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 () 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 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 (). 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 .
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 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 , 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 . 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); } |
В качестве примера рассмотрим программу, приведенную на . После выполнения функции vfork процесс-потомок не запускает функцию exec, а переустанавливает значения переменных global и local и завершается (). 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. ).
9.2.1.2 Функция exec в системе с замещением страниц
Как уже говорилось в , 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 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 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
