Страница:
9.2.1 Структуры данных, используемые подсистемой замещения страниц
Для поддержки функций управления памятью на машинном (низком) уровне и для реализации механизма замещения страниц ядро использует 4 основные структуры данных: записи таблицы страниц, дескрипторы дисковых блоков, таблицу содержимого страничных блоков (page frame data table — сокращенно: pfdata) и таблицу использования области подкачки. Место для таблицы pfdata выделяется один раз на все время жизни системы, для других же структур страницы памяти выделяются динамически.
Из главы 6 нам известно, что каждая область располагает своими таблицами страниц, с помощью которых осуществляется доступ к физической памяти. Каждая запись таблицы страниц (Рисунок 9.13) состоит из физического адреса страницы, кода защиты, в разрядах которого описываются права доступа процесса к странице (на чтение, запись и исполнение), а также следующих двоичных полей, используемых механизмом замещения страниц:
• бит доступности
• бит упоминания
• бит модификации
• бит копирования при записи
• "возраст" страницы
Установка бита доступности свидетельствует о правильности содержимого страницы памяти, однако из того, что бит доступности выключен, не следует с необходимостью то, что ссылка на страницу недопустима, в чем мы убедимся позже. Бит упоминания устанавливается в том случае, если процесс делает ссылку на страницу, а бит модификации — в том случае, если процесс скорректировал содержимое страницы. Установка бита копирования при записи, производимая во время выполнения системной функции fork, свидетельствует о том, что ядру в случае, когда процесс корректирует содержимое страницы, следует создавать ее новую копию. Наконец, "возраст" страницы говорит о продолжительности ее пребывания в составе рабочего множества процесса. Биты доступности, копирования при записи и "возраст" страницы устанавливаются ядром, биты упоминания и модификации — аппаратным путем; в разделе 9.2.4 рассматриваются конфигурации, в которых эти возможности не поддерживаются аппаратурой.
Рисунок 9.12. Рабочее множество процесса
Рисунок 9.13. Записи таблицы страниц и дескрипторы дисковых блоков
Каждая запись таблицы страниц связана с дескриптором дискового блока, описывающим дисковую копию виртуальной страницы (Рисунок 9.13). Поэтому процессы, использующие разделяемую область, обращаются к общим записям таблицы страниц и к одним и тем же дескрипторам дисковых блоков. Содержимое виртуальной страницы располагается либо в отдельном блоке на устройстве выгрузки, либо в исполняемом файле, либо вообще отсутствует на устройстве выгрузки. Если страница находится на устройстве выгрузки, в дескрипторе дискового блока содержится логический номер устройства и номер блока, по которым можно отыскать содержимое страницы. Если страница содержится в исполняемом файле, в дескрипторе дискового блока располагается номер логического блока в файле с содержимым страницы; ядро может быстро преобразовать этот номер в адрес на диске. В дескрипторе дискового блока также имеется информация о двух устанавливаемых функцией exec особых условиях: страница при обращении к ней заполняется ("demand fill") или обнуляется ("demand zero"). Разъяснения по этому поводу даются в разделе 9.2.1.2.
В таблице pfdata описывается каждая страница физической памяти. Записи таблицы проиндексированы по номеру страницы и состоят из следующих полей:
• Статус страницы, указывающий на то, что страница располагается на устройстве выгрузки или в исполняемом файле, что к странице произведено обращение по прямому доступу в память (путем считывания информации с устройства выгрузки), или на то, что страница может быть переназначена.
• Количество процессов, ссылающихся на страницу. Счетчик ссылок хранит число записей в таблице страниц, имеющих ссылку на текущую страницу. Это значение может отличаться от количества процессов, использующих разделяемую область с данной страницей, в чем мы убедимся чуть позже, когда будем снова обращаться к алгоритму функции fork.
• Логический номер устройства (устройства выгрузки или файловой системы) и номер блока, указывающие расположение содержимого страницы.
• Указатели на другие записи таблицы pfdata в соответствии со списком свободных страниц или с хеш-очередью страниц.
По аналогии с буферным кэшем ядро связывает записи таблицы pfdata в список свободных страниц и хеш-очередь. Список свободных страниц представляет собой буфер, который содержит страницы, доступные для переназначения, однако процесс, обратившийся к этим страницам, может столкнуться с ошибкой адресации, так и не получив соответствующую страницу из списка. Этот список дает ядру возможность сократить число операций чтения с устройства выгрузки. Ядро выделяет страницы из этого списка по вышеназванному принципу замещения "стариков". Ядро выстраивает записи таблицы в хеш-очередь в соответствии с номером устройства (выгрузки) и номером блока. Используя эти номера, ядро может быстро отыскать страницу, если она находится в памяти. Передавая физическую страницу области, ядро выбирает соответствующую запись из списка свободных страниц, исправляет указанные в ней номера устройства и блока и помещает ее в соответствующее место хеш-очереди.
Каждая запись таблицы использования области подкачки соответствует странице, находящейся на устройстве выгрузки. Запись содержит счетчик ссылок, показывающий количество записей таблицы страниц, в которых имеется ссылка на текущую страницу.
На Рисунке 9.14 показана взаимосвязь между записями таблицы страниц, дескрипторами дисковых блоков, записями таблицы pfdata и таблицы использования области подкачки. Виртуальный адрес 1493К отображается на запись таблицы страниц, соответствующую странице с физическим номером 794; дескриптор дискового блока, связанный с этой записью, свидетельствует о том, что содержимое страницы располагается на устройстве выгрузки с номером 1 в дисковом блоке с номером 2743. Запись таблицы pfdata, помимо того, что указывает на те же номера устройства и блока, сообщает, что счетчик ссылок на физическую страницу имеет значение, равное 1. Счетчик ссылок на виртуальную страницу (в записи таблицы использования области подкачки) свидетельствует о том, что на копию страницы на устройстве выгрузки ссылается только одна запись таблицы страниц.
Из главы 6 нам известно, что каждая область располагает своими таблицами страниц, с помощью которых осуществляется доступ к физической памяти. Каждая запись таблицы страниц (Рисунок 9.13) состоит из физического адреса страницы, кода защиты, в разрядах которого описываются права доступа процесса к странице (на чтение, запись и исполнение), а также следующих двоичных полей, используемых механизмом замещения страниц:
• бит доступности
• бит упоминания
• бит модификации
• бит копирования при записи
• "возраст" страницы
Установка бита доступности свидетельствует о правильности содержимого страницы памяти, однако из того, что бит доступности выключен, не следует с необходимостью то, что ссылка на страницу недопустима, в чем мы убедимся позже. Бит упоминания устанавливается в том случае, если процесс делает ссылку на страницу, а бит модификации — в том случае, если процесс скорректировал содержимое страницы. Установка бита копирования при записи, производимая во время выполнения системной функции fork, свидетельствует о том, что ядру в случае, когда процесс корректирует содержимое страницы, следует создавать ее новую копию. Наконец, "возраст" страницы говорит о продолжительности ее пребывания в составе рабочего множества процесса. Биты доступности, копирования при записи и "возраст" страницы устанавливаются ядром, биты упоминания и модификации — аппаратным путем; в разделе 9.2.4 рассматриваются конфигурации, в которых эти возможности не поддерживаются аппаратурой.
Каждая запись таблицы страниц связана с дескриптором дискового блока, описывающим дисковую копию виртуальной страницы (Рисунок 9.13). Поэтому процессы, использующие разделяемую область, обращаются к общим записям таблицы страниц и к одним и тем же дескрипторам дисковых блоков. Содержимое виртуальной страницы располагается либо в отдельном блоке на устройстве выгрузки, либо в исполняемом файле, либо вообще отсутствует на устройстве выгрузки. Если страница находится на устройстве выгрузки, в дескрипторе дискового блока содержится логический номер устройства и номер блока, по которым можно отыскать содержимое страницы. Если страница содержится в исполняемом файле, в дескрипторе дискового блока располагается номер логического блока в файле с содержимым страницы; ядро может быстро преобразовать этот номер в адрес на диске. В дескрипторе дискового блока также имеется информация о двух устанавливаемых функцией exec особых условиях: страница при обращении к ней заполняется ("demand fill") или обнуляется ("demand zero"). Разъяснения по этому поводу даются в разделе 9.2.1.2.
В таблице pfdata описывается каждая страница физической памяти. Записи таблицы проиндексированы по номеру страницы и состоят из следующих полей:
• Статус страницы, указывающий на то, что страница располагается на устройстве выгрузки или в исполняемом файле, что к странице произведено обращение по прямому доступу в память (путем считывания информации с устройства выгрузки), или на то, что страница может быть переназначена.
• Количество процессов, ссылающихся на страницу. Счетчик ссылок хранит число записей в таблице страниц, имеющих ссылку на текущую страницу. Это значение может отличаться от количества процессов, использующих разделяемую область с данной страницей, в чем мы убедимся чуть позже, когда будем снова обращаться к алгоритму функции fork.
• Логический номер устройства (устройства выгрузки или файловой системы) и номер блока, указывающие расположение содержимого страницы.
• Указатели на другие записи таблицы pfdata в соответствии со списком свободных страниц или с хеш-очередью страниц.
По аналогии с буферным кэшем ядро связывает записи таблицы pfdata в список свободных страниц и хеш-очередь. Список свободных страниц представляет собой буфер, который содержит страницы, доступные для переназначения, однако процесс, обратившийся к этим страницам, может столкнуться с ошибкой адресации, так и не получив соответствующую страницу из списка. Этот список дает ядру возможность сократить число операций чтения с устройства выгрузки. Ядро выделяет страницы из этого списка по вышеназванному принципу замещения "стариков". Ядро выстраивает записи таблицы в хеш-очередь в соответствии с номером устройства (выгрузки) и номером блока. Используя эти номера, ядро может быстро отыскать страницу, если она находится в памяти. Передавая физическую страницу области, ядро выбирает соответствующую запись из списка свободных страниц, исправляет указанные в ней номера устройства и блока и помещает ее в соответствующее место хеш-очереди.
Каждая запись таблицы использования области подкачки соответствует странице, находящейся на устройстве выгрузки. Запись содержит счетчик ссылок, показывающий количество записей таблицы страниц, в которых имеется ссылка на текущую страницу.
На Рисунке 9.14 показана взаимосвязь между записями таблицы страниц, дескрипторами дисковых блоков, записями таблицы pfdata и таблицы использования области подкачки. Виртуальный адрес 1493К отображается на запись таблицы страниц, соответствующую странице с физическим номером 794; дескриптор дискового блока, связанный с этой записью, свидетельствует о том, что содержимое страницы располагается на устройстве выгрузки с номером 1 в дисковом блоке с номером 2743. Запись таблицы pfdata, помимо того, что указывает на те же номера устройства и блока, сообщает, что счетчик ссылок на физическую страницу имеет значение, равное 1. Счетчик ссылок на виртуальную страницу (в записи таблицы использования области подкачки) свидетельствует о том, что на копию страницы на устройстве выгрузки ссылается только одна запись таблицы страниц.
9.2.1.1 Функция fork в системе с замещением страниц
Как уже говорилось в разделе 7.1, во время выполнения функции fork ядро создает копию каждой области родительского процесса и присоединяет ее к процессу-потомку. В системе с замещением страниц ядро по традиции создает физическую копию адресного пространства процесса-родителя, что в общем случае является довольно расточительной операцией, поскольку процесс часто после выполнения функции fork обращается к функции exec и незамедлительно освобождает только что скопированное пространство. Если область разделяемая, в версии V вместо копирования страницы ядро просто увеличивает значение счетчика ссылок на область (в таблице областей, в таблице страниц и в таблице pfdata). Тем не менее, для частных областей, таких как область данных и стека, ядро отводит в таблице областей и таблице страниц новую запись, после чего просматривает в таблице страниц все записи процесса-родителя: если запись верна, ядро увеличивает значение счетчика ссылок в таблице pfdata, отражающее количество процессов, использующих страницу через разные области (в отличие от тех процессов, которые используют данную страницу через разделяемую область). Если страница располагается на устройстве выгрузки, ядро увеличивает значение счетчика ссылок в таблице использования области подкачки.
Рисунок 9.14. Взаимосвязь между структурами данных, участвующими в реализации механизма замещения страниц по обращению
Теперь на страницу могут ссылаться обе области, использующие эту страницу совместно, пока процесс не ведет на нее запись. Как только страница понадобится процессу для записи, ядро создаст ее копию, с тем, чтобы у каждой области была своя личная версия страницы. Для этого при выполнении функции fork в каждой записи таблицы страниц, соответствующей частным областям родителя и потомка, ядро устанавливает бит "копирования при записи". Если один из процессов попытается что-то записать на страницу, он получит отказ системы защиты, после чего для него будет создана новая копия содержимого страницы. Таким образом, физическое копирование страницы откладывается до того момента, когда в этом возникнет реальная потребность.
В качестве примера рассмотрим Рисунок 9.15. Процессы разделяют доступ к таблице страниц совместно используемой области команд T, поэтому значение счетчика ссылок на область равно 2, а на страницы области единице (в таблице pfdata). Ядро назначает процессу-потомку новую область данных C1, являющуюся копией области P1 процесса-родителя. Обе области используют одни и те же записи таблицы страниц, это видно на примере страницы с виртуальным адресом 97К. Этой странице в таблице pfdata соответствует запись с номером 613, счетчик ссылок в которой равен 2, ибо на страницу ссылаются две области.
Рисунок 9.15. Адресация страниц, участвующих в процессе выполнения функции fork
В ходе выполнения функции fork в системе BSD создается физическая копия страниц родительского процесса. Однако, учитывая наличие ситуаций, в которых создание физической копии не является обязательным, в системе BSD существует также функция vfork, которая используется в том случае, если процесс сразу по завершении функции fork собирается запустить функцию exec. Функция vfork не копирует таблицы страниц, поэтому она работает быстрее, чем функция fork в версии V системы UNIX. Однако процесс-потомок при этом исполняется в тех же самых физических адресах, что и его родитель, и может поэтому затереть данные и стек родительского процесса. Если программист использует функцию vfork неверно, может возникнуть опасная ситуация, поэтому вся ответственность за ее использование возлагается на программиста. Различие в подходах к рассматриваемому вопросу в системах UNIX и BSD имеет философский характер, они дают разный ответ на один и тот же вопрос: следует ли ядру скрывать особенности реализации своих функций, превращая их в тайну для пользователей, или же стоит дать опытным пользователям возможность повысить эффективность выполнения системных операций?
int global;
main() {
int local;
local = 1;
if (vfork() == 0) { /* потомок */
global = 2; /* запись в область данных родителя */
local = 3; /* запись в стек родителя */
_exit();
}
printf("global %d local %d\n",global,local);
}
Рисунок 9.16. Функция vfork и искажение информации процесса
В качестве примера рассмотрим программу, приведенную на Рисунке 9.16. После выполнения функции vfork процесс-потомок не запускает функцию exec, а переустанавливает значения переменных global и local и завершается [28]. Система гарантирует, что процесс-родитель приостанавливается до того момента, когда потомок исполнит функции exec или exit. Возобновив в конечном итоге свое выполнение, процесс-родитель обнаружит, что значения двух его переменных не совпадают с теми значениями, которые были у них до обращения к функции vfork! Еще больший эффект может произвести возвращение процесса-потомка из функции, вызвавшей функцию vfork (см. упражнение 9.8).
Теперь на страницу могут ссылаться обе области, использующие эту страницу совместно, пока процесс не ведет на нее запись. Как только страница понадобится процессу для записи, ядро создаст ее копию, с тем, чтобы у каждой области была своя личная версия страницы. Для этого при выполнении функции fork в каждой записи таблицы страниц, соответствующей частным областям родителя и потомка, ядро устанавливает бит "копирования при записи". Если один из процессов попытается что-то записать на страницу, он получит отказ системы защиты, после чего для него будет создана новая копия содержимого страницы. Таким образом, физическое копирование страницы откладывается до того момента, когда в этом возникнет реальная потребность.
В качестве примера рассмотрим Рисунок 9.15. Процессы разделяют доступ к таблице страниц совместно используемой области команд T, поэтому значение счетчика ссылок на область равно 2, а на страницы области единице (в таблице pfdata). Ядро назначает процессу-потомку новую область данных C1, являющуюся копией области P1 процесса-родителя. Обе области используют одни и те же записи таблицы страниц, это видно на примере страницы с виртуальным адресом 97К. Этой странице в таблице pfdata соответствует запись с номером 613, счетчик ссылок в которой равен 2, ибо на страницу ссылаются две области.
В ходе выполнения функции fork в системе BSD создается физическая копия страниц родительского процесса. Однако, учитывая наличие ситуаций, в которых создание физической копии не является обязательным, в системе BSD существует также функция vfork, которая используется в том случае, если процесс сразу по завершении функции fork собирается запустить функцию exec. Функция vfork не копирует таблицы страниц, поэтому она работает быстрее, чем функция fork в версии V системы UNIX. Однако процесс-потомок при этом исполняется в тех же самых физических адресах, что и его родитель, и может поэтому затереть данные и стек родительского процесса. Если программист использует функцию vfork неверно, может возникнуть опасная ситуация, поэтому вся ответственность за ее использование возлагается на программиста. Различие в подходах к рассматриваемому вопросу в системах UNIX и BSD имеет философский характер, они дают разный ответ на один и тот же вопрос: следует ли ядру скрывать особенности реализации своих функций, превращая их в тайну для пользователей, или же стоит дать опытным пользователям возможность повысить эффективность выполнения системных операций?
int global;
main() {
int local;
local = 1;
if (vfork() == 0) { /* потомок */
global = 2; /* запись в область данных родителя */
local = 3; /* запись в стек родителя */
_exit();
}
printf("global %d local %d\n",global,local);
}
Рисунок 9.16. Функция vfork и искажение информации процесса
В качестве примера рассмотрим программу, приведенную на Рисунке 9.16. После выполнения функции vfork процесс-потомок не запускает функцию exec, а переустанавливает значения переменных global и local и завершается [28]. Система гарантирует, что процесс-родитель приостанавливается до того момента, когда потомок исполнит функции exec или exit. Возобновив в конечном итоге свое выполнение, процесс-родитель обнаружит, что значения двух его переменных не совпадают с теми значениями, которые были у них до обращения к функции vfork! Еще больший эффект может произвести возвращение процесса-потомка из функции, вызвавшей функцию vfork (см. упражнение 9.8).
9.2.1.2 Функция exec в системе с замещением страниц
Как уже говорилось в главе 7, когда процесс обращается к системной функции exec, ядро считывает из файловой системы в память указанный исполняемый файл. Однако в системе с замещением страниц по запросу исполняемый файл, имеющий большой размер, может не уместиться в доступном пространстве основной памяти. Поэтому ядро не назначает ему сразу все пространство, а отводит место в памяти по мере надобности. Сначала ядро назначает файлу таблицы страниц и дескрипторы дисковых блоков, помечая страницы в записях таблиц как "заполняемые при обращении" (для всех данных, кроме имеющих тип bss) или "обнуляемые при обращении" (для данных типа bss). Считывая в память каждую страницу файла по алгоритму read, процесс получает ошибку из-за отсутствия (недоступности) данных. Подпрограмма обработки ошибок проверяет, является ли страница "заполняемой при обращении" (тогда ее содержимое будет немедленно затираться содержимым исполняемого файла и поэтому ее не надо очищать) или "обнуляемой при обращении" (тогда ее следует очистить). В разделе 9.2.3 мы увидим, как это происходит. Если процесс не может поместиться в памяти, "сборщик" страниц освобождает для него место, периодически откачивая из памяти неиспользуемые страницы.
В этой схеме видны явные недостатки. Во-первых, при чтении каждой страницы исполняемого файла процесс сталкивается с ошибкой из-за обращения к отсутствующей странице, пусть даже процесс никогда и не обращался к ней. Во-вторых, если после того, как "сборщик" страниц откачал часть страниц из памяти, была запущена функция exec, каждая только что выгруженная и вновь понадобившаяся страница потребует дополнительную операцию по ее загрузке. Чтобы повысить эффективность функции exec, ядро может востребовать страницу непосредственно из исполняемого файла, если данные в файле соответствующим образом настроены, что определяется значением т. н. "магического числа". Однако, использование стандартных алгоритмов доступа к файлу (например, bmap) потребовало бы при обращении к странице, состоящей из блоков косвенной адресации, больших затрат, связанных с многократным использованием буферного кэша для чтения каждого блока. Кроме того, функция bmap не является реентерабельной, отсюда возникает опасность нарушения целостности данных. Во время выполнения системной функции read ядро устанавливает в пространстве процесса значения различных параметров ввода-вывода. Если при попытке скопировать данные в пространство пользователя процесс столкнется с отсутствием нужной страницы, он, считывая страницу из файловой системы, может затереть содержащие эти параметры поля. Поэтому ядро не может прибегать к использованию обычных алгоритмов обработки ошибок данного рода. Конечно же алгоритмы должны быть в обычных случаях реентерабельными, поскольку у каждого процесса свое отдельное адресное пространство и процесс не может одновременно исполнять несколько системных функций.
Для того, чтобы считывать страницы непосредственно из исполняемого файла, ядро во время исполнения функции exec составляет список номеров дисковых блоков файла и присоединяет этот список к индексу файла. Работая с таблицами страниц такого файла, ядро находит дескриптор дискового блока, содержащего страницу, и запоминает номер блока внутри файла; этот номер позже используется при загрузке страницы из файла. На Рисунке 9.17 показан пример, в котором страница имеет адрес расположения в логическом блоке с номером 84 от начала файла. В области имеется указатель на индекс, в котором содержится номер соответствующего физического блока на диске (279).
Рисунок 9.17. Отображение файла на область
В этой схеме видны явные недостатки. Во-первых, при чтении каждой страницы исполняемого файла процесс сталкивается с ошибкой из-за обращения к отсутствующей странице, пусть даже процесс никогда и не обращался к ней. Во-вторых, если после того, как "сборщик" страниц откачал часть страниц из памяти, была запущена функция exec, каждая только что выгруженная и вновь понадобившаяся страница потребует дополнительную операцию по ее загрузке. Чтобы повысить эффективность функции exec, ядро может востребовать страницу непосредственно из исполняемого файла, если данные в файле соответствующим образом настроены, что определяется значением т. н. "магического числа". Однако, использование стандартных алгоритмов доступа к файлу (например, bmap) потребовало бы при обращении к странице, состоящей из блоков косвенной адресации, больших затрат, связанных с многократным использованием буферного кэша для чтения каждого блока. Кроме того, функция bmap не является реентерабельной, отсюда возникает опасность нарушения целостности данных. Во время выполнения системной функции read ядро устанавливает в пространстве процесса значения различных параметров ввода-вывода. Если при попытке скопировать данные в пространство пользователя процесс столкнется с отсутствием нужной страницы, он, считывая страницу из файловой системы, может затереть содержащие эти параметры поля. Поэтому ядро не может прибегать к использованию обычных алгоритмов обработки ошибок данного рода. Конечно же алгоритмы должны быть в обычных случаях реентерабельными, поскольку у каждого процесса свое отдельное адресное пространство и процесс не может одновременно исполнять несколько системных функций.
Для того, чтобы считывать страницы непосредственно из исполняемого файла, ядро во время исполнения функции exec составляет список номеров дисковых блоков файла и присоединяет этот список к индексу файла. Работая с таблицами страниц такого файла, ядро находит дескриптор дискового блока, содержащего страницу, и запоминает номер блока внутри файла; этот номер позже используется при загрузке страницы из файла. На Рисунке 9.17 показан пример, в котором страница имеет адрес расположения в логическом блоке с номером 84 от начала файла. В области имеется указатель на индекс, в котором содержится номер соответствующего физического блока на диске (279).
9.2.2 "Сборщик" страниц
"Сборщик" страниц (page stealer) является процессом, принадлежащим ядру операционной системы и выполняющим выгрузку из памяти тех страниц, которые больше не входят в состав рабочего множества пользовательского процесса. Этот процесс создается ядром во время инициализации системы и запускается в любой момент, когда в нем возникает необходимость. Он просматривает все активные незаблокированные области и увеличивает значение "возраста" каждой принадлежащей им страницы (заблокированные области пропускаются, но впоследствии, по снятии блокировки, тоже будут учтены). Когда процесс при работе со страницей, принадлежащей области, получает ошибку, ядро блокирует область, чтобы "сборщик" не смог выгрузить страницу до тех пор, пока ошибка не будет обработана.
Страница в памяти может находиться в двух состояниях: либо "дозревать", не будучи еще готовой к выгрузке, либо быть готовой к выгрузке и доступной для привязки к другим виртуальным страницам. Первое состояние означает, что процесс обратился к странице и поэтому страница включена в его рабочее множество. При обращении к странице в некоторых машинах аппаратно устанавливается бит упоминания, если же эта операция не выполняется, соответственно, и программные методы скорее всего используются другие (раздел 9.2.4). Если страница находится в первом состоянии, "сборщик" сбрасывает бит упоминания в ноль, но запоминает количество просмотров множества страниц, выполненных с момента последнего обращения к странице со стороны пользовательского процесса. Таким образом, первое состояние распадается на несколько подсостояний в соответствии с тем, сколько раз "сборщик" страниц обратился к странице до того, как страница стала готовой для выгрузки (см. Рисунок 9.18). Когда это число превышает некоторое пороговое значение, ядро переводит страницу во второе состояние — состояние готовности к выгрузке. Максимальная продолжительность пребывания страницы в первом состоянии зависит от условий конкретной реализации и ограничивается числом отведенных для этого поля разрядов в записи таблицы страниц.
На Рисунке 9.19 показано взаимодействие между процессами, работающими со страницей, и "сборщиком" страниц. Цифры обозначают номер обращения "сборщика" к странице с того момента, как страница была загружена в память. Процесс, обратившийся к странице после второго просмотра страниц "сборщиком", сбросил ее "возраст" в 0. После каждого просмотра пользовательский процесс обращался к странице вновь, но в конце концов "сборщик" страниц осуществил три просмотра страницы с момента последнего обращения к ней со стороны пользовательского процесса и выгрузил ее из памяти.
Рисунок 9.18. Диаграмма состояний страницы
Если область используется совместно не менее, чем двумя процессами, все они работают с битами упоминания в одном и том же наборе записей таблицы страниц. Таким образом, страницы могут включаться в рабочие множества нескольких процессов, но для "сборщика" страниц это не имеет никакого значения. Если страница включена в рабочее множество хотя бы одного из процессов, она остается в памяти; в противном случае она может быть выгружена. Ничего, что одна область, к примеру, имеет в памяти страниц больше, чем имеют другие: "сборщик" страниц не пытается выгрузить равное количество страниц из всех активных областей.
Ядро возобновляет работу "сборщика" страниц, когда доступная в системе свободная память имеет размер, не дотягивающий до нижней допустимой отметки, и тогда "сборщик" производит откачку страниц до тех пор, пока объем свободной памяти не превысит верхнюю отметку. При использовании двух отметок количество производимых операций сокращается, ибо если ядро использует только одно пороговое значение, оно будет выгружать достаточное число страниц для освобождения памяти свыше порогового значения, но в результате возвращения ошибочно выгруженных страниц в память размер свободного пространства вскоре вновь опустится ниже этого порога. Объем свободной памяти при этом постоянно бы поддерживался около пороговой отметки. Выгрузка страниц с освобождением памяти в объеме, превышающем верхнюю отметку, откладывает момент, когда объем свободной памяти в системе станет меньше нижней отметки, поэтому "сборщику" страниц не приходится уже так часто выполнять свою работу. Оптимальный выбор уровней верхней и нижней отметок администратором повышает производительность системы.
Рисунок 9.19. Пример "созревания" страницы
Когда "сборщик" страниц принимает решение выгрузить страницу из памяти, он проверяет возможность нахождения копии этой страницы на устройстве выгрузки. При этом могут иметь место три случая:
1. Если на устройстве выгрузки есть копия страницы, ядро "планирует" выгрузку страницы: "сборщик" страниц помещает ее в список выгруженных страниц и переходит дальше; выгрузка считается логически завершившейся. Когда число страниц в списке превысит ограничение (определяемое возможностями дискового контроллера), ядро переписывает страницы на устройство выгрузки.
2. Если на устройстве выгрузки уже есть копия страницы и ее содержимое ничем не отличается от содержимого страницы в памяти (бит модификации в записи таблицы страниц не установлен), ядро сбрасывает в ноль бит доступности (в той же записи таблицы), уменьшает значение счетчика ссылок в таблице pfdata и помещает запись в список свободных страниц для будущего переназначения.
3. Если на устройстве выгрузки есть копия страницы, но процесс изменил содержимое ее оригинала в памяти, ядро планирует выгрузку страницы и освобождает занимаемое ее копией место на устройстве выгрузки.
"Сборщик" страниц копирует страницу на устройство выгрузки, если имеют место случаи 1 и 3.
Чтобы проиллюстрировать различия между последними двумя случаями, предположим, что страница находится на устройстве выгрузки и загружается в основную память после того, как процесс столкнулся с отсутствием необходимых данных. Допустим, ядро не стало автоматически удалять копию страницы на диске. В конце концов, "сборщик" страниц вновь примет решение выгрузить страницу. Если с момента загрузки в память в страницу не производилась запись данных, содержимое страницы в памяти идентично содержимому ее дисковой копии и в переписи страницы на устройство выгрузки необходимости не возникает. Однако, если процесс успел что-то записать на страницу, старый и новый ее варианты будут различаться, поэтому ядру следует переписать страницу на устройство выгрузки, освободив предварительно место, занимаемое на устройстве старым вариантом. Ядро не сразу использует освобожденное пространство на устройстве выгрузки, поэтому оно имеет возможность поддерживать непрерывное размещение занятых участков, что повышает эффективность использования области выгрузки.
"Сборщик" страниц заполняет список выгруженных страниц, которые в принципе могут принадлежать разным областям, и по заполнении списка откачивает их на устройство выгрузки. Нет необходимости в том, чтобы все страницы одного процесса непременно выгружались: к примеру, некоторые из страниц, возможно, недостаточно "созрели" для этого. В этом видится различие со стратегией выгрузки процессов, согласно которой из памяти выгружаются все страницы одного процесса, вместе с тем метод переписи данных на устройство выгрузки идентичен тому методу, который описан для системы с замещением процессов в разделе 9.1.2. Если на устройстве выгрузки недостаточно непрерывного пространства, ядро выгружает страницы по отдельности (по одной странице за операцию), что в конечном итоге обходится недешево. В системе с замещением страниц фрагментация на устройстве выгрузки выше, чем в системе с замещением процессов, поскольку ядро выгружает блоки страниц, но загружает в память каждую страницу в отдельности.
Когда ядро переписывает страницу на устройство выгрузки, оно сбрасывает бит доступности в соответствующей записи таблицы страниц и уменьшает значение счетчика ссылок в соответствующей записи таблицы pfdata. Если значение счетчика становится равным 0, запись таблицы pfdata помещается в конец списка свободных страниц и запоминается для последующего переназначения. Если значение счетчика отлично от 0, это означает, что страница (в результате выполнения функции fork) используется совместно несколькими процессами, но ядро все равно выгружает ее. Наконец, ядро выделяет пространство на устройстве выгрузки, сохраняет его адрес в дескрипторе дискового блока и увеличивает значение счетчика ссылок на страницу в таблице использования области подкачки. Если в то время, пока страница находится в списке свободных страниц, процесс обнаружил ее отсутствие, получив соответствующую ошибку, ядро может восстановить ее в памяти, не обращаясь к устройству выгрузки. Однако, страница все равно будет считаться выгруженной, если она попала в список "сборщика" страниц.
Предположим, к примеру, что "сборщик" страниц выгружает 30, 40, 50 и 20 страниц из процессов A, B, C и D, соответственно, и что за одну операцию выгрузки на дисковое устройство откачиваются 64 страницы. На Рисунке 9.20 показана последовательность имеющих при этом место операций выгрузки при условии, что "сборщик" страниц осуществляет просмотр страниц процессов в очередности: A, B, C, D. "Сборщик" выделяет на устройстве выгрузки место для 64 страниц и выгружает 30 страниц процесса A и 34 страницы процесса B. Затем он выделяет место для следующих 64 страниц и выгружает оставшиеся 6 страниц процесса B, 50 страниц процесса C и 8 страниц процесса D. Выделенные для размещения страниц за две операции участки области выгрузки могут быть и несмежными. "Сборщик" сохраняет оставшиеся 12 страниц процесса D в списке выгружаемых страниц, но не выгружает их до тех пор, пока список не будет заполнен до конца. Как только у процессов возникает потребность в подкачке страниц с устройства выгрузки или если страницы больше не нужны использующим их процессам (процессы завершились), в области выгрузки освобождается место.
Страница в памяти может находиться в двух состояниях: либо "дозревать", не будучи еще готовой к выгрузке, либо быть готовой к выгрузке и доступной для привязки к другим виртуальным страницам. Первое состояние означает, что процесс обратился к странице и поэтому страница включена в его рабочее множество. При обращении к странице в некоторых машинах аппаратно устанавливается бит упоминания, если же эта операция не выполняется, соответственно, и программные методы скорее всего используются другие (раздел 9.2.4). Если страница находится в первом состоянии, "сборщик" сбрасывает бит упоминания в ноль, но запоминает количество просмотров множества страниц, выполненных с момента последнего обращения к странице со стороны пользовательского процесса. Таким образом, первое состояние распадается на несколько подсостояний в соответствии с тем, сколько раз "сборщик" страниц обратился к странице до того, как страница стала готовой для выгрузки (см. Рисунок 9.18). Когда это число превышает некоторое пороговое значение, ядро переводит страницу во второе состояние — состояние готовности к выгрузке. Максимальная продолжительность пребывания страницы в первом состоянии зависит от условий конкретной реализации и ограничивается числом отведенных для этого поля разрядов в записи таблицы страниц.
На Рисунке 9.19 показано взаимодействие между процессами, работающими со страницей, и "сборщиком" страниц. Цифры обозначают номер обращения "сборщика" к странице с того момента, как страница была загружена в память. Процесс, обратившийся к странице после второго просмотра страниц "сборщиком", сбросил ее "возраст" в 0. После каждого просмотра пользовательский процесс обращался к странице вновь, но в конце концов "сборщик" страниц осуществил три просмотра страницы с момента последнего обращения к ней со стороны пользовательского процесса и выгрузил ее из памяти.
Если область используется совместно не менее, чем двумя процессами, все они работают с битами упоминания в одном и том же наборе записей таблицы страниц. Таким образом, страницы могут включаться в рабочие множества нескольких процессов, но для "сборщика" страниц это не имеет никакого значения. Если страница включена в рабочее множество хотя бы одного из процессов, она остается в памяти; в противном случае она может быть выгружена. Ничего, что одна область, к примеру, имеет в памяти страниц больше, чем имеют другие: "сборщик" страниц не пытается выгрузить равное количество страниц из всех активных областей.
Ядро возобновляет работу "сборщика" страниц, когда доступная в системе свободная память имеет размер, не дотягивающий до нижней допустимой отметки, и тогда "сборщик" производит откачку страниц до тех пор, пока объем свободной памяти не превысит верхнюю отметку. При использовании двух отметок количество производимых операций сокращается, ибо если ядро использует только одно пороговое значение, оно будет выгружать достаточное число страниц для освобождения памяти свыше порогового значения, но в результате возвращения ошибочно выгруженных страниц в память размер свободного пространства вскоре вновь опустится ниже этого порога. Объем свободной памяти при этом постоянно бы поддерживался около пороговой отметки. Выгрузка страниц с освобождением памяти в объеме, превышающем верхнюю отметку, откладывает момент, когда объем свободной памяти в системе станет меньше нижней отметки, поэтому "сборщику" страниц не приходится уже так часто выполнять свою работу. Оптимальный выбор уровней верхней и нижней отметок администратором повышает производительность системы.
Когда "сборщик" страниц принимает решение выгрузить страницу из памяти, он проверяет возможность нахождения копии этой страницы на устройстве выгрузки. При этом могут иметь место три случая:
1. Если на устройстве выгрузки есть копия страницы, ядро "планирует" выгрузку страницы: "сборщик" страниц помещает ее в список выгруженных страниц и переходит дальше; выгрузка считается логически завершившейся. Когда число страниц в списке превысит ограничение (определяемое возможностями дискового контроллера), ядро переписывает страницы на устройство выгрузки.
2. Если на устройстве выгрузки уже есть копия страницы и ее содержимое ничем не отличается от содержимого страницы в памяти (бит модификации в записи таблицы страниц не установлен), ядро сбрасывает в ноль бит доступности (в той же записи таблицы), уменьшает значение счетчика ссылок в таблице pfdata и помещает запись в список свободных страниц для будущего переназначения.
3. Если на устройстве выгрузки есть копия страницы, но процесс изменил содержимое ее оригинала в памяти, ядро планирует выгрузку страницы и освобождает занимаемое ее копией место на устройстве выгрузки.
"Сборщик" страниц копирует страницу на устройство выгрузки, если имеют место случаи 1 и 3.
Чтобы проиллюстрировать различия между последними двумя случаями, предположим, что страница находится на устройстве выгрузки и загружается в основную память после того, как процесс столкнулся с отсутствием необходимых данных. Допустим, ядро не стало автоматически удалять копию страницы на диске. В конце концов, "сборщик" страниц вновь примет решение выгрузить страницу. Если с момента загрузки в память в страницу не производилась запись данных, содержимое страницы в памяти идентично содержимому ее дисковой копии и в переписи страницы на устройство выгрузки необходимости не возникает. Однако, если процесс успел что-то записать на страницу, старый и новый ее варианты будут различаться, поэтому ядру следует переписать страницу на устройство выгрузки, освободив предварительно место, занимаемое на устройстве старым вариантом. Ядро не сразу использует освобожденное пространство на устройстве выгрузки, поэтому оно имеет возможность поддерживать непрерывное размещение занятых участков, что повышает эффективность использования области выгрузки.
"Сборщик" страниц заполняет список выгруженных страниц, которые в принципе могут принадлежать разным областям, и по заполнении списка откачивает их на устройство выгрузки. Нет необходимости в том, чтобы все страницы одного процесса непременно выгружались: к примеру, некоторые из страниц, возможно, недостаточно "созрели" для этого. В этом видится различие со стратегией выгрузки процессов, согласно которой из памяти выгружаются все страницы одного процесса, вместе с тем метод переписи данных на устройство выгрузки идентичен тому методу, который описан для системы с замещением процессов в разделе 9.1.2. Если на устройстве выгрузки недостаточно непрерывного пространства, ядро выгружает страницы по отдельности (по одной странице за операцию), что в конечном итоге обходится недешево. В системе с замещением страниц фрагментация на устройстве выгрузки выше, чем в системе с замещением процессов, поскольку ядро выгружает блоки страниц, но загружает в память каждую страницу в отдельности.
Когда ядро переписывает страницу на устройство выгрузки, оно сбрасывает бит доступности в соответствующей записи таблицы страниц и уменьшает значение счетчика ссылок в соответствующей записи таблицы pfdata. Если значение счетчика становится равным 0, запись таблицы pfdata помещается в конец списка свободных страниц и запоминается для последующего переназначения. Если значение счетчика отлично от 0, это означает, что страница (в результате выполнения функции fork) используется совместно несколькими процессами, но ядро все равно выгружает ее. Наконец, ядро выделяет пространство на устройстве выгрузки, сохраняет его адрес в дескрипторе дискового блока и увеличивает значение счетчика ссылок на страницу в таблице использования области подкачки. Если в то время, пока страница находится в списке свободных страниц, процесс обнаружил ее отсутствие, получив соответствующую ошибку, ядро может восстановить ее в памяти, не обращаясь к устройству выгрузки. Однако, страница все равно будет считаться выгруженной, если она попала в список "сборщика" страниц.
Предположим, к примеру, что "сборщик" страниц выгружает 30, 40, 50 и 20 страниц из процессов A, B, C и D, соответственно, и что за одну операцию выгрузки на дисковое устройство откачиваются 64 страницы. На Рисунке 9.20 показана последовательность имеющих при этом место операций выгрузки при условии, что "сборщик" страниц осуществляет просмотр страниц процессов в очередности: A, B, C, D. "Сборщик" выделяет на устройстве выгрузки место для 64 страниц и выгружает 30 страниц процесса A и 34 страницы процесса B. Затем он выделяет место для следующих 64 страниц и выгружает оставшиеся 6 страниц процесса B, 50 страниц процесса C и 8 страниц процесса D. Выделенные для размещения страниц за две операции участки области выгрузки могут быть и несмежными. "Сборщик" сохраняет оставшиеся 12 страниц процесса D в списке выгружаемых страниц, но не выгружает их до тех пор, пока список не будет заполнен до конца. Как только у процессов возникает потребность в подкачке страниц с устройства выгрузки или если страницы больше не нужны использующим их процессам (процессы завершились), в области выгрузки освобождается место.