Предыдущая страница реферата | 1  2  3  4  5  6  7 | Следующая страница реферата

Как следует из рисунка, в начальной фазе отсутствует фрагментация, связанная с тем, что размер очередного процесса меньше размера, занимаемого этим процессом раздела. На этой фазе причиной фрагментации является несоответствие размера очередного процесса и оставшегося участка памяти. По мере завершения работы программы освобождаются отдельные разделы. В том случае, когда освобождаются смежные разделы, границы между ними удаляются и разделы объединяются.
| | | |0|ОС |
| | |90 Кб |а|Раздел 1 |
|П7 |П6 |П5 | |100 Кб |
| | | | | |
| | | | |Раздел 4 |
| | | | | |

За счет объединения или слияния смежных разделов образуются большие фрагменты, в которых можно разместить большие программы из очереди.

Таким образом, на фазе повторного размещения действуют те же причины фрагментации, что и для метода MFT.

3.2.4. Мультипрограммирование с переменными разделами и уплотнением памяти.

ЯСНО, чТО МЕТОД MULTIPROGRAMMING WITH A VARIABLE NUMBER OF TASKS
ПОРОЖДАЕТ В ПАМяТИ МНОЖЕСТВО МАЛЫХ ФРАГМЕНТОВ, КАЖДЫЙ ИЗ КОТОРЫХ МОЖЕТ БЫТЬ
НЕДОСТАТОчЕН ДЛя РАЗМЕЩЕНИя ОчЕРЕДНОГО ПРОЦЕССА, ОДНАКО СУММАРНЫЙ РАЗМЕР
ФРАГМЕНТОВ ПРЕВЫШАЕТ РАЗМЕР ЭТОГО ПРОЦЕССА.

Уплотнением памяти называется перемещение всех занятых разделов по адресному пространству памяти. Таким образом, чтобы свободный фрагмент занимал одну связную область.

На практике реализация уплотнения памяти сопряжена с усложнением операционной системы и обладает следующими недостатками:
1. в тех случаях, когда мультипрограммная смесь неоднородна по отношению к размерам программ, возникает необходимость в частом уплотнении, что расходует ресурс процессорное время и компенсирует экономию ресурса памяти.
2. во время уплотнения все прикладные программы переводятся в состояние
“ожидание”, что приводит к невозможности выполнения программ в реальном масштабе времени.

3.2.5. Основные стратегии заполнения свободного раздела.

РАССМОТРЕННЫЕ МЕТОДЫ МУЛЬТИПРОГРАММИРОВАНИя ПРЕДПОЛАГАЮТ НАЛИчИЕ
ВХОДНОЙ ОчЕРЕДИ/ОчЕРЕДЕЙ К РАЗДЕЛАМ ОСНОВНОЙ ПАМяТИ.

В том случае, когда освобождается очередной раздел, операционная система должна выбрать один из процессов для размещения его в памяти.
Алгоритм выбора может использовать одну из следующих трех стратегий:
1. стратегия наиболее подходящего (best fit strategy) выбирает процесс, которому в освободившемся разделе наиболее тесно (выигрыш в памяти).
2. стратегия первого подходящего (first fit strategy) выбирает первый процесс, который может разместить в освободившемся разделе.
3. стратегия наименее подходящего (last fit strategy) выбирает процесс, которому в освободившемся разделе наиболее свободно (в этом случае остающийся фрагмент часто достаточен для размещения еще одного процесса)

3.3. Страничная организация памяти.

СТРАНИчНАя ОРГАНИЗАЦИя ПАМяТИ (PAGING) ОТНОСИТСя К МЕТОДАМ НЕСМЕЖНОГО
РАЗМЕЩЕНИя ПРОЦЕССОВ В ОСНОВНОЙ ПАМяТИ.

Основное достоинство страничной организации памяти заключается в том, что она позволяет свести к минимуму общую фрагментацию за счет полного устранения внешней фрагментации и минимизации внутренней фрагментации.

3.3.1. Базовый метод.

АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО ОСНОВНОЙ И ВНЕШНЕЙ ПАМяТИ РАЗБИВАЮТ НА БЛОКИ
ФИКСИРОВАННОГО РАЗМЕРА, НАЗЫВАЕМЫЕ СТРАНИчНЫЕ РАМКИ (FRAMES). ЛОГИчЕСКОЕ
АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО ПРОГРАММЫ ТАКЖЕ РАЗБИВАЕТСя НА БЛОКИ ФИКСИРОВАННОГО
РАЗМЕРА, НАЗЫВАЕМЫХ СТРАНИЦАМИ (PAGES). РАЗМЕРЫ СТРАНИчНЫХ РАМОК И СТРАНИЦ
СОВПАДАЮТ. ПРОЦЕСС ЗАГРУЖАЕТСя В ПАМяТЬ ПОСТРАНИчНО, ПРИчЕМ КАЖДАя СТРАНИЦА
ПОМЕЩАЕТСя В ЛЮБУЮ СВОБОДНУЮ СТРАНИчНУЮ РАМКУ ОСНОВНОЙ ПАМяТИ.

Каждый адрес, генерируемый процессором, состоит из двух частей: П - номер страницы (page number) и Д - смещение в пределах страницы (off set).
Номер страницы может использоваться как индекс для таблицы страниц (page table).

Таблица страниц содержит начальные адреса f всех страничных рамок, в которых размещена программа. Физический адрес определяется путем сложения начального адреса страничной рамки f и смещения Д.
| | |Вторичная | |Таблица | |Основная |
| | |память | |страниц | |память |
| | | | |программы | | |
| | | | |А | | |
| | |стр. 0 | |1 | |стр. 0 |
| |программа |стр. 1 | |3 | | |
| |А |стр. 2 | |4 | |стр. 1 |
| | |стр. 3 | | |7 | |стр. 2 |
| | | | | | | |
| | | | | | | |
| | | | | | |стр. 3 | |

Рисунок показывает, что страничная организация памяти полностью исключает внешнюю фрагментацию. Внутренняя фрагментация не превышает величины page_size-Q_Elem, где page_size — размер страничной рамки, а
Q_Elem — минимальный адресуемый элемент основной памяти.

Для ускорения вычисления физического адреса операцию суммирования заменяют операцией конкатенации.
|старшие разряды |младшие разряды | |
| |2n+|2n | |f |
| |1 | | | |
| | | |
| |2n-| |2n |Д |
| |1 | | | |

На рисунке заштрихованы незаполненные нулевые разряды. Для того, чтобы операция конкатенации была возможна, необходимо, чтобы базовые адреса страничных рамок располагались только в старших разрядах (2n+1), а следующие — только младших разрядов (20, 21, 22).

Например, при n=9 базовые адреса страничных рамок — это следующий ряд: 512, 1024, 1536. Следовательно, размер страничной рамки равен 512 байт.

В современных операционных системах типичный размер страницы составляет 2 Кб или 4 Кб.

Каждая операционная система поддерживает свой собственный метод работы с таблице страниц. Обычно за каждым процессом, находящимся в основной памяти, закреплена отдельная таблица страниц. В этом случае указатель на таблицу страниц хранится в PCB соответствующего процесса.

3.3.2. Аппаратная поддержка страничной организации памяти.

ПРЕОБРАЗОВАНИЕ ЛОГИчЕСКОГО АДРЕСА В ФИЗИчЕСКИЕ ОСУЩЕСТВЛяЕТСя ДЛя
КАЖДОГО АДРЕСА, ГЕНЕРИРУЕМОГО ПРОЦЕССОРОМ, ПОЭТОМУ чАСТО ДЛя УСКОРЕНИя
ЭТОГО ПРОЦЕССА ПРИМЕНяЮТСя АППАРАТНЫЕ МЕТОДЫ. НА РИСУНКЕ ПРИВЕДЕНА СХЕМА,
ИЛЛЮСТРИРУЮЩАя МЕТОД, ИСПОЛЬЗУЮЩИЙ АССОЦИАТИВНЫЕ РЕГИСТРЫ (ASSOCIATIVE
REGISTERS).

Рекомендуем скачать другие рефераты по теме: реферат личность, курсовая работа по менеджменту.



Предыдущая страница реферата | 1  2  3  4  5  6  7 | Следующая страница реферата

Поделитесь этой записью или добавьте в закладки