Блоксхема алгоритма диспетчера памяти
Рисунок 5.3. Блок-схема алгоритма диспетчера памяти
- Проверить, существует ли страница page вообще. Если страницы не существует, возникает особая ситуация ошибки сегментации (segmentation violation) (понятие особой ситуации (исключения) подробнее разбирается в Разд.6).
- Попытаться найти дескриптор страницы в кэше.
- Если его нет в кэше, загрузить дескриптор из таблицы в памяти.
- Проверить, имеет ли процесс соответствующее право доступа к страпице Иначе также возникает ошибка сегментации.
- Проверить, находится ли страница в оперативной памяти. Если ее там пет, возникает особая ситуация отсутствия страницы или страничные отказ (page fault). Как правило, реакция на нее состоит в том, что вызывается специальная программа-обработчик (trap — ловушка), которая загружает требуемую страницу с диска. В многопоточных системах во время такой загрузки может исполняться другой процесс.
- Если страница есть в памяти, взять из ее дескриптора физический адрес phys_addr.
- Если мы имеем дело с сегментной адресацией, сравнить смещение в сегменте с длиной этого сегмента. Если смещение оказаюсь больше, также возникает ошибка сегментации.
- Произвести доступ к памяти по адресу phys_addr[offset].
Видно, что такая схема адресации довольно сложна. Однако в современных процессорах все это реализовано аппаратно и, благодаря кэшу дескрипторов и другим ухищрениям, скорость доступа к памяти получается почти такой же, как и при прямой адресации. Кроме того, эта схема имеет неоценимые преимущества при реализации многозадачных ОС.
Во-первых, мы можем связать с каждой задачей свою таблицу трансляции, а значит и свое виртуальное адресное пространство. Благодаря этому даже в многозадачных ОС мы можем пользоваться абсолютным загрузчиком. Кроме того, программы оказываются изолированными друг от друга, и мы можем обеспечить их безопасность.
Во-вторых, мы можем сбрасывать на диск редко используемые области виртуальной памяти программ — не всю программу целиком, а только ее часть. В отличие от оверлейных загрузчиков, программа при этом вообще не обязана знать, какая ее часть будет сброшена.
Другое дело, что в системах реального времени программе может быть нужно, чтобы определенные ее части никогда не сбрасывались на диск. Система реального времени обязана гарантировать время реакции, и это гарантированное время обычно намного меньше времени доступа к диску. Код, обрабатывающий событие, и используемые при этом данные должны быть всегда в памяти.
В-третьих, программа не обязана занимать непрерывную область физической памяти. При этом она вполне может видеть непрерывное виртуальное адресное пространство. Это резко упрощает борьбу с фрагментацией памяти, а в системах со страничной адресацией проблема внешней фрагментации физической памяти вообще снимается.
В большинстве систем со страничным диспетчером свободная память отслеживается при помощи битовой маски физических страниц. В этой маске вободной странице соответствует 1, а занятой — 0. Если кому-то нужна граница, система просто ищет в этой маске установленный бит. В результате виртуальное пространство программы может оказаться отображено на Физические адреса очень причудливым образом, но это никого не волнует — скорость доступа ко всем страницам одинакова (Рисунок 5.4).
