Чем ограничивается максимальный размер виртуального адресного пространства доступного приложению
виртуальное адресное пространство и физическое служба хранилища
максимальный объем физической памяти, поддерживаемой Microsoft Windows, составляет от 2 гб до 24 тб в зависимости от версии Windows. дополнительные сведения см. в разделе ограничения памяти для выпусков Windows. Виртуальное адресное пространство каждого процесса может быть меньше или больше, чем общая физическая память, доступная на компьютере. Подмножество виртуального адресного пространства процесса, находящегося в физической памяти, называется рабочим набором. Если потоки процесса пытаются использовать больше физической памяти, чем доступно в данный момент, система замещает часть содержимого памяти на диск. Общий объем виртуального адресного пространства, доступного для процесса, ограничен физической памятью и свободным местом на диске, доступным для файла подкачки.
Физическое хранилище и виртуальное адресное пространство каждого процесса организованы в виде страниц, единиц памяти, размер которых зависит от главного компьютера. Например, на компьютерах x86 размер страницы узла составляет 4 КБ.
Чтобы максимально повысить гибкость управления памятью, система может перемещать страницы физической памяти в файл подкачки на диске и из него. При перемещении страницы в физической памяти система обновляет карты страниц затрагиваемых процессов. Когда системе требуется место в физической памяти, она перемещает наименее недавно использованные страницы физической памяти в файл подкачки. Обработка физической памяти системой полностью прозрачна для приложений, которые работают только в своих виртуальных адресных пространствах.
Виртуальное адресное пространство (управление памятью)
Виртуальным адресным пространством для процесса является набор адресов виртуальной памяти, который можно использовать. Адресное пространство для каждого процесса является закрытым и не может быть доступно другим процессам, если он не является общим.
Виртуальный адрес не представляет фактическое физическое расположение объекта в памяти; Вместо этого система ведет таблицу страниц для каждого процесса, который представляет собой внутреннюю структуру данных, используемую для преобразования виртуальных адресов в соответствующие физические адреса. Каждый раз, когда поток ссылается на адрес, система преобразует виртуальный адрес в физический адрес.
виртуальное адресное пространство для 32-разрядного Windows имеет размер 4 гигабайта (гб) и делится на две секции: одна для использования процессом, а другая зарезервирована для использования системой. дополнительные сведения о пространстве виртуальных адресов в 64-битном Windows см. в разделе виртуальное адресное пространство в 64-разрядной Windows.
Дополнительные сведения о виртуальной памяти см. в следующих разделах:
Виртуальное адресное пространство по умолчанию для 32-разрядного Windows
В следующей таблице показан диапазон памяти по умолчанию для каждой секции.
| Диапазон памяти | Использование |
|---|---|
| Низкая 2 ГБ (от 0x00000000 до 0x7FFFFFFF) | Используется процессом. |
| Высокий 2 ГБ (от 0x80000000 до 0xFFFFFFFF) | Используется системой. |
виртуальное адресное пространство для 32-разрядного Windows с 4GT
Если включена Настройка 4 гигабайта (4GT), диапазон памяти для каждой секции выглядит следующим образом.
| Диапазон памяти | Использование |
|---|---|
| С низким 3 ГБ (0x00000000 до 0xBFFFFFFF) | Используется процессом. |
| Высокий 1 ГБ (0xC0000000 до 0xFFFFFFFF) | Используется системой. |
Настройка виртуального адресного пространства для 32-разрядного Windows
Можно использовать следующую команду, чтобы задать параметр записи загрузки, который настраивает размер раздела, который может использоваться процессом, в диапазоне от 2048 (2 ГБ) до 3072 (3 ГБ):
BCDEdit/Set инкреасеусерва мегабайт
После установки параметра загрузочной записи диапазон памяти для каждой секции выглядит следующим образом.
Чем ограничивается максимальный размер виртуального адресного пространства доступного приложению
Предисловие
Теория:
до 3 ГБ, если приложение компилируется с параметром IMAGE_FILE_LARGE_ADDRESS_AWARE и система загружается с ключом /3GB
4 ГБ, если приложение компилируется с параметром IMAGE_FILE_LARGE_ADDRESS_AWARE
x64: 8 ТБ, если приложение компилируется с параметром IMAGE_FILE_LARGE_ADDRESS_AWARE
Intel IPF: 7 ТБ, если приложение компилируется с параметром IMAGE_FILE_LARGE_ADDRESS_AWARE
Следующие термины, в данном обзоре, равносильны:
1. Виртуальное адресное пространство процесса;
2. Виртуальная память процесса;
3. Виртуальная память.
Примечание: Ограничение VAS для режима ядра до 1 ГБ оказывает влияние на работу всей операционной системы, а не только на приложения, которым нужен большой объём VAS. Ключ /3GB влияет на все компоненты ядра, включая все драйверы. Включение /3GB может вызвать такие отрицательные эффекты, как снижение производительности и отказы распределения памяти с остановкой системы.
Чтобы приложение смогло использовать виртуальное адресное пространство больше 2ГБ оно должно быть скомпилировано с параметром IMAGE_FILE_LARGE_ADDRESS_AWARE.
В 64-bit Windows для 32-bit процесса доступно:
2ГБ и 4ГБ (если приложение компилируется с параметром IMAGE_FILE_LARGE_ADDRESS_AWARE).
Практика:
1. Почему не хватает памяти?!
Есть приложения у которых нет проблем из-за нехватки VAS: Adobe Photoshop, GIMP и т.п:
1. Память «не выделяется большими кусками».
2. Если «виртуальной памяти» недостаточно есть temp-файл, т.е. нет зависимости от размера VAS.
Из п.1 теории видно, что памяти даётся 32-bit приложению много 2ГБ (по-умолчанию), но в п.2 и п.3 описываются «подводные камни», на которых спотыкаются ряд приложений, далее пойдёт речь о таких приложениях и каким образом можно обходить эти «подводные камни».
Если приложение выделяет память «небольшими кусочками», то оно займёт всю доступную виртуальную память и уже после выдаст сообщение о нехватке памяти или вывалиться с ошибкой.
Если приложение выделяет память большими блоками, то оно практически сразу выдаст сообщение:
Связано это с тем, что первые 2ГБ виртуального адресного пространства процесса фрагментированы, разбиты на непрерывные области, и при попытке зарезервировать область памяти больше имеющейся приложение говорит, что недостаточно памяти.
Выберем Type Free (свободные области памяти), отсортируем столбец Size по убыванию:
В Options отметим Show Free Regions (отображать свободные области памяти), выберем Type Total (все области памяти), отсортируем столбец Address по возрастанию, в итоге видим, как поделено адресное пространство виртуальной памяти процесса:
Ниже на картинке показано, как это выглядит «на плоскости»:
2. Флаг IMAGE_FILE_LARGE_ADDRESS_AWARE
Если программист забыл или не помнил про флаг IMAGE_FILE_LARGE_ADDRESS_AWARE ничего это дело поправимое. Информация находится в заголовке исполняемого файла (PE).
Для начала надо определится стоит флаг или нет. Для это можно воспользоваться приложениями выводящими информация о PE (PE Viewer) или использовать редактор PE (PE editor), или т.п.
Для просмотра можно воспользоваться следующими приложениями:
Выставляем флаг: EDITBIN.EXE /LARGEADDRESSAWARE program.exe
Убираем флаг: EDITBIN.EXE /LARGEADDRESSAWARE:NO program.exe
Только выставить флаг можно с помощью 4GB Patch:
Для просмотра и изменения можно воспользоваться CFF Explorer, также позволяет менять и другие параметры:
Посмотрим, что будет иметь 32-bit приложение (7zG.exe) с выставленным флагом /LARGEADDRESSAWARE и чего не будет, если флаг не выставлен.
32-bit Windows
32-bit Windows
/3GB /USERVA=3072
7zG.exe флаг /LARGEADDRESSAWARE выставлен
64-bit Windows
64-bit Windows
7zG.exe флаг /LARGEADDRESSAWARE выставлен
3. Решение проблемы «нехватки памяти».
2. Использовать Win64 или Win32 + /3GB, у приложения должен быть выставлен флаг IMAGE_FILE_LARGE_ADDRESS_AWARE.
3. «Расчистить» адресное пространство вручную:
3.1. Убрать приложения (выгрузить\удалить), которые «мешают»;
3.2. Изменить базовые адреса dll-ок вручную ( для опытных пользователей).
3.1. Изменение базового адреса dll \ exe:
Примечание: Разработчику (программисту) обычно виднее с какого адреса должна грузиться его dll-ка и т.п.
необходимые условия для изменения базового адреса:
При одинаковых базовых адресах у dll-ок, или если адресное пространство занято, куда dll-ка хотела загрузиться, происходит операция переадресации, dll-ка загружается по другому свободному адресу. Старайтесь указывать адреса, которые свободны, чтобы переадресации не было.
Для изменения базового адреса можно воспользоваться утилитами ReBase.Exe, EDITBIN.EXE, и т.п.:
REBASE.EXE также может пакетно обрабатывать файлы, в результате dll-ки будут располагаться последовательно у первой будет указанный адрес, у остальных автоматом присвоятся новые большие адреса:
EDITBIN.EXE, может обрабатывать только по одному файлу:
EDITBIN.EXE /REBASE:BASE=0x10000000 z.dll
ReBase.Exe, EDITBIN.EXE имеют «защиту от дурака», если нет relocation table или адрес не кратен 64kB, то базовый адрес не будет изменён.
Примечание: замечено relocation section может не быть, а базовый адрес будет изменён (xpsp2res.dll), или relocation section присутствует, а базовый адрес не меняется. почему сие так непонятно.
Последовательность действий при изменении Image Base:
1. сделать резервную копию изменяемых dll \ exe;
2. скопировать в отдельную папку dll \ exe, для изменения адреса;
3. изменить базовый адрес;
4. заменить dll \ exe на изменённые.
Проблемы которые могут быть:
В данном случае проблема одна (три разновидности).
С одной стороны user32.dll перемещаться может, с другой стороны система этого не любит:
Пример:
32-bit Windows
Если пойдём влоб, то получил сообщение об ошибке:
будет достаточно если объединим три блока:
250048кБ (244МБ)
1230396кБ (1201МБ)
413984кБ (404МБ)
нам это должно дать непрерывный блок памяти примерно в 1850МБ
но т.к. dll-ки могут быть перемещены, то возьмём Process Explorer, офф.сайт.
Process Explorer сможет нам показать какие dll-ки подцепились к процессу, их базовые адреса, с каких адресов загрузились, и путь до этих dll:
FileBXH.dll и 7z.dll имеют одинаковый базовый адрес, соответственно FileBXH.dll была перемещена.
Изменим адреса начиная с 0x75000000 (мне так захотелось):
Примечание: Не забываем, что расположение dll подгоняется под адресное пространство конкретного процесса (7zG.exe), если dll-ки используются другими приложениями, могут возникнуть проблемы.
В итоге получим:
0x75000000 7z.dll
0x750E0000 FileBXH.dll
0x75100000 uxtheme.dll
3.2. Минимизация потенциальных проблем:
Примечание: Данные способы не относится к dll-кам, которые внедряются сторонним ПО.
1. Чтобы минимизировать потенциальные проблемы с изменёнными dll-ками их можно положить рядом с исполнимым файлом (*.exe).
Примечание: Способ работает в зависимости от приложения \ dll-ок.
2. Перенаправление DLL (DLL redirection)
DLL-ки будут загружаться сначала из папки приложения, если их там нет, то будут искаться в других папках.
Рекомендации, подробнее написано в DLL/COM Redirection on Windows
Если исполнимый файл Program.exe, то создать рядом файл (или папку) с именем Program.exe.local:
Положить рядом с исполнимым файлом Program.exe файл Program.exe.manifest,
например такого содержимого:
Пример:
В случае с 7zG.exe достаточно просто положить рядом uxtheme.dll:
DLL-ки, которые внедряются сторонним ПО
Осталось решить вопрос с FileBXH.dll
Оставим решение на «откуп системы», изменим базовый адрес на адрес, который всегда занят, чтобы было всегда перемещение (переадресация) (так делать не рекомендуется).
В конце пользовательского адресного пространства есть закрытый регион памяти в 64кБ.
Для общего случая можно взять адрес 0xFFFF0000:
3.3. «Будьте бдительными»
Существует достаточно большое количество утилит\PE-редакторов и т.п., с помощью которых можно изменять Image Base.
Но не всегда данная манипуляция проходит «корректно».
Воспользуемся для изменения базового адреса CFF Explorer — Rebuilder:
Изменим Image Base для следующих dll:
0x75000000 7z.dll
0x750E0000 FileBXH.dll
0x75100000 uxtheme.dll (замена dll-ки будет в системном каталоге)
после перезагрузки Windows получим:
проблема из-за uxtheme.dll
Чем ограничивается максимальный размер виртуального адресного пространства доступного приложению
Память является важнейшим ресурсом, требующим тщательного управления со стороны мультипрограммной операционной системы. Распределению подлежит вся оперативная память, не занятая операционной системой. Обычно ОС располагается в самых младших адресах, однако может занимать и самые старшие адреса. Функциями ОС по управлению памятью являются: отслеживание свободной и занятой памяти, выделение памяти процессам и освобождение памяти при завершении процессов, вытеснение процессов из оперативной памяти на диск, когда размеры основной памяти не достаточны для размещения в ней всех процессов, и возвращение их в оперативную память, когда в ней освобождается место, а также настройка адресов программы на конкретную область физической памяти.
Типы адресов
Для идентификации переменных и команд используются символьные имена (метки), виртуальные адреса и физические адреса (рисунок 2.7).
Символьные имена присваивает пользователь при написании программы на алгоритмическом языке или ассемблере.
Виртуальные адреса вырабатывает транслятор, переводящий программу на машинный язык. Так как во время трансляции в общем случае не известно, в какое место оперативной памяти будет загружена программа, то транслятор присваивает переменным и командам виртуальные (условные) адреса, обычно считая по умолчанию, что программа будет размещена, начиная с нулевого адреса. Совокупность виртуальных адресов процесса называется виртуальным адресным пространством. Каждый процесс имеет собственное виртуальное адресное пространство. Максимальный размер виртуального адресного пространства ограничивается разрядностью адреса, присущей данной архитектуре компьютера, и, как правило, не совпадает с объемом физической памяти, имеющимся в компьютере.
Рис. 2.7. Типы адресов
В некоторых случаях (обычно в специализированных системах), когда заранее точно известно, в какой области оперативной памяти будет выполняться программа, транслятор выдает исполняемый код сразу в физических адресах.
Методы распределения памяти без использования дискового пространства
Все методы управления памятью могут быть разделены на два класса: методы, которые используют перемещение процессов между оперативной памятью и диском, и методы, которые не делают этого (рисунок 2.8). Начнем с последнего, более простого класса методов.
Рис. 2.8. Классификация методов распределения памяти
Распределение памяти фиксированными разделами
Самым простым способом управления оперативной памятью является разделение ее на несколько разделов фиксированной величины. Это может быть выполнено вручную оператором во время старта системы или во время ее генерации. Очередная задача, поступившая на выполнение, помещается либо в общую очередь (рисунок 2.9,а), либо в очередь к некоторому разделу (рисунок 2.9,б).
Распределение памяти разделами переменной величины
В этом случае память машины не делится заранее на разделы. Сначала вся память свободна. Каждой вновь поступающей задаче выделяется необходимая ей память. Если достаточный объем памяти отсутствует, то задача не принимается на выполнение и стоит в очереди. После завершения задачи память освобождается, и на это место может быть загружена другая задача. Таким образом, в произвольный момент времени оперативная память представляет собой случайную последовательность занятых и свободных участков (разделов) произвольного размера. На рисунке 2.10 показано состояние памяти в различные моменты времени при использовании динамического распределения. Так в момент t0 в памяти находится только ОС, а к моменту t1 память разделена между 5 задачами, причем задача П4, завершаясь, покидает память. На освободившееся после задачи П4 место загружается задача П6, поступившая в момент t3.
Рис. 2.10. Распределение памяти динамическими разделами
Программный код не перемещается во время выполнения, то есть может быть проведена единовременная настройка адресов посредством использования перемещающего загрузчика.
Выбор раздела для вновь поступившей задачи может осуществляться по разным правилам, таким, например, как «первый попавшийся раздел достаточного размера», или «раздел, имеющий наименьший достаточный размер», или «раздел, имеющий наибольший достаточный размер». Все эти правила имеют свои преимущества и недостатки.
Перемещаемые разделы
Рис. 2.11. Распределение памяти перемещаемыми разделами
Хотя процедура сжатия и приводит к более эффективному использованию памяти, она может потребовать значительного времени, что часто перевешивает преимущества данного метода.
Методы распределения памяти с использованием дискового пространства
Понятие виртуальной памяти
Уже достаточно давно пользователи столкнулись с проблемой размещения в памяти программ, размер которых превышал имеющуюся в наличии свободную память. Решением было разбиение программы на части, называемые оверлеями. 0-ой оверлей начинал выполняться первым. Когда он заканчивал свое выполнение, он вызывал другой оверлей. Все оверлеи хранились на диске и перемещались между памятью и диском средствами операционной системы. Однако разбиение программы на части и планирование их загрузки в оперативную память должен был осуществлять программист.
Развитие методов организации вычислительного процесса в этом направлении привело к появлению метода, известного под названием виртуальная память. Виртуальным называется ресурс, который пользователю или пользовательской программе представляется обладающим свойствами, которыми он в действительности не обладает. Так, например, пользователю может быть предоставлена виртуальная оперативная память, размер которой превосходит всю имеющуюся в системе реальную оперативную память. Пользователь пишет программы так, как будто в его распоряжении имеется однородная оперативная память большого объема, но в действительности все данные, используемые программой, хранятся на одном или нескольких разнородных запоминающих устройствах, обычно на дисках, и при необходимости частями отображаются в реальную память.
Все эти действия выполняются автоматически, без участия программиста, то есть механизм виртуальной памяти является прозрачным по отношению к пользователю.
Наиболее распространенными реализациями виртуальной памяти является страничное, сегментное и странично-сегментное распределение памяти, а также свопинг.
Страничное распределение
На рисунке 2.12 показана схема страничного распределения памяти. Виртуальное адресное пространство каждого процесса делится на части одинакового, фиксированного для данной системы размера, называемые виртуальными страницами. В общем случае размер виртуального адресного пространства не является кратным размеру страницы, поэтому последняя страница каждого процесса дополняется фиктивной областью.
Вся оперативная память машины также делится на части такого же размера, называемые физическими страницами (или блоками).
Размер страницы обычно выбирается равным степени двойки: 512, 1024 и т.д., это позволяет упростить механизм преобразования адресов.
Рис. 2.12. Страничное распределение памяти
При активизации очередного процесса в специальный регистр процессора загружается адрес таблицы страниц данного процесса.
При каждом обращении к памяти происходит чтение из таблицы страниц информации о виртуальной странице, к которой произошло обращение. Если данная виртуальная страница находится в оперативной памяти, то выполняется преобразование виртуального адреса в физический. Если же нужная виртуальная страница в данный момент выгружена на диск, то происходит так называемое страничное прерывание. Выполняющийся процесс переводится в состояние ожидания, и активизируется другой процесс из очереди готовых. Параллельно программа обработки страничного прерывания находит на диске требуемую виртуальную страницу и пытается загрузить ее в оперативную память. Если в памяти имеется свободная физическая страница, то загрузка выполняется немедленно, если же свободных страниц нет, то решается вопрос, какую страницу следует выгрузить из оперативной памяти.
В некоторых системах используется понятие рабочего множества страниц. Рабочее множество определяется для каждого процесса и представляет собой перечень наиболее часто используемых страниц, которые должны постоянно находиться в оперативной памяти и поэтому не подлежат выгрузке.
После того, как выбрана страница, которая должна покинуть оперативную память, анализируется ее признак модификации (из таблицы страниц). Если выталкиваемая страница с момента загрузки была модифицирована, то ее новая версия должна быть переписана на диск. Если нет, то она может быть просто уничтожена, то есть соответствующая физическая страница объявляется свободной.
Рассмотрим механизм преобразования виртуального адреса в физический при страничной организации памяти (рисунок 2.13).
Рис. 2.13. Механизм преобразования виртуального адреса в физический
при страничной организации памяти
Использование в пункте (3) того факта, что размер страницы равен степени 2, позволяет применить операцию конкатенации (присоединения) вместо более длительной операции сложения, что уменьшает время получения физического адреса, а значит повышает производительность компьютера.
На производительность системы со страничной организацией памяти влияют временные затраты, связанные с обработкой страничных прерываний и преобразованием виртуального адреса в физический. При часто возникающих страничных прерываниях система может тратить большую часть времени впустую, на свопинг страниц. Чтобы уменьшить частоту страничных прерываний, следовало бы увеличивать размер страницы. Кроме того, увеличение размера страницы уменьшает размер таблицы страниц, а значит уменьшает затраты памяти. С другой стороны, если страница велика, значит велика и фиктивная область в последней виртуальной странице каждой программы. В среднем на каждой программе теряется половина объема страницы, что в сумме при большой странице может составить существенную величину. Время преобразования виртуального адреса в физический в значительной степени определяется временем доступа к таблице страниц. В связи с этим таблицу страниц стремятся размещать в «быстрых» запоминающих устройствах. Это может быть, например, набор специальных регистров или память, использующая для уменьшения времени доступа ассоциативный поиск и кэширование данных.
Страничное распределение памяти может быть реализовано в упрощенном варианте, без выгрузки страниц на диск. В этом случае все виртуальные страницы всех процессов постоянно находятся в оперативной памяти. Такой вариант страничной организации хотя и не предоставляет пользователю виртуальной памяти, но почти исключает фрагментацию за счет того, что программа может загружаться в несмежные области, а также того, что при загрузке виртуальных страниц никогда не образуется остатков.
Сегментное распределение
При страничной организации виртуальное адресное пространство процесса делится механически на равные части. Это не позволяет дифференцировать способы доступа к разным частям программы (сегментам), а это свойство часто бывает очень полезным. Например, можно запретить обращаться с операциями записи и чтения в кодовый сегмент программы, а для сегмента данных разрешить только чтение. Кроме того, разбиение программы на «осмысленные» части делает принципиально возможным разделение одного сегмента несколькими процессами. Например, если два процесса используют одну и ту же математическую подпрограмму, то в оперативную память может быть загружена только одна копия этой подпрограммы.
Рассмотрим, каким образом сегментное распределение памяти реализует эти возможности (рисунок 2.14). Виртуальное адресное пространство процесса делится на сегменты, размер которых определяется программистом с учетом смыслового значения содержащейся в них информации. Отдельный сегмент может представлять собой подпрограмму, массив данных и т.п. Иногда сегментация программы выполняется по умолчанию компилятором.
При загрузке процесса часть сегментов помещается в оперативную память (при этом для каждого из этих сегментов операционная система подыскивает подходящий участок свободной памяти), а часть сегментов размещается в дисковой памяти. Сегменты одной программы могут занимать в оперативной памяти несмежные участки. Во время загрузки система создает таблицу сегментов процесса (аналогичную таблице страниц), в которой для каждого сегмента указывается начальный физический адрес сегмента в оперативной памяти, размер сегмента, правила доступа, признак модификации, признак обращения к данному сегменту за последний интервал времени и некоторая другая информация. Если виртуальные адресные пространства нескольких процессов включают один и тот же сегмент, то в таблицах сегментов этих процессов делаются ссылки на один и тот же участок оперативной памяти, в который данный сегмент загружается в единственном экземпляре.
Рис. 2.14. Распределение памяти сегментами
Система с сегментной организацией функционирует аналогично системе со страничной организацией: время от времени происходят прерывания, связанные с отсутствием нужных сегментов в памяти, при необходимости освобождения памяти некоторые сегменты выгружаются, при каждом обращении к оперативной памяти выполняется преобразование виртуального адреса в физический. Кроме того, при обращении к памяти проверяется, разрешен ли доступ требуемого типа к данному сегменту.
Недостатком данного метода распределения памяти является фрагментация на уровне сегментов и более медленное по сравнению со страничной организацией преобразование адреса.
Странично-сегментное распределение
Как видно из названия, данный метод представляет собой комбинацию страничного и сегментного распределения памяти и, вследствие этого, сочетает в себе достоинства обоих подходов. Виртуальное пространство процесса делится на сегменты, а каждый сегмент в свою очередь делится на виртуальные страницы, которые нумеруются в пределах сегмента. Оперативная память делится на физические страницы. Загрузка процесса выполняется операционной системой постранично, при этом часть страниц размещается в оперативной памяти, а часть на диске. Для каждого сегмента создается своя таблица страниц, структура которой полностью совпадает со структурой таблицы страниц, используемой при страничном распределении. Для каждого процесса создается таблица сегментов, в которой указываются адреса таблиц страниц для всех сегментов данного процесса. Адрес таблицы сегментов загружается в специальный регистр процессора, когда активизируется соответствующий процесс. На рисунке 2.15 показана схема преобразования виртуального адреса в физический для данного метода.
Рис. 2.15. Схема преобразования виртуального адреса в физический для
сегментно-страничной организации памяти
Свопинг
Разновидностью виртуальной памяти является свопинг.
На рисунке 2.16 показан график зависимости коэффициента загрузки процессора в зависимости от числа одновременно выполняемых процессов и доли времени, проводимого этими процессами в состоянии ожидания ввода-вывода.
Рис. 2.16. Зависимость загрузки процессора от числа задач и интенсивности ввода-вывода
Из рисунка видно, что для загрузки процессора на 90% достаточно всего трех счетных задач. Однако для того, чтобы обеспечить такую же загрузку интерактивными задачами, выполняющими интенсивный ввод-вывод, потребуются десятки таких задач. Необходимым условием для выполнения задачи является загрузка ее в оперативную память, объем которой ограничен. В этих условиях был предложен метод организации вычислительного процесса, называемый свопингом. В соответствии с этим методом некоторые процессы (обычно находящиеся в состоянии ожидания) временно выгружаются на диск. Планировщик операционной системы не исключает их из своего рассмотрения, и при наступлении условий активизации некоторого процесса, находящегося в области свопинга на диске, этот процесс перемещается в оперативную память. Если свободного места в оперативной памяти не хватает, то выгружается другой процесс.
При свопинге, в отличие от рассмотренных ранее методов реализации виртуальной памяти, процесс перемещается между памятью и диском целиком, то есть в течение некоторого времени процесс может полностью отсутствовать в оперативной памяти. Существуют различные алгоритмы выбора процессов на загрузку и выгрузку, а также различные способы выделения оперативной и дисковой памяти загружаемому процессу.
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 (рисунок 2.17). Пользователю хотелось бы иметь и недорогую и быструю память. Кэш-память представляет некоторое компромиссное решение этой проблемы.
Рис. 2.17. Иерархия ЗУ
Рассмотрим частный случай использования кэш-памяти для уменьшения среднего времени доступа к данным, хранящимся в оперативной памяти. Для этого между процессором и оперативной памятью помещается быстрое ЗУ, называемое просто кэш-памятью (рисунок 2.18). В качестве такового может быть использована, например, ассоциативная память. Содержимое кэш-памяти представляет собой совокупность записей обо всех загруженных в нее элементах данных. Каждая запись об элементе данных включает в себя адрес, который этот элемент данных имеет в оперативной памяти, и управляющую информацию: признак модификации и признак обращения к данным за некоторый последний период времени.
На практике в кэш-память считывается не один элемент данных, к которому произошло обращение, а целый блок данных, это увеличивает вероятность так называемого «попадания в кэш», то есть нахождения нужных данных в кэш-памяти.
Покажем, как среднее время доступа к данным зависит от вероятности попадания в кэш. Пусть имеется основное запоминающие устройство со средним временем доступа к данным t1 и кэш-память, имеющая время доступа t2, очевидно, что t2 Предыдущая глава || Оглавление || Следующая глава