из-за недоступности данных
Наибольшая действенность алгоритмов замещения страниц по запросу (обра-
щению) достигается в том случае, если биты упоминания и модификации устанав-
ливаются аппаратным путем и тем же путем вызывается отказ системы защиты при
попытке записи в страницу, имеющую признак "копирования при записи". Тем не
менее, указанные алгоритмы вполне применимы даже тогда, когда аппаратура
распознает только бит доступности и код защиты. Если бит доступности, уста-
навливаемый аппаратно, дублируется программно-устанавливаемым битом, показы-
вающим, действительно ли страница доступна или нет, ядро могло бы отключить
аппаратно-устанавливаемый бит и проимитировать установку остальных битов
программным путем. Так, например, в машине VAX-11 бит упоминания отсутствует
(см. [Levy 82]). Ядро может отключить аппаратно-устанавливаемый бит доступ-
ности для страницы и дальше работать по следующему плану. Если процесс ссы-
лается на страницу, он получает отказ, поскольку бит доступности сброшен, и
285
в игру вступает программа обработки отказа, исследующая страницу. Поскольку
"программный" бит доступности установлен, ядро знает, что страница действи-
тельно доступна и находится в памяти; оно устанавливает "программный" бит
упоминания и "аппаратный" бит доступности, но ему еще предстоит узнать о
том, что на страницу была сделана ссылка. Последующие ссылки на страницу уже
не встретят отказ, ибо "аппаратный" бит доступности установлен. Когда с ней
будет работать "сборщик" страниц, он вновь сбросит "аппаратный" бит доступ-
ности, вызывая тем самым от-
Аппарат- Программ- Программ- Аппарат- Программ- Программ-
ный бит ный бит ный бит ный бит ный бит ный бит
доступ- доступ- упомина- доступ- доступ- упомина-
ности ности ния ности ности ния
+---------+----------+---------+ +---------+----------+---------+
| Нет | Да | Нет | | Да | Да | Да |
+---------+----------+---------+ +---------+----------+---------+
(а) До модифицирования (б) После модифицирования
страницы страницы
Рисунок 9.28. Имитация установки "аппаратного" бита модифика-
ции программными средствами
казы на все последующие обращения к странице и возвращая систему к началу
цикла. Этот случай показан на Рисунке 9.28.
Несмотря на то, что в системах с замещением страниц по запросу обращение
с памятью отличается большей гибкостью по сравнению с системами подкачки
процессов, возможно возникновение ситуаций, в которых "сборщик" страниц и
программа обработки отказов из-за недоступности данных начинают мешать друг
другу из-за нехватки памяти. Если сумма рабочих множеств всех процессов пре-
вышает объем физической памяти в машине, программа обработки отказов обычно
приостанавливается, поскольку выделять процессам страницы памяти дальше ста-
новится невозможным. "Сборщик" страниц не сможет достаточно быстро освобо-
дить место в памяти, ибо все страницы принадлежат рабочему множеству. Произ-
водительность системы падает, поскольку ядро тратит слишком много времени на
верхнем уровне, с безумной скоростью перестраивая память.
Ядро в версии V манипулирует алгоритмами подкачки процессов и замещения
страниц так, что проблемы соперничества перестают быть неизбежными. Когда
ядро не может выделить процессу страницы памяти, оно возобновляет работу
процесса подкачки и переводит пользовательский процесс в состояние, эквива-
лентное состоянию "готовности к запуску, будучи зарезервированным". В этом
состоянии одновременно могут находиться несколько процессов. Процесс подкач-
ки выгружает один за другим целые процессы, пока объем доступной памяти в
системе не превысит верхнюю отметку. На каждый выгруженный процесс приходит-
ся один процесс, загруженный в память из состояния "готовности к выполнению,
будучи зарезервированным". Ядро загружает эти процессы не с помощью обычного
алгоритма подкачки, а путем обработки отказов при обращении к соответствую-
щим страницам. На последующих итерациях процесса подкачки при условии нали-
чия в системе достаточного объема свободной памяти будут обработаны отказы,
полученные другими пользовательскими процессами. Применение такого метода
ведет к снижению частоты возникновения системных отказов и устранению сопер-
ничества: по идеологии он близок к методам, используемым в операционной сис-
теме VAX/VMS ([Levy 82]).
286
Прочитанная глава была посвящена рассмотрению алгоритмов подкачки про-
цессов и замещения страниц, используемых в версии V системы UNIX. Алгоритм
подкачки процессов реализует перемещение процессов целиком между основной
памятью и устройством выгрузки. Ядро выгружает процессы из памяти, если их
размер поглощает всю свободную память в системе (в результате выполнения
функций fork, exec и sbrk или в результате естественного увеличения стека),
или в том случае, если требуется освободить память для загрузки процесса.
Загрузку процессов выполняет специальный процесс подкачки (процесс 0), кото-
рый запускается всякий раз, как на устройстве выгрузки появляются процессы,
готовые к выполнению. Процесс подкачки не прекращает своей работы до тех
пор, пока на устройстве выгрузки не останется ни одного такого процесса или
пока в основной памяти не останется свободного места. В последнем случае
процесс подкачки пытается выгрузить что-нибудь из основной памяти, но в его
обязанности входит также слежение за соблюдением требования минимальной про-
должительности пребывания выгружаемых процессов в памяти (в целях предотвра-
щения холостой перекачки); по этой причине процесс подкачки не всегда дости-
гает успеха в своей работе. Возобновление процесса подкачки в случае возник-
новения необходимости в нем производит с интервалом в одну секунду программа
обработки прерываний по таймеру.
В системе с замещением страниц по запросу процессы могут исполняться,
даже если их виртуальное адресное пространство загружено в память не пол-
ностью; поэтому виртуальный размер процесса может превышать объем доступной
физической памяти в системе. Когда ядро испытывает потребность в свободных
страницах, "сборщик" страниц просматривает все активные страницы в каждой
области, помечая для выгрузки те из них, которые достаточно "созрели" для
этого, и в конечном итоге откачивает их на устройство выгрузки. Когда про-
цесс обращается к виртуальной странице, которая в настоящий момент выгружена
из памяти, он получает отказ из-за недоступности данных. Ядро запускает
программу обработки отказа, которая назначает области новую физическую стра-
ницу памяти и копирует в нее содержимое виртуальной страницы.
Повысить производительность системы при использовании алгоритма замеще-
ния страниц по запросу можно несколькими способами. Во-первых, если процесс
вызывает функцию fork, ядро использует бит копирования при записи, тем самым
в большинстве случаев снимая необходимость в физическом копировании страниц.
Во-вторых, ядро может запросить содержимое страницы исполняемого файла прямо
из файловой системы, устраняя потребность в вызове функции exec для незамед-
лительного считывания файла в память. Это способствует повышению производи-
тельности, поскольку не исключена возможность того, что подобные страницы
так никогда и не потребуются процессу, и устраняет излишнюю холостую пере-
качку, имеющую место в том случае, если "сборщик" страниц выгружает эти
страницы из памяти до того, как в них возникает потребность.
1. Набросайте схему реализации алгоритма mfree, который освобождает прост-
ранство памяти и возвращает его таблице свободного пространства.
2. В разделе 9.1.2 утверждается, что система блокирует перемещаемый про-
цесс, чтобы другие процессы не могли его трогать с места до момента
окончания операции. Что произошло бы, если бы система не делала этого ?
3. Предположим, что в адресном пространстве процесса располагаются таблицы
используемых процессом сегментов и страниц. Каким образом ядро может
выгрузить это пространство из памяти?
4. Если стек ядра находится внутри адресного пространства процесса, почему
процесс не может выгружать себя сам ? Какой на Ваш взгляд должна быть
системная программа выгрузки процессов, как она должна запускаться ?
*5. Предположим, что ядро пытается выгрузить процесс, чтобы освободить мес-
287
то в памяти для других процессов, загружаемых с устройства выгрузки.
Если ни на одном из устройств выгрузки для данного процесса нет места,
процесс подкачки приостанавливает свою работу до тех пор, пока место не
появится. Возможна ли ситуация, при которой все процессы, находящиеся в
памяти, приостановлены, а все готовые к выполнению процессы находятся
на устройстве выгрузки ? Что нужно предпринять ядру для того, чтобы ис-
править это положение ?
6. Рассмотрите еще раз пример, приведенный на Рисунке 9.10, при условии,
что в памяти есть место только для 1 процесса.
7. Обратимся к примеру, приведенному на Рисунке 9.11. Составьте подобный
пример, в котором процессу постоянно требуется для работы центральный
процессор. Существует ли какой-нибудь способ снятия подобной напряжен-
ности ?
+----------------------------------+
| main() |
| { |
| f(); |
| g(); |
| } |
| |
| f() |
| { |
| vfork(); |
| } |
| |
| g() |
| { |
| int blast[100],i; |
| for (i = 0; i < 100; i++) |
| blast[i] = i; |
| } |
+----------------------------------+
Рисунок 9.29
8. Что произойдет в результате выполнения программы, приведенной на Рисун-
ке 9.29, в системе BSD 4.2 ? Каким будет стек процесса-родителя ?
9. Почему после выполнения функции fork процесса-потомка предпочтительнее
запускать впереди процесса-родителя, если на разделяемых страницах биты
копирования при записи установлены ? Каким образом ядро может заставить
потомка запуститься первым ?
*10. Алгоритм обработки отказа из-за недоступности данных, изложенный в тек-
сте, загружает страницы поодиночке. Его эффективность можно повысить,
если подготовить к загрузке помимо страницы, вызвавшей отказ, и все со-
седние с ней страницы. Переработайте исходный алгоритм с учетом указан-
ной операции.
11. В алгоритмах работы "сборщика" страниц и программы обработки отказов
из-за недоступности данных предполагается, что размер страницы равен
размеру дискового блока. Что нужно изменить в этих алгоритмах для того,
чтобы они работали и в тех случаях, когда указанное равенство не соблю-
дается ?
*12. Когда процесс вызывает функцию fork (ветвится), значение счетчика ссы-
лок на каждую разделяемую страницу (в таблице pfdata) увеличивается.
Предположим, что "сборщик" страниц выгружает разделяемую страницу на
устройство выгрузки, и один из процессов (скажем, родитель) впоследст-
вии получает отказ при обращении к ней. Содержимое виртуальной страницы
теперь располагается на физической странице. Объясните, почему про-
цесс-потомок всегда имеет возможность получить верную копию страницы,
288
даже после того, как процесс-родитель что-то запишет на нее. Почему,
когда процесс-родитель ведет запись на страницу, он должен немедленно
порвать связь с ее дисковой копией ?
13. Что следует предпринять программе обработки отказов в том случае, если
в системе исчерпаны страницы памяти ?
*14. Составьте алгоритм выгрузки редко используемых компонент ядра. Какие из
компонент нельзя выгружать и как их в таком случае следует обозначить ?
15. Придумайте алгоритм, отслеживающий выделение пространства на устройстве
выгрузки, используя вместо карт памяти, описанных в настоящей главе,
битовый массив. Сравните эффективность обоих методов.
16. Предположим, что в машине нет аппаратно-устанавливаемого бита доступ-
ности, но есть код защиты, устанавливающий права доступа на чтение, за-
пись и "исполнение" содержимого страницы. Смоделируйте работу с помощью
программно-устанавливаемого бита доступности.
17. В машине VAX-11 перед проверкой наличия отказов из-за недоступности
данных выполняется аппаратная проверка наличия отказов системы защиты.
Как это отражается на алгоритмах обработки отказов ?
18. Системная функция plock дает суперпользователю возможность устанавли-
вать и снимать блокировку (в памяти) на областях команд и данных вызы-
вающего процесса. Процесс подкачки и "сборщик" страниц не могут выгру-
жать заблокированные страницы из памяти. Процессам, использующим эту
системную функцию, не приходится дожидаться загрузки страниц, поэтому
им гарантирован более быстрый ответ по сравнению с другими процессами.
Следует ли иметь также возможность блокировки в памяти и области стека
? Что произойдет в том случае, если суммарный объем заблокированных об-
ластей превысит размер доступной памяти в машине ?
19. Что делает программа, приведенная на Рисунке 9.30 ? Подумайте над аль-
тернативной стратегией замещения страниц, в соответствии с которой в
рабочее множество каждого процесса включается максимально-возможное
число страниц.
+------------------------------------------------------------+
| struct fourmeg |
| { |
| int page[512]; /* пусть int занимает 4 байта */ |
| } fourmeg[2048]; |
| |
| main() |
| { for (;;) |
| { |
| switch(fork()) |
| { |
| case -1: /* процесс-родитель не может выполнить |
| * fork --- слишком много потомков */ |
| case 0: /* потомок */ |
| func(); |
| default: |
| continue; |
| } } } |
| |
| func() |
| { int i; |
| |
| for (;;) |
| { |
| printf("процесс %d повторяет цикл\n",getpid()); |
| for (i = 0; i < 2048; i++) |
| fourmeg[i]290ge[0] = i; |
| } } |
+------------------------------------------------------------+
289
Наибольшая действенность алгоритмов замещения страниц по запросу (обра-
щению) достигается в том случае, если биты упоминания и модификации устанав-
ливаются аппаратным путем и тем же путем вызывается отказ системы защиты при
попытке записи в страницу, имеющую признак "копирования при записи". Тем не
менее, указанные алгоритмы вполне применимы даже тогда, когда аппаратура
распознает только бит доступности и код защиты. Если бит доступности, уста-
навливаемый аппаратно, дублируется программно-устанавливаемым битом, показы-
вающим, действительно ли страница доступна или нет, ядро могло бы отключить
аппаратно-устанавливаемый бит и проимитировать установку остальных битов
программным путем. Так, например, в машине VAX-11 бит упоминания отсутствует
(см. [Levy 82]). Ядро может отключить аппаратно-устанавливаемый бит доступ-
ности для страницы и дальше работать по следующему плану. Если процесс ссы-
лается на страницу, он получает отказ, поскольку бит доступности сброшен, и
285
в игру вступает программа обработки отказа, исследующая страницу. Поскольку
"программный" бит доступности установлен, ядро знает, что страница действи-
тельно доступна и находится в памяти; оно устанавливает "программный" бит
упоминания и "аппаратный" бит доступности, но ему еще предстоит узнать о
том, что на страницу была сделана ссылка. Последующие ссылки на страницу уже
не встретят отказ, ибо "аппаратный" бит доступности установлен. Когда с ней
будет работать "сборщик" страниц, он вновь сбросит "аппаратный" бит доступ-
ности, вызывая тем самым от-
Аппарат- Программ- Программ- Аппарат- Программ- Программ-
ный бит ный бит ный бит ный бит ный бит ный бит
доступ- доступ- упомина- доступ- доступ- упомина-
ности ности ния ности ности ния
+---------+----------+---------+ +---------+----------+---------+
| Нет | Да | Нет | | Да | Да | Да |
+---------+----------+---------+ +---------+----------+---------+
(а) До модифицирования (б) После модифицирования
страницы страницы
Рисунок 9.28. Имитация установки "аппаратного" бита модифика-
ции программными средствами
казы на все последующие обращения к странице и возвращая систему к началу
цикла. Этот случай показан на Рисунке 9.28.
Несмотря на то, что в системах с замещением страниц по запросу обращение
с памятью отличается большей гибкостью по сравнению с системами подкачки
процессов, возможно возникновение ситуаций, в которых "сборщик" страниц и
программа обработки отказов из-за недоступности данных начинают мешать друг
другу из-за нехватки памяти. Если сумма рабочих множеств всех процессов пре-
вышает объем физической памяти в машине, программа обработки отказов обычно
приостанавливается, поскольку выделять процессам страницы памяти дальше ста-
новится невозможным. "Сборщик" страниц не сможет достаточно быстро освобо-
дить место в памяти, ибо все страницы принадлежат рабочему множеству. Произ-
водительность системы падает, поскольку ядро тратит слишком много времени на
верхнем уровне, с безумной скоростью перестраивая память.
Ядро в версии V манипулирует алгоритмами подкачки процессов и замещения
страниц так, что проблемы соперничества перестают быть неизбежными. Когда
ядро не может выделить процессу страницы памяти, оно возобновляет работу
процесса подкачки и переводит пользовательский процесс в состояние, эквива-
лентное состоянию "готовности к запуску, будучи зарезервированным". В этом
состоянии одновременно могут находиться несколько процессов. Процесс подкач-
ки выгружает один за другим целые процессы, пока объем доступной памяти в
системе не превысит верхнюю отметку. На каждый выгруженный процесс приходит-
ся один процесс, загруженный в память из состояния "готовности к выполнению,
будучи зарезервированным". Ядро загружает эти процессы не с помощью обычного
алгоритма подкачки, а путем обработки отказов при обращении к соответствую-
щим страницам. На последующих итерациях процесса подкачки при условии нали-
чия в системе достаточного объема свободной памяти будут обработаны отказы,
полученные другими пользовательскими процессами. Применение такого метода
ведет к снижению частоты возникновения системных отказов и устранению сопер-
ничества: по идеологии он близок к методам, используемым в операционной сис-
теме VAX/VMS ([Levy 82]).
286
Прочитанная глава была посвящена рассмотрению алгоритмов подкачки про-
цессов и замещения страниц, используемых в версии V системы UNIX. Алгоритм
подкачки процессов реализует перемещение процессов целиком между основной
памятью и устройством выгрузки. Ядро выгружает процессы из памяти, если их
размер поглощает всю свободную память в системе (в результате выполнения
функций fork, exec и sbrk или в результате естественного увеличения стека),
или в том случае, если требуется освободить память для загрузки процесса.
Загрузку процессов выполняет специальный процесс подкачки (процесс 0), кото-
рый запускается всякий раз, как на устройстве выгрузки появляются процессы,
готовые к выполнению. Процесс подкачки не прекращает своей работы до тех
пор, пока на устройстве выгрузки не останется ни одного такого процесса или
пока в основной памяти не останется свободного места. В последнем случае
процесс подкачки пытается выгрузить что-нибудь из основной памяти, но в его
обязанности входит также слежение за соблюдением требования минимальной про-
должительности пребывания выгружаемых процессов в памяти (в целях предотвра-
щения холостой перекачки); по этой причине процесс подкачки не всегда дости-
гает успеха в своей работе. Возобновление процесса подкачки в случае возник-
новения необходимости в нем производит с интервалом в одну секунду программа
обработки прерываний по таймеру.
В системе с замещением страниц по запросу процессы могут исполняться,
даже если их виртуальное адресное пространство загружено в память не пол-
ностью; поэтому виртуальный размер процесса может превышать объем доступной
физической памяти в системе. Когда ядро испытывает потребность в свободных
страницах, "сборщик" страниц просматривает все активные страницы в каждой
области, помечая для выгрузки те из них, которые достаточно "созрели" для
этого, и в конечном итоге откачивает их на устройство выгрузки. Когда про-
цесс обращается к виртуальной странице, которая в настоящий момент выгружена
из памяти, он получает отказ из-за недоступности данных. Ядро запускает
программу обработки отказа, которая назначает области новую физическую стра-
ницу памяти и копирует в нее содержимое виртуальной страницы.
Повысить производительность системы при использовании алгоритма замеще-
ния страниц по запросу можно несколькими способами. Во-первых, если процесс
вызывает функцию fork, ядро использует бит копирования при записи, тем самым
в большинстве случаев снимая необходимость в физическом копировании страниц.
Во-вторых, ядро может запросить содержимое страницы исполняемого файла прямо
из файловой системы, устраняя потребность в вызове функции exec для незамед-
лительного считывания файла в память. Это способствует повышению производи-
тельности, поскольку не исключена возможность того, что подобные страницы
так никогда и не потребуются процессу, и устраняет излишнюю холостую пере-
качку, имеющую место в том случае, если "сборщик" страниц выгружает эти
страницы из памяти до того, как в них возникает потребность.
1. Набросайте схему реализации алгоритма mfree, который освобождает прост-
ранство памяти и возвращает его таблице свободного пространства.
2. В разделе 9.1.2 утверждается, что система блокирует перемещаемый про-
цесс, чтобы другие процессы не могли его трогать с места до момента
окончания операции. Что произошло бы, если бы система не делала этого ?
3. Предположим, что в адресном пространстве процесса располагаются таблицы
используемых процессом сегментов и страниц. Каким образом ядро может
выгрузить это пространство из памяти?
4. Если стек ядра находится внутри адресного пространства процесса, почему
процесс не может выгружать себя сам ? Какой на Ваш взгляд должна быть
системная программа выгрузки процессов, как она должна запускаться ?
*5. Предположим, что ядро пытается выгрузить процесс, чтобы освободить мес-
287
то в памяти для других процессов, загружаемых с устройства выгрузки.
Если ни на одном из устройств выгрузки для данного процесса нет места,
процесс подкачки приостанавливает свою работу до тех пор, пока место не
появится. Возможна ли ситуация, при которой все процессы, находящиеся в
памяти, приостановлены, а все готовые к выполнению процессы находятся
на устройстве выгрузки ? Что нужно предпринять ядру для того, чтобы ис-
править это положение ?
6. Рассмотрите еще раз пример, приведенный на Рисунке 9.10, при условии,
что в памяти есть место только для 1 процесса.
7. Обратимся к примеру, приведенному на Рисунке 9.11. Составьте подобный
пример, в котором процессу постоянно требуется для работы центральный
процессор. Существует ли какой-нибудь способ снятия подобной напряжен-
ности ?
+----------------------------------+
| main() |
| { |
| f(); |
| g(); |
| } |
| |
| f() |
| { |
| vfork(); |
| } |
| |
| g() |
| { |
| int blast[100],i; |
| for (i = 0; i < 100; i++) |
| blast[i] = i; |
| } |
+----------------------------------+
Рисунок 9.29
8. Что произойдет в результате выполнения программы, приведенной на Рисун-
ке 9.29, в системе BSD 4.2 ? Каким будет стек процесса-родителя ?
9. Почему после выполнения функции fork процесса-потомка предпочтительнее
запускать впереди процесса-родителя, если на разделяемых страницах биты
копирования при записи установлены ? Каким образом ядро может заставить
потомка запуститься первым ?
*10. Алгоритм обработки отказа из-за недоступности данных, изложенный в тек-
сте, загружает страницы поодиночке. Его эффективность можно повысить,
если подготовить к загрузке помимо страницы, вызвавшей отказ, и все со-
седние с ней страницы. Переработайте исходный алгоритм с учетом указан-
ной операции.
11. В алгоритмах работы "сборщика" страниц и программы обработки отказов
из-за недоступности данных предполагается, что размер страницы равен
размеру дискового блока. Что нужно изменить в этих алгоритмах для того,
чтобы они работали и в тех случаях, когда указанное равенство не соблю-
дается ?
*12. Когда процесс вызывает функцию fork (ветвится), значение счетчика ссы-
лок на каждую разделяемую страницу (в таблице pfdata) увеличивается.
Предположим, что "сборщик" страниц выгружает разделяемую страницу на
устройство выгрузки, и один из процессов (скажем, родитель) впоследст-
вии получает отказ при обращении к ней. Содержимое виртуальной страницы
теперь располагается на физической странице. Объясните, почему про-
цесс-потомок всегда имеет возможность получить верную копию страницы,
288
даже после того, как процесс-родитель что-то запишет на нее. Почему,
когда процесс-родитель ведет запись на страницу, он должен немедленно
порвать связь с ее дисковой копией ?
13. Что следует предпринять программе обработки отказов в том случае, если
в системе исчерпаны страницы памяти ?
*14. Составьте алгоритм выгрузки редко используемых компонент ядра. Какие из
компонент нельзя выгружать и как их в таком случае следует обозначить ?
15. Придумайте алгоритм, отслеживающий выделение пространства на устройстве
выгрузки, используя вместо карт памяти, описанных в настоящей главе,
битовый массив. Сравните эффективность обоих методов.
16. Предположим, что в машине нет аппаратно-устанавливаемого бита доступ-
ности, но есть код защиты, устанавливающий права доступа на чтение, за-
пись и "исполнение" содержимого страницы. Смоделируйте работу с помощью
программно-устанавливаемого бита доступности.
17. В машине VAX-11 перед проверкой наличия отказов из-за недоступности
данных выполняется аппаратная проверка наличия отказов системы защиты.
Как это отражается на алгоритмах обработки отказов ?
18. Системная функция plock дает суперпользователю возможность устанавли-
вать и снимать блокировку (в памяти) на областях команд и данных вызы-
вающего процесса. Процесс подкачки и "сборщик" страниц не могут выгру-
жать заблокированные страницы из памяти. Процессам, использующим эту
системную функцию, не приходится дожидаться загрузки страниц, поэтому
им гарантирован более быстрый ответ по сравнению с другими процессами.
Следует ли иметь также возможность блокировки в памяти и области стека
? Что произойдет в том случае, если суммарный объем заблокированных об-
ластей превысит размер доступной памяти в машине ?
19. Что делает программа, приведенная на Рисунке 9.30 ? Подумайте над аль-
тернативной стратегией замещения страниц, в соответствии с которой в
рабочее множество каждого процесса включается максимально-возможное
число страниц.
+------------------------------------------------------------+
| struct fourmeg |
| { |
| int page[512]; /* пусть int занимает 4 байта */ |
| } fourmeg[2048]; |
| |
| main() |
| { for (;;) |
| { |
| switch(fork()) |
| { |
| case -1: /* процесс-родитель не может выполнить |
| * fork --- слишком много потомков */ |
| case 0: /* потомок */ |
| func(); |
| default: |
| continue; |
| } } } |
| |
| func() |
| { int i; |
| |
| for (;;) |
| { |
| printf("процесс %d повторяет цикл\n",getpid()); |
| for (i = 0; i < 2048; i++) |
| fourmeg[i]290ge[0] = i; |
| } } |
+------------------------------------------------------------+
289