Одноуровневая модель памяти
3.8. Одноуровневая модель памяти.
Дальнейшее расширение разрядной сетки процессоров может привести к появлению совершенно новых моделей памяти. Сейчас трудно с уверенностью прогнозировать, какая модель будет доминировать, на сегодняшний день большинство 64-разрядных ОС представляют собой клоны Unix, и расширенный виртуальный адрес используется в них для отображения в память файлов. Более активно использует 64-разрядный адрес AS/400. На примере последней мы и рассмотрим одноуровневую (single-level) модель памяти. Эта модель была реализована уже в System/38 и в ранних моделях AS/400 на базе 48-разрядного адреса, но мы сосредоточимся на ее 64-разрядной реализации в Advanced Series на процессоре Power PC
Отметим прежде всего, что эта "новая" модель памяти на самом деле является "хорошо забытой старой": в вычислительной системе Atlas (Англия, 1966г.) - первой системе с виртуальной памятью - была реализована именно эта модель. Впоследствии эта модель не нашла применения из-за ограниченных возможностей аппаратных средств, современное же состояние аппаратных средств позволяет вновь к ней вернуться на качественно ином уровне.
64-разрядное адресное слово позволяет процессу иметь плоскую виртуальную память размером до 64 Эбайт (эксабайт). В AS/400 эта возможность позволяет реализовать два принципиально важных свойства модели памяти:
- в виртуальное адресное пространство процесса включается не только оперативная память (memory), но вся память (storage) - и оперативная и внешняя - имеющаяся в системе;
- все процессы работают в одном и том же виртуальном адресном пространстве, разделяя его.
В традиционных системах любые объекты - обрабатываемые или выполняемые - должны быть прежде размещены в памяти. Это не обязательно означает их размещения в реальной оперативной памяти, такое размещение может быть отложено и выполняться по требованию механизмами подкачки сегментов или страниц, но виртуальная память процесса должна быть сформирована - в виде таблиц сегментов и/или страниц. В системе с одноуровневой памятью, строго говоря, концепция памяти отсутствует, она заменена концепцией пространства (space). Новосозданный процесс сразу получает свое распоряжение пространство (виртуальное адресное пространство), в котором уже размещены все имеющиеся в системе объекты, в том числе и программные коды процесса. Имеется также достаточно пространства для размещения любых новых объектов. Для работы с объектом процесс должен не разместить его в памяти, а только получить его адрес в пространстве. Для процесса прозрачно местонахождение объекта - в оперативной или на внешней памяти. Физически все объекты размещаются именно на внешней памяти, а оперативная память (ее размер исчисляется сотнями Мбайт) используется почти исключительно как пул страничных кадров.
Одноуровневая модель делает излишним API, связанный с управлением памятью, поскольку процессам нет необходимости запрашивать и освобождать память. Системные вызовы этой группы заменяются вызовами доступа к объектам. Защита памяти, таким образом, реализуется в рамках более общего механизма контроля доступа, который мы подробнее рассмотрим в главе 10. Задача же совместного использования памяти решается совершенно элементарно, так как все процессы работают в одном виртуальном адресном пространстве.
Плоская структура адресного пространства в одноуровневой модели снимает необходимость в сегментной фазе динамической трансляции адреса. В процессоре Power PC имеется возможность программного отключения трансляции сегмента в аппаратном процессе трансляции адреса. AS/400 может работать как в режиме с сегментацией, так и без нее. Режим с сегментацией включается только при повышенном уровне защиты.
Размер страницы в современных моделях AS/400 - 4Кбайт. Даже в процессоре Intel80386 таблица страниц для 32-разрядного адресного пространства не размещается в оперативной памяти и применяется двухэтапная трансляция номера страницы, как же решается эта проблема для 64-разрядного адресного пространства? Здесь применяется, так называемая, инверсная таблица страниц. В оперативной памяти хранятся дескрипторы не всех виртуальных страниц, а только тех, которые уже размещены в оперативной памяти. Поскольку виртуальное адресное пространство общее для всех процессов, таблица страниц также одна. При трансляции виртуального адреса требуемая страница прежде всего ищется в таблице страниц реальной памяти, а при неуспешном результате такого поиска - на внешней памяти. Для поиска в таблице страниц применяется метод хеширования. 64-разрядный виртуальный адрес путем несложных преобразований, состоящих их ряда побитовых логических операций, преобразуется в номер элемента таблицы страниц. Число элементов в таблице страниц зависит от размера оперативной памяти в системе и выбирается таким образом, что таблица страниц занимает фиксированный процент реальной оперативной памяти. Поскольку разрядность номера элемента значительно меньше разрядности виртуального адреса в процессе преобразования виртуальных адресов неизбежны коллизии - случаи преобразования разных виртуальных адресов в один и тот же номер элемента. Поэтому в элементе таблицы страниц зарезервировано место для нескольких (восьми) дескрипторов страниц, и после выбора элемента продолжается линейный поиск страницы в элементе таблицы. В таблице страниц также предусмотрена область переполнения - для случая, если число коллизий на один элемент таблицы превысит размер элемента, но на практике до ее использования дело не доходит.
Механизм поиска в таблице страниц может показаться достаточно сложным и времяемким, но, во-первых, архитектура микропроцессора Power PC включает в себя конвейер, а во-вторых, значительный объем ассоциативного буфера страниц (512 и более элементов) позволяет более чем в 90% случаев даже не производить поиск в таблице страниц.
В случае, если страница не найдена в таблице, генерируется прерывание-ловушка - страничный отказ. Модуль управления памятью в микроядре при обработке этой ловушки рассматривает виртуальный адрес как адрес на внешней памяти и передает его подсистеме ввода-вывода для подкачки страницы в оперативную память. Подкачка может потребовать освобождения страничного кадра - применяется дисциплина замещения LRU в пределах страничного пула, выделенного данному процессу. В системе предусмотрена возможность также и использования реальных адресов памяти - оперативной и внешней, но команды, работающие с ними, используются только ниже уровня интерфейса MI и недоступны даже для OS/400.
