации процессов, выполняющихся в режиме мультипрограммирования, может привести к их неправильной работе или даже к краху системы.

Сложность проблемы синхронизации состоит в нерегулярности возникающих ситуаций. В данном случае все определяется взаимными скоростями процессов и моментами их прерывания. Поэтому отладка взаимодействующих процессов является сложной задачей. Ситуации подобные той, когда два или более процессов обрабатывают разделяемые данные, и конечный результат зависит от соотношения скоростей процессов, называются гонками.

Важным понятием синхронизации процессов является понятие "критическая секция" программы. Критическая секция - это часть программы, в которой осуществляется доступ к разделяемым данным. Чтобы исключить эффект гонок по отношению к некоторому ресурсу, необходимо обеспечить, чтобы в каждый момент в критической секции, связанной с этим ресурсом, находился максимум один процесс. Этот прием называют взаимным исключением.

Простейший способ обеспечить взаимное исключение - позволить процессу, находящемуся в критической секции, запрещать все прерывания. Однако этот способ непригоден, так как опасно доверять управление системой пользовательскому процессу; он может надолго занять процессор, а при крахе процесса в критической области крах потерпит вся система, потому что прерывания никогда не будут разрешены.

1. Задача взаимного исключения

При работе нескольких параллельных процессов с общими данными возникает необходимость взаимоисключать одновременный доступ процессов к данным. При этом участки программ процессов для работы с разделяемыми данными образуют так называемые критические области (секции). В общем виде постановка задачи взаимного исключения формулируется следующим образом: необходимо согласовать работу n 2 параллельных процессов при использовании некоторого критического ресурса таким образом, чтобы удовлетворить следующим требованиям:

– одновременно внутри критической области должно находиться не более одного процесса;

– критические области не должны иметь приоритета по отношению друг к другу;

– остановка какого-либо процесса вне его критической области не должна влиять на дальнейшую работу процессов по использованию критического ресурса;

– решение о вхождении процессов в их критические области при одинаковом времени поступления запросов на такое вхождение и равноприоритетности процессов не откладывается на неопределенное время, а является конечным по времени;

– относительные скорости развития процессов неизвестны и произвольны;

– любой процесс может переходить в любое состояние, отличное от активного, вне пределов своей критической области;

– освобождение критического ресурса и выход из критической области должны быть произведены процессом, использующим критический ресурс, за конечное время.

2. Задача «производитель-потребитель»

Рассмотрим систему из двух параллельных процессов, включающую процесс производитель и процесс-потребитель. Процессы взаимодействуют через некоторую обобщенную область памяти – буфер сообщений. В эту область процесс-производитель помещает очередное сообщение, а процесс-потребитель считывает очередное сообщение. В общем случае буфер способен хранить несколько сообщений. Необходимо согласовать работу двух процессов при одностороннем обмене сообщениями по мере развития процессов таким образом, чтобы удовлетворить следующим требованиям:

– выполнять требования задачи взаимного исключения по отношению к критическому ресурсу

– учитывать состояние буфера сообщений, характеризующего возможность или невозможность посылки (принятия) очередного сообщения.

Процесс-производитель при попытке поместить очередное сообщение в полностью заполненный буфер должен быть блокирован. Попытка процесса-потребителя чтения из пустого буфера также должна быть блокирована.

3. Задача «читатели-писатели»

Процессы-читатели считывают, а процессы-писатели записывают информацию в общую область памяти. Одновременно может быть несколько активных процессов-читателей. При записи информации область памяти рассматривается как критический ресурс для всех процессов, т. е. если работает процесс-писатель, то он должен быть единственным активным процессом. Задача состоит в определении структуры управления, которая не приведет к тупику и не допустит нарушения критерия взаимного исключения.

18. Системные механизмы для синхронизации потоков. Блокирующие переменные, мьютексы, семафоры.

Для программ, использующих несколько потоков или процессов, необходимо, чтобы все они выполняли возложенные на них функции в нужной последовательности. В среде Windows 9x для этой цели предлагается использовать несколько механизмов, обеспечивающих слаженную работу потоков. Эти механизмы называют механизмами синхронизации.

ОС предлагает несколько синхронизирующих объектов: критический раздел (critical section), мьютекс (mutex), семафор (semaphore) и событие (event). Все они, за исключением критических разделов, являются объектами ядра.

1. Критические разделы. Критический раздел (critical section) - объект, к которому должен обратиться поток перед получением эксклюзивного доступа к каким-либо общим данным. Среди синхронизирующих объектов критические разделы наиболее просты, но применимы для синхронизации потоков лишь принадлежащих одному процессу. Они дают возможность сделать так, чтобы единовременно только один поток получал доступ к определенному региону данных. Критический раздел анализирует значение специальной переменной процесса, которая используется как флаг, предотвращающий исполнение некоторого участка кода несколькими потоками одновременно.

2. Мьютексы. Объекты мьютекс очень похожи на критические разделы за исключением того, что с их помощью можно синхронизировать доступ к общим данным со стороны нескольких процессов, точнее со стороны потоков разных процессов. Кроме того, мьютексы являются объектами ядра. Если поток является владельцем мьютекса, он обладает правом эксклюзивного использования ресурса, который защищается этим мьютексом. Ни один другой поток не может завладеть мьютексом, который уже принадлежит одному из потоков. Если мьютекс защищает какие-то совместно используемые данные, он сможет выполнить свою функцию только в случае, если перед обращением к этим данным каждый из потоков будет проверять состояние этого мьютекса.

3. События. События обычно просто оповещают об окончании какой-либо операции, они также являются объектами ядра. События могут быть мануальными (manual) и единичными (single).

Единичное событие - это скорее общий флаг. Событие находится в сигнальном состоянии, если его установил какой-нибудь поток. Если для работы программы требуется, чтобы в случае возникновения события на него реагировал только один из потоков, в то время как все остальные потоки продолжали ждать, то используют единичное событие. После установления события только один ожидающий поток будет оповещен об этом событии и, соответственно, сможет продолжить работу. После этого система автоматически сбросит событие. Мануальное событие - это не просто общий флаг для нескольких потоков. Оно выполняет несколько более сложные функции. Любой поток может установить это событие или сбросить (очистить) его. Если событие установлено, оно останется в этом состоянии сколь угодно долгое время, вне зависимости от того, сколько потоков ожидают установки этого события. Когда все потоки, ожидающие этого события, получат сообщение о том, что событие произошло, оно автоматически сбросится.

4. Семафоры. Объекты ядра “семафор” используются для учёта ресурсов и служат для ограничения одновременного доступа к ресурсу нескольких потоков. Используя семафор, можно организовать работу программы таким образом, что к ресурсу одновременно смогут получить доступ несколько потоков, однако количество этих потоков будет ограничено. Создавая семафор, указываеся максимальное количество потоков, которые одновременно смогут работать с ресурсом. Если в некоторый момент времени с ресурсом работает меньшее количество потоков, семафор остается в сигнальном состоянии. Как только количество потоков, желающих работать с ресурсом, становится больше допустимого, семафор блокирует доступ к ресурсу. Каждый раз, когда программа обращается к семафору, значение счетчика ресурсов семафора уменьшается на единицу. Когда значение счетчика ресурсов становится равным нулю, семафор недоступен.

19. Подсистема управления памятью. Основные функции. Сегментная и страничная программные модели памяти.

Под памятью (memory) здесь подразумевается оперативная память компьютера. В отличие от памяти жесткого диска, которую называют внешней памятью (storage), оперативной памяти для сохранения информации требуется постоянное электропитание.

Память является важнейшим ресурсом, требующим тщательного управления со стороны мультипрограммной операционной системы. Особая роль памяти объясняется тем, что процессор может выполнять инструкции протравы только в том случае, если они находятся в памяти. Память распределяется как между модулями прикладных программ, так и между модулями самой операционной системы.

В ранних ОС управление памятью сводилось просто к загрузке программы и ее данных из некоторого внешнего накопителя (перфоленты, магнитной ленты или магнитного диска) в память. С появлением мультипрограммирования перед ОС были поставлены новые задачи, связанные с распределением имеющейся памяти между несколькими одновременно выполняющимися программами.

Функциями ОС по управлению памятью в мультипрограммной системе являются:

§ отслеживание свободной и занятой памяти;

§ выделение памяти процессам и освобождение памяти по завершении процессов;

§ вытеснение кодов и данных процессов из оперативной памяти на диск (полное или частичное), когда размеры основной памяти не достаточны для размещения в ней всех процессов, и возвращение их в оперативную память, когда в ней освобождается место;

§ настройка адресов программы на конкретную область физической памяти.

Помимо первоначального выделения памяти процессам при их создании ОС должна также заниматься динамическим распределением памяти, то есть выполнять запросы приложений на выделение им дополнительной памяти во время выполнения. После того как приложение перестает нуждаться в дополнительной памяти, оно может возвратить ее системе. Выделение памяти случайной длины в случайные моменты времени из общего пула памяти приводит к фрагментации и, вследствие этого, к неэффективному ее использованию. Дефрагментация памяти тоже является функцией операционной системы.

Во время работы операционной системы ей часто приходится создавать новые служебные информационные структуры, такие как описатели процессов и потоков, различные таблицы распределения ресурсов, буферы, используемые процессами для обмена данными, синхронизирующие объекты и т. п. Все эти системные объекты требуют памяти»» В некоторых ОС заранее (во время установки) резервируется некоторый фиксированный объем памяти для системных нужд. В других же ОС используется более гибкий подход, при котором память для системных целей выделяется динамически. В таком случае разные подсистемы ОС при создании своих таблиц, объектов, структур и т. п. обращаются к подсистеме управления памятью с запросами.

Защита памяти — это еще одна важная задача операционной системы, которая состоит в том, чтобы не позволить выполняемому процессу записывать или читать данные из памяти, назначенной другому процессу. Эта функция, как правило, реализуется программными модулями ОС в тесном взаимодействии с аппаратными средствами.

20. Концепция виртуальной памяти. Трансляция виртуальных адресов.

Суть концепции виртуальной памяти состоит в том, что виртуальное пространство, с которым имеет дело процесс (программа), отделяется от реальных адресов вычислительной системы. Диапазон виртуальных адресов, к которым может обращаться процесс, называется виртуальным адресным пространством этого процесса, а диапазон реальных адресов называется реальным адресным пространством компьютера. Множество виртуальных адресов, как правило, значительно превосходит диапазон адресов реальной памяти. Перевод виртуального адреса в реальный адрес во время выполнения процесса называется динамическим преобразованием адресов. Адреса, смежные в V (виртуальное пространство), необязательно будут смежными в R (реальное пространство). Таким образом, пользователь освобождается от необходимости учитывать размещение своих процедур и данных в реальной памяти. Только небольшая часть кода и данных каждого процесса размещается в оперативной памяти. Остальная часть хранится во внешней памяти (диск).

Системы виртуальной памяти требуют наличия таблиц отображения виртуального адреса в реальный. Главная задача разработчиков систем - это минимизация количества информации отображения при удовлетворительных скоростных характеристиках системы. Эта цель достигается поблочным отображением: информация группируется в блоки и система следит за тем, в каких местах реальной памяти размещаются различные блоки из виртуального пространства. Блоки фиксированного размера называются страницами; блоки переменного размера называются сегментами. В некоторых системах оба вида блоков комбинируются - применяются сегменты, состоящие из целых страниц. Адреса рассматриваются как упорядоченные пары

V=(b, d)

где b - номер блока с виртуальным адресом, d - смещение адреса относительно начала блока b. Таблица отображения блоков обычно хранится в кэш-памяти.

Преобразование виртуального адреса в реальный. Реальный адрес a таблицы загружается в специальный регистр начального адреса таблицы блоков. Таблица содержит по одной строке для каждого блока процесса, причем эти строки идут в порядке возрастания номеров (блок 0, блок 1,...). Hомер блока суммируется с адресом а, образуя реальный адрес строки таблицы для блока b. Эта строка содержит реальный адрес b' блока в реальной памяти. К b' прибавляется смещение d и образуется реальный адрес r=b'+d.

21. Иерархическая организация памяти ЭВМ. Принцип кэширования. Устройство кэш-памяти (СОЗУ) на процессоре. Алгоритмы работы кэш-памяти.

Иерархия запоминающих устройств. Принцип кэширования данных

Память вычислительной машины представляет собой иерархию запоминающих устройств (внутренние регистры процессора, различные типы сверхоперативной и оперативной памяти, диски, ленты), отличающихся средним временем доступа и стоимостью хранения данных в расчете на один бит. Пользователю хотелось бы иметь и недорогую и быструю память. Кэш-память представляет некоторое компромиссное решение этой проблемы.

Кэш-память - это способ организации совместного функционирования двух типов запоминающих устройств, отличающихся временем доступа и стоимостью хранения данных, который позволяет уменьшить среднее время доступа к данным за счет динамического копирования в "быстрое" ЗУ наиболее часто используемой информации из "медленного" ЗУ.

Кэш-памятью 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. Важно, что механизм кэш-памяти является прозрачным для пользователя, который не должен сообщать никакой информации об интенсивности использования данных и не должен никак участвовать в перемещении данных из ЗУ одного типа в ЗУ другого типа, все это делается автоматически системными средствами.

Кэш-блок располагается между CPU и основной памятью; он состоит из кэш-контроллера и кэш-памяти SRAM. Они могут быть встроены в кристалл процессора (кэш-память, встроенная в кристалл), а могут существовать и в виде отдельного элемента. Имеются также смешанные модели (например, 386SL), в которых кэш-контроллер встроен в кристалл процессора, а собственно кэш-память оформлена в виде внешних схем SRAM. Кэш-память, имеющая емкость в 128-512 килобайт, обычно бывает в десять-тысячу раз меньше, чем основная память.

Когда процессор читает информацию, он обычно направляет соответствующий адрес в память. Однако в нашем случае между процессором и адресом основной памяти находится кэш-контроллер. Он определяет, находятся ли нужные данные в кэш-памяти SRAM. Если да, то ситуация называется "кэш-попаданием". Случай, когда нужные данные находятся в основной памяти, называется "кэш-промахом". В первом случае кэш-контроллер читает данные из быстрой кэш-памяти и направляет их процессору. Это обычно происходит без ожидания, т.е. с максимальной скоростью шины. Запрос на чтение перехватывается кэш-памятью, и основная память о нем не знает.

Кэширование, выполняемое операционной системой

Кэш оперативной памяти состоит из следующих элементов:

набор страниц оперативной памяти, разделённых на буферы, равные по длине блоку данных соответствующего устройства внешней памяти;

набор заголовков буферов, описывающих состояние соответствующего буфера;

хеш-таблицы, содержащей соответствие номера блока заголовку;

списки свободных буферов.

Алгоритм работы кэша с отложенной записью

Изначально все заголовки буферов помещаются в список свободных буферов. Если процесс намеревается прочитать или модифицировать блок, то он выполняет следующий алгоритм:

пытается найти в хеш-таблице заголовок буфера с заданным номером;

в случае, если полученный буфер занят, ждёт его освобождения;

в случае, если буфер не найден в хеш-таблице, берёт первый буфер из хвоста списка свободных;

в случае, если список свободных буферов пуст, то выполняется алгоритм вытеснения (см. ниже);

в случае, если полученный буфер помечен как «грязный», выполняет асинхронную запись содержимого буфера во внешнюю память.

удаляет буфер из хеш-таблицы, если он был помещён в неё;

помещает буфер в хеш-таблицу с новым номером.

Процесс читает данные в полученный буфер и освобождает его. В случае модификации процесс перед освобождением помечает буфер как «грязный». При освобождении буфер помещается в голову списка свободных буферов.

Таким образом:

если процесс прочитал некоторый блок в буфер, то велика вероятность, что другой процесс при чтении этого блока найдёт буфер в оперативной памяти;

запись данных во внешнюю память выполняется только тогда, когда не хватает «чистых» буферов, либо по запросу.

Алгоритм вытеснения

Основная статья: Алгоритмы кэширования

Если список свободных буферов пуст, то выполняется алгоритм вытеснения буфера. Алгоритм вытеснения существенно влияет на производительность кэша. Существуют следующие алгоритмы:

LRU (Least Recently Used) — вытесняется буфер, неиспользованный дольше всех;

MRU (Most Recently Used) — вытесняется последний использованный буфер;

LFU (англ.) (Least Frequently Used) — вытесняется буфер, использованный реже всех;

ARC (англ.) (Adaptive Replacement Cache) — алгоритм вытеснения, комбинирующий LRU и LFU, запатентованный IBM.

Применение того или иного алгоритма зависит от стратегии кэширования данных. LRU наиболее эффективен, если данные гарантированно будут повторно использованы в ближайшее время. MRU наиболее эффективен, если данные гарантированно не будут повторно использованы в ближайшее время. В случае, если приложение явно указывает стратегию кэширования для некоторого набора данных, то кэш будет функционировать наиболее эффективно.

22. Алгоритмы распределения основной памяти ЭВМ.

Распределение памяти фиксированными разделами

Подсистема управления памятью в этом случае выполняет следующие задачи:

сравнивая размер программы, поступившей на выполнение, и свободных разделов, выбирает подходящий раздел, осуществляет загрузку программы и настройку адресов.

При очевидном преимуществе - простоте реализации - данный метод имеет существенный недостаток - жесткость. Так как в каждом разделе может выполняться только одна программа, то уровень мультипрограммирования заранее ограничен числом разделов не зависимо от того, какой размер имеют программы. Даже если программа имеет небольшой объем, она будет занимать весь раздел, что приводит к неэффективному использованию памяти. С другой стороны, даже если объем оперативной памяти машины позволяет выполнить некоторую программу, разбиение памяти на разделы не позволяет сделать этого.

Распределение памяти динамическими разделами

При использовании данного метода память в начальный момент времени считается свободной (за исключением памяти отведенной под ОС). Каждому процессу отводится вся необходимая память. Если ее не хватает, то процесс не создается. В произвольный момент времени память представляет собой случайную последовательность занятых и свободных участков.

Функции ОС:

o Ведение таблиц свободных и занятых участков

o Поиск участка

o Загрузка и корректировка таблиц

o После завершения процесса корректировка таблиц

Достоинство: большая гибкость, по сравнению с методом распределения фиксированными разделами. Недостаток – высокий уровень фрагментации

Распределение памяти перемещаемыми разделами

В этом методе разработчики попытались учесть достоинства и недостатки предыдущего.

Один из способов борьбы с фрагментацией – сжатие, таким образом, чтобы вся свободная память образовала непрерывную область – дефрагментация. Такой метод был применен в ранних версиях OS/2

Одним из методов борьбы с фрагментацией является перемещение всех занятых участков в сторону старших либо в сторону младших адресов, так, чтобы вся свободная память образовывала единую свободную область (рисунок 2.11). В дополнение к функциям, которые выполняет ОС при распределении памяти переменными разделами, в данном случае она должна еще время от времени копировать содержимое разделов из одного места памяти в другое, корректируя таблицы свободных и занятых областей. Эта процедура называется "сжатием". Сжатие может выполняться либо при каждом завершении задачи, либо только тогда, когда для вновь поступившей задачи нет свободного раздела достаточного размера. В первом случае требуется меньше вычислительной работы при корректировке таблиц, а во втором - реже выполняется процедура сжатия. Так как программы перемещаются по оперативной памяти в ходе своего выполнения, то преобразование адресов из виртуальной формы в физическую должно выполняться динамическим способом.

Рис.11 Распределение памяти перемещаемыми разделами. Недостаток этого метода – низкая производительность.

23. Страничный обмен (замещение), как метод реализации виртуальной памяти. Таблицы страниц процесса. Свопинг процессов.

Свопинг и страничный обмен

На первых порах системы виртуальной памяти (VM) могли перемещать на диск или обратно код и данные только целого приложения, иными словами, сразу весь процесс. Этот метод называется «свопингом» (swapping) (в буквальном смысле слова — «замещением», поскольку в нем один процесс замещается другим). По этой причине область диска, отведенную для виртуальной памяти, часто называют «пространством свопинга«, даже несмотря на то, что в современных системах уже не происходит полного замещения одного процесса другим. Аналогичным образом, в качестве синонимов часто применяются термины «устройство свопинга» и «раздел свопинга», для обозначения области диска, применяемой в качестве пространства свопинга, и «файл свопинга», для обозначения обычного файла постоянной длины, используемого для подкачки.

Свопинг полезен, и для работы системы гораздо лучше, если предусмотрен хотя бы он, даже при отсутствии виртуальной памяти, но он имеет свои ограничения. Прежде всего, для него требуется размещение в памяти одновременно всего процесса, поэтому свопинг не применим, если нужно выполнить процесс, требующий больше оперативной памяти, чем установлено в системе, даже если есть много свободного пространства на диске, которое могло бы компенсировать эту нехватку.

Кроме того, свопинг часто бывает неэффективным. При его применении нужно перекачивать на диск весь процесс одновременно, даже если это требует выгрузки на диск всего объема памяти процесса, составляющего 8 Мб, лишь с той целью, чтобы освободить 2 Кб. Аналогичным образом, свопинг предусматривает загрузку в оперативную память одновременно всего процесса, даже если нужно выполнить только небольшую часть кода приложения, загружаемого в память.

Перейдем к описанию страничного обмена, который предусматривает разделение памяти системы на небольшие фрагменты — страницы, которые можно перемещать с диска и на диск независимо друг от друга. Страничный обмен аналогичен свопингу, но предусматривает большую степень детализации. Осуществление страничного обмена требует больше административных издержек по сравнению со свопингом, поскольку число страниц во много раз превышает число процессов, но позволяет достичь значительной гибкости. К тому же, страничный обмен осуществляется быстрее по нескольким причинам — одна из них состоит в том, что при страничном обмене обычно не требуется перемещать на диск или с диска весь процесс, а только те страницы, которые необходимы для выполнения запроса. Помните также, что скорость обрашения к различным устройставм памяти различается в миллион раз — необходимо любым способом избегать обращения к диску.

Как правило, страницы на каждой конкретной платформе имеют постоянный размер (например, в архитектуре х86 — 4 Кб), что позволяет упростить реализацию страничного обмена. Однако большинство современных процессоров предоставляют аппаратную поддержку страниц переменного размера, часто до 4 Мб или даже больше. Страницы переменного размера могут обеспечить более быструю и эффективную реализацию страничного обмена, но за счет дополнительного усложнения. Ядро Linux стандартного дистрибутива не поддерживает страницы переменного размера, поэтому остановимся на предположении, что страницы имеют размер 4 Кб. (Есть программные заплаты, которые поддерживают механизм обмена страниц переменного размера VSPM (variable-sized paging mechanism) процессора Cyrix, но ко времени написания этой книги они не входили в состав официального дистрибутива. К тому же, стало известно, что полученный при этом прирост производительности весьма невелик.)

Поскольку страничный обмен позволяет выполнять все Функции свопинга, но более эффективно, в современных системах типа Linux свопинг больше не применяется; строго говоря, в них применяется только страничный обмен. Но термин «свопинг» является таким привычным, что на практике термины «свопинг» и «страничный обмен» стали практически взаимозаменяемыми; в настоящей книге мы также следуем этой практике, поскольку ее придерживаются и разработчики ядра.

Система Linux может выполнять свопинг в отведенные для этого разделы диска или файлы, или одновременно и в разделы, и в файлы, в различных комбинациях. Она даже позволяет увеличивать и уменьшать пространство свопинга во время работы системы, что очень удобно, если возникает необходимость в увеличении объема пространства свопинга, но только на время, или если появляется потребность в дополнительном пространстве свопинга, но нет смысла выполнять перезагрузку системы только для того, чтобы его предоставить. Кроме того, в отличие от других разновидностей Unix, Linux может вполне обходиться и без пространства свопинга.

При загрузке процесса часть его виртуальных страниц помещается в оперативную память, а остальные - на диск. Смежные виртуальные страницы не обязательно располагаются в смежных физических страницах. При загрузке операционная система создает для каждого процесса информационную структуру - таблицу страниц, в которой устанавливается соответствие между номерами виртуальных и физических страниц для страниц, загруженных в оперативную память, или делается отметка о том, что виртуальная страница выгружена на диск. Кроме того, в таблице страниц содержится управляющая информация, такая как признак модификации страницы, признак невыгружаемое™ (выгрузка некоторых страниц может быть запрещена), признак обращения к странице (используется для подсчета числа обращений за определенный период времени) и другие данные, формируемые и используемые механизмом виртуальной памяти.

24. Структура виртуального адресного пространства процесса в MS Windows NT (2000/XP).

Менеджер виртуальной памяти выполняет формирование виртуального адресного пространства процесса и отображает виртуальные адреса в адресных пространствах процессов на физические страницы памяти. Структура виртуального адресного пространства пользовательского процесса показана на рисунке 5.2.

Рисунок 5.2 Виртуальное адресное пространство пользовательского процесса в Windows NT

Из 4 Гбайт виртуального адресного пространства для пользовательского процесса доступна нижняя половина за вычетом самых младших 64 Кбайт. В виртуальном адресном пространстве процесса реализована плоская модель памяти, качественно структура доступной для процесса памяти совпадает с таковой в Windows 9x, но в Windows NT адресные пространства процессов полностью изолированы друг от друга. Верхняя часть виртуального адресного пространства процесса, в которой находятся системные DLL, в Windows NT содержит не сами эти DLL, а только модули-заглушки. Обращение процесса к системе происходит в пределах адресного пространства процесса. Но такое обращение попадает к модулю-заглушке, который формирует сообщение-запрос к подсистеме-серверу на выполнение системного вызова. Средства вызова локальных процедур передают это сообщение процессу-серверу, они же передают ответ сервера в модуль-заглушку, а тот формирует отклик на системный вызов. У пользовательского процесса, таким образом, создается впечатление, что системный вызов был выполнен в пределах его адресного пространства, но если пользовательский процесс испортит верхнюю часть доступного ему адресного пространства, то он испортит только свои модули-заглушки и никак не повлияет на работу других процессов.

Память

Каждому процессу в Win32 доступно линейное 4-гигабайтное (2^32 = 4 294 967 296) виртуальное адресное пространство. Обычно верхняя половина этого пространства резервируется за операционной системой, а вторая половина доступна процессу.

Виртуальное адресное пространство процесса доступно всем потокам этого процесса. Иными словами, все потоки одного процесса выполняются в едином адресном пространстве.

С другой стороны, механизм виртуальной памяти позволяет изолировать процессы друг от друга. Потоки одного процесса не могут ссылаться на адресное пространство другого процесса.

Виртуальная память может вовсе не соответствовать структуре физической памяти. Диспетчер памяти транслирует виртуальные адреса на физические, по которым реально хранятся данные. Поскольку далеко не всякий компьютер в состоянии выделить по 4 Гбайт физической памяти на каждый процесс, используется механизм подкачки (swapping). Когда оперативной памяти не хватает, операционная система перемещает часть содержимого памяти на диск, в файл (swap file или page file), освобождая, таким образом, физическую память для других процессов. Когда поток обращается к странице виртуальной памяти, записанной на диск, диспетчер виртуальной памяти загружает эту информацию с диска обратно в память.

Процессом обычно называют экземпляр выполняемой программы. Хотя на первый взгляд кажется, что программа и процесс понятия практически одинаковые, они фундаментально отличаются друг от друга. Программа представляет собой статический набор команд, а процесс это набор ресурсов и данных, использующихся при выполнении программы. Процесс в Windows состоит из следующих компонентов:

- структура данных, содержащая всю информацию о процессе, в том числе список открытых дескрипторов различных системных ресурсов, уникальный идентификатор процесса, различную статистическую информацию и т.д.;

- адресное пространство - диапазон адресов виртуальной памяти, которым может пользоваться процесс;

- исполняемая программа и данные, проецируемые на виртуальное адресное пространство процесса.

Процессы инертны. Отвечают же за исполнение кода, содержащегося в адресном пространстве процесса, нити. Нить (thread) - некая сущность внутри процесса, получающая процессорное время для выполнения. В каждом процессе есть минимум одна нить. Эта первичная нить создается системой автоматически при создании процесса. Далее эта нить может породить другие нити, те в свою очередь новые и т.д. Таким образом, один процесс может владеть несколькими нитями, и тогда они одновременно исполняют код в адресном пространстве процесса. Каждая нить имеет:

- уникальный идентификатор нити;

- содержимое набора регистров процессора, отражающих состояние процессора;

- два стека, один из которых используется нитью при выполнении в режиме ядра, а другой - в пользовательском режиме;

- закрытую область памяти, называемую локальной памятью нити (thread local storage, TLS) и используемую подсистемами, run-time библиотеками и DLL.

Дата добавления: 2015-01-03