Размер пространства виртуальных адресов каждого процесса может быть огромным, ибо он определяется только разрядностью адреса. Для 32-разрядных процессоров этот размер равен 232 = 4 Гб. В настоящее время трудно представить программу, которой может всерьез понадобиться столько памяти, да и компьютер с таким объемом памяти – вещь не рядовая[12]. На самом деле, программа обычно использует лишь небольшую часть своего адресного пространства, не более нескольких десятков или, в крайнем случае, сотен мегабайт. Только эти используемые страницы и должны быть отображены на физическую память. Тем не менее, суммарный объем страниц, используемых всеми процессами в системе, обычно превосходит объем имеющейся физической памяти, поэтому использование страничного файла становится неизбежным.
Управление замещением страниц в физической памяти в современных РС строится по принципу загрузки по требованию (demandpaging). Это означает следующее. Когда программа только лишь планирует использование определенной области виртуальной памяти (например, для хранения массива переменных, описанного в программе), соответствующие виртуальные страницы помечаются в таблице страниц как существующие, но находящиеся в данный момент на диске. В некоторых системах при этом за виртуальной страницей действительно закрепляются конкретные блоки в страничном файле, хотя из соображений экономии дисковой памяти это можно сделать позже, когда реально потребуется записать страницу на диск. Выделение страниц физической памяти не выполняется до тех пор, пока программа не обратится к одной из ячеек виртуальной страницы. При этом происходит аппаратное прерывание по отсутствию страницы в памяти. Это прерывание обрабатывает часть ОС, которая называется менеджером памяти. Менеджер должен выполнить следующие действия:
· найти свободную физическую страницу;
· если свободной страницы нет (а ее чаще всего нет), то по определенному алгоритму выбрать занятую страницу, которая будет вытеснена на диск;
· если выбранная страница «грязная», т.е. ее содержимое изменялось после того, как она последний раз была прочитана с диска, то «очистить» страницу, т.е. записать ее в соответствующий блок страничного файла;
· на освободившуюся физическую страницу прочитать блок страничного файла, закрепленный за запрошенной виртуальной страницей;
· откорректировать таблицу страниц, пометив вытесненную страницу как отсутствующую в физической памяти, а прочитанную – как присутствующую и при этом «чистую»;
· повторить обращение к запрошенному виртуальному адресу, теперь уже присутствующему в физической памяти.
Последующие обращения к виртуальным адресам той же страницы будут успешно выполняться, пока страница не будет, в свою очередь, вытеснена на диск.
Приведенная схема работы менеджера памяти с загрузкой страниц по требованию очень похожа на кэширование диска, рассмотренное в п. 2.6.6. Эффективность работы системы базируется на том же самом эффекте локальности ссылок, но только примененном не к блокам диска, а к страницам памяти.
Однако есть и очень существенное отличие. Обращение программы к дисковому кэшу происходит только при запросе на выполнение операции чтения с диска или записи на диск, что происходит не столь часто. Поэтому система может позволить себе затратить некоторое время на выполнение операций по поддержанию кэша в должном порядке. Например, если для выбора вытесняемого блока используется алгоритм LRU, то при каждом обращении к кэш-буферу этот буфер должен переставляться в конец очереди.
Менеджер памяти работает в иной ситуации. Обращения к памяти происходят с огромной частотой, при выполнении почти каждой команды процессора. Абсолютно нереально при каждом обращении предпринимать какие-то программные действия. Из этого следует, что алгоритм выбора вытесняемой страницы должен опираться на аппаратную поддержку. Поскольку алгоритм LRU не так просто реализовать аппаратно, вместо него часто используют алгоритмы, более простые в реализации, пусть даже они менее эффективны.
Недостатком страничной организации является то, что при большом объеме виртуального адресного пространства сама таблица страниц должна быть очень большой. При размере страницы 4 Кб и адресном пространстве 4 Гб таблица должна содержать миллион записей! Однако вряд ли программа процесса постоянно использует весь огромный диапазон адресов. Как правило, на каждом интервале времени интенсивно используются только некоторые части таблицы страниц (это еще одно проявление локальности ссылок). Желательно иметь возможность вытеснять на диск временно неиспользуемые части таблицы страниц. Такая возможность в современных процессорах обеспечивается использованием более сложной, двухуровневой схемы страничной адресации. В этой схеме все адресное пространство делится на разделы равной величины, каждый из которых описывается отдельной небольшой таблицей страниц. Имеется также каталог таблиц страниц, который описывает текущее состояние каждой таблицы точно так же, как сама таблица страниц описывает состояние страниц памяти. Те таблицы страниц, которые долго не используются, вытесняются на диск и соответствующим образом помечаются в каталоге. Виртуальный адрес делится не на две, а на три части. Старшие разряды адреса указывают позицию таблицы в каталоге, средние разряды – позицию страницы в таблице, младшие – смещение адреса от начала страницы.
Оба рассмотренных способа организации виртуальной памяти имеют свои достоинства и недостатки.
К преимуществам сегментной организации в литературе обычно относят следующие.
· Легко можно указать режим доступа к сегменту в зависимости от смысла его данных. Например, сегмент кода программы обычно должен быть доступен только для чтения, а сегмент данных может быть доступен и для записи.
· В том случае, если программа работает с двумя или более структурами данных, каждая из которых может увеличиваться в размерах независимо от других, выделение отдельного сегмента для каждой структуры позволяет освободить программиста от забот, связанных с размещением структур в имеющейся памяти (эти проблемы перекладываются на ОС, которая обязана будет найти место в физической памяти для увеличивающихся сегментов).
· Гораздо реже называется еще одна, более прозаическая причина использования сегментов, которая на самом деле в определенный период являлась очень веской. Если в используемой архитектуре компьютера разрядность адреса в командах слишком мала (например, 16 разрядов, как у процессоров i286, что позволяет адресовать всего лишь 64 Кб), а размер программы и ее данных достигает многих мегабайт, то единственное решение – использовать много сегментов по 64 Кб.
Для современных процессоров разрядность адреса составляет 32 или даже 64 бита, что снимает необходимость возиться с большим количеством мелких сегментов. При этом на первый план выходят достоинства страничной организации:
· программист не должен вообще думать о разбиении программы и ее данных на части ограниченного размера (сегменты), в его распоряжении единое пространство виртуальных адресов;
· исключается возможность фрагментации физической памяти и связанные с этим проблемы;
· как правило, уменьшается обмен данными с диском, поскольку в него включаются только отдельные страницы, а не целые сегменты.
Для сравнительной оценки сегментной и страничной организации полезно также вспомнить историю развития версий Windows. Версия Windows 2.0 была ориентирована на процессор i286, имевший сегментную организацию памяти с 16-разрядным смещением в сегменте. В эти годы фирмы Intel и Microsoft активно защищали сегментную модель, подчеркивая ее достоинства. Однако в Windows 3.0 были уже частично использованы новые возможности процессора i386, а именно, страничная организация памяти. Поскольку эта версия по-прежнему была основана на 16-разрядных адресах, использование сегментов оставалось необходимым, что привело к сложной сегментно-страничной модели памяти. Зато переход к 32-разрядным версиям WindowsNT и Windows 95 сопровождался фактическим отказом от использования сегментного механизма в пользу чисто страничной организации памяти. Формально же теперь все адресное пространство пользователя укладывается в один очень большой сегмент размером 4 Гб.
Большим преимуществом использования виртуальной памяти, как в сегментном, так и в страничном варианте, является возможность легко и просто изолировать процессы в памяти. Для этого достаточно, чтобы система не отображала никакие виртуальные страницы двух разных процессов на одну и ту же физическую страницу. Тогда процессы просто «не будут видеть» друг друга в памяти и не смогут повредить друг другу.
С другой стороны, в некоторых ситуациях желательно, чтобы два или более процессов имели доступ к общей области памяти. Это дает, например, возможность хранить в памяти единственный экземпляр системных библиотек, которым могут пользоваться несколько процессов. Для создания общей памяти достаточно, чтобы виртуальные страницы всех заинтересованных процессов отображались на одни и те же страницы физической памяти.
MS-DOS – это ОС, работающая в реальном режиме процессора i86, что предполагает использование адресного пространства размером всего лишь 1 Мб. На самом деле, в компьютерах IBM гарантируется наличие лишь 640 Кб основной памяти, старшие же адреса памяти заняты под BIOS и видеопамять, хотя среди них попадаются разрозненные куски оперативной памяти, называемые UMB (верхний блок памяти).
Адрес в реальном режиме записывается в формате [сегмент : смещение], однако здесь сегмент – это не селектор, адресующий строку таблицы сегментов, как описывалось в п. 5.4, а просто номер параграфа памяти (1 параграф = 16 байт). Поэтому можно считать, что в MS-DOS используются только физические адреса.